WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 5 | 6 || 8 | 9 |

Детерминированные контекстно-свободные языки Рассмотрим, например, слово dffg L. Проверим, что слово h(dffg) выводится в грамматике G0 из теоре мы 11.7. Очевидно, S cb1b2b1Rc. С помощью послед них пяти правил грамматики G0 можно вывести, что R a1a2a2a2a1CCb1b2b1CCb1b2b1a1a3a1CCb1b3b1. Осталось най2 1 2 2 ти такие шесть выводимых из C слов w1,..., w6, что h(dffg)= = cb1b2b1a1a2a2a2a1w1w2b1b2b1w3w4b1b2b1a1a3a1w5w6b1b3b1c.

2 1 2 2 Подходят слова w1 = w2 = w6 = c, w3 = = cb1b2b1a1a3a1cb1b2b1a1a3a2a2a1c, w4 = cb1b2b1c, w5 = 2 2 2 2 1 = cb1b2b1a1a3a2a2a1c.

2 2 1 Теорема 11.9 (Теорема Хомского – Шютценберже). Произвольный язык L является контекстно-свободным тогда и только тогда, когда существуют натуральное число n, автоматный язык L1 над алфавитом (D) = {a1, b1, a2, b2,..., an, bn} и гомоморфизм n h: (D), такие что L = h(L(D) L1), где L(D) —язык n n n Дика над 2n буквами.

Доказательство можно найти в [Лал, с. 331–333].

12. Детерминированные контекстно-свободные языки 12.1. Детерминированные автоматы с магазинной памятью [АхоУль, 2.5.4], [ХопМотУль, 6.4], [ГорМол, с. 423], [СокКушБад, с. 38], [Рей, с. 88–89] Определение 12.1. Будемговорить, что два перехода МП-автомата p1, x1, 1, q1, 1 и p2, x2, 2, q2, 2 являются совместными, если 1) p1 = p2, 2) x1 x2 или x2 x1, 3) 1 2 или 2 1.

Определение 12.2. МП-автомат называется детерминированным (deterministic), если он имеет ровно одно начальное состояние и все переходы этого автомата попарно несовместны.

Детерминированные контекстно-свободные языки Пример 12.3. МП-автомат M из примера 10.28 не является детерминированным, так как переходы 2, a,, 1, D и 2,, D, 2, совместны.

Определение 12.4. Язык L над алфавитом называется детерминированным контекстно-свободным языком, если существует детерминированный МП-автомат, распознающий язык L · {$} над алфавитом {$}, где $ — дополнительный символ, не принадлежащий множеству.

Пример 12.5. Пусть = {a, b}. Язык L = = {ambn | m = n или n = 0} — детерминированный контекстно-свободный язык, так как язык L · {$} порождается детерминированным МП-автоматом (хотя язык L не порождается никаким детерминированным МП-автоматом).

12.2*. Свойства класса детерминированных контекстно-свободных языков [АхоУль, 2.5.4, 2.6.4], [Рей, с. 90–93], [ХопМотУль, 6.4], [ГорМол, с. 424–425], [LewPap2, с. 160–161] Теорема 12.6. Каждый автоматный язык является детерминированным контекстно-свободным языком.

Теорема 12.7. Язык L является детерминированным контекстно-свободным языком тогда и только тогда, когда найдётся такой детерминированный МП-автомат M = = Q,,,, I, F, что L={w | s,w, q,, для некоторых sI, q F, }.

Теорема 12.8. Пусть L — детерминированный контекстно-свободный язык. Тогда язык L не является существенно неоднозначным.

Теорема 12.9. Дополнение каждого детерминированного контекстно-свободного языка является детерминированным контекстно-свободным языком.

Доказательство можно найти в [Гин, с. 110–116] или [АхоУль, с. 212–217].

Алгоритмические проблемы Пример 12.10. Язык L = {akbmcn | k = m или m = n} над алфавитом {a, b, c} не является детерминированным контекстно-свободным языком, так как его дополнение не является контекстно-свободным.

Теорема 12.11. Неверно, что для любых детерминированных контекстно-свободных языков L1 и L2 язык L1 Lтоже является детерминированным контекстно-свободным языком.

Доказательство. Достаточно рассмотреть детерминированные контекстно-свободные языки L1 и L2 из доказательства теоремы 9.14.

Теорема 12.12. Неверно, что для любых детерминированных контекстно-свободных языков L1 и L2 язык L1 Lтоже является детерминированным контекстно-свободным языком.

Доказательство. Утверждение следует из теорем12.9 и 12.и закона де Моргана.

