1632
правки
Изменения
м
В обратную сторону<tex>\Rightarrow</tex>: Поскольку <tex> S \Rightarrow^{*} w </tex> и есть правило <tex> S' \to S </tex>, то, по определению <tex> \Rightarrow^{*} </tex> получаем, пусть что <tex> S' \Rightarrow^{*} w </tex>. Аналогично и для <tex> T </tex>. <tex>\Leftarrow </tex>: Пусть <tex> S' \Rightarrow^{*} w </tex>. Поскольку <tex> S' \to S\,|\,mid T </tex> — единственные правила, в которых нетерминал <tex> S' </tex> присутствует в правой части, а значитто это означает, что либо <tex> S' \Rightarrow S \Rightarrow^{*} w </tex>, либо <tex> S' \Rightarrow T \Rightarrow^{*} w </tex>, что и требовалось доказать.
В случае с прямым гомоморфизмом всё просто: строится {{ Утверждение|statement= КС-языки замкнуты относительно прямого гомоморфизма.|proof=Построим КС-грамматикаграмматику, в которой каждый символ <tex> x \in \Sigma </tex> заменяется заменим на <tex> \mathrm{h}(x) </tex>. Для обратного гомоморфизма можно построить [[Автоматы с магазинной памятью|МП-автомат]] для <tex> h^{-1}}(L) </tex> на основе МП-автомата для языка <tex> L </tex> (назовем его <tex> M </tex>). Считаем, что <tex> M </tex> допускает слова [[МП-автоматы, допуск по пустому стеку и по допускающему состоянию, эквивалентность|по пустому стеку]]. Новый автомат будет действовать следующим образом:
Пусть в автомате Если рассмотреть более формально, пусть <tex> M =\langle Q, \Sigma, \Gamma, \delta, s, Z_{0}, T\rangle </tex> было , тогда <tex> n M' =\langle Q', \Sigma, \Gamma, \delta', (s, \varepsilon), Z_{0}, T \times {\varepsilon}\rangle</tex> состояний. Для того* <tex> Q' = \{ (q, чтобы научиться сохранять слова в буфереx) \mid q \in Q \} </tex>, создадим где <tex> x </tex> — суффикс (не обязательно собственный) некоторой цепочки <tex> h(c) </tex> |для символа <tex> c \in \Sigma|^{k+1} n </tex> дополнительных состояний в новом автомате. Таким образом, первый компонент состояния <tex> M' </tex> является состоянием <tex> M </tex>, где а второй — компонентом буфера.* <tex> \delta' </tex> определяется следующими правилами:** <tex> k \delta'((q, \varepsilon), c, X) = \max{((q, \limits_mathrm{h}(c)), X) \mid c \in \Sigma, q \in Q, X \in \Gamma \} | </tex>. Когда буфер пуст, <tex> M' </tex> может прочитать свой следующий входной символ <tex> c </tex> и поместить <tex> \mathrm{h}(c) | </tex>в буфер. Это позволит в состоянии кодировать слово** Если <tex> (p, \gamma) \in \delta(q, b, X), b \in T \cup \varepsilon </tex>, то <tex> ((p, x), \gamma) \in \delta'((q, bx), \varepsilon, X) </tex>. Таким образом, <tex> M' </tex> всегда имеет возможность имитации перехода <tex> M </tex>, используя голову буфера. Если <tex> b \in T </tex>, то буфер должен быть непустым, но если <tex> b = \varepsilon </tex>, которое находится сейчас в буферето буфер может быть пустым. Переходы в этих состояниях совершаются на основе того* Начальным состоянием <tex> M' </tex> является <tex> (s, что стоит на первом месте в буфере\varepsilon) </tex>, состояния автомата и вершины стекат.е. На ленту переходы <tex> M' </tex> стартует в этих состояниях не смотрятначальном состоянии <tex> M </tex> с пустым буфером. Из * Допускающими состояниями <tex> M' </tex> являются состояния<tex> (q, в котором буфер пуст\varepsilon)</tex>, добавим где <tex> q \in T </tex> .Таким образом получаем, что <tex>(s, \mathrm{h}(w), Z_0) \vdash_M^{*} (p, \varepsilon, \gamma) \Leftrightarrow ((s, \varepsilon), w, Z_0) \vdash_{M'}^{*} ((p, \varepsilon ), \varepsilon, \gamma)</tex>, то есть автомат <tex> M' </tex> допускает те и только те слова, которые принадлежат языку <tex> \mathrm{h^{-переход в начальное состояние. Необходима картинка1}}(L) </tex>.}}
