Linguagens, Gramáticas e Máquinas

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1 Linguagens, Gramáticas e Máquinas 1 INTRODUÇÃO Pode-se olhar um computador como uma máquina M que tem as propriedades descritas a seguir. A cada instante, M tem um "estado interno", M lê alguma "entrada", M "imprime" alguma saída que depende apenas do estado interno e da entrada e, então, possivelmente, M muda o estado interno. Existem várias maneiras de formalizar a noção de uma máquina M bem como uma hierarquia de tais máquinas. Pode-se também definir uma função "computável" em termos de um tipo especial de máquina M (máquina de Turing) que produz uma saída inteira não negativa M(n) para qualquer entrada inteira não negativa n. Como a maioria dos dados pode ser codificada por tais inteiros, a máquina M pode tratar a maior parte dos dados. Este texto é dedicado a essas questões e a tópicos a elas relacionados. 2 ALFABETOS, PALAVRAS E SEMIGRUPOS LIVRES Considere um conjunto não vazio A de símbolos. Uma palavra ou string w no conjunto A é uma seqüência finita de elementos do alfabeto. Por exemplo, as seqüências: u = ababb e v = accbaaa são palavras em A = {a, b, c}. Quando tratamos de palavras em A, freqüentemente denominamos A como o alfabeto, e seus elementos são chamados de letras. Também usaremos notação abreviada escrevendo a 2 para aa, a 3 para aaa e assim por diante. Logo, para as palavras acima, u = abab 2 e v = ac 2 ba 3. A seqüência vazia, denotada por λ, (letra grega lambda), ε (letra grega épsilon) ou 1, também é considerada uma palavra em A, chamada de palavra vazia. O conjunto de todas as palavras em A é denotado por A*. O comprimento de uma palavra u (escreve-se u ou l(u)) é o número de elementos na sua seqüência de letras. Para as palavras u e v acima, temos l(u) = 5 e l(v) = 7. Além disso, l(λ) = 0, onde λ é a palavra vazia. Observação: A menos que afirmação em contrário seja feita, o alfabeto A será finito, os símbolos u, v e w estarão reservados para palavras em A e os elementos de A usarão as letras a, b e c. Concatenação Considere duas palavras u e v em um alfabeto A. A concatenação de u e v, denotada por uv, é a palavra obtida quando se escrevem as letras de u seguidas das letra de v. Por exemplo, para as palavra w e v acima, temos uv = ababbaccbaaa = abab 2 ac 2 ba 3 A exemplo das letras, definimos u 2 = uu, u 3 = uuu e, em geral, u n+l = uu n onde u é uma palavra. Claramente, para quaisquer palavras u, v e w, as palavras (uv)w e u(vw) são idênticas, consistindo, simplesmente, nas letras u, v e w escritas uma após a outra. Também, o acoplamento da palavra vazia antes ou depois de qualquer palavra u não altera a palavra u. Em outros termos: Teorema 1: a operação de concatenação de palavras em um alfabeto A é associativa. A palavra vazia λ é o elemento identidade da operação. (Falando em termos gerais, a operação não é comutativa, por exemplo, uv vu para as palavras u e v acima.)

2 Subpalavras e Segmentos Iniciais Considere qualquer palavra u = a l a 2...a n em um alfabeto A. Qualquer seqüência w = a j a j a k é chamada subpalavra de w. Em particular, a subpalavra w = a 1 a 2...a k, começando com as primeiras letras de w, é dita um segmento inicial de u. Em outros termos, w é uma subpalavra de u se u = v 1 wv 2, e w é um segmento inicial de u se u = v 1 wv 2. Observe que λ. e u são subpalavras de u, já que u = λ.u. Considere a palavra u = abca. As subpalavras e segmentos iniciais de u são: 1 Subpalavras: λ, a, b, c, ab, bc, ca, abc, bca, abca. 2 Segmentos iniciais: λ, a, ab, abc, abca. Observe que a subpalavra w = a aparece em dois lugares de u. A palavra ac não é uma subpalavra de u mesmo que todas as letras pertençam a u. Semigrupos Livres e Monóides Livres Seja F o conjunto de palavras não vazias de um alfabeto A com a operação de concatenação. Como observado acima, a operação é associativa. Assim F é um semigrupo, chamado semigrupo livre sobre A ou semigrupo livre gerado por A. Pode-se mostrar facilmente que F satisfaz as leis de cancelamento à direita e à esquerda. Entretanto, F não é comutativo quando A tem mais de um elemento. Escreveremos F A para o semigrupo livre sobre A quando quisermos especificar o conjunto A. Considere agora M = A* o conjunto de todas as palavras de A, incluindo a palavra vazia λ. Como λ é um elemento identidade para a operação de concatenação, M é um monóide, chamado monóide livre sobre A. 3 LINGUAGENS Uma linguagem L sobre um conjunto A é uma coleção de palavras em A. Lembre que A * denota o conjunto de todas as palavras em A. Portanto, a linguagem L é, simplesmente, um subconjunto de A*. Exemplo 1 Os seguintes conjuntos são linguagens sobre A. 1. L l ={a,ab,ab 2,...} 2. L 2 = { a m b n : m > 0, n > 0}. 3. L 3 = {a m b m : m > 0}. 4. L 4 = {b m ab n :m > 0, n > 0}. Pode-se, verbalmente, descrever essas linguagens como a seguir. (a) L, consiste em todas as palavras começando por a e seguidas de zero ou mais bs. (b) L 2 consiste em todas as palavras começando por um ou mais a e seguidas por um ou mais bs. (c) L 3 consiste em todas as palavras começando por um ou mais a e seguidas pelo mesmo número de bs. (d) L 4 consiste em todas as palavras com exatamente um a. Operações em Linguagens Suponha que Lê M são linguagens sobre um alfabeto A. A "concatenação" de L e M, denotada por LM, é a linguagem definida como a seguir: LM = {uv: u L, v M} isto é, LM denota o conjunto de todas as palavras que vêm da concatenação de uma palavra de L com uma palavra de M. Por exemplo, suponha L 1 ={a,b 2 } L 2 = {a 2,ab,b 3 }, L, = {a 2, a 4, a 6,...} Então, L 1 L 2 = {a 3,a 2 b,ab 3,b 2 a 2,b 2 ab,b 5 } L 1 L 3 = {a 3,a 5,a 7,...,b 2 a 2,b 2 a 4,b 5 a 6,...} L 1 L 1 ={a 2,ab 2,b 2 a,b 4 } Claramente, a concatenação de linguagens é associativa, já que a concatenação de palavras é associativa. As potências de uma linguagem L são definidas como a seguir. L 0 = {λ}, L 1 =L, L 2 = LL, L m+l =L m L para m > 1. A operação unária L* (lê-se "L estrela") de uma linguagem L, conhecida como o fecho de Kleene de L, porque Kleene provou o Teorema 2.

