Связь регулярных множеств, конечных автоматов и регулярных грамматик

В разделе 3.3.3 приведен алгоритм построения детерминированного конечного автомата по регулярному выражению. Рассмотрим теперь как по описанию конечного автомата построить регулярное множество, совпадающее с языком, допускаемым конечным автоматом.

Теорема 3.1. Язык, допускаемый детерминированным конечным автоматом, является регулярным множеством.

Доказательство. Пусть L - язык, допускаемый детерминированным конечным автоматом

Введем De - расширенную функцию переходов автомата M: De(q, w) = p, где

, тогда и только тогда, когда .

Обозначим посредством

множество всех слов x таких, что De(qi, x) = qj и если De(qi, y) = qs для любой цепочки y - префикса x, отличного от x и e, то s k.

Иными словами,

есть множество всех слов, которые переводят конечный автомат из состояния qi в состояние qj , не проходя ни через какое состояние qs для s > k. Однако, i и j могут быть больше k.

может быть определено рекурсивно следующим образом:

Таким образом, определение

означает, что для входной цепочки w, переводящей M из qi в qj без перехода через состояния с номерами, большими k, справедливо ровно одно из следующих двух утверждений:

1. Цепочка w принадлежит
   
   , то есть при анализе цепочки w автомат никогда не достигает состояний с номерами, большими или равными k.
2. Цепочка w может быть представлена как w = w1w2w3, где
   
   (подцепочка w1 переводит M сначала в qk),
   
   (подцепочка w2 переводит M из qk обратно в qk, не проходя через состояния с номерами, большими или равными k), и
   
   (подцепочка w3 переводит M из состояния qk в qj) - рис. 3.16.

Рис. 3.16. 

Тогда

. Индукцией по k можно показать, что это множество является регулярным.

Таким образом, для всякого регулярного множества имеется конечный автомат, допускающий в точности это регулярное множество, и наоборот - язык, допускаемый конечным автоматом есть регулярное множество.

Рассмотрим теперь соотношение между языками, порождаемыми праволинейными грамматиками и допускаемыми конечными автоматами.

Праволинейная грамматика G = (N, T, P, S) называется регулярной, если

(1) каждое ее правило, кроме S e, имеет вид либо A aB, либо A a, где

(2) в том случае, когда , начальный символ S не встречается в правых частях правил.

Лемма. Пусть G - праволинейная грамматика. Существует регулярная грамматика G' такая, что L(G) = L(G').

Доказательство. Предоставляется читателю в качестве упражнения.

Теорема 3.2. Пусть G = (N, T, P, S) - праволинейная грамматика. Тогда существует конечный автомат M = (Q, T, D, q0, F) для которого L(M) = L(G).

Доказательство. На основании приведенной выше леммы, без ограничения общности можно считать, что G - регулярная грамматика.

Построим НКА M следующим образом:

1. состояниями M будут нетерминалы G плюс новое состояние R, не принадлежащее N. Так что
   
   ,
2. в качестве начального состояния M примем S, то есть q0 = S,
3. если P содержит правило S
   
   e, то
   
   , иначе F = {R}. Напомним, что S не встречается в правых частях правил, если
   
   ,
4. состояние
   
   , если
   
   . Кроме того, D(A, a) содержит все B такие, что
   
   , для каждого
   
   .

M, читая вход w, моделирует вывод w в грамматике G. Покажем, что L(M) = L(G). Пусть . Тогда для некоторой последовательности нетерминалов A1, A2, ... , An-1. По определению, D(S, a1) содержит A1, D(A1, a2) содержит A2, и т.д., D(An-1, an) содержит R. Так что , поскольку De(S, w) содержит R, а . Если , то , так что e \in L(M).

Аналогично, если , то существует последовательность состояний S, A1, A2, ... , An-1, R такая, что D(S, a1) содержит A1, D(A1, a2) содержит A2, и т.д. Поэтому - вывод в G и . Если , то , так что и .

Теорема 3.3. Для каждого конечного автомата M = (Q, T, D, q0, F) существует праволинейная грамматика G = (N, T, P, S) такая, что L(G) = L(M).

Доказательство. Без потери общности можно считать, что автомат M - детерминированный. Определим грамматику G следующим образом:

1. нетерминалами грамматики G будут состояния автомата M. Так что N = Q,
2. в качестве начального символа грамматики G примем q0, то есть S = q0,
3. 
   , если D(A, a) = B,
4. 
   , если D(A, a) = B и
   
   ,
5. 
   , если
   
   .

Доказательство того, что тогда и только тогда, когда , аналогично доказательству теоремы 3.2.



В некоторых случаях для определения того, является ли язык регулярным, может быть полезным необходимое условие, которое называется леммой Огдена о разрастании.

Теорема 3.4. (Лемма о разрастании для регулярных множеств). Пусть L - регулярное множество. Существует такая константа k, что если

и , то цепочку w можно представить в виде xyz, где и для всех .

Доказательство. Пусть M = (Q, ?, D, q0, F) - конечный автомат, допускающий L, то есть L(M) = L и k = |Q|. Пусть и . Рассмотрим последовательность конфигураций, которые проходит автомат M, допуская цепочку w. Так как в ней по крайней мере k + 1 конфигурация, то среди первых k+1 конфигурации найдутся две с одинаковыми состояниями. Таким образом, получаем существование такой последовательности тактов, что



для некоторых . Отсюда . Но тогда для любого i > 0 автомат может проделать последовательность тактов Таким образом, для всех i 1. Случай i = 0 то есть также очевиден.

С помощью леммы о разрастании можно показать, что не является регулярным множеством язык L={0n1n|n1}.

Допустим, что L регулярен. Тогда для достаточно большого n0n1n можно представить в виде xyz, причем y e и для всех i 0. Если или , то . Если , то . Получили противоречие. Следовательно, L не может быть регулярным множеством.


Содержание раздела

---

---