Для того, чтобы построить КС-грамматику для языка {{ Утверждение|statement= <tex> L^{R} = \{ w^{R} \mid w \in L \}</tex> контекстно-свободен.|proof= Для того, чтобы построить <tex> L^{R} </tex>, необходимо развернуть все правые части правил грамматики для <tex> L </tex>. Покажем, что <tex>w \in L \iff w^{R} \in L^{R}</tex>. <tex>\Rightarrow</tex>:Докажем с помощью метода математической индукции по длине порождения в грамматике <tex>L</tex>.:'''База'''. <tex>A \underset{L}{\Rightarrow} w</tex>. :: В грамматике <tex>L</tex> существует правило <tex>A \rightarrow w</tex> и, так как мы развернули все правые части правил, то <tex>A \underset{L^{R}}{\Rightarrow} w^{R}</tex>. :'''Предположение индукции'''. Пусть <tex>A \underset{L}{\Rightarrow}^* w</tex> менее чем за <tex>n</tex> шагов, тогда <tex>A \underset{L^{R}}{\Rightarrow}^* w^{R}</tex>. :'''Переход'''. :: Пусть в порождении <tex>n</tex> шагов, <tex>n > 1</tex>. Тогда оно имеет вид <tex>A \underset{L}{\Rightarrow}Y_1 Y_2 \ldots Y_m \underset{L}{\Rightarrow}^*w</tex>, где <tex> Y_i \in N \cup \Sigma </tex>. Цепочку <tex> w </tex> можно разбить на <tex>w_1 w_2 \ldots w_m</tex>, где <tex> Y_i \underset{L}{\Rightarrow}^*w_i</tex>. Так как каждое из порождений <tex> Y_i \underset{L}{\Rightarrow}^*w_i </tex> содержит менее <tex> n </tex> шагов, к ним можно применить предположение индукции и заключить, что <tex> Y_i \underset{L^{R}}{\Rightarrow}^*w_i^{R} </tex>. Так как <tex>A \underset{L}{\Rightarrow}Y_1 Y_2 \ldots Y_m</tex>, то <tex>A \underset{L^{R}}{\Rightarrow}Y_m Y_{m - 1} \ldots Y_1</tex>, откуда следует, что <tex> A \underset{L^{R}}{\Rightarrow}^* w^{R} </tex>. <tex>\Leftarrow</tex>:Доказательство аналогично.}}'''Пример разворота''': Пусть задана КС-грамматика <tex>G</tex> для языка <tex>L = a^i b^j c^i</tex> со следующими правилами: * <tex> A \to bA \mid \varepsilon </tex>* <tex> B \to aBc \mid A </tex>
В отличие от регулярных языков, дополнение до КС-языка, пересечение КС-языков и разность КС-языков может не быть КС-языком.* <tex> A \to Ab \mid \varepsilon </tex>* <tex> B \to cBa \mid A </tex>
То, что <tex> L </tex> — не КС язык, доказывается с помощью леммы о разрастании. Для <tex> \overline{L} </tex> можно составить [[Контекстно-свободные грамматики, вывод, лево- и правосторонний вывод, дерево разбора|КС-грамматику]].
Для === Разность ==={{ Утверждение|statement= КС-языки не замкнуты относительно разности достаточно заметить, что .|proof=<tex> L_1 \overline{L} setminus L_2 = L_1 \Sigma^cap \overline{*L_2} \setminus L </tex>, поэтому разность КС-языков также необязательно является КС-языком.
Тем не менее, хоть пересечение двух КС-языков не обязательно является КС-языком, но пересечение КС-языка и регулярного языка — всегда КС-язык. Для доказательства этого построим МП-автомат для пересечения регулярного языка и КС-языка. Пусть регулярный язык задан своим [[Детерминированные конечные автоматы|ДКА]], а КС-язык — своим [[Автоматы с магазинной памятью|МП-автоматом ]] c допуском по допускающему состоянию. Построим прямое произведение этих автоматов так же, как строилось прямое произведение для двух ДКА.