13. Алгоритмические проблемы 13.1. Машины Тьюринга [АхоУль, 0.4.6], [ХопМотУль, 8.2, 9.2.1], [Гла, 1.4], [Бра, с. 86–91], [Sip, 3.1, 3.2] Определение 13.1. Машина Тьюринга — это семёрка M = Q,,, b0,, I, F, где Q, и — конечные множества,, b0 -, I Q, F Q и ((Q - F ) ) (Q {-1, 0, 1}). Здесь Q — множество состояний, — входной алфавит (внешний алфавит), — ленточный алфавит (tape alphabet), b0 — бланк (пробел, пустой символ) (blank symbol), — множество переходов, I — множество начальных состояний, F — множество заключительных состояний.

Определение 13.2. Конфигурацией машины Тьюринга называется любая четвёрка x, q, a, y, где x, q Q, a, y.

Алгоритмические проблемы Определение 13.3. Определим на множестве всех конфигураций машины Тьюринга M бинарное отношение (такт раM боты) следующимобразом.

Если p, a, q, c, 0, то x, p, a, y x, q, c, y для всех x и y.

Если p, a, q, c, 1, то x, p, a, dy xc, q, d, y и x, p, a, xc, q, b0, для всех x, y и d.

Если p, a, q, c, -1, то xd, p, a, y x, q, d, cy и, p, a, y, q, b0, cy для всех x, y и d.

Замечание 13.4. Если из контекста ясно, о какой машине Тьюринга идёт речь, вместо будем писать просто.

M Определение 13.5. Как и для МП-автомата, для машины Тьюринга бинарное отношение определяется как рефлексивное, транзитивное замыкание отношения.

Замечание 13.6. Если x1, q1, a1, y1 x2, q2, a2, y2, то для любых k N и l N найдутся такие m N и n N, что bkx1, q1, a1, y1bl bmx2, q2, a2, y2bn.

0 0 0 Замечание 13.7. Конфигурацию bmx, q, a, ybn иногда изоб0 ражают сокращённо xay.

q Пример 13.8. Рассмотрим машину Тьюринга M = = Q,,, b0,, I, F, где Q = {0, 1, 2, 3}, = {a}, = {a, b}, b0 = b, I = {0}, F = {3}, = = { 0, b, 1, b, 1, 1, a, 2, b, 1, 2, a, 1, b, 1, 1, b, 3, b, 0 }.

Можно проверить, что для любого k N выполняется следую щее: bak+1 aak, aak+2 aak, aa2k+1 b.

0 1 1 1 1 Определение 13.9. Машина Тьюринга Q,,, b0,, I, F называется детерминированной, если м ножество I содержит ровно один элемент и для каждой пары p, a (Q - F ) существует не более одной тройки q, c, k Q {-1, 0, 1} со свойством p, a, q, c, k.

Пример 13.10. Машина Тьюринга из примера 13.8 является детерминированной.

Определение 13.11. Пусть f — частичная функция из в. Машина Тьюринга M = Q,,, b0,, I, F вычисляет (computes) функцию f тогда и только тогда, когда для каждого слова w Алгоритмические проблемы 1) если f(w) не определено, то не существует таких p I, q F, a, x, y, что, p, b0, w x, q, a, y, 2) если f(w) = z, то для некоторых p I, q F, m N и n N, p, b0, w bm, q, b0, zbn.

0 Пример 13.12. Машина Тьюринга из примера 13.8 вычисляет следующую частичную функцию:

, если число n чётно, f(an) = не определено, если число n нечётно.

Пример 13.13*. Рассмотрим детерминированную машину Тьюринга Q,,, b0,, I, F, где = {a}, = {a, b}, b0 = b, Q = {1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10, 11, 12, 13, 14}, I = {1}, F = {7} и ={ 1, b, 2, b, 1, 2, b, 7, b, 0, 2, a, 3, a, -1, 3, b, 3, a, 1, 3, a, 4, b, 1, 4, b, 5, b, -1, 4, a, 8, a, 0, 5, b, 6, b, -1, 6, a, 6, a, -1, 6, b, 7, b, 0, 8, b, 8, b, 1, 8, a, 9, a, 1, 9, a, 9, a, 1, 9, b, 10, b, -1, 10, a, 11, b, -1, 11, b, 11, b, 0, 11, a, 12, b, -1, 12, a, 12, a, -1, 12, b, 13, b, -1, 13, b, 13, b, -1, 13, a, 14, b, -1, 14, a, 8, a, 1, 14, b, 3, b, 1 }.