3 Teorema 2: Fecho de Kleene = U k L * = L L L... L k = 0 A definição de L* é coerente com a notação A* que consiste em todas as palavras sobre A. Alguns textos definem L* como sendo a união de L 1, L 2,..., isto é, L + é a mesma coisa que L*, mas sem a palavra vazia λ. 4 EXPRESSÕES REGULARES E LINGUAGENS REGULARES Seja A um alfabeto (não vazio). Esta seção define uma expressão regular r sobre A e uma linguagem L(r) sobre A associada à expressão regular r. A expressão r e sua linguagem correspondente L(r) são indutivamente definidas a seguir. Definição: Cada uma das expressões seguintes é uma expressão regular sobre um alfabeto A. 1. O símbolo "λ" (palavra vazia) e o par"( )" (expressão vazia) são expressões regulares. 2. Cada letra a em A é uma expressão regular. 3. Se r é uma expressão regular, então (r*) é uma expressão regular. 4. Se r 1 e r 2 são expressões regulares, (r 1 r 2 ) é uma expressão regular. 5. Se r 1 e r 2 são expressões regulares, então (r 1 r 2 ) é uma expressão regular. Todas as expressões regulares são formadas dessa maneira. Observe que uma expressão regular r é um tipo especial de palavra (stríng) que usa as letras de A e os cinco símbolos ( ) * λ Enfatizamos que nenhum outro símbolo é usado em expressões regulares. Definição: Uma linguagem L(r) sobre A, definida por uma expressão regular r sobre A, é definida como: (1) L(λ) = (λ} e L(( )) =, o conjunto vazio. (2) L(a) = {a}, onde a é uma letra em A (3) L(r*) = (L(r))*, o fecho de Kleene L(r) (4).L(r 1 r 2 ) = L ( r 1 ) L(r 2 ) (a união das linguagens). (5) L(r 1 r 2 ] = L(r 1) L(r 2 ) (a concatenação das linguagens). Observação: Serão omitidos os parênteses das expressões regulares quando possível. Como a concatenação e a união de linguagens são associativas, muitos dos parênteses podem ser omitidos. Além disso, adotando a convenção de que * tem precedência sobre a concatenação e que concatenação tem precedência sobre " ", outros parênteses podem ser omitidos. Definição: Seja L uma linguagem sobre A. Então L é dita uma linguagem regular sobre A se existe uma expressão regular r sobre A tal que L = L(r). Exemplo 2: Seja A=[a, b}. Cada um dos itens a seguir tem uma expressão r e sua linguagem correspondente L(r): (a) Seja r = a*. Então, L(r) consiste em todas as potências de a, i.e., todas as palavras em a (incluindo a palavra vazia λ). (b) Seja r = aa*. Então, L(r) consiste em todas as potências positivas de a, i. e., todas as palavras em a excluindo a palavra vazia. (c) Seja r = a b*. Então, L(r) consiste em a ou qualquer palavra em b, isto é, L(r) = {a, λ,b,b 2,...} (d) Seja r = (a b)*. Note que L(a b) = {a} {b} = A; logo, L(r) = A*, todas as palavras sobre A. (e) Seja r = (a b)*bb. Então, L(r) consiste na concatenação de qualquer palavra em A com bb, isto é, todas as palavras terminando em b. (f) Seja r = a b*. L(r) não existe, pois r não é uma expressão regular. (Note que A não é um dos símbolos usados para expressões regulares)

