Szabályos nyelv

A Wikipédiából, a szabad enciklopédiából

Egy szabályos nyelv minden esetben egy formális nyelv (ugyanis: egy véges ábécéből létrehozható, véges hosszúságú sorozatokból álló, valószínűleg végtelen halmaz), ami kielégíti a következő ekvivalencia jellemzőket:

Szabályos nyelv egy adott ábécé felett[szerkesztés | forrásszöveg szerkesztése]

Egy adott Σ ábécé felett létező összes szabályos nyelvet a követekező rekurzív definíciókkal adhatjuk meg:

  • Az üres nyelv, Ø szabályos nyelv.
  • Az üres string nyelv, { ε } szabályos nyelv.
  • Ha a ∈ Σ, akkor az { a } által alkotott, egyelemű halmaz szabályos nyelv.
  • Ha A és B szabályos nyelvek, akkor az A U B (union), az AB (konkatenáció), és az A* (Kleene csillag) nyelvek szintén szabályos nyelvek.
  • Az egyéb, Σ felett nem létező nyelv szabályos nyelv.

Minden véges nyelv szabályos. Például az {a, b} ábécé felett értelmezett nyelv, amely az összes páros számú a tartalmazza, vagy az a nyelv, amely tartalmazza az összes, a következő formában meghatározható stringet: különböző számú ak, amelyeket különböző számú bk követnek.

Ha egy nyelv nem szabályos, akkor a felismeréséhez legalább Ω(log log n) munkaterületre van szükség (ahol n a bemenő szimbólumsorozat hossza). A gyakorlatban a legtöbb nem szabályos probléma gépi megoldásához logaritmikus tér szükséges.

Zártsági tulajdonságok[szerkesztés | forrásszöveg szerkesztése]

A szabályos nyelvek zártak a következő műveletek szempontjából (abban az esetben, ha "L" és "P" szabályos nyelvek, akkor a következő nyelvek szintén szabályos nyelveke lesznek):

Hogyan dönthető el egy nyelvről, hogy szabályos-e[szerkesztés | forrásszöveg szerkesztése]

A szabályos nyelvek Chomsky féle hierarchiabeli helye szerint minden szabályos nyelv környezet független. A megállapítás visszafelé azonban nem igaz: például az a nyelv, amely tartalmazza az összes olyan stringet, amelyekben ugyanannyi a's van, mint b, az környezet független, de nem szabályos. Annak bizonyítására, hogy a fenti nem nem szabályos, a Myhill-Nerode tétel vagy a pumping lemma használható.

A következőkben két tisztán algebarai megközelítést mutatunk a szabályos nyelvek meghatározásra.

  • Ha Σ véges ábécé és Σ* jelöli a Σ feletti szabad monoidot, amely tartalmazza a Σ feletti összes stringet,  f : Σ* → M egy monoid homomorfizmus ahol M egy véges monoid, és S M részhalmaza, akkor az f ‒1(S) halmaz szabályos, reguláris. Minden szabályos nyelv létrehozható ilyen módon.
  • Ha L Σ* valamilyen részhalmaza, és definiáljuk a ~ ekvivalenciarelációt Σ* ra a következők alapján:
u ~ v ami azt jelenti, hogy
uwL akkor, és csak akkor, ha vwL minden w ∈ Σ* esetén.

Az L nyelv akkor, és csak akkor szabályos, ha az ~ ekvivalencia osztályainak száma véges; ebben az esetben, ez a szám azonos az L nyelvet elfogadó minimálautomata átmeneteinek számával.

Angol nyelvű forrás[szerkesztés | forrásszöveg szerkesztése]

  • Michael Sipser "Introduction to the Theory of Computation", 1997, PWS Publishing, ISBN 0-534-94728-X, Chapter 1: Regular Languages, pp.31–90. Subsection "Decidable Problems Concerning Regular Languages" of section 4.1: Decidable Languages, pp.152–155.

Egyéb kapcsolat[szerkesztés | forrásszöveg szerkesztése]

  • Department of Computer Science at the University of Western Ontario: Grail+, http://www.csd.uwo.ca/Research/grail/. Szoftvercsomag szabályos kifejezések, véges állapotú gépek és véges nyelvek kezelésére. Nem kereskedelmi célokra szabad felhasználású.