Разность КС[[Категория: Теория формальных языков]][[Категория: Контекстно-языка и регулярного языка выражается следующим образомсвободные грамматики]][[Категория: <tex> L \setminus R = L \cap \overline{R} </tex>, а, поскольку регулярные языки замкнуты относительно дополнения, то разность можно выразить через пересечение.Базовые понятия о грамматиках]]
rollbackEdits.php mass rollback
В отличие от [[Замкнутость регулярных языков относительно различных операций|регулярных языков]], [[Контекстно-свободные грамматики, вывод, лево- и правосторонний вывод, дерево разбора|КС-языки]] не замкнуты относительно всех теоретико-множественных операций. К примеру, дополнение и пересечение КС-языков не обязательно являются КС-языками.
Здесь и далее считаем, что <tex> L_1 </tex> и <tex> L_2 </tex> — КС -языки.
== Операции с КС-языками ==
{{ Утверждение
|statement= <tex> L_1 \cup L_2 </tex> также является КС-языком.
|proof=
Построим [[Контекстно-свободные грамматики, вывод, лево- и правосторонний вывод, дерево разбора|КС-грамматику ]] для языка <tex> L_1 \cup L_2 </tex>. Для этого рассмотрим соответствующие КС-грамматики для языков <tex> L_1 </tex> и <tex> L_2 </tex>. Пусть стартовые символы в них имеют имена <tex> S </tex> и <tex> T </tex> соответственно. Тогда стартовый символ для <tex> L_1 \cup L_2 </tex> обозначим за <tex> S' </tex> и добавим правило <tex> S' \to S\,|\,mid T </tex>.
Покажем, что <tex> S' \Rightarrow^{*} w \iff S \Rightarrow^{*} w \lor T \Rightarrow^{*} w </tex>. В левую сторону: поскольку <tex> S \Rightarrow^{*} w </tex> и есть правило <tex> S' \to S </tex>, то, по определению <tex> \Rightarrow^{*} </tex> получаем, что <tex> S' \Rightarrow^{*} w </tex>. Аналогично и для <tex> T </tex>.
}}
{{ Утверждение
|statement= <tex> L_1 \cdot L_2 </tex> — КС-язык.|proof=Аналогично предыдущему случаю построим КС-грамматика грамматику для языка <tex> L_1 \cdot L_2 </tex> выглядит следующим образом: . Для этого добавим правило <tex> S' \to S T </tex>, где <tex> S </tex> и <tex> S T </tex> — стартовый символ.Доказательство аналогично случаю с объединениемстартовые символы языков <tex> L_1 </tex> и <tex> L_2 </tex> соответственно.
}}
=== [[Основные определения, связанные со строками#Формальные языки | Замыкание Клини ]] ===
{{ Утверждение
|statement= <tex> L^{*} = \bigcup\limits_{i = 0}^{\infty} L^i </tex> — КС-язык.
|proof=Если <tex> S </tex> — стартовый символ КС-грамматики для языка <tex> L </tex>, то добавим в КС-грамматику для языка <tex> L^{*} </tex> новый стартовый символ <tex> S' </tex> и правила <tex> S' \to S S' \, | \, mid \varepsilon </tex>.
}}
=== Гомоморфизмы ======= [[Основные определения, связанные со строками#Гомоморфизм языков | Прямой и обратный гомоморфизм ]] ====
==== [[Основные определения, связанные со строками#Гомоморфизм языков | Обратный гомоморфизм]] ===={{ Утверждение|statement= КС-языки замкнуты относительно обратного гомоморфизма.|proof= [[Файл:Homo.png|300px|right|frameless]]Докажем аналогично соответствующему утверждению для регулярных языков. Построим [[Автоматы с магазинной памятью|МП-автомат]] для <tex> \mathrm{h^{-1}}(L) = \{ w \mid \mathrm{h}(w) \in L \} </tex> на основе МП-автомата для языка <tex> L </tex> (назовем его <tex> M </tex>). Новый автомат <tex> M' </tex> будет действовать следующим образом: # Если входное слово закончилось, допускаем либо или не допускаем его [[МП-автоматы, допуск по пустому стекуи по допускающему состоянию, эквивалентность|по допускающему состоянию]].# Иначе считываем Считываем символ <tex> x c </tex>.# Сохраняем <tex> \mathrm{h}(xc) </tex> в буфферебуфере (входная лента для автомата <tex> M </tex>).