4 Exemplo 3: Considere as seguintes linguagens sobre A = {a, b}: (a) L 1 = {a m b n : m > 0, n > 0}, (b) L 2 = {b m ab n : m > 0, n > 0}, (c) L 3 = {a m b m : m > 0}. Ache uma expressão regular r sobre A = {a, b} tal que L i = L(r) para i = l, 2, 3. (a) L 1 consiste nas palavras começando com um ou mais as seguidos por um ou mais bs. Por exemplo, podemos fazer r = a*abb*. Note que r não é única; por exemplo, r = a*abb* é outra solução. (b) L 2 consiste em todas as palavras que começam com um ou mais bs seguidos por um único a posteriormente seguido por um ou mais b, isto é, todas as palavras com exatamente um a que não pode ser nem a primeira nem a última letra. Portanto, r = bb*abb* é uma solução. (c) L 3 consiste em todas as palavras começando com um ou mais as seguidos pelo mesmo número de bs. Não existe expressão regular r tal que L 3 = L(r); isto é, L 3 não é uma linguagem regular. Este fato é demonstrado no Exemplo 7. 5 AUTÓMATOS DE ESTADO FINITO Um autômato de estado finito (AEF) ou, simplesmente, um autômato M consiste em cinco partes: 1. um conjunto finito (alfabeto) A de entradas; 2. um conjunto finito S de estados (internos); 3. um subconjunto Y de S cujos elementos são chamados de aceitáveisou estados "sim"; 4. um estado inicial S Q em S; 5. uma função de próximo estado F de S x A em S. Um autômato M é denotado por M = ( A, S, Y, s 0, F) quando se quer indicar suas cinco partes. (O plural de autômato é automata). Alguns textos definem a função de próximo-estado F: S x A S em (S) por uma coleção de funções f a : S S, uma para cada a. A; isto é, cada entrada a pode ser vista como causadora de uma mudança no estado do autômato M. A associação F(s, a) =f a (s) mostra que ambas as definições são equivalentes. Exemplo 4: A seguir, define-se um autômato M com dois símbolos de entrada e três estados. 1. A = [a, b ], símbolos de entrada. 2. S= {S 0,S 1,S 2 },estados internos. 3. Y = { S 0,S 1 }, estados "sim". 4. S 0 estado inicial 5. Função de próximo-estado F: S x A S definida por F(S 0,a)= S 0, F(S 1,a)= S 0, F(S 2,a)= S 2, F(S 0,b)= S 1, F(S 1,b)= S 2, F(S 2,b)= S 2, A função de próximo-estado é freqüentemente dada por uma tabela, como na Figura 1. Diagrama de Estados de um Autômato M Um autômato M é definido mais freqüentemente por seu diagrama de estados D = D(M) do que pela listagem das suas cinco partes. O diagrama de estados D = D(M) é um grafo orientado rotulado como descrito a seguir.

5 1. Os vértices de D(M) são os estados de S e um estado aceitável é denotado por um círculo duplo. 2. Existe uma seta (aresta orientada) em D(M) do estado s j para o estado s k rotulada por uma entrada a se F(s j,a) = s k ou, equivalentemente, se f a (s j ) = s k. 3. O estado inicial s 0 é indicado por uma seta especial que termina em s 0, mas que não tem vértice inicial. Para cada vértice S, e cada letra a do alfabeto A, existirá uma seta saindo de s j rotulada por a; logo, o grau de saída de cada vértice é igual ao número de elementos em A. Por conveniência de notação, rotulamos uma única seta com todas as entradas que causam a mesma mudança de estado em vez de usar uma seta para cada mudança. O diagrama de estados D = D(M) do autômato M no Exemplo 1 aparece na Figura 2. Note que a e, b são rótulos para a seta de s 2 para s 2, pois F(s 2,a) = s 2 e F(s 2,b) = s 2. Note também que o grau de saída de cada vértice é 2. A Linguagem L(M) Determinada por um Autômato M Cada autômato M com um alfabeto de entrada A define uma linguagem sobre A, denotada por L(M), como a seguir. Seja w = a 1 a 2...a m uma palavra em A. Então w determina uma seqüência de estados S 0 S 1 S 2... S M onde S 0 é o estado inicial e F(s i-1, a i ) = s i para i 1. Em outras palavras, w determina o caminho P = (S 0, a 0, S 1, a 1, S 2,...,a m, s m ) no grafo do diagrama de estados D(M). Dizemos que M reconhece a palavra w se o estado final s m for um estado aceitável em Y. A linguagem de M, L(M), é a coleção de todas as palavras de A que são aceitáveis por M. Exemplo 5: a Determine se o autômato M na Figura 2 aceita ou não a palavra w onde: (1) w = ababba; (2) w = baab; (3) w = λ (1) Use a Figura 2 e a palavra w = ababba para obter o caminho a b a b b a s s s s s s s2 (2) A palavra w = baab determina o caminho b a P = s s s a b s0 s1 O estado final s 1 está em Y; portanto, w é aceitável por M. (3) Aqui o estado final é igual ao estado inicial s 0 já que w é a palavra vazia. Como s 0 está em Y, λ. é aceitável por M. b Descreva a linguagem L(M) do autômato M na Figura 2. L(M) consistirá em todas as palavras w de A que não têm dois bs sucessivos. Isso decorre dos fatos seguintes: (1) Podemos entrar com o estado S 2 apenas após dois bs sucessivos. (2) Nunca podemos sair de s 2. (3) O estado S 2 é o único estado rejeitado (não aceitável). A relação fundamental entre linguagens regulares e automata está contida no teorema seguinte (cuja prova está além dos objetivos deste texto). Teorema 2: (Kleene) uma linguagem L sobre um alfabeto A é regular se e somente se existe um autômato de estado finito M tal que L = L(M). A operação estrela L * em uma linguagem L é chamada, às vezes, de fecho de Kleene de L, já que Kleene foi quem primeiramente provou este resultado básico. Exemplo 6: Seja A = {a, b}. Construa um autômato M que aceitará precisamente as palavras de A que terminam com dois b.

