如果给定一个 DFA 说 M ，我们可以为前缀语言获得 DFA 是否安全（请注意，给定语言的前缀语言由所有字符串 u 组成，使得 uv 是一个L 和 v 的元素是 $$ \[\sum\textsuperscript{*}] 的元素 $$ ) 通过将 M 的所有具有到达最终状态的路径的状态添加到新 DFA M' 的最终状态集。这个 M' 将接受 L 的前缀语言。
【问题讨论】：
是的，这个结构有效。为了正式证明这一点，我们可以争辩说，新构建的自动机的语言（1）是前缀语言的子集，（2）是前缀语言的超集。也就是说，（1）新自动机语言中的所有内容都是原始自动机语言中字符串的前缀，并且（2）原始语言中字符串的每个前缀都是新自动机语言中的字符串自动机。每当你想证明两个集合相等时，这是一个很好的（但肯定不是唯一的）方法。同样，如果两个集合都是另一个集合的子集和超集，则两个集合是相等的。我们现在将依次证明这两个必要的主张，然后得出期望的结论。
第 1 部分：新自动机语言中的每个字符串都是原始自动机语言中字符串的前缀。假设情况并非如此。也就是说，您的新自动机接受的内容不是原始语言中任何字符串的前缀。然后，新的 DFA 必须有一个接受状态，它没有通往原始 DFA 中接受状态之一的路径。但这是一个矛盾，因为通过构造，新 DFA 中的所有接受状态都有通往原始 DFA 中接受状态的路径。因此，我们的假设是错误的，新的 DFA 接受的每个字符串都是一个前缀。
第 2 部分：原始语言中每个字符串的每个前缀都被新 DFA 接受。假设情况并非如此。然后在原始语言中存在字符串 xy 的某些前缀 x，新 DFA 不接受该前缀 x。假设字符串 x 导致原始 DFA 中的状态 q，并且字符串 xy 导致原始 DFA 中的状态 q'。因为 xy 是原始语言中的字符串，所以 q' 必须接受。请注意，有一条从 q 到 q' 的路径（从 q 开始并处理后缀 y）。因此，q 在新的 DFA 中必须是接受的，并且由于 x 在原始 DFA 中导致了 q，因此它也在新的 DFA 中导致并且必须被接受。这是一个矛盾，所以必须是所有前缀都被接受的情况。
因为新的 DFA 只接受前缀，并且因为它接受所有前缀，所以我们得出结论，它完全接受原始语言的前缀。
【讨论】：