WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 3 | 4 || 6 | 7 |   ...   | 9 |

8.4*. Нормальная форма Грейбах [Сал, 6.2], [АхоУль, 2.4.4, 2.4.5], [ГорМол, с. 437–440], [Гла, 6.2], [Бра, с. 121–124], [Рей, с. 71–76], [СокКушБад, с. 32] Определение 8.11. Грамматика в нормальной форме Грейбах (grammar in Greibach normal form) — контекстно-свободная грамматика N,, P, S, в которой каждое правило имеет один из следующих четырёх видов: A, A a, A aB, A aBC, где A N, B N, C N, a.

Пример 8.12. Грамматика S aST, S aT, T bS, T b — грамматика в нормальной форме Грейбах.

Замечание 8.13. Некоторые авторы разрешают в грамматиках в нормальной форме Грейбах использовать также правила вида A a, где A N, a, N (в определении 8.такие правила разрешены, только если || 2).

Теорема 8.14. Каждая контекстно-свободная грамматика эквивалентна некоторой грамматике в нормальной форме Грейбах.

Доказательство. Докажем теорему для контекстно-свободных языков, не содержащих пустого слова. В силу теоремы 8.10 исходный язык порождается некоторой грамматикой G = N,, P, S, в которой каждое правило имеет вид A a или A BC, где A N, B N -{S}, C N -{S}, a.

Нормальные формы контекстно-свободных грамматик Введём |N|2 новых вспомогательных символов, соответствующих упорядоченным парам из множества N N. Новый сим вол, соответствующий паре A, B, будем обозначать (A\B).

Построим грамматику “почти в нормальной форме Грейбах” G = N,, P, S, положив N = N {(A\B) | A N, B N} и P = {(A\A) | A N} {(C\E)A(A\D)(B\E)|(B CD)P, AN, E N} {A a | (A a) P } {S a(A\S) | (A a) P }.

Если в этой грамматике заменить {(C\E) A(A\D)(B\E) | (B CD) P, A N, E N} {A a | (A a) P } на {(C\E) a(A\D)(B\E) | (B CD) P, (Aa) P, E N}, получим эквивалентную ей грамматику в нормальной форме Грейбах. Осталось лишь доказать, что L(G) =L(G).

Сначала проверим индукцией по длине слова N, что если F C, то (C\E) (F \E) для любого E N. ЧтоG G бы провести шаг индукции, допустим, что (B CD) P, F B CD CA, где D A и = A. По предпоG G G G ложению индукции (B\E) (F \E) и (A\D) (D\D). ПодG G ключая эти выводы к правилу (C\E) A(A\D)(B\E) ииспольG зуя (D\D), получаем искомый вывод (C\E) A(F \E).

G G Докажем теперь, что для любого N равносильны утверждения F C и (C\F ). В одну сторону это G G следует из только что доказанного. Доказательство того, что если (C\F ), то F C, проведём индукцией по длине G G слова N. Чтобы провести шаг индукции, допустим, что (B CD) P, (C\F ) A(A\D)(B\F ), (A\D), G G (B\F ) и = A. По предположению индукции D A и G G F B. Получаемискомый вывод F B CD CA.

G G G G Основные свойства контекстно-свободных языков Теперь убедимся, что L(G) =L(G). Рассмотрим произвольное слово a0a1... am, где m 0 и ai для всех i m. Пусть S A0A1... Am a0a1... am, где Ai N для всех i m.

G G Тогда S a0(A0\S) a0A1... Am a0a1... am. Обратно, G G G пусть S a0(A0\S) a0A1... Am a0a1... am, где Ai N G G G для всех i m. Тогда S A0A1... Am a0a1... am.

G G Пример 8.15. Грамматика S RT, T b, T UR, U VT, V RT, R a эквивалентна следующей грамматике в нормальной форме Грейбах: S aC, C aD, C b, D aDE, D bE, E aDF, E bF, F a. Здесь C, D, E и F соответствуют символам (A\S), (A\T ), (V \T ) и (U\T ) из доказательства теоремы 8.14 (удалён 21 бесполезный символ).

Теорема 8.16. Пусть язык L контекстно-свободный. Тогда язык L-{} порождается некоторой грамматикой в нормальной форме Грейбах без -правил.

Пример 8.17. Грамматика S aR, R bRT, R, T cSR, T эквивалентна следующей грамматике в нормальной форме Грейбах без -правил: S aR, S a, R bRT, R bT, R bR, R b, T cSR, T cS.

