Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
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4.3. GRAMMATIKEN UND TURINGMASCHINEN 107<br />
2. Sei w = s1 . . . sn e<strong>in</strong> Wort, das von S ableitbar ist. Wir haben e<strong>in</strong>e Ableitung<br />
der Form<br />
S ⇒ [qF#] ⇒ w1 ⇒ w2 ⇒ . . . ⇒ wM = s1 . . . sn.<br />
Wir dürfen annehmen, dass die Regeln (7) und (8) (die bestimmt angewendet<br />
wurden, da w1 die beiden Klammern enthält, aber wM nicht) erst am Ende<br />
der Ableitung angewendet wurden, also wM−2 = [q0s1 . . .sn]. Für die Ableitung<br />
w1 ⇒ ∗ wM−2 wurden nur die Regeln (1) - (6) angewendet. Es ist also<br />
h<strong>in</strong>reichend, zu zeigen, dass, falls für zwei Konfigurationen w und w ′ , w ′ ⊢ w<br />
aufgrund von (1) - (6) gilt, dann folgt daraus w ⊢ w ′ .<br />
(a) Falls die Produktion (1) angewendet wurde, gilt w ′ = [uq ′ s ′ v] und w =<br />
[uqsv], wobei qs → q ′ s ′ e<strong>in</strong>e Übergangsregel ist. Dann ist w ′ e<strong>in</strong>e<br />
Folgekonfiguration von w.<br />
(b) Falls die Produktion (2) angewendet wurde, gilt w ′ = [usq ′ v] und w =<br />
[uqsv]. Wieder ist w ′ e<strong>in</strong>e Folgekonfiguration von w.<br />
(c) Falls die Produktion (3) angewendet wurde, gilt w ′ = [usq ′ #] und w =<br />
[uqs], und auch diesmal ist w ′ e<strong>in</strong>e Folgekonfiguration von w. Analog mit<br />
den Produktionen (4) und (5).<br />
Also für w1 = [qF#] und wM−2 = [q0s1 . . . sn] folgt aus w1 ⇒ ∗ wM−2, dass<br />
wM−2 ⊢ ∗ w1. Das bedeutet, dass die TM auf die E<strong>in</strong>gabe s1 . . . sn hält und<br />
akzeptiert. Also gehört s1 . . . sn zu L(M).<br />
Korollar 1. Für jede rekursiv-aufzählbare Sprache L gibt es e<strong>in</strong>e Grammatik, die<br />
L erzeugt.<br />
Beweis. Es gibt e<strong>in</strong>e TM, die L akzeptiert. Sei M e<strong>in</strong>e Modifikation dieser TM,<br />
die sich nur dadurch unterscheidet, dass M ihr Band löscht, bevor sie hält. Dann<br />
gilt<br />
L = L(M) = L(GM).<br />
Beispiel 4. Die folgende TM akzeptiert die Sprache aller ungeraden Zahlen (über<br />
Σ = {|}):<br />
M = ({q0, q1, q2}, {|}, δ, q0, qF)<br />
mit Übergängen<br />
(q0, |) → (q1, #)<br />
(q1, #) → (qF,R)<br />
(qF,|) → (q2, #)<br />
(q2, #) → (q0, R)<br />
Dieser TM entspricht die folgende Grammatik<br />
GM = ({|}, {q0, q1, q2, #, [, ], S}, S, R)<br />
mit den Produktionen<br />
S → [qF#]<br />
q1# → q0|<br />
#qF → q1#<br />
#qF#] → q1#]<br />
q2# → qF |<br />
#q0 → q2#<br />
#q2#] → q2#]<br />
[q0 → ε<br />
] → ε<br />
Satz 2. Jede von e<strong>in</strong>er Grammatik erzeugte Sprache ist rekursiv-aufzählbar.