Satz 75
Eine SpracheL⊆Σ∗ ist genau dann durch einen regul¨aren Ausdruck darstellbar, wenn sie regul¨ar ist.
Beweis:
“=⇒”:
Sei alsoL=L(γ).
Wir zeigen:∃ NFA N mitL=L(N)mit Hilfe struktureller Induktion.
Induktionsanfang:Fallsγ =∅,γ =, oderγ =a∈Σ, so folgt die Behauptung unmittelbar.
Induktionsschritt:
γ=αβ:
nach Induktionsannahme∃ NFA Nα und Nβ mit L(Nα) =L(α) und L(Nβ) =L(β).
q0 qα,0 qα,f qβ,0 qβ,f qf
Nα Nβ
Nγ:
Induktionsschritt (Forts.):
γ= (α|β):
nach Induktionsannahme∃ NFA Nα und Nβ mit L(Nα) =L(α) und L(Nβ) =L(β).
q0
qα,0 qα,f
qβ,0 qβ,f
qf
Nβ
Nγ:
Induktionsschritt (Forts.):
γ= (α)∗:
nach Induktionsannahme∃ NFA Nα mit L(Nα) =L(α).
q0 qα,0 qα,f qf Nα
Nγ:
“⇐=”:
SeiM = (Q,Σ, δ, q0, F) ein deterministischer endlicher Automat.
Wir zeigen: es gibt einen regul¨aren Ausdruck γ mitL(M) =L(γ).
SeiQ={q0, . . . , qn}. Wir setzen
Rijk :={w∈Σ∗; die Eingabe w ¨uberf¨uhrt den im Zustand qi gestarteten Automaten in den Zustand qj, wobei alle zwischendurch durchlaufenen Zust¨ande einen Index kleiner gleichkhaben}
Behauptung:F¨ur alle i, j∈ {0, . . . , n}und alle k∈ {−1,0,1, . . . , n}gilt:
Es gibt einen regul¨aren Ausdruck αkij mit L(αkij) =Rkij.
Bew.:
Induktion ¨uber k:
k=−1: Hier gilt
R−1ij :=
({a∈Σ; δ(qi, a) =qj}, fallsi6=j {a∈Σ; δ(qi, a) =qj} ∪ {}, fallsi=j R−1ij ist also endlich und l¨asst sich daher durch einen regul¨aren Ausdruckα−1ij beschreiben.
Bew.:
Induktion ¨uber k:
k⇒k+ 1: Hier gilt
Rk+1ij =Rkij∪Rki k+1(Rkk+1k+1)∗Rkk+1j αk+1ij = (αkij |αki k+1(αkk+1k+1)∗αkk+1j) Somit gilt:L(M) =L((αn0f
1 |αn0f
2 | · · · |αn0fr)), wobeif1, . . . , fr
die Indizes der Endzust¨ande seien.
(Satz 75)
Stephen Cole Kleene
Geboren am 5. Januar 1909 in Hartford, Connecticut
Gestorben am 25. Januar 1994 in Madison, Wisconsin
US-amerikanischer Mathematiker und Logiker Mitbegründer der theoretischen Informatik
– Automatentheorie – Kleenesche Hülle A*
– Arbeiten zum Lambda-Kalkül von A. Church 1934 Promotion in Mathematik an der Princeton University
– Doktorvater: Alonzo Church (1903-1995)