Неукорачивающие и контекстно-зависимые грамматики, эквивалентность — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
Строка 10: Строка 10:
 
$Z_1 X_2 X_3 \ldots X_n$ & $\to$& $Z_1 Z_2 X_3 \ldots X_n,$\\
 
$Z_1 X_2 X_3 \ldots X_n$ & $\to$& $Z_1 Z_2 X_3 \ldots X_n,$\\
 
$Z_1 Z_2 X_3 \ldots X_n$ & $\to$& $Z_1 Z_2 Z_3 \ldots X_n,$\\
 
$Z_1 Z_2 X_3 \ldots X_n$ & $\to$& $Z_1 Z_2 Z_3 \ldots X_n,$\\
&$\ldots,$&\\
+
&$\ldots$&\\
 
$Z_1 Z_2 \ldots Z_{n-1} X_n$ &$\to$& $Z_1 Z_2 \ldots Z_{n-1} Z_n,$\\
 
$Z_1 Z_2 \ldots Z_{n-1} X_n$ &$\to$& $Z_1 Z_2 \ldots Z_{n-1} Z_n,$\\
 
$Z_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n,$\\
 
$Z_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n,$\\
 
$Y_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Y_2 Z_3 \ldots Z_n,$\\
 
$Y_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Y_2 Z_3 \ldots Z_n,$\\
 
$Y_1 Y_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Z_n,$\\
 
$Y_1 Y_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Z_n,$\\
&$\ldots,$&\\
+
&$\ldots$&\\
$Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Y_{n-1} Z_n$&$\to$& $Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Y_{n-1} Y_n \ldots Y_m,$\\
+
$Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Y_{n-1} Z_n$&$\to$& $Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Y_{n-1} Y_n \ldots Y_m.$\\
 
\end{tabular}
 
\end{tabular}
 
</tex>
 
</tex>
  
причём нетерминалы <tex>Z_{*}</tex> свои для каждого правила из <tex>\Gamma_1</tex> и <tex>Z_{*} \notin N_1</tex>.
+
Причём нетерминалы <tex>Z_{*}</tex> свои для каждого правила из <tex>\Gamma_1</tex> и <tex>Z_{*} \notin N_1</tex>.
  
 
В словах языка, задаваемого грамматикой, не может быть нетерминалов, поэтому если в процессе вывода будет применено правило <tex>X_1 X_2 \ldots X_n \to Z_1 X_2 \ldots X_n</tex>, то впоследствии должны быть применены все остальные правила. В противном случае нетерминалы <tex>Z_1</tex> или <tex>Z_n</tex> будут присутствовать в выведенном слове.
 
В словах языка, задаваемого грамматикой, не может быть нетерминалов, поэтому если в процессе вывода будет применено правило <tex>X_1 X_2 \ldots X_n \to Z_1 X_2 \ldots X_n</tex>, то впоследствии должны быть применены все остальные правила. В противном случае нетерминалы <tex>Z_1</tex> или <tex>Z_n</tex> будут присутствовать в выведенном слове.
Строка 36: Строка 36:
  
 
Таким образом, для любой неукорачивающей грамматики можно построить эквивалентную ей контекстно-зависимую, а любая контекстно-зависимая грамматика является неукорачивающей. Значит, эти грамматики задают один и тот же класс языков.
 
Таким образом, для любой неукорачивающей грамматики можно построить эквивалентную ей контекстно-зависимую, а любая контекстно-зависимая грамматика является неукорачивающей. Значит, эти грамматики задают один и тот же класс языков.
 +
 +
== См. также ==
 +
[[Иерархия Хомского формальных грамматик]] <br \>
 +
[[Формальные грамматики]]
 +
 +
== Источники информации ==
 +
* ''Хопкрофт Д., Мотвани Р., Ульман Д.'' — '''Введение в теорию автоматов, языков и вычислений''', 2-е изд. : Пер. с англ. — Москва, Издательский дом «Вильямс», 2002. — 528 с. : ISBN 5-8459-0261-4 (рус.)
 +
* [https://ru.wikipedia.org/wiki/%D0%98%D0%B5%D1%80%D0%B0%D1%80%D1%85%D0%B8%D1%8F_%D0%A5%D0%BE%D0%BC%D1%81%D0%BA%D0%BE%D0%B3%D0%BE Википедия {{---}} Иерархия Хомского]
 +
* [https://ru.wikipedia.org/wiki/%D0%9A%D0%BE%D0%BD%D1%82%D0%B5%D0%BA%D1%81%D1%82%D0%BD%D0%BE-%D0%B7%D0%B0%D0%B2%D0%B8%D1%81%D0%B8%D0%BC%D0%B0%D1%8F_%D0%B3%D1%80%D0%B0%D0%BC%D0%BC%D0%B0%D1%82%D0%B8%D0%BA%D0%B0 Википедия {{---}} Контекстно-зависимая грамматика]
  