6 Como b 2 é aceitável, mas λ e b não o são, precisamos de três estados, s 0, o estado inicial e S 1 e S 2 com uma seta rotulada com b indo de s 0 para S 1, e outra de S 1 para s 2. Além disso, s 2 é um estado aceitável, mas não S 0 e S 1. Isto nos dá o grafo da Figura 3(a). Por outro lado, se existe um a, então queremos voltar a s 0, e se estivermos em s 2 e existir um b, então queremos ficar em s 2. Essas condições adicionais permitem determinar o autômato desejado M que aparece na Figura 13(b). Lema de Pumping Suponha que um autômato M sobre A tem k estados, e suponha que w = a 1 a 2...a n é uma palavra sobre A, aceitável por M, tal que w = n > k, o número de estados. Seja P= (S 0, S 1,..., s n ) a seqüência correspondente de estados determinados pela palavra w. Como n > k, dois dos estados em P devem ser iguais, digamos, S I = S J onde i < j. Seja x = a { a 2...a i y = a í+1...a j, z = a j+1... a n Como mostrado na Figura 4, xy termina em S I = S J, logo, xy m também termina em S I;. Portanto, para todo w, m, w m = xy m z termina em s n, que é um estado aceitável. A discussão acima demonstra o seguinte importante resultado. Teorema 3: (Lema de pumping) suponha que M é um autômato sobre A tal que: i. M tem k estados. ii. M aceita uma palavra w de a onde w > k. Então w = xyz onde, para todo m positivo, m, w m = xy'": é aceitável por M. O próximo exemplo mostra uma aplicação do lema de pumping. Exemplo 7: Mostre que a linguagem L = { a m b m : m positivo} não é regular. Suponha que L é regular. Então, pelo Teorema 2, existe um autômato de estado finito M que aceita L. Suponha que M tem b estados. Seja w = a k b k. Então, w > k. Pelo lema de pumping (Teorema 3), w = xyz, onde y não é vazio e w 2 = xy 2 z: também é aceitável por M. Se y consistir apenas em as e bs, então w, não tem o mesmo número de as e bs. Em qualquer caso, w 2 não pertence a L, o que é uma contradição. Logo, L não é regular. 6 GRAMÁTICAS A Figura 5 mostra a construção gramatical de uma sentença específica. Observe que existem: (1) várias variáveis, por exemplo, (sentenças), (orações nominais),...; (2) várias palavras terminais, por exemplo, "O", "menino",... (3) uma variável inicial (sentença); e (4) várias substituições ou produções, por exemplo, (sentença) (oração nominal) (oração verbal) (oração objetiva) (artigo) (substantivo) (substantivo) maçã A sentença final contém apenas terminais, embora tanto variáveis quanto terminais apareçam na construção. A descrição intuitiva é apresentada para motivar a definição seguinte de gramática e da linguagem por ela gerada.

7 Uma gramática de estrutura de frases ou, simplesmente, uma gramática G consiste em quatro partes: (1) um conjunto finito (vocabulário) V; (2) um subconjunto T de V cujos elementos são chamados terminais (os elementos de N =V\T são denominados não terminais ou variáveis); (3) um símbolo não terminal S chamado símbolo de start; (4) um conjunto finito P de produções. Uma produção é um par ordenado (α,β), normalmente denotado por α β, onde α e β são palavras em V. Cada produção em V deve conter pelo menos uma variável no seu lado esquerdo. Uma tal gramática G é denotada por G = G(V, T, S, P) quando queremos indicar suas quatro partes. As seguintes notações, a menos que declaração em contrário seja feita ou esteja implícita, serão usadas para a nossa gramática. Terminais serão denotados por letras minúsculas latinas em itálico, a, b, c,..., e variáveis serão denotadas por letras latinas em itálico maiúsculas A, B, C,... usando S para o símbolo de start. Letras gregas, α, β,... denotarão palavras em V, isto é, palavras envolvendo terminais e nãoterminais. Além disto, escreveremos: α (β 1,β 2,...,β k ) em vez de α β 1, α β 2... α β k Observação: Freqüentemente, definiremos uma palavra G apresentando apenas suas produções, assumindo implicitamente que S é o símbolo de start e que os terminais e não-terminais de G são apenas aqueles que aparecem em suas produções. Exemplo 8: Definimos a seguir uma gramática G: V = {A,B,S,a,b}, T={a,b], P = ( S AB Aa, B Bb, A a, B b) com S como símbolo de start. As produções podem ser abreviadas como a seguir. S AB, A (Aa,a), B (Bb,b) Linguagem L(G) de uma Gramática G Suponha que w e w' são palavras sobre um conjunto vocabulário V de uma gramática G. Escrevemos: w w' Se w' pode ser obtida de w usando uma das produções, isto é, se existem palavras u e v tais que w = uαv e w' = uβv e existe uma produção α β. Escrevemos w w' ou w w se w' pode ser obtida a partir de w usando um número finito de produções. Seja G uma gramática com conjunto terminal T. A linguagem de G, denotada por L(G), consiste em todas as palavras em T que podem ser obtidas do símbolo de start S pelo processo descrito anteriormente; isto é, L(G) = { w T*:S w} Exemplo 9: Considere a gramática C no Exemplo 8. Observe que w = a 2 b 4 pode ser obtida do símbolo de start S como a seguir: S AB AaB aab aabb aabbb aabbbb aabbbb a 2 b 4 ' Aqui, usamos as produções 1, 2, 4, 3, 3, 3, 5, respectivamente. Logo, podemos escrever S a 2 b 4. Portanto, w = a 2 b 4 pertence a L(G). Mais geralmente, a seqüência e produções 1, 2 (r vezes), 4, 3 (s vezes), 5 produzirá a palavra w = a r ab s b, onde r e s são inteiros não negativos. Por outro lado, nenhuma *