9. Основные свойства контекстно-свободных языков 9.1. Лемма о разрастании для контекстно-свободных языков [Sip, 2.3], [Гин, 3.1], [ХопМотУль, 7.2], [Лал, с. 299–300], [АхоУль, 2.6.1], [Гла, 4.3, 4.1], [ГорМол, с. 425–426], [СокКушБад, с. 33–34], [LewPap2, 3.5], [ГроЛан, 7.4.2], [Рей, с. 68–71], [КукБей, с. 279–281] Лемма 9.1 (pumping lemma, лемма о разрастании, лемма о накачке, лемма-насос). Пусть L — контекстно-свободный язык над алфавитом. Тогда найдётся такое натуральное число p, что для любого слова w L длины не меньше p найдутся слова u, v, x, y, z, для которых верно uvxyz = w, Основные свойства контекстно-свободных языков vy = (то есть v = или y = ), |vxy| p и uvixyiz L для всех i N.

Доказательство. Пусть язык L порождается грамматикой в нормальной форме Хомского G = N,, P, S. Индукцией по k легко доказать, что для любого дерева вывода в грамматике G длина кроны дерева не превышает 2k-2, где k — количество вершин в самом длинном пути, начинающемся в корне дерева и заканчивающемся в некоторой вершине, помеченной символом из.

Положим p = 2|N|. Пусть w L и |w| p. Зафиксируем некоторое дерево вывода с кроной w в грам м атике G. Рассмотрим самый длинный путь в этом дереве. Этот путь содержит не менее |N|+2 вершин. Среди них найдутся две вершины с одинаковыми метками, причём их можно выбрать среди последних |N| +вершин рассматриваемого пути. Выберем слова u, v, x, y и z так, что uvxyz = w, поддерево с корнем в одной из найденных вершин имеет крону x и поддерево с корнемв другой найденной вершине имеет крону vxy.

Из того что G — грамматика в нормальной форме Хомского, заключаем, что vxy = x. Неравенство |vxy| 2|N| следует из того, что самый длинный путь в соответствующем слову vxy поддереве содержит не более |N| +2 вершин. Для каждого i N можно построить дерево вывода с кроной uvixyiz, комбинируя части исходного дерева вывода.

Пример 9.2. Рассмотрим язык L = {anbncn | n 0} над алфавитом {a, b, c}. Утверждение леммы 9.1 не выполняется ни для какого натурального числа p. Действительно, если uvxyz = apbpcp, |vy| > 0 и |vxy| p, то |vy|a =0 или |vy|c =0.

Следовательно, |uvvxyyz|a = p или |uvvxyyz|c = p. Так как |uvvxyyz| > 3p, то uvvxyyz L. Из этого можно заключить, / что язык L не является контекстно-свободным.

Теорема 9.3. Каждый контекстно-свободный язык над однобуквенным алфавитом является автоматным.

Доказательство. Пусть дан контекстно-свободный язык L над алфавитом {a}. Согласно лемме 9.1 найдётся такое натуральное число p, что м ножество {k N | ak L} является объединением некоторого семейства арифметических прогрессий, причём у каждой прогрессии первый член и шаг не больше числа p. Так Основные свойства контекстно-свободных языков как существует лишь конечное число прогрессий натуральных чисел с таким ограничением, то рассматриваемое семейство конечно. Следовательно, язык L является автоматным (используем пример 2.14).

9.2. Свойства замкнутости класса линейных языков [АхоУль, 2.6.4] R Пример 9.4. Пусть ={a, b, c}. Язык {ucu | u {a, b}} является линейным, так как он порождается грамматикой S aSa, S bSb, S c.

Пример 9.5. Рассмотрим алфавит = {a, b, c}. Язык {ambnck | 0 m< n, k 0} является линейным, так как он порождается грамматикой S Sc, S T, T aT b, T Tb, T b.

Теорема 9.6. Если L1 и L2 — линейные языки над алфавитом, то L1 L2 тоже линейный язык.

Доказательство. Пусть язык L1 порождается грамматикой N1,, P1, S1 и L2 порождается грамматикой N2,, P2, S2, где N1 N2 =. Тогда L1 L2 порождается грамматикой N1 N2 {T },, P1 P2 {T S1, T S2}, T, где T N1 N2.

