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1 Zusammenfassung Zusammenfassung der letzten LV Einführung in die Theoretische Informatik Woche 7 Harald Zankl Institut für UIBK Wintersemester 2014/ Wir betrachten die folgende Signatur F = {+,,, 0, 1} sodass Stelligkeit von 0, 1 ist 0 Stelligkeit von ist 1 Stelligkeit von +, ist 2 2 V = {x, y,... } 3 Wir betrachten die leichungen E (x + y) + z x + (y + z) x + x 1 x + x x 4 Dann gilt E 1 + x 1 5 Dann gilt E x Satz (Satz von Birkhoff) Für beliebige Terme s, t gilt: E = s t gdw. E s t. HZ (IFI) ETI - Woche 7 104/217 Zusammenfassung (Schaltalgebra) Sei B = {0, 1}, wir betrachten die Algebra wobei die Operationen +,, B; +,,, 0, 1 wie folgt definiert sind: x y xy x y x + y x x Diese Algebra ist eine Boolesche Boolesche und heißt Schaltalgebra. (Schaltnetz) Ein logischer Schaltkreis (Schaltnetz) ist ein algebraischer Ausdruck der Schaltalgebra Die Operationen +,, werden als logische atter dargestellt Überblick Inhalte der Lehrveranstaltung Einführung in die Logik Syntax & Semantik der Aussagenlogik, Formales Beweisen, Konjunktive und Disjunktive Normalformen Einführung in die Algebra Boolesche Algebra, Universelle Algebra, Logische Schaltkreise Einführung in die Theorie der Formalen Sprachen rammatiken und Formale Sprachen, Reguläre Sprachen, Kontextfreie Sprachen Einführung in die Berechenbarkeitstheorie Algorithmisch unlösbare Probleme, Turing Maschinen, Registermaschinen Einführung in die Programmverifikation Prinzipien der Analyse von Programmen, Verifikation nach Hoare, Verschlüsselung und Sicherheit HZ (IFI) ETI - Woche 7 105/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 106/217

2 Sprachen Sprachen Eine Teilmenge L von Σ heißt eine formale Sprache über Alphabet Σ Die Menge aller Wörter, die aus n Nullen gefolgt von n Einsen bestehen, wobei n 0: {ɛ, 01, 0011, ,...} Die Menge aller Wörter, die jeweils die selbe Anzahl Nullen und Einsen enthalten: {ɛ, 01, 10, 0011, 0101,...} Für jedes Alphabet Σ ist Σ eine formale Sprache eine formale Sprache (die leere Sprache) {ɛ} eine formale Sprache (beachte: {ɛ}) Seien L, M formale Sprachen über dem Alphabet Σ Die Vereinigung von L und M ist wie folgt definiert L M := {x x L oder x M} Wir definieren das Komplement von L: L = Σ \ L := {x Σ x / L} Der Durchschnitt von L und M ist wie folgt definiert: L M := {x x L und x M} Das Produkt (oder die Verkettung) von L und M ist definiert als: LM := {xy x L, y M} Lemma Seien L, L 1, L 2, L 3 formale Sprachen, dann gilt (L 1 L 2 )L 3 = L 1 (L 2 L 3 ) L{ɛ} = {ɛ}l = L L = L = HZ (IFI) ETI - Woche 7 107/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 108/217 Sprachen Abschluss einer Formalen Sprache Sei L eine formale Sprache und k N Die k-te Potenz von L ist definiert als: {ɛ} falls k = 0 L k = L falls k = 1 LL L } {{ } falls k > 1 k-mal Der Kleene-Stern oder Abschluss von L ist wie folgt definiert: L = k 0 L k = {x 1 x k x 1,..., x k L und k N, k 0} Sprachen Schließlich definieren wir: L + = k 1 L k = {x 1 x k x 1,..., x k L und k N, k 1} Sei Σ = {0, 1} und betrachte die formale Sprache L aller Wörter, die aus n Nullen gefolgt von n Einsen bestehen, wobei n 0, also L = {0 n 1 n n 0} Es gilt L, aber L 2 Allgemein erhalten wir: L 2 = {0 n 1 n 0 k 1 k n, k 0} HZ (IFI) ETI - Woche 7 109/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 110/217

3 rammatiken und Formale Sprachen rammatiken und Formale Sprachen S Pronomen Nomen Verb Adjektiv Nomen Lehrveranstaltungsleiter Nomen Vortragender Pronomen Unser Mein Verb ist Adjektiv lästig nett streng monoton anspruchsvoll rammatiken und Formale Sprachen Eine rammatik ist ein Quadrupel = (V, Σ, R, S), wobei 1 V eine endliche Menge von Variablen (oder Nichtterminale) 2 Σ ein Alphabet, die Terminale, V Σ = 3 R eine endliche Menge von Regeln 4 S V das Startsymbol Eine Regel ist ein Paar P Q von Wörtern P, Q (V Σ), sodass in P mindestens eine Variable vorkommt P nennen wir auch die Prämisse und Q die Konklusion der Regel S Unser Lehrveranstaltungsleiter ist anspruchsvoll Konvention Variablen werden groß geschrieben, Terminale klein Statt P Q 1, P Q 2, P Q 3 schreiben wir P Q 1 Q 2 Q 3 HZ (IFI) ETI - Woche 7 111/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 112/217 Ableitungen in einer rammatik Sei = (V, Σ, R, S) eine rammatik und seien x, y (V Σ) 1 Wir sagen y ist aus x in direkt ableitbar, wenn gilt: u, v (V Σ), (P Q) R sodass (x = upv und y = uqv) 2 In diesem Fall schreiben wir kurz x y 3 Wenn aus dem Kontext folgt schreiben wir x y (Ableitbar) Wir sagen y ist aus x in ableitbar, wenn k N und w 0, w 1,..., w k (V Σ) existieren, sodass Wir schreiben x x = w 0 w 1... w k = y y, beziehungsweise x y Sprache einer rammatik Sprache einer rammatik Die vom Startsymbol S ableitbaren Wörter heißen Satzformen Elemente von Σ heißen Terminalwörter Satzformen, die Terminalwörter sind, heißen Sätze (Sprache einer rammatik) Die Menge aller Sätze L() = {x Σ S x} heißt die von der rammatik erzeugte Sprache (Äquivalenz) Zwei rammatiken 1 und 2 heißen äquivalent, wenn L( 1 ) = L( 2 ) HZ (IFI) ETI - Woche 7 113/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 114/217