8 seqüência de produções pode produzir o depois de um b. Conseqüentemente, L(G) = {a m b n me n inteiros positivos} Isto é, a linguagem L(G) da gramática G consiste em todas as palavras que começam com um ou mais as seguidos por um ou mais b. Exemplo 10: Ache a linguagem L(G) sobre {a, b, c] gerada pela gramática G com produções S asb, as Aa, Aab c Primeiramente, precisamos aplicar a primeira produção uma ou mais vezes para obter a palavra w = a n Sb n, onde n > 0. Para eliminar S, aplicamos a segunda produção para obter a palavra w' = a m Aabb m, onde m = n - 1 > 0. Finalmente, só nos resta aplicar a terceira produção para obter a palavra w n = a n cb m onde m 0. Conseqüentemente, L(G) = {a m cb m :m não negativo} Isto é, L(G) consiste em todas as palavras com o mesmo número não negativo de a e b separados por um c. Tipos de Gramáticas As gramáticas são classificadas de acordo com os tipos de produção possíveis. A seguinte classificação de gramáticas é devida a Noam Chomsky. Uma gramática de Tipo 0 não tem restrições nas suas produções. Os Tipos 1, 2 e 3 são definidos como a seguir: (1) Uma gramática G é dita ser de Tipo 1 se toda produção é da forma α β, onde α β, ou da forma α λ. (2) Uma gramática G é dita ser de Tipo 2 se toda produção é da forma A β, i. é., onde o lado esquerdo é um não terminal. (3) Uma gramática G é dita ser de Tipo 3 se toda produção é da forma A a, ou A ab, i. e., onde o lado esquerdo é uma única variável, e o lado direito é um terminal simples ou um terminal seguido de uma variável, ou da forma S λ. Observe que as gramáticas formam uma hierarquia; isto é, toda gramática do Tipo 3 é uma gramática do Tipo 2, toda gramática do Tipo 2 é uma gramática do Tipo 1 e toda gramática do Tipo 1 é uma gramática do Tipo 0. As gramáticas também são classificadas como sensíveis a contexto, livres de contexto ou regulares. a. Uma gramática é dita sensível a contexto se as produções são da forma αaα αβα ' A denominação "sensível a contexto" vem do fato de que podemos substituir a variável A por β em uma palavra apenas quando A estiver entre α e α'. b. Uma gramática G é dita livre de contexto se as suas produções são da forma A β A denominação "livre de contexto" vem do fato de que agora podemos substituir a variável A por β a despeito do local onde A aparece. c Uma gramática é dita regular se as suas produções são da forma: A a, A ab, S λ Observe que gramática livre de contexto tem o mesmo sentido que gramática do Tipo 2, e uma gramática regular é igual a uma gramática do Tipo 3. Uma relação fundamental entre gramáticas regulares e autômatos finitos é enunciada a seguir. Teorema 4: uma linguagem L pode ser gerada por uma gramática G do Tipo 3 (regular) se e somente se existe um autômato finito M que aceita L. Portanto, a linguagem L é regular sse L = L(r), onde r é uma expressão regular sse L = L(M) onde M é um autômato finito sse L = L(G), onde G é uma gramática regular. (Lembre que sse é a abreviatura de "se e somente se"). Exemplo 11: Considere a linguagem L = {a n b n ; n > 0}. (a) Ache uma gramática G, livre de contexto, que gera L. Claramente, a gramática G com as seguintes produções vai gerar L: S ab, S asb Note que G é uma linguagem livre de contexto, pois cada lado esquerdo é um não

9 terminal. (b) Ache uma gramática regular G que gera L. Pelo Exemplo 7, L não é uma linguagem regular. Portanto, L não pode ser gerada por uma gramática regular. Árvores de Derivação de Gramáticas Livres de Contexto Considere uma gramática livre de contexto G (Tipo 2). Qualquer derivação de uma palavra w em L(G) pode ser representada graficamente por uma árvore com raízes ordenada T, denominada árvore de derivação ou parse tree. Por exemplo, seja G a gramática livre de contexto com as seguintes produções: S aab, A Bba, B bb, B c A palavra w = acbabc pode ser derivada de S como a seguir: S aab a(bba}b acbab acba(bb) acbabc Pode-se desenhar uma árvore de derivação T, a partir da palavra w, como indicado na Figura 6. Especificamente, iniciamos com S como raiz e depois adicionamos ramos à árvore de acordo com a produção usada na derivação de w. Esse procedimento leva à árvore completa mostrada na Figura 6(e). A seqüência de folhas, da esquerda para a direita, em T é a palavra derivada w. Além disso, qualquer nó que não seja uma folha em T é uma variável, digamos A, e os sucessores imediatos (filhos) de A formam uma palavra α onde A β é a produção de G usada na derivação de w. Forma de Bakus-Naur Existe uma outra notação, chamada de forma de Bakus-Naur, que é geralmente usada para descrever as produções de uma gramática livre de contexto (Tipo 2). Especificamente, (i) :: = é usado em vez de (ii) Todo não-terminal aparece dentro de delimitadores. (iii) Todas as produções com os mesmos não-terminais do lado esquerdo são combinadas em uma declaração com todos os lados direitos listados à direita de :: =, separados por barras verticais. Por exemplo, as produções A ab, A b, A BC são combinadas em uma única sentença A ::=a B b B C Máquinas e Gramáticas O Teorema 4 nos conta que linguagens regulares correspondem a autômatos (AEF). Também existem máquinas, mais funcionais do que AEF, que correspondem a outras gramáticas. (a) Autômatos de pilha: um autômato de pilha P é similar a um AEF exceto pelo fato de que P tem uma pilha auxiliar que torna disponível uma quantidade infinita de memória para P. Uma linguagem L é reconhecida por um autômato de pilha P se e somente se L é livre de contexto. (b) Autómatos linearmente limitados: um autômato linearmente limitado B dispõe de mais recursos do que um autômato de pilha. Um tal autômato B usa uma fita que é linearmente limitada pelo comprimento da palavra de entrada w. Uma linguagem L é reconhecida por um autômato linearmente limitado se e somente se L é sensível ao contexto. (c) Máquinas de Turing: uma máquina de Turing M, assim denominada em homenagem ao matemático britânico Alan Turing, usa uma fita infinita. Ela é capaz de reconhecer qualquer linguagem L que pode

