Formale Methoden I - Universität Bielefeld
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69<br />
Daraus folgt dann schon die Behauptung des Satzes, was man wie folgt sieht. Sei<br />
⃗x<br />
⃗x∈L(A). Dann existiert ein q∈Fmit i−→ q. Es sei U nun diejenige Menge, für<br />
die gilt i p ⃗x<br />
={i} −→ U. Dann ist wegen (152) q∈U, und da q∈F, so ist U∈ F p .<br />
Zusammen haben wir, dass⃗x∈L(A p ). Ist umgekehrt⃗x∈L(A p ), so existiert ein<br />
U∈ F p ⃗x<br />
⃗x<br />
mit{i} −→ U. Nach Definition ist für jedes q∈U i−→ q. Es existiert ein<br />
q ′ ⃗x<br />
∈ U∩ F, und so ist insbesondere i−→ q ′ , also⃗x∈L(A).<br />
Nun zum Beweis von (152). Es sei n die Länge von⃗x. Für n=0 ist Behauptung<br />
klar. Denn nach Definition (148) ist S −→ U gdw. U= S , und dann ist U<br />
ε<br />
tatsächlich die Menge der von einem Zustand in S aus erreichbaren Zustände.<br />
Sei nun die Behauptung für alle Zahlen< n gezeigt und habe⃗x die Länge n.<br />
⃗y<br />
Dann ist⃗x=⃗y·a für ein a und ein⃗y. Es sei V so gewählt, dass S −→ V −→<br />
a<br />
U. Nach Voraussetzung ist V die Menge der von einem Zustand in S aus mit⃗y<br />
erreichbaren Zustände. Ist nun p−→ ⃗x<br />
q ′ für ein q ′ , so ist p−→ ⃗y<br />
q ′′ a<br />
−→ q ′ für ein<br />
q ′′ . Nach Induktionsannahme ist q ′′ ∈ V. Deswegen ist jeder Zustand in U mittels<br />
a von einem Zustand in V aus erreichbar. Und so ist U die Menge der von S mit<br />
⃗x erreichbaren Zustände.⊣<br />
Wir können daraus einen wichtigen Schluss ziehen.<br />
Korollar 11.7 Ist S eine durch einen endlichen Automaten akzeptierte Sprache,<br />
so auch A ∗ − S .<br />
Beweis. Wir können wegen dem Vorangegangenen annehmen, dass es einen deterministischen<br />
und totalen AutomatenA=〈A, Q, i, F,δ〉 gibt mit S = L(A). Sei<br />
A n :=〈A, Q, i, Q− F,δ〉. Ich behaupte, dass L(A n )=A ∗ − S . Dazu sei⃗x∈A ∗ . Da<br />
die Übergangsfunktion in beiden Automaten gleich ist und total und deterministisch,<br />
existiert nach Satz 11.5 ein eindeutiges q mit i−→ q. Es ist⃗x∈L(A) genau<br />
⃗x<br />
dann, wenn q∈Fund⃗x∈L(A n ) genau dann, wenn q∈Q−F, dh genau dann,<br />
wenn qF. Dies zeigt die Behauptung.⊣<br />
Satz 11.8 Genau dann ist eine Sprache S regulär, wenn es einen endlichen AutomatenAgibt<br />
mit L(A)=S .<br />
Der Beweis ist recht langwierig und sei hier nicht erbracht. Anstelle dessen gebe<br />
ich Beispiele. So etwa ein Automat, der nur ein einziges Wort erkennt, etwa das<br />
Wort/Katze/. Seine Zustände sind q ε , q K , q Ka , q Kat , q Katz und q Katze . Und es gibt<br />
lediglich die folgenden Übergänge, die ich der Übersicht halber verkürzt darstelle:<br />
(153) q ∅<br />
K<br />
−→ q K<br />
a<br />
−→ q Ka<br />
t<br />
−→ q Kat<br />
z<br />
−→ q Katz<br />
e<br />
−→ q Katze