# Запускаем <tex> M </tex> на слове, находящемся в буфере.
# После того, как <tex> M </tex> обработал весь буфер, переходим к пункту 21.
=== Разворот ===
В таком случае КС-грамматика <tex>G^R</tex> для языка <tex>L^R === Дополнение, пересечение и разность ===c^i b^j a^i </tex> выглядит следующим образом:
=== Дополнение к языку тандемных повторов ===
{{ Утверждение
|statement= Язык тандемных повторов <tex> L = \{ww \mid w \in \Sigma^{*} \} </tex> не является КС-языком.
|proof=
Это доказывается с помощью [[Лемма о разрастании для КС-грамматик|леммы о разрастании]].
}}
{{ Утверждение
|statement= Дополнение к языку тандемных повторов <tex> L = \overline{ww \mid w \in \Sigma^{*} \L} </tex> не является КС-языком, однако <tex> \overline{L} </tex> — КС-язык.
|proof=
Для упрощения рассмотрим этот язык на бинарном алфавите <tex>\Sigma = \{a,b\}</tex>.
Для <tex> \overline{L} </tex> можно составить следующую [[Контекстно-свободные грамматики, вывод, лево- и правосторонний вывод, дерево разбора|КС-грамматику]] <tex>G</tex>:
* <tex>S \to AB \mid BA</tex>
* <tex>S \to A \mid B</tex>
* <tex>S \to \varepsilon </tex>
* <tex>A \to aAa \mid aAb \mid bAa \mid bAb \mid a </tex>
* <tex>B \to aBa \mid aBb \mid bBa \mid bBb \mid b </tex>
Докажем этот факт.
Сначала заметим, что нетерминал <tex>A</tex> порождает слова нечётной длины с центральным символом <tex>a</tex>. В свою очередь нетерминал <tex>B</tex> порождает слова нечётной длины с центральным символом <tex>b</tex>. Таким образом, правило <tex>S \to A \mid B</tex> порождает все возможные слова нечётной длины.
'''Докажем, что все слова, порождённые <tex>G</tex>, есть в <tex>\overline{L}</tex>.'''
<tex>\varepsilon</tex>, а также все слова нечётной длины не являются тандемными повторами.
Рассмотрим произвольное слово чётной длины, сгенерированное при помощи правила <tex>S \to AB </tex>. Пусть его часть, соответствующая <tex>A</tex>, имеет длину <tex>2N+1</tex>, а часть, соответствующая <tex>B</tex>, {{---}} длину <tex>2M+1</tex>.
[[Файл:TandemRepeatAB.png]]
Таким образом, мы получили слово длины <tex>2N+2M+2</tex>. Если оно является тандемным повтором, то символ, стоящий на позиции <tex>N+1</tex>, должен быть равен символу на позиции <tex>2N+M+2</tex>. Но по построению это не так.
Для правила <tex>S \to BA </tex> доказательство аналогично.
'''Докажем, что все слова из <tex>\overline{L}</tex> порождаются <tex>G</tex>.'''
С помощью <tex>G</tex> можно вывести <tex> \varepsilon</tex>, а также любое слово нечётной длины.
Далее рассмотрим произвольное слово чётной длины из <tex>\overline{L}</tex>. Докажем, что его можно разбить на два слова нечётной длины, имеющие различные центральные символы. Предположим, что это не так, то есть такого разбиения нет.
Пусть это слово имеет длину <tex>2N</tex>. Тогда рассмотрим все его префиксы нечётной длины. Их центры находятся на позициях <tex>1, 2, \ldots ,N</tex>, а центры соответствующих им суффиксов {{---}} на позициях <tex>N+1, N+2, \ldots ,2N</tex>. Поскольку искомого разбиения не существует, то получается, что символ на позиции <tex>1</tex> равен символу на позиции <tex>N+1</tex>, символ на позиции <tex>2</tex> равен символу на позиции <tex>N+2</tex>, и так далее. Следовательно, первая половина слова равна его второй половине, т.е. оно является тандемных повтором.
Получили противоречие, следовательно любое слово чётной длины из <tex>\overline{L}</tex> можно разделить на два слова нечётной длины с различными центральными символами. В свою очередь, такие слова могут быть сгенерированы при помощи грамматики <tex>G</tex> и соединены при помощи правила <tex>S \to AB \mid BA</tex>.