10 ser gerada por qualquer gramática de estrutura de frases G. Na verdade, uma máquina de Turing M é uma das muitas maneiras equivalentes de definir uma função "computável".f. A discussão acerca de autômatos de pilha e autômatos linearmente limitados está além dos objetivos deste texto. Discutiremos máquinas de Turing na Seção 8. 7 MÁQUINAS DE ESTADO FINITO Uma máquina de estado finito (MEF) é similar a um autômato de estado finito exceto pelo fato de que uma máquina de estado finito "imprime" uma saída usando um alfabeto de saída distinto do alfabeto de entrada. Apresentamos a seguir a definição formal. Uma máquina de estado finito (ou máquina seqüencial completa) M consiste em seis partes: (1) um conjunto finito A de símbolos de entrada; (2) um conjunto finito S de "estados internos"; (3) um conjunto finito Z de símbolos de saída; (4) um estado inicial s 0 em S; (5) uma função de próximo estado f de S x A em S', (6) uma função de saída g de S x A em Z. Uma máquina como esta é denotada por M = M (A, S, Z, s Q, f, g) quando se quer indicar suas seis partes. Exemplo12: As informações seguintes definem uma máquina de estado finito M com dois símbolos de entrada, três estados internos e três símbolos de saída: (1) A = (a,b}; (2) S={s 0,s 1,s 2 }; (3) Z =[x,y,z}; (4) Estado inicial s 0 ; (5) Função de próximo estado f: S x A S definida por f(s 0,a)=s 1, f(s 1,a)=s 2, f(s 2,a)=s 0 f(s 0,b)=s 2, f( s 1,b)= s,, f(s 2,b)=s 1 (6) Função de saída g: S x A Z definida por g(s 0,a)=x, g(s 1,a)=x, g(s 2,a) = z g(s 0,b)=y, g(s 1,b)=z, f(s 2,b)=y Tabela de Estados e Diagrama de Estados de uma Máquina de Estado Finito Existem duas maneiras de representar uma máquina de estado finito de forma compacta. Uma maneira é por uma tabela conhecida como tabela de estados da máquina M; a outra é por um grafo orientado rotulado conhecido como diagrama de estados da máquina M. A tabela de estados combina a função de próximo estado f e a função de saída g em uma única tabela que representa a função F:SxA S x Z definida por F(s i,a j ) = (f(s i,a j ),g(s i,a j )) Por exemplo, a tabela de estados da máquina M do Exemplo 12 está desenhada na Figura 7(a). Os estados estão listados no lado esquerdo da tabela, com o estado inicial aparecendo em primeiro lugar, e os símbolos de entrada estão listados no topo da tabela. Cada elemento da tabela é um par (s k, z r ) onde s k = f(s i,a j ),é o próximo estado, e z r = g(s i,a j ) é o símbolo de saída. Admite-se que os únicos símbolos de saída são os que aparecem na tabela. O diagrama de estados D = D(M) de uma máquina de estado finito M = M ( A, S, Z, s 0,f,g) é um grafo

11 orientado rotulado. Os vértices de D são os estados de M. Ademais, se F(s i,a j ) = (s k,z r ), isto é, f(s i,a j )= s k e g(s i,a j )=z r ' então existe um arco (seta) de s : para s k que é rotulado com um par a j, z r. Normalmente, colocamos o símbolo de entrada a j próximo à base da seta (perto de s i ) e o símbolo de saída z r próximo ao centro da seta. Também rotulamos o estado inicial s 0 desenhando uma seta extra para s 0. Por exemplo, o diagrama de estados da máquina M do Exemplo 12 aparece na Figura 7(b). Fitas de Entrada e de Saída A discussão acima sobre uma máquina de estado finito M não mostra as propriedades dinâmicas de M. Suponha que M recebe um string (palavra) de símbolos de entrada, digamos, u = a 1 a 2...a m Visualizamos esses símbolos em uma "fita de entrada"; a máquina M "lê" esses símbolos de entrada, v = s 0 s 1 s 2...s m um por um e, simultaneamente, passa por uma seqüência de estados s = z 1 z 2...z m onde s 0 é o estado inicial, enquanto imprime um string (palavra) de símbolos de saída em uma "fita de saída". Formalmente, o estado inicial s 0 e a cadeia de entrada u determinam as cadeias v e w por s i = f(s i-1,a j ) e z i = g(s i-1,a j ) onde i = l, 2,..., m. Exemplo 13: Considere a máquina M da Figura 7, isto é, o Exemplo 12. Suponha que a entrada é a palavra U = abaab Calculamos a seqüência v de estados e a palavra de saída m a partir do diagrama de estados como segue. Começando no estado inicial s 0, seguimos as setas rotuladas pelos símbolos de entrada como a seguir. a, x b, z a, x b, y s s s s s2 Isso produz a seguinte seqüência de estados v e a palavra de saída w: v = s 0 s 1 s 1 s 2 s 0 s 2 e w = xzx:zy Adição Binária Esta subseção descreve uma máquina de estado finito M capaz de executar adição binária. Adicionando O no início dos nossos números, podemos assumir que eles têm o mesmo número de dígitos. Se à máquina for informada a entrada: queremos, então, que a saída seja a soma binária Especificamente, a entrada é a cadeia de pares de dígitos a ser somada: 11, 11, 00, 11, 01, 11, 10, b onde b denota espaço, e a saída deve ser a cadeia 0, 1, 1, 0, 0, 1, 0, 1 Também queremos que a máquina assuma o estado chamado de "parada" quando terminar a adição. Os símbolos de entrada são A = {00,01,10,11,b} e os símbolos de saída são Z = {0,1,b} A máquina que "construímos" terá três estados: S= {vai-um (c), não vai-um (ri), parada (s)} neste caso, néo estado inicial. A máquina está mostrada na Figura 8. Enunciamos o teorema seguinte a fim de ilustrar as limitações das nossas máquinas.

