Редактирование: Теорема Клини (совпадение классов автоматных и регулярных языков)

{{Теорема
|author=Клини
|statement=Классы [[Детерминированные_конечные_автоматы#Автоматные_языки | автоматных]] и [[Регулярные языки:_два определения_и_их_эквивалентность#REG1 | регулярных]] языков совпадают.
|proof=
[[Файл:Reg0.png|200px|thumb|right|Автоматы для регулярных языков нулевого поколения]]
[[Файл:cup.png|200px|thumb|right|Автомат для объединения двух регулярных языков]]
[[Файл:concat.png|200px|thumb|right|Автомат для конкатенации двух регулярных языков]]
[[Файл:Klenee.png|200px|thumb|right|Автомат для замыкания Клини регулярного языка]]

*<tex>\mathrm{REG} \subseteq \mathrm{AUT}</tex>.

Для доказательства будем строить автоматы, допускающие регулярные языки. При этом будем использовать индукцию по номеру поколения регулярного языка.

'''База'''
:<tex>n = 0</tex>.
:Для этого достаточно построить автоматы для трех языков:
:#<tex>L = \varnothing</tex>,
:#<tex>L = \left\{\varepsilon \right\}</tex>,
:#<tex>L = \left\{c \right\}</tex>.

'''Индукционный переход''' 
:Умеем строить автоматы для языков <tex>n</tex>-ого поколения. Будем строить для <tex>n + 1</tex>.
:Для этого достаточно научиться строить автоматы для следующих языков (<tex>L, M \in \mathrm{R_n}</tex>): 
:#<tex>L^\prime = L \cup M</tex>,
:#<tex>L^\prime = LM</tex>,
:#<tex>L^\prime = L^*</tex>.
Заметим, что по предположению индукции автоматы для <tex>L, M</tex> могут быть построены.

'''Итого''', мы можем по регулярному выражению построить автомат, допускающий тот же язык.

<br>
*<tex>\mathrm{AUT} \subseteq \mathrm{REG}</tex>.

Для доказательства будем строить регулярное выражение, допускающее язык, заданный каким-то автоматом. Пусть задан автомат <tex>A</tex> с набором состояний <tex>Q = \left\{1, 2, \dots n \right\}</tex>. 

Определим регулярные выражения, задающие следующие множества слов:

:<tex>\xi_{ijk} = \left\{ s \mid \langle i,s \rangle  \vdash^* \langle j, \varepsilon \rangle \right\} </tex>, причем в качестве промежуточных вершин выступают только такие, у которых номер не более <tex>k</tex>.
<br>
Построим эти регулярные выражения:
#<tex>\xi_{ii0} = (c_1 \mid \dots \mid c_l)^*</tex> , где <tex>c_1, c_2, \dots c_l</tex> символы, по которым есть переход из состояния <tex>i</tex> в него же самого.
#<tex>\xi_{ij0} = c_1 \mid \dots \mid c_l</tex>, где <tex>c_1, c_2, \dots c_l</tex> символы, по которым есть переход из состояния <tex>i</tex> в состояние <tex>j</tex>.
#<tex>\xi_{iik} = (\xi_{ii{k-1}} \mid \xi_{ik{k-1}} (\xi_{kk{k-1}})^* \xi_{ki{k-1}} )^*</tex>. 
#<tex>\xi_{ijk} = \xi_{ij{k-1}} \mid \xi_{ik{k-1}} (\xi_{kk{k-1}})^* \xi_{kj{k-1}}</tex>.
<br>
Теперь нетрудно задать регулярное выражение для всего языка:

:<tex>\varphi = \xi_{s{t_1}n} \mid \xi_{s{t_2}n} \mid \dots \mid \xi_{s{t_r}n}</tex>, где <tex>s</tex> — стартовое состояние, а <tex>t_1, t_2, \dots t_r</tex> — терминальные состояния исходного автомата.

'''Таким образом''', мы построили по автомату регулярное выражение, допускающее тот же самый язык.
}}

== См. также ==
* [[Регулярные языки: два определения и их эквивалентность]]
* [[Детерминированные конечные автоматы]]

== Источники информации==
* [https://ru.wikipedia.org/wiki/%D0%A2%D0%B5%D0%BE%D1%80%D0%B5%D0%BC%D0%B0_%D0%9A%D0%BB%D0%B8%D0%BD%D0%B8 Википедия {{---}} Теорема Клини]
* ''Хопкрофт Д., Мотвани Р., Ульман Д.'' Введение в теорию автоматов, языков и вычислений, 2-е изд. : Пер. с англ. — М.:Издательский дом «Вильямс», 2002. — С. 61.— ISBN 5-8459-0261-4


[[Категория: Теория формальных языков]]
[[Категория: Автоматы и регулярные языки]]