}}
=== Пересечение ===
{{ Утверждение
|statement= Если <tex> L_1 = a^i b^i c^j , L_2 = a^i b^j c^j </tex>, то <tex> L_1 \cap L_2 </tex> не является КС-языком.
|proof=
<tex> L_1 = \{ a^i b^i \} \cdot \{ c^j \}, L_2 = \{ a^i \} \cdot \{ b^j c^j \} </tex>. По замкнутости КС-языков относительно конкатенации получаем, что <tex> L_1 </tex> и <tex> L_2 </tex> являются КС-языками.
Но <tex> L_1 \cap L_2 = \{ a^i b^i c^i \mid i \in \mathbb{N} \} </tex>, что который по [[Лемма о разрастании для КС-грамматик|лемме о разрастании]] для КС-языков не является КС-языком.
}}
}}
Более того, задачи определения того, является ли дополнение КС-языка КС-языком и проверки непустоты пересечения КС-языков являются алгоритмически [[Разрешимые (рекурсивные) языки|неразрешимыми]].
=== Примеры других операций Половины тандемных повторов ===
{{ Определение
|definition=
<tex> \mathrm{Halfhalf}(L) = \{ w \mid ww \in L \} </tex>
}}
{{ Утверждение|statement= Операция <tex> Half \mathrm{half} </tex> также не сохраняет КС-язык таковым.|proof= Покажем это на примере. Рассмотрим язык <tex> L = \{ a^n b a^n b a^m b a^l b a^k b a^k b \} </tex>. Заметим, что он может быть сгенерирован при помощи следующей КС-грамматики: * <tex> S \to AbBbBbAb </tex>* <tex> L B \to a \mid aB</tex>* <tex> A \to b \mid aAa</tex> — КС-язык. Посмотрим '''Докажем, что есть <tex> \mathrm{Halfhalf}(L) </tex>не является КС-языком. ''' Пусть <tex> \alpha = a^n b a^n b a^m b a^l b a^k b a^k b = ww </tex>. Отсюда следует, что:
* <tex> n = l </tex>
* <tex> n = k </tex>
* <tex> m = k </tex>
А значит, <tex> n = l = k = m </tex>, и <tex> \mathrm{Halfhalf}(L) = \{ a^n b a^n b a^n b \} </tex>, и по [[Лемма о разрастании для КС-грамматик|лемме о разрастании]] КС-языком не является.}}
== Операции над КС-языком и регулярным языком ==
=== Пересечение ===
{{Утверждение
|statement = Пересечение КС-языка и [[Регулярные языки: два определения и их эквивалентность|регулярного языка]] — КС-язык.
|proof =
Построим МП-автомат для пересечения регулярного языка и КС-языка.
Более формально, пусть <tex> R </tex> — регулярный язык, заданный своим ДКА <tex> \langle \Sigma, Q_1, s_1, T_1, \delta_1 \rangle </tex>, и <tex> L </tex> — КС-язык, заданный своим МП-автоматом: <tex> \langle \Sigma, \Gamma, Q_2, s_2, T_2, z_0, \delta_2 \rangle </tex>. Тогда прямым произведением назовем следующий автомат:
видя на ленте символ <tex> c </tex> и символ <tex> d </tex> на вершине стека.
Этот автомат использует в качестве состояний пары из двух состояний каждого автомата, а за операции со стеком отвечает только МП-автомат. Слово допускается этим автоматом <tex> \iff </tex> слово допускается и ДКА и МП-автоматом, то есть язык данного автомата совпадает с <tex> R \cap L </tex>. }}=== Разность ==={{ Утверждение|statement= Разность КС-языка и регулярного языка — КС-язык.|proof= <tex> L \setminus R = L \cap \overline{R} </tex>
Регулярные языки замкнуты относительно дополнения, следовательно разность можно выразить через пересечение.}}==См. также = Разность =* [[Контекстно-свободные грамматики, вывод, лево- и правосторонний вывод, дерево разбора]]* [[Замкнутость регулярных языков относительно различных операций]]* [[Основные определения, связанные со строками]]==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. — C. 302-304 : ISBN 5-8459-0261-4 (рус.)