Можно проверить, что для любых i N, j N и k N выполняется следующее: bak+2 abaak, abj+1aa2 baj+2, 1 8 8 abj+1aak+3 aj+2baak, ai+2bj+1aak+2 ai+1bj+2aak, 8 8 8 abj+1aak+2j+5 abj+2aak. Следовательно, bai+(j+2) abj+1aai+8 8 1 и ba(k+2) bak+2. Рассматриваемая машина Тьюринга вычисля1 ет следующую частичную функцию:

n a, если n N, f(an) = не определено, если n N.

/ Алгоритмические проблемы Определение 13.14. Говорят, что детерминированная машина Тьюринга Q,,, b0,, {qs}, {qa, qr} с выделенным состоянием qa разрешает (decides) язык L, если 1) для каждого слова w L найдутся такие m N и n N, что, qs, b0, w bm, qa, b0, bn, 0 2) для каждого слова w - L найдутся такие m N и n N, что, qs, b0, w bm, qr, b0, bn.

0 Состояние qa называется допускающим (accept state), состояние qr называется отвергающим (reject state).

Пример 13.15. Рассмотрим детерминированную машину Тьюринга M = Q,,, b0,, {qs}, {qa, qr}, где Q = {0, 1, 2, 3, 4, 5}, ={a}, ={a, b}, b0 = b, qs =0, qa =4, qr =5 и ={ 0, b, 1, b, 1, 1, a, 2, b, 1, 2, a, 3, b, 1, 3, a, 1, b, 1, 1, b, 4, b, 0, 2, b, 5, b, 0, 3, b, 5, b, 0 }.

Эта машина Тьюринга разрешает язык {a3n | n N}.

Определение 13.16. Язык L над алфавитом называется разрешимым или рекурсивным (decidable, recursive), если существует детерминированная машина Тьюринга Q,,, b0,, {qs}, {qa, qr} (с выделенным состоянием qa), которая разрешает язык L.

Определение 13.17. Говорят, что машина Тьюринга M = = Q,,, b0,, {qs}, {qa} допускает (accepts) слово w, если для некоторых m N и n N, qs, b0, w bm, qa, b0, bn.

0 Определение 13.18. Язык, допускаемый машиной Тьюринга M, — это язык, состоящий из всех допускаемых данной машиной Тьюринга слов.

Определение 13.19. Язык называется перечислимым (или рекурсивно перечислимым, или полуразрешимым) (recursively enumerable), если существует детерминированная машина Тьюринга, допускающая этот язык.

Замечание 13.20. В определении 13.19 можно отбросить требование детерминированности машины Тьюринга.

Алгоритмические проблемы Теорема 13.21. Каждый разрешимый язык является перечислимым.

Доказательство. Пусть дана машина Тьюринга M = = Q,,, b0,, {qs}, {qa, qr} с выделенным состоянием qa, которая разрешает язык L. Тогда машина Тьюринга M = Q,,, b0,, {qs}, {qa} допускает язык L.

Пример 13.22*. Если в машине Тьюринга из примера 13.13* заменить переход 6, a, 6, a, -1 на 6, a, 6, b, -1, то получится машина Тьюринга, допускающая язык {an | n N}. Следовательно, этот язык является перечислимым. Можно доказать, что он даже является разрешимым.

13.2. Массовые задачи [АхоУль, 0.4.5], [Гла, 8.1], [Sip, 4.2], [ХопМотУль, 9.2] Определение 13.23. Массовой задачей (problem) называется бесконечная серия “однотипных” индивидуальных задач (instance), каждая из которых имеет определённый ответ. С каждой массовой задачей связана некоторая фиксированная схема кодирования (encoding scheme), которая отображает индивидуальные задачи в их коды — слова в некотором фиксированном алфавите. При этом требуется, чтобы множество кодов всех индивидуальных задач было разрешимым.

Определение 13.24. Задачей распознавания (decision problem) называется массовая задача, в которой ответами индивидуальных задач могут быть только “да” и “нет” (то есть существует только два возможных ответа).

Пример 13.25. Зафиксируемнекоторый алфавит. Рассмотрим следующие однотипные индивидуальные задачи: даны два слова x и y, необходимо выяснить, является ли слово x подсловом слова y.

Пусть # — новый символ, не принадлежащий алфавиту.

Кодоминдивидуальной задачи про конкретные слова x и y будем считать слово x#y в алфавите {#}.

Эта массовая задача является задачей распознавания.

Алгоритмические проблемы Определение 13.26. Алгоритмическая проблема —проблема, в которой требуется найти алгоритм для решения массовой задачи. Если такой алгоритмсуществует, то данная проблема называется алгоритмически разрешимой или просто разрешимой (decidable, solvable), иначе — алгоритмически неразрешимой (undecidable, unsolvable).

