Универсальные покрывающие последовательности
Теперь рассмотрим другой способ интерпретации «как можно более разнообразного» поведения m-слова. Можно считать, что тестируемая система является некоторым небольшим конечным автоматом и строить искомое слово как покрывающее все возможные конечные автоматы с числом состояний, меньшим некоторого k (нужно рассматривать только сильно связные автоматы, в которых все входные стимулы допустимы во всех состояниях, иначе их нельзя покрыть с помощью одного слова, кроме того, остановимся пока на детерминированных автоматах). Нужное k можно выбрать как максимальное, допускающее покрывающее все автоматы слово длины, не большей N.
Таким образом, мы ищем m-слова, покрывающие все детерминированные сильно связные конечные автоматы с не более чем k состояниями и m входными символами, определенными во всех состояниях (автоматы, в которых во всех состояниях допустимы одни и те же m символов называют m-регулярными). Однако «покрывать» можно разные элементы автомата. Достаточно естественно такими элементами считать все состояния, все переходы, пары смежных переходов и пр., и рассматривать разные слова для этих случаев.
Универсальной покрывающей m-последовательностью или универсальным покрывающим m-словом шага k ? 1 и глубины l ? 0 (universal covering word) назовем m-слово, которое, будучи подано на вход любому детерминированному сильно связному m-регулярному автомату с k состояниями, определит в нем маршрут, содержащий все возможные маршруты длины l данного автомата. При l= 0 считаем маршрутами длины 0 все его состояния. Обозначим множество универсальных покрывающих m-слов шага k и глубины l через UC(m, k, l).
Можно усомниться в том, что наша гипотеза о тестируемой системе как автомате с не более чем k состояниями, хорошо согласуется с реальностью — ведь число состояний в большинстве реальных систем таково, что требующиеся последовательности будут иметь колоссальную длину. Однако такая гипотеза приобретает более глубокий смысл, если считать, что состояния системы разбиваются на не более чем k групп так, что переход по любому стимулу осуществляется из одной группы в другую или в ту же (т.е.
отсутствуют такие стимулы, что из некоторой группы состояний переходы по этому стимулу ведут в состояния нескольких разных групп). При этом иногда можно считать, что различия между состояниями в рамках одной группы гораздо меньше, чем между состояниями различных групп, и поэтому прежде всего важно протестировать поведение системы относительно разных групп ее состояний. В имеющейся литературе универсальные покрывающие слова практически не упоминаются, в отличии от слов де Бройна. Некоторое количество работ посвящено аналогу универсальных покрывающих слов глубины 0
(т.е. покрывающих все состояния) для неориентированных
графов под именем универсальных обходящих последовательностей (universal traversal sequences, введены Куком, S. A. Cook, в конце 70-х годов прошлого века). Фокусом внимания этих работ является не собственно построение таких последовательностей, а одна из проблем теории сложности алгоритмов — как соотносятся классы сложности P-log-SPACE детерминированных алгоритмов, требующих полиномиально-логарифмической памяти, и NP-log-SPACE недетерминированных алгоритмов с такими же требованиями к памяти. Дело в том, что задача построения пути между двумя произольными вершинами графа является примером NP-log-SPACE задачи, а универсальная обходящая последовательность дает детерминированный алгоритм решения для нее. Тем самым верхние и нижние границы длины универсальных обходящих последовательностей задают правила преобразования сложности NP-log-SPACE алгоритма для решения некоторой задачи в сложность P-log-SPACE алгоритма для нее же. В первой известной автору статье [33], в которой появилось понятие универсальной обходящей последовательности, было показано, что для любых m, k ? 1 существует универсальная обходящая последовательность для m-регулярных неориентированных графов с k вершинами длины O(m2k3log k), а при m = 2 даже O(k3). Для ориентированного случая, который нас интересует, все обстоит несколько сложнее — длина универсальных покрывающих слов как минимум экспоненциальна в зависимости от k.
Для доказательства этого достаточно заметить, что такие слова, как минимум, не короче слов де Бройна (см. Утвержедние 7). Доказать, что универсальные покрывающие слова существуют для всех m, k ? 1 и l ? 0, достаточно просто. Для этого заметим, что m-регулярных автоматов с k состояниями конечное множество — число способов направить m переходов из одного состояния равно km, число возможных способов их компоновки в автомат kkm, а если учесть возможность произвольной перенумерации состояний, отличных от начального, остается kkm/(k-1)!
неизоморфных автоматов. «Почти все» из них сильно связны (т.е. доля не являющихся сильно связными автоматов уменьшается с ростом k и m. Если строить универсальное покрывающее слово достаточно прямолинейно — покрывать один за другим пути длины l в одном автомате, затем в другом и т.д., при этом на проход в первую вершину очередного непокрытого пути тратится не более (k-1) шагов — то через максимум (kml)(l + k - 1)(kkm/(k-1)!) шагов все такие пути во всех автоматах будут покрыты — (l + k - 1) шаг делается для того, чтобы покрыть один путь, в каждом состоянии начинается ml путей, в одном автомате k состояний. Обозначим через US(m, k)
множество m-слов, содержащих все возможные m-слова длины k в качестве подслов. Слова де Бройна являются наиболее короткими словами в US(m, k). Утверждение 7.
1) Для всех m ? 1 пустое слово лежит в UC(m, 1, 0).
Для всех m ? 1 слово 012...(m-1) лежит в UC(m, 2, 0).
