테이블 기반 DFA 렉싱(lexing)은 순차적입니다. 즉, 각 전이(transition)는 이전 바이트의 상태에 의존합니다. 입력을 병렬로 스캔하려면 각 청크(chunk)의 진입 상태(entry state)가 필요한데, 기존 방식들은 시뮬레이션(simulation), 추측(speculation), 사전 스캔(prescanning) 또는 중첩(overlap)을 통해 이를 복구합니다. 우리는 이 중 어느 것도 필요하지 않은 두 가지 조건을 제시합니다. 모든 토큰 경계에서 q0부터 재시작하는 최장 일치(longest-match) 스캐너의 경우, q0 이외의 도달 가능한 상태 중 수락(acceptance)에 도달할 수 있는 b-전이를 가진 상태가 없고, q0가 그러한 전이를 가지고 있다면 재진입(re-entrant) 가능하지 않을 때, 바이트 b는 인증된 분할 심볼(certified split symbol)이 됩니다. 완전히 토큰화 가능한 입력에서 이러한 바이트의 모든 발생은 토큰을 시작하며, 따라서 해당 지점에서 시작하는 청크들은 순서대로 연결함으로써 토큰 종류와 길이의 직렬 시퀀스를 재현합니다. 이 조건은 충분할 뿐만 아니라 필요조건이기도 하지만 취약합니다. 하나의 문자열, 주석 또는 공백 연속체가 모든 유용한 인증을 제거할 수 있으며, 주석과 공백은 보통 폐기(discarded)되기 때문입니다. 따라서 우리는 보장을 선언된 폐기 세트(discarded set)를 삭제한 후의 동일성으로 약화시키며, 동일한 테이블에서 결정되고 두 번째 상수 시간 1비트 쿼리로 답할 수 있는, 건전하고(sound) 엄격하게 더 허용적이지만 정확하기보다는 보수적인 두 번째 조건을 제시합니다. 이는 토큰 정의를 변경하지 않고도 전통적인 C 스타일의 토큰화에 대해서는 줄바꿈(newline)을 복구하고, JSON에 대해서는 탭(tab), 줄바꿈(newline), 캐리지 리턴(carriage return)을 복구하며, 블록 주석이 제한되지 않은 곳에서는 이를 거부합니다. 이는 쿼리 형태로만 제공됩니다. 라이브러리의 플래너(planner)와 여기서의 모든 측정은 정확한 조건을 사용하므로, 호출자는 경계 자체를 직접 계획해야 합니다. munch 라이브러리에서 정확한 인증 지점에서 분할할 경우, 마지막 레벨 캐시(last-level cache)를 벗어난 512 MiB 밀집 코퍼스(dense corpus)에서 제한된 CPU 세트의 8개 스레드 사용 시 92.6-95.3%의 병렬 효율성에 도달하며, 한 대의 머신에서 두 가지 벤치마크 개정 버전에 걸쳐 4개 스레드에서 3.46-3.94배의 엔드 투 엔드(end-to-end) 속도 향상을 달성합니다. 이는 구분자 기반의 병렬 렉싱을 언어 특정적인 가설에서 컴파일러가 확인하는 속성으로 전환합니다.