Замечание 13.27. Алгоритмическая проблема, относящаяся к некоторой задаче распознавания, алгоритмически разрешима тогда и только тогда, когда разрешимо множество кодов индивидуальных задач с ответом “да”.

Пример 13.28. Рассмотрим массовую задачу из примера 13.25. Соответствующая алгоритмическая проблема разрешима, так как разрешим язык {x#uxv | x, u, v }.

Пример 13.29. Зафиксируемнекоторый алфавит. Рассмотрим следующие однотипные индивидуальные задачи: дана порождающая грамматика G = {A1,..., An},, P, A1, необходимо выяснить, является ли эта грамматика праволинейной.

Для полной строгости необходимо договориться, как кодировать грамматику G в виде слова. Например, можно использовать алфавит {,, 0, 1}, где,, 0, 1 — дополнительные символы, не принадлежащие множеству. Вспомогательный символ Ai заменим на слово, состоящее из символа и кода числа i в двоичной системе счисления. В каждом правиле добавим символ на месте и после слова. Кодом грамматики G будем считать результат конкатенации кодов всех правил из множества P. Наприм ер, грамматика A1 a, A1 A2A1, A2 aA3, A3, A3 bA1 (над алфавитом = {a, b}) кодируется словом 1a110110a111111b1.

Легко понять, что соответствующая алгоритмическая проблема (проблема проверки праволинейности) разрешима.

Теорема 13.30. Существует такая машина Тьюринга над однобуквенным алфавитом ={a}, что язык, допускаемый этой машиной Тьюринга, неразрешим.

Доказательство. Доказательство существования перечислимого неразрешимого множества можно найти, например, в [ХопМотУль, 9.2].

Алгоритмические проблемы 13.3*. Грамматики типа [ЛПИИ, 5.2.8], [Гла, 1.4], [АхоУль, с. 50, 120] Теорема 13.31. Класс языков, порождаемых грамматиками типа 0, совпадает с классом перечислимых языков.

Упражнение 13.32. Выводимо ли слово aab в грам м атике S Sb, S ST, S SU, S, Ta aaT, Tb ab, Uaaa aaU, Uab b Ответ. Да. S UUTTTb UUaaaaaaab aab.

Замечание 13.33. Неизвестно, порождает ли грамматика R Ra, R S, S Sb, S ST, S SU, S, Ta aaT, Tb ab, Uaaa aaU, Uab b все слова в алфавите {a, b}.

Упражнение 13.34. Пусть = {a, b, c, d, e}. Рассмотрим грамматику R ccdcdcddccddcdccca, ac ca, ca ac, bc cb, cb bc, ad da, da ad, bd db, db bd, ce eca, eca ce, de edb, edb de, cca ccae, ccae cca. Выводим о ли в ней слово ccdcdcddccddcdcccabba Ответ. Да. Пусть w = ccdcdcddccddcdccc. Тогда wa wabababba wabbababababba wabbababababbababba wabbabababba wabba.

Упражнение 13.35. Является ли разрешимым язык, порождаемый грамматикой S cS, S dS, S aa, ac ca, ca ac, bc cb, cb bc, ad da, da ad, bd db, db bd, cdc cdcR, Rcca ccR, Rddb ddR, Rcdd cddT, Tcc ccaT, Tdd ddbT, Tcdc cdc Ответ. Нет. Неразрешимо пересечение этого языка с языком cdc((cc+dd)cdd(cc+dd)cdc)(a+b). В пересечении можно закодировать любую грамматику типа 0 (вспомогательный символ Ai заменяется на ccd2icc, в каждомправиле добавляется слово cdd на месте и слово cdc после слова ).

Определение 13.36. Порождающая грамматика в нормальной форме — порождающая грамматика, в которой каждое правило имеет вид A a, A BC или AB, где A N, B N, C N, a.

Теорема 13.37. Каждая порождающая грамматика эквивалентна некоторой порождающей грамматике в нормальной форме.

Алгоритмические проблемы 13.4. Проблема соответствий Поста [Sip, 5.2], [Гин, 4.2], [Сал, 4.6], [АхоУль, 0.4.6], [ГорМол, с. 375], [ХопМотУль, 9.4], [ГроЛан, 6.2.3] Определение 13.38. Постовской системой соответствия над алфавитом называется пара конечных последовательностей ((x1,..., xn), (y1,..., yn)), где xi и yi для всех i.

Pages:     | 1 |   ...   | 5 | 6 || 8 | 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.