12 Teorema 5: não existe máquina de estado finito M que possa fazer operações binárias. Se limitarmos o tamanho dos números que multiplicamos, tais máquinas existem. Computadores são importantes exemplos de máquinas finitas que multiplicam números, mas os números são limitados em seu tamanho. 8 NÚMEROS DE GÕDEL Lembre que um inteiro positivo p > 1 é dito um número primo se seus únicos divisores positivos forem 1 e p. Denote por p 1,p 2,... os números primos sucessivos. Logo, p 1 =2, p 2 = 3, p 3 = 5, p 4 = 7, p 5 =11, Sabemos existe um número infinito de primos e o teorema fundamental da aritmética afirma que qualquer inteiro positivo n > 1 pode ser escrito de maneira única (exceto pela ordem) como um produto de números primos. O lógico alemão Kurt Gödel usou esse resultado para codificar seqüências finitas de números e também para codificar palavras sobre um alfabeto finito ou enumerável. A cada seqüência ou palavra é atribuído um inteiro positivo denominado número de Gõdel como a seguir. O número de Gõdel da seqüência s = (n 1, n 2..., n k ) de inteiros não negativos é o inteiro positivo c(s) onde n i é o expoente de p i na decomposição em primos de c(s), isto é, c(s) = p 1 n1 p 2 n2...p k nk Por exemplo, c = (3, 1, 2, 0, 2) é codificado por c(s) = = O número de Gõdel de uma palavra w em um alfabeto {a 0, a 1,a 2,a 3,...,} é o inteiro positivo c(w) onde o índice da i-ésima letra de w é o expoente de p 1, na decomposição prima de c(w). Por exemplo, w = a 4 a 3 a 2 a 2 é codificado por c(w) = = (Observe que ambos os códigos são essencialmente o mesmo, pois podemos considerar uma palavra w como a seqüência dos índices de suas letras). A codificação acima é fundamentalmente a demonstração do principal resultado desta seção. Teorema 6: suponha que um alfabeto A é enumerável. Então, qualquer linguagem L sobre A também é enumerável. Demonstração: O código de Gõdel define uma função bijetora c: L N. Logo, L é enumerável. 9 MÁQUINAS DE TURING Existem diversas maneiras equivalentes de definir formalmente uma função "computável". Nós o fazemos através de uma máquina de Turing M. Esta seção define formalmente uma máquina de Turing M, e a próxima define uma função computável. Nossa definição de uma máquina de Turing usa uma fita infinita extensível para os dois lados quíntuplas e três estados de parada. Outras definições usam uma fita extensível para apenas um dos lados e/ou quádruplas e um estado de parada. Entretanto, todas as definições são equivalentes. Definições Básicas Uma máquina de Turing envolve três conjuntos não vazios disjuntos: 1. Um conjunto finito fita A = { a l,a 2,...,a m } {B} Neste caso, B = a 0 é o símbolo "branco".

13 2. Um conjunto finito de estados S = { s 1,s 2,,s n } {s 0 } {s H,s Y,s N } Aqui, s 0 é o estado inicial. Ademais, S H (PARADA) é o estado de parada, s Y (SIM) é o estado de aceite (reconhecimento) e S N (NÃO) é o estado de não aceite (ou não reconhecimento). 3. Um conjunto direção d = (L,R,N} Aqui, L denota esquerda, R denota direita e N denota nenhum movimento ou fique parada. Definição 1.1: uma expressão é uma seqüência finita (possivelmente vazia) de elementos de. A S d. Em outras palavras, uma expressão é uma palavra cujas letras (símbolos) vêm dos conjuntos A, S e d. Definição 1.2: uma expressão de fita é uma expressão envolvendo apenas elementos do conjunto fita A. A máquina de Turing M pode ser vista como um cabeçote de leitura/gravação de fita que se move para frente e para trás ao longo de uma fita infinita. A fita é dividida, no sentido do comprimento, em quadrados (células), e cada quadrado pode ser branco ou guardar um símbolo. A cada tempo, a máquina de Turing M está em um determinado estado interno s : lendo um dos símbolos na fita a j. Supomos que apenas um número finito de símbolos não brancos aparece na fita. A Figura 9(a) é uma representação gráfica de uma configuração de uma máquina de Turing M no estado s 2 lendo o segundo símbolo onde a 1 a 3 Ba 1 a 1 é escrito na fita. (Note, novamente, que B é o símbolo branco.) Este desenho pode ser representado pela expressão α = a í s 2 a 3 Ba 1 a 1, onde escrevemos o estado s 2 de M antes do símbolo de fita a 3 que M está lendo. Observe que a é uma expressão que usa apenas o alfabeto de fita A, exceto pelo símbolo de estado s 2 que não está no final da expressão, já que este aparece antes do símbolo de fita «3 que M está lendo. A Figura 9 mostra duas outras representações gráficas de configurações e suas expressões correspondentes. Apresentaremos as definições formais. Definição 1.3: uma configuração a é uma expressão da forma α = Ps i a K Q onde P e Q são expressões de fita (possivelmente vazias). Definição 1.4: seja a = Ps j a k Q uma configuração. Dizemos que uma máquina de Turing M está no estado s i lendo a letra a k, e que a expressão na fita é a expressão Pa k Q, isto é, α sem o símbolo de estado s i. Como mencionado acima, a cada instante, a máquina de Turing M está em um certo estado s. e lendo um símbolo de fita a k. A máquina de Turing M é capaz de fazer as três tarefas seguintes simultaneamente: i. M apaga o símbolo lido a k e escreve no seu lugar o símbolo de fita a l (onde admitimos a l =a k ). ii. M muda seu estado interno s i para o estado s j (onde admitimos s j = s i ). iii. M move um quadrado para a direita, move um quadrado para a esquerda ou não se move. As ações de M mencionadas acima podem ser descritas por uma expressão com cinco letras, denominada quíntupla, que definimos abaixo. Definição 1.5: uma quíntupla q é uma expressão de cinco letras da forma: L q = (s i,a k,a e,s j R } N Isto é, a primeira letra de q é um símbolo de estado, a segunda é um símbolo de fita, a terceira é um