/ Пример 9.7. Рассмотрим алфавит = {a, b, c}. Язык L = = -{anbncn | n 0} является линейным, поскольку L = = L1 L2 ( - L3), где языки L1 = {ambnck | m = n, k 0} и L2 = {ambnck | n = k, m 0} являются линейными, а язык L3 = {ambnck | m 0, n 0, k 0} является автоматным, и можно применить теоремы 9.6, 3.8, 2.31 и лемму 1.68.

Упражнение 9.8. Пусть ={a, b, c}. Является ли линейным язык -{ucu | u {a, b}} Ответ. Да. Идею доказательства можно найти в [Гин, с. 106].

Упражнение 9.9. Пусть ={a, b, c}. Является ли линейным R язык -{ucu | u {a, b}} Ответ. Да.

Основные свойства контекстно-свободных языков 9.3. Свойства замкнутости класса контекстно-свободных языков [ГроЛан, 7.3.1–7.3.3], [Лал, с. 300–301], [ХопМотУль, 7.3.1–7.3.3], [АхоУль, 2.6.2], [Гин, 1.7], [Гла, 4.3], [ГорМол, с. 423–424], [LewPap2, 3.5] Теорема 9.10. Если L — контекстно-свободный язык, то L тоже контекстно-свободный язык.

Доказательство. Пусть язык L порождается грамматикой N,, P, S. Тогда язык L порождается грамматикой N {T },, P {T ST, T }, T, где T N.

/ Теорема 9.11. Если L1 и L2 — контекстно-свободные языки над алфавитом, то L1 · L2 тоже контекстно-свободный язык.

Доказательство. Пусть язык L1 порождается грамматикой N1,, P1, S1 и L2 порождается грамматикой N2,, P2, S2, где N1 N2 =. Тогда L1 · L2 порождается грамматикой N1N2{T },, P1P2{T S1S2}, T, где T N1N2.

/ Теорема 9.12. Если L1 и L2 — контекстно-свободные языки над алфавитом, то L1 L2 тоже контекстно-свободный язык.

Доказательство. Пусть язык L1 порождается грамматикой N1,, P1, S1 и L2 порождается грамматикой N2,, P2, S2, где N1 N2 =. Тогда L1 L2 порождается грамматикой N1 N2 {T },, P1 P2 {T S1, T S2}, T, где T N1 N2.

/ Теорема 9.13. Если L — контекстно-свободный язык, то R L тоже контекстно-свободный язык.

9.4. Пересечение и дополнение контекстно-свободных языков [Гин, 3.2], [АхоУль, 2.6.2], [ХопМотУль, 7.3.4], [Гла, 4.3], [Лал, с. 300–301], [LewPap2, 3.5], [ГроЛан, 7.3.4, 7.3.5], [ГорМол, с. 424], [Рей, с. 87–88] Теорема 9.14. Неверно, что для любых контекстно-свободных языков L1 и L2 язык L1 L2 тоже контекстно-свободный.

Основные свойства контекстно-свободных языков Доказательство. Положим L1 = {ambmcn | m 0, n 0} и L2 = {ambncn | m 0, n 0}. В прим ере 9.2 было доказано, что язык L1 L2 не является контекстно-свободным.

Теорема 9.15. Неверно, что для любого контекстно-свободного языка L язык - L тоже контекстно-свободный.

Доказательство. Положим L = -{anbncn | n 0}, где ={a, b, c}. В прим ере 9.7 было доказано, что язык L является линейным (и следовательно, контекстно-свободным).

9.5. Пересечение контекстно-свободного языка с автоматным языком [Гин, 3.2], [АхоУль, 2.6.2], [ХопМотУль, 7.3.4], [Гла, 5.2], [Лал, с. 301], [LewPap2, 3.5], [ГроЛан, 10.6.3], [ТраБар, 1.12], [Рей, с. 87–88] Теорема 9.16. Если L1 — контекстно-свободный язык и L2 — автоматный язык, то язык L1 L2 является контекстно-свободным.

Доказательство. Пусть N,, P, S — контекстно-свободная грамматика, порождающая язык L1. Без ограничения общности можно считать, что множество P содержит только правила вида A a и A, где A N, a и N (в силу теоремы 8.8). Пусть Q,,, I, F — конечный автомат, распознающий язык L2. Без ограничения общности можно считать, что для каждого перехода p, x, q выполняется равенство |x| =1 (см. лемму 2.30).

Построимконтекстно-свободную грамматику N,, P, S, порождающую язык L1 L2. Положим N = {S}(Q N Q), P = {S p, S, q | p I, q F } { p, A, q a | p, a, q, (A a) P } { p0, A, pn p0, B1, p1... pn-1, Bn, pn | (A B1... Bn) P, p0 Q,..., pn Q}, где S — новый символ (не принадлежащий множеству QN Q).