Для всех m, l ? 1 UC(m, 1, l) = US(m, l-1), т.е. в качестве универсального покрывающего слова шага 1 и глубины l можно взять слово де Бройна шага (l-1). 2) Для всех m ? 1, k ? 2 UC(m, k, 0)
Í US(m, k-1).
Т.е. слово может быть универсальным покрывающим шага k и глубины 0, только если оно содержит в качестве подслов все возможные слова длины (k-1). Таким образом, длина такого слова не меньше mk-1+k-2. 3) Для всех m, k, l ? 1 UC(m, k+l, 0) Í UC(m, k, l).
Зная универсальные покрывающие слова глубины 0 мы будем знать универсальные покрывающие слова для всех глубин, хотя, быть может, и не самые короткие. 4) Для всех m, k ? 1 UC(m, k+1, 0) = UC(m, k, 1).
Т.е. универсальные покрывающие слова глубины 0 в точности совпадают с универсальными покрывающими словами глубины 1 для на единицу меньшего шага.
Следствие: UC(m, k, 1) Í US(m, k). Для доказательства п. 2 рассмотрим семейство графов с k состояниями, изображенное на Рисунке 2.
Рисунок 2. Семейство "плохих" графов. В каждом графе этого семейства некоторая выделенная последовательность (k-1) символов приводит из начального состояния в (k-1)-е, а все остальные символы во всех состояниях ведут в начальное. Всякая последовательность символов длины (k-1) встречается в качестве выделенной одном из графов семейства. Если в слове из UC(m, k, 0) нет какой-то последовательности длины (k-1) в качестве подслова, то состояние (k-1) соответствующего графа не будет покрыто. Для доказательства п. 3 предположим, что слово из UC(m, k+l, 0), будучи применено к некоторому автомату с k состояниями, не покрывает некоторый путь в нем длины l. Добавим в этот автомат новые l состояний так, чтобы этот путь начинался в том же состоянии, что и раньше, а дальше шел по новым состояниям. Переходы по всем символам из [0..(m-1)], не ведущим вдоль выделенного пути, из новых состояний направим в то состояние, которое было вторым на этом пути в исходном автомате. При этом получится m-регулярный автомат с (k+l) состояниями, по-пержнему сильно связный. Поскольку в исходном автомате наше слово не могло покрыть выделенный путь, а только по этому пути можно попасть в l-е состояние из добавленных, то в результирующем автомате наше слово не может покрывать это состояние, что противоречит его принадлежности UC(m, k+l, 0). Для доказательства утверждения п. 4 (осталось доказать включение UC(m, k, 1) Í UC(m, k+1, 0)) предположим, что слово из UC(m, k, 1) не покрывает некоторое состояние в некотором автомате с (k+1)-м состоянием. Поскольку автомат сильно связен, в это состояние ведет некоторое множество ребер и из него выводит хотя бы одно ребро. Перенаправим все ребра, ведущие в это состояние, в состояние, в которое входит это самое выводящее ребро.
При этом сильная связность не нарушится, а в автомате останется k состояний. Значит, наше слово покрывает все ребра из числа перенаправленных. Рассмотрим то ребро из этого множества, которое покрывается первым. Поскольку оно первое из перенаправленных, путь, покрываемый до него словом в исходном и результирующем автоматах останется неизменным. Значит, в исходном автомате он должен далее пройти по этому ребру и попасть в непокрытое состояние. Полученная при доказательстве существования универсальных покрывающих слов верхняя оценка их длины слишком велика — на практике наиболее короткие покрывающие слова оказываются не намного длиннее соответствующих слов де Бройна. К сожалению, кроме приведенного выше замечания, автору не много известно о свойствах универсальных покрывающих слов и об алгоритмах их построения. То, что каждое универсальное покрывающее слово глубины 0 содержит все последовательности определенной длины в качестве подслов позволяет предположить, что можно строить такие слова на основе слов де Бройна. Сами по себе слова де Бройна не являются универсальными покрывающими в большинстве случаев (при k ? 3 в п. 2 Замечания 7). Например, минимальная длина элемента UC(2, 3, 0) = UC(2, 2, 1) равна 6 (001011 и 110100), а соответсвующие слова де Бройна имеют длину 5 (и универсальные покрывающие слова в данном случае — даже не продолжения слов де Бройна 00110, 01100, 10011, 11001). Неизвестно, выполнен ли аналог утверждения п. 4 Замечания 7 для глубин, больших 2 при k ? 2 (при k = 1 он точно не выполнен, поскольку UC(m, 1, l) совпадает с US(m, l), а, как только что было сказано, UC(m, 2, 1) уже отличается от US(m, 2)). Если это так, то можно было бы иметь дело либо только с универсальными покрывающими словами глубины 0 для разных шагов, либо только с универсальными покрывающими словами шага 2 для разных глубин (т.е. искать все универсальные покрывающие слова только на автоматах с двумя состояниями). Последнее свойство выглядит очень сильным, и поэтому есть сомнения в том, что оно выполнено. Все (с точностью до перестановок символов) известные автору универсальные покрывающие слова минимальных длин сведены в Таблице 2 (могут существовать универсальные покрывающие слова меньшей длины с заданными параметрами — те слова, про которые точно известно, что они имеют минимальную возможную длину, помечены звездочкой, в конце остальных слов стоит точка, кроме того, знаками вопроса помечены слова предположительно минимальной возможной длины). Таблица 2. Минимальные известные универсальные покрывающие слова.