4 (rechtslinear) rammatik = (V, Σ, R, S) heißt rechtslinear, wenn für alle Regeln 1 P V 2 Q Σ Σ + V rammatik 1 = ({B}, {0, 1}, R, B) mit Regeln R: B 0 1 0B 1B B 0B 01B 010 zurück 1 ist rechtslinear L( 1 ) = {0, 1} + (kontextfrei) rammatik = (V, Σ, R, S) heißt kontextfrei, wenn für alle Regeln 1 P V 2 Q (V Σ) rammatik 2 = ({S}, {(, )}, R, S) mit Regeln R: 2 ist kontextfrei S ɛ (S) SS S SS (S)S (ɛ)s = ()S ()(S) ()(SS) ()(()(())) L( 2 ) beschreibt die Menge der balancierten Klammerausdrücke HZ (IFI) ETI - Woche 7 115/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 116/217 (beschränkt) rammatik = (V, Σ, R, S) heißt beschränkt, wenn für alle Regeln 1 entweder P Q 2 oder P = S, Q = ɛ und S kommt in keiner Konklusion einer Regel vor 3 = ({S, B, C}, {a, b, c}, R, S) mit Regeln R: S asbc abc CB BC ab ab bb bb bc bc cc cc Es gilt 3 ist beschränkt L( 3 ) = {a n b n c n n 1} (kontextsensitiv) rammatik = (V, Σ, R, S) heißt kontextsensitiv, wenn für alle Regeln 1 entweder es existieren u, v, w (V Σ) und A V, sodass P = uav und Q = uwv wobei w 1 2 oder P = S, Q = ɛ und S kommt in keiner Konklusion einer Regel vor 3 = ({S, B, C}, {a, b, c}, R, S) mit Regeln R: S asbc abc CB BC ab ab bb bb bc bc cc cc 3 ist nicht kontextsensitiv L( 3 ) = {a n b n c n n 1} HZ (IFI) ETI - Woche 7 117/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 118/217

5 (kontextsensitiv) rammatik = (V, Σ, R, S) heißt kontextsensitiv, wenn für alle Regeln 1 entweder es existieren u, v, w (V Σ) und A V, sodass P = uav und Q = uwv wobei w 1 2 oder P = S, Q = ɛ und S kommt in keiner Konklusion einer Regel vor 4 = ({S, B, C, H}, {a, b, c}, R, S) mit Regeln R: S asbc abc CB HB HB HC HC BC ab ab bb bb bc bc cc cc 4 ist kontextsensitiv L( 4 ) = {a n b n c n n 1} rammatik 5 = ({S, Y, T }, {a}, R, S) mit Regeln R: S YST a Y a aay Y at aa 5 ist nicht beschränkt L( 5 ) = {a 2n n 0} = {a, aa, aaaa, aaaaaaaa,...} rammatik 6 = ({S, Y, T }, {a}, R, S) mit Regeln R: S YST a aa Y a aay Y aat aaaa 6 ist beschränkt L( 6 ) = {a 2n n 0} = {a, aa, aaaa, aaaaaaaa,...} HZ (IFI) ETI - Woche 7 118/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 119/217 Chomsky-Hierarchie Beobachtung rammatik 2 ist kontextfrei, aber nicht kontextsensitiv, wegen der Regeln S ɛ und S (S). 2 kann in eine äquivalente kontextsensitive rammatik umgeschrieben werden. Satz Für jede kontextfreie rammatik gibt es eine äquivalente kontextsensitive rammatik. Beobachtung rammatik 3 ist nicht beschränkt, aber die äquivalente rammatik 4 ist beschränkt. Satz Jede kontextsensitive rammatik ist beschränkt. Für jede beschränkte rammatik gibt es eine äquivalente kontextsensitive rammatik. Eine formale Sprache L heißt regulär (vom Typ 3) wenn rechtslineare rammatik mit L = L() kontextfrei (vom Typ 2) wenn kontextfreie rammatik mit L = L() kontextsensitiv (vom Typ 1) wenn kontextsensitive rammatik mit L = L() rekursiv aufzählbar (vom Typ 0) wenn rammatik mit L = L() Satz (Chomsky-Hierarchie) Sei L i die Klasse der Sprachen vom Typ i und L die Klasse aller Sprachen. Dann gilt: L 3 L 2 L 1 L 0 L HZ (IFI) ETI - Woche 7 120/217 HZ (IFI) ETI - Woche 7 121/217

6 Chomsky-Hierarchie Chomsky-Hierarchie L L 0 L 1 {(E, s, t) E s t} L 2 {(E, s, t) E s t} L 3 L( 4 ) = {a n b n c n n 1} L( 2 ) = Klammerausdrücke L( 1 ) = {0, 1} + HZ (IFI) ETI - Woche 7 122/217

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