 
[[Категория: Теория формальных языков]]
 
[[Категория: Теория формальных языков]]
 
[[Категория: Контекстно-свободные грамматики]]
 
[[Категория: Контекстно-свободные грамматики]]

Версия 18:05, 13 января 2016

Теорема:
Для любой неукорачивающей грамматики [math]\Gamma_1[/math] существует эквивалентная контекстно-зависимая грамматика [math]\Gamma_2[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Рассмотрим правило из [math]\Gamma_1 = \langle \Sigma, N_1, S \in N_1, P \in N_1^{*}\times (\Sigma\cup N_1)^{*}\rangle[/math]. Будем строить правила для контекстно-зависимой грамматики [math]\Gamma_2[/math]. Каждое правило [math]X_1 X_2 \ldots X_n \to Y_1 Y_2 \ldots Y_m[/math], где [math]m \ge n[/math], из [math] \Gamma_1[/math] заменим набором следующих правил:

[math] \begin{tabular}{rcl} $X_1 X_2 X_3 \ldots X_n$ & $\to$&$ Z_1 X_2 X_3 \ldots X_n,$\\ $Z_1 X_2 X_3 \ldots X_n$ & $\to$& $Z_1 Z_2 X_3 \ldots X_n,$\\ $Z_1 Z_2 X_3 \ldots X_n$ & $\to$& $Z_1 Z_2 Z_3 \ldots X_n,$\\ &$\ldots$&\\ $Z_1 Z_2 \ldots Z_{n-1} X_n$ &$\to$& $Z_1 Z_2 \ldots Z_{n-1} Z_n,$\\ $Z_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n,$\\ $Y_1 Z_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Y_2 Z_3 \ldots Z_n,$\\ $Y_1 Y_2 Z_3 \ldots Z_n$ &$\to$& $Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Z_n,$\\ &$\ldots$&\\ $Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Y_{n-1} Z_n$&$\to$& $Y_1 Y_2 Y_3 \ldots Y_{n-1} Y_n \ldots Y_m.$\\ \end{tabular} [/math]

Причём нетерминалы [math]Z_{*}[/math] свои для каждого правила из [math]\Gamma_1[/math] и [math]Z_{*} \notin N_1[/math].

В словах языка, задаваемого грамматикой, не может быть нетерминалов, поэтому если в процессе вывода будет применено правило [math]X_1 X_2 \ldots X_n \to Z_1 X_2 \ldots X_n[/math], то впоследствии должны быть применены все остальные правила. В противном случае нетерминалы [math]Z_1[/math] или [math]Z_n[/math] будут присутствовать в выведенном слове.

Правила вида [math]$K$ \to \varepsilon[/math], где [math]$K$ \in N_1[/math] оставляем без изменений.

По определению в [math]\Gamma_1[/math] нет правил другого вида. Получившаяся грамматика [math]\Gamma_2[/math] является эквивалентной грамматике [math]\Gamma_1[/math], так в результате применения набора правил строка [math]X_1 X_2 \ldots X_n[/math] перейдёт в строку [math]Y_1 Y_2 \ldots Y_m[/math]. Осталось заметить, что по определению получившаяся грамматика [math]\Gamma_2[/math] является контекстно-зависимой.
[math]\triangleleft[/math]
Лемма:
Любая контекстно-зависимая грамматика является неукорачивающей.
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]
Заметим, что в определении контекстно-зависимой грамматики [math]\gamma[/math] не пуста, поэтому [math]|\alpha A \beta| \le |\alpha \gamma \beta|[/math]. Следовательно, такая грамматика является неукорачивающей по определению.
[math]\triangleleft[/math]

Таким образом, для любой неукорачивающей грамматики можно построить эквивалентную ей контекстно-зависимую, а любая контекстно-зависимая грамматика является неукорачивающей. Значит, эти грамматики задают один и тот же класс языков.

См. также

Иерархия Хомского формальных грамматик
Формальные грамматики

Источники информации