:
{{S}, {M, F, F9}, {Err}, {A, B, C}, {F2, F6}, {F1, F5}, {F3, F7, F10}, {S2, S4}, {D, E}, {A1, B1, C1, D1, E1, F4, F8, F11}}.
Подальше розбиття неможливо. Отримані блоки станів можна використовувати для побудови нового автомата, який еквівалентний вихідному, і не містить еквівалентних станів. Для побудови нового автомата, зробимо заміну позначень блоків:
{S} -> A
{M} -> B
{F} -> C
{F9} -> D
{F2, F6} -> E
{F1, F5} -> F
{S2, S4} -> G
{D, E} -> H
{A, B, C} -> I
{F3, F7, F10} -> J
{A1, B1, C1, D1, E1, F4, F8, F11} -> K
{Err} -> L
У відповідності з цими позначеннями ми отримуємо мінімальний автомат, таблиця переходів якого представлена ​​таблицею 5.
Таблиця 5 Таблиця переходів мінімального автомата
Граф переходів мінімального автомата побудований на рис. 4. Для полегшення читаності, на малюнку не зображено стан L і ведуть до нього переходи.
В
Рис. 4
7. ПОБУДОВА МЕРЕЖІ ПЕТРІ
Побудуємо для граматики G 'мережа Петрі. Для цього, поставимо у відповідність нетермінальним символам позиції (гуртки) мережі. А терміналам - переходи (планки) мережі. Пометим позиції і переходи відповідними нетерміналами і терміналами. p align="justify"> Позиції з'єднуються дугами тільки через переходи, а переходи - через позиції. Якщо в правій частині деякого правило виведення з R має місце конкатенація терміналів, то в мережі Петрі між переходами, поміченими терміналами, повинні з'являтися додаткові позиції, які можна позначати символами лівій частині правил виводу з індексами 1, 2 , ....
Таким чином, позиції можуть мати кілька вхідних і вихідних дуг, але переходи - в точності за однією вхідної та не більше ніж однієї...
