Beweis Sei M = (Q, Σ, q 0 , F, δ). Die einfache Idee der Konstruktion von M ′ ist es, ε- Wege kurzzuschließen“. Wo in G ” M ein Weg von v q nach v q ′ führt, der mit ε, . . . , ε, a beschriftet ist (a ∈ Σ), soll in G M ′ eine direkte, mit a beschriftete Kante von v q nach v q ′ führen. Man muss dann noch sicherstellen, dass Knoten v q , von denen aus man auf einem reinen ε-Weg zu einem Knoten v q ′, q ′ ∈ F , gelangt, selbst akzeptierend werden. Also: M ′ = (Q, Σ, q 0 , F ′ , δ ′ ), mit für q ∈ Q, a ∈ Σ, <strong>und</strong> δ ′ (q, a) := {q ′ ∈ Q | ∃ Weg in G M von v q nach v q ′, der mit ε, . . . , ε, a markiert ist }, F ′ := {q ∈ Q | ∃q ′ ∈ F : ∃ Weg (der Länge ≥ 0) in G M von v q nach v q ′, Zu zeigen ist: Für a 1 · · · a n ∈ Σ ∗ gilt: der mit ε, . . . , ε markiert ist }. M akzeptiert a 1 · · · a n ⇔ M ′ akzeptiert a 1 · · · a n . ” ⇒“: Falls M das Wort a 1 · · · a n akzeptiert, gibt es einen Weg in G M von v 0 zu einem v q mit q ∈ F , dessen Kanten mit ε, . . . , ε, a 1 , ε, . . . , ε, a 2 , . . . , ε, . . ., ε, a n , ε, . . . , ε beschriftet sind. Es seien v q1 , . . . , v qn die Knoten auf dem Weg, in die die mit a 1 , . . . , a n beschrifteten Kanten dieses Weges münden. Dann sind, nach Definition von δ ′ , die Kanten (v qi−1 , v qi ) in G M ′ mit a i beschriftet, 1 ≤ i ≤ n, <strong>und</strong> q n ∈ F ′ . Also gibt es in G M ′ einen Weg von v q0 zu v q ′ mit q ′ ∈ F ′ , dessen Kanten mit a 1 , . . . , a n beschriftet sind, d. h. M ′ akzeptiert a 1 · · · a n . ” ⇐“: Falls M ′ das Wort a 1 · · · a n akzeptiert, gibt es einen Weg v q0 , v q1 , . . . , v qn in G M ′ mit q n ∈ F ′ , so dass die Kante (v qi−1 , v qi ) mit a i beschriftet ist, 1 ≤ i ≤ n. Nach Definition von M ′ gibt es in G M Wege von v qi−1 nach v qi , die mit ε, . . . , ε, a i beschriftet sind, 1 ≤ i ≤ n, <strong>und</strong> einen Weg von v qn zu v q mit q ∈ F , der mit ε, . . . , ε beschriftet ist. Man verkettet diese n + 1 Wege, um einen zu erhalten, der von v q0 nach v q verläuft, <strong>und</strong> abgesehen von ε’s, mit a 1 , . . . , a n beschriftet ist. Also akzeptiert M das Wort a 1 · · · a n . □ Wenden wir die im Beweis angegebene Konstruktion auf das Beispiel von oben an, erhalten wir folgenden NFA. 1 1 1 3 Start 0 3 3 3 2 2 3 2 32
1.3.8 Satz Sei Σ ein Alphabet. Ist r ein regulärer Ausdruck über Σ, so existiert ein ε-NFA M r mit L(r) = L Mr . (Nach 1.3.7 <strong>und</strong> 1.2.3 ist also L(r) regulär.) Beweis Wir zeigen durch Induktion über den Aufbau von r die folgende Aussage: Es gibt einen ε-NFA M r = (Q, Σ, q 0 , {q f }, δ), mit q 0 ≠ q f . mit L(r) = L Mr . (M r hat also genau einen akzeptierenden Zustand, der zudem vom Startzustand verschieden ist.) Die <strong>Automaten</strong> werden dabei durchweg in der Graphdarstellung angegeben. (Man beachte, dass ähnliche Konstruktionen auch ohne die Einschränkung q 0 /∈ F <strong>und</strong> |F | = 1 möglich sind; dadurch vermindert sich u. U. die Größe des entstehenden <strong>Automaten</strong>.) Die folgenden Skizzen zeigen den Aufbau der <strong>Automaten</strong> M ∅ , M ε , M a <strong>und</strong> die induktive Technik, mit der man aus M r1 <strong>und</strong> M r2 ε-NFA’s M (r1 +r 2 ), M (r1 r 2 ) <strong>und</strong> M (r ∗ 1 ) aufbaut. Dabei stellt ein Rechteck M: q q’ G M immer den Graphen eines ε-NFA M mit Startzustand q 0 = q <strong>und</strong> akzeptierendem Zustand q f = q ′ dar. M O : Start 0 1 Abbildung 1.3: r = ∅ : G M∅ hat keine Kante! M ε : Start 0 ε 1 Abbildung 1.4: r = ε : G Mε hat eine ε-Kante. 33
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- Seite 63 und 64: Beispiele: (Die ” trivialen“ Ä
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- Seite 71 und 72: (c) L 2 ist die Klasse aller Sprach
- Seite 73 und 74: Beweis ” ⇒“: Sei L = L M für
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daß L(G) = L(G ′′ ). Man kann
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Um das einzusehen, betrachte man Ab
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Dabei ist α(T A ) = α(T B )α(T C
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S D^ A B D 0 A D 1 0 D 0 1 0 für G
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Die Aktion in Phase 1 wird so lange
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3.3 Das Pumping-Lemma für kontextf
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T: S T : 1 A T : 2 A u v w x y Dies
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3.3.2 Beispiel Aus der Grammatik in
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enutzen. Dabei gehen wir nach demse
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hat m Blätter. Die Wurzel muß zwe
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i 1 (a) 4 (b) 2 (a) 3 (b) 3 (a) 2 (
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Kapitel 4 Kellerautomaten In diesem
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Die hier betrachteten Kellerautomat
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(d) M akzeptiert w ∈ Σ ∗ , fal
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Eingabe # q a 1 a 2 a n Keller unte
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Kellerinhalt Restwort eine Rechtsab
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4.3.2 Fakt Es sei L ⊆ Σ ∗ . Da
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Das heißt aber w ∈ L M ⇔ w ∈
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Sei nun k > 1. Der Ableitungsbaum f
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4.5.1 Definition Ein deterministisc
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4.5.6 Lemma Wenn M ein DPDA ist, da
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4.6.2 Satz Die Klasse L 2 ist nicht
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Gegeben Frage Methode kontextfreie
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B 1 A 1 A 2 A 3 B 2 A 4 B 3 B 4 A 5
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Anhang A b-äre und b-adische Zahld
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Definition. Wenn a k−1 · · · a
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1. Fall: a k−1 = · · · = a 0 =
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n b = 10 b = 5 b = 4 b = 3 b = 2 b
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Korollar. Für jedes b ≥ 1 ist di
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(ii) (α) Wenn φ eine alF ist, dan
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(A 0 ) b(A 1 ) b(A 2 ) val b ((A 0
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(iii) die Einschränkung: nur die d
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x x d(T ) = −1 z y u z d(T ) = 1
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(i) B ⊆ M. (ii) Wenn a 1 , . . .
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5 1 9 2 3 4 7 5 3 entsprechen die W
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I.Ann.: i ≥ 0, Γ i R (B) ⊆ Γ
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Anhang C Mathematische Grundlagen 1