Основные свойства контекстно-свободных языков Пример 9.17. Пусть = {a, b, c}. Рассмотрим контекстно-свободный язык L1, порождаемый грамматикой S a, S bS, S cSS, и автоматный язык L2, заданный конечным автоматом M = Q,,, I, F, где Q = {1, 2}, = { 1, a, 2, 1, c, 2, 2, a, 1, 2, b, 1 }, I = {1} и F = {2}.

Тогда язык L1 L2 порождается контекстно-свободной грамматикой S S12, S12 a, S21 a, S21 bS11, S22 bS12, S11 cS21S11, S11 cS22S21, S12 cS21S12, S12 cS22S22.

Здесь S11, S12, S21 и S22 соответствуют символам 1, S, 1, 1, S, 2, 2, S, 1 и 2, S, 2 из доказательства теоремы 9.16.

Замечание 9.18*. Если L1 — линейный язык и L2 — автоматный язык, то язык L1 L2 является линейным.

Пример 9.19*. Пусть = {a, b}. Рассмотрим линейный язык L1, порождаемый грамматикой S aaSaa, S bSb, S, и автоматный язык L2, заданный конечным автоматом M = Q,,, I, F, где Q = {1, 2, 3}, = { 1, a, 1, 1, b, 1, 1, a, 2, 2, b, 3, 3, a, 3, 3, b, 3 }, I = {1} и F = {3}. Тогда язык L1 L2 порождается контекстно-свободной грамматикой S S13, S11 aaS11aa, S12 aaS11aa, S13 aaS13aa, S13 aaS23aa, S33 aaS33aa, S11 bS11b, S13 bS13b, S13 bS12b, S23 bS33b, S33 bS33b, S11, S33. Эту грам м атику м ожно упростить, заменив S11 и S33 на один символ.

9.6*. Теорема Парика [Гин, 5.1, 5.2], [Гла, 4.3], [LewPap1, 3.5.2], [АхоУль, с. 239] Замечание 9.20. В этом разделе предполагается, что зафиксирован некоторый линейный порядок на алфавите. Пусть ={a1,..., an}.

Определение 9.21. Через будем обозначать функцию из в Nn, определённую следующим образом: (w) |w|a,..., |w|a. Аналогично, каждому языку L 1 n ставится в соответствие множество (L) Nn, определённое так: (L) {(w) | w L}.

Пример 9.22. Пусть ={a1, a2} и L = {a1, a1a2a2, a2a2a1}.

Тогда (L) ={ 1, 0, 1, 2 }.

Основные свойства контекстно-свободных языков Определение 9.23. Пусть B Nn и P Nn. Тогда через L(B, P ) обозначается множество {b + p1 +... + pk | b B, k 0, p1,..., pk P }.

Множество B называется системой предпериодов множества L(B, P ). Множество P называется системой периодов множества L(B, P ).

Определение 9.24. Множество A Nn называется линейным (linear), если A = L (B, P ) для некоторых конечных множеств B и P.

Определение 9.25. Множество A Nn называется полулинейным (semilinear), если оно является объединениемконечного числа линейных множеств.

Теорема 9.26 (Теорема Парика). Если язык L явля ется контекстно-свободным, то множество (L) является полулинейным.

Доказательство можно найти в [Гин, с. 207–211].

Пример 9.27. Пусть = {a, b}. Рассмотрим язык L = = {ambn | m > n или m простое}. Можно проверить, что множество (L) не является полулинейным. Следовательно, язык L не является контекстно-свободным.

Теорема 9.28. Если множество A Nn является полулинейным, то существует такой автоматный язык L, что A =(L).

Доказательство. Докажем это для произвольного линейного множества A =L (B, P ) (на полулинейные множества утверждение распространяется по теореме 3.1). Рассмотрим конечный автомат M = Q,,, I, F, где Q = {1, 2}, I = {1}, F = {2} и 1 n ={ 1, ak... ak, 2 | k1,..., kn B} 1 n 1 n { 2, ak... ak, 2 | k1,..., kn P }.

1 n Очевидно, (L(M)) = L(B, P ).

Замечание 9.29. Теорема 9.3 является следствием теорем 9.26 и 9.28.

Pages:     | 1 |   ...   | 3 | 4 || 6 | 7 |   ...   | 9 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.