14 símbolo de fita, a quarta é um símbolo de estado e a última é um símbolo de direção, L, R ou N. Apresentamos a seguir a definição formal de uma máquina de Turing. Definição 1.6: uma máquina de Turing M é um conjunto finito de quíntuplas tal que: (i) Duas quíntuplas distintas não podem iniciar com as mesmas duas letras, (ii) Nenhuma quíntupla começa com s H,s Y ou s N. A condição (i) da definição garante que a máquina M não pode executar mais de uma tarefa a cada tempo, e a condição (ii) garante que M pára nos estados s H,s Y ou s N. A definição seguinte é uma maneira equivalente de definir uma máquina de Turing. Definição 1.6': uma máquina de Turing é uma função parcial de S \{ s H,s Y,s N } x A em A x S x d O termo "função parcial" significa que o domínio de M é um subconjunto de S\{ s H,s Y,s N } x A. A ação da máquina de Turing descrita acima pode ser agora formalmente definida. Definição 1.7: sejam a e p configurações. Escrevemos α β se uma das seguintes condições ocorre, onde a, b e c são letras de fita e P e Q são expressões de fita (possivelmente vazias): (i) α = Psi j aq, β = Ps j bq e M contém a quíntupla q = s i abs j N. (ii) α = Ps i acq, β = Pbs j cq e M contém a quíntupla q = s i abs j R. (iii) α = Pcs i CiQ, β = PsjcbQ e M contém a quíntupla q = s i dbs j L. (iv) α = Ps i a,β = PbsjB e M contém a quíntupla q = s i abs j R. (v) α = s i aq, β = s j BbQ e M contém a quíntupla q = s i abs j L. Observe que, em todos os cinco casos, M substitui a por b na fita (onde é permitido b = a), e M troca seu estado de s i para s j. Além disso: (i) Neste caso, M não se move. (ii) Neste caso, M se move para a direita, (iii) Neste caso, M se move para a esquerda. (iv) Neste caso, M se move para a direita; entretanto, como M está lendo a letra da extrema direita, é necessário acrescentar o símbolo de branco, B, à direita. (v) Neste caso, M se move para a esquerda; entretanto, como M está lendo a letra da extrema esquerda, é necessário acrescentar o símbolo de branco, B, à esquerda. Definição 1.8: uma configuração a é chamada de terminal se não existe configuração β tal que α β. Em particular, qualquer configuração a em algum dos três estados de parada deve ser terminal, já que nenhuma quíntupla começa com s H,s Y ou s N. Computação com uma Máquina de Turing A descrição anterior é de uma máquina de Turing M estática. Discutiremos agora sua dinâmica. Definição 1.9: uma computação com uma máquina de Turing M é uma seqüência de configurações α 0, α 1,.., α m tal que α i 1 + α i para i= 1,..., m e α im é uma configuração terminal. Em outras palavras, uma computação é uma seqüência. α 0 α 1 α 2... α M que não pode ser estendida, uma vez que a m é um estado terminal. Usaremos a nomenclatura term(a) para denotar a configuração final de uma configuração iniciando com a. Logo, (α 0 ) = a m na computação acima. Máquinas deturing com Entrada Usaremos a definição a seguir. Definição 1.10: uma entrada para uma máquina de Turing M é uma expressão de fita W. A configuração inicial para uma entrada W é a (W) onde a(w) = s 0 W. Observe que a configuração inicial a(w) da entrada W é obtida pela colocação do estado inicial na frente da

15 expressão de fita W. Em outras palavras, a máquina de Turing M começa com seu estado inicial s 0 lendo a primeira letra de W. Definição 1.11: sejam M uma máquina de Turing e W uma entrada. Dizemos que M pára em W se existe uma computação começando com a configuração inicial a(w). Isto é, dada uma entrada W, podemos formar a configuração inicial α(w) = s 0 W e aplicar M para obter a seqüência. α(w) α 1 α 2... Duas coisas podem ocorrer: (1) M pára em W. Isto é, a seqüência finda em alguma configuração terminal α r. (2) M não pára em W. Isto é, a seqüência não termina nunca. Gramáticas e Máquinas deturing Máquinas de Turing podem ser usadas para reconhecer linguagens. Especificamente, suponha que M é uma máquina de Turing com conjunto fita A. Seja L o conjunto de palavras W em A tal que M pára no estado de aceite S Y quando W é a entrada. Escreveremos então L = L(M) e diremos que M reconhece a linguagem L. Logo, uma entrada W não pertence a L(M) se M não pára em W ou, se M pára em W, mas não no estado de aceite S Y. O teorema a seguir é o principal resultado desta subseção; sua prova está além do escopo deste texto. Teorema 7: uma linguagem L é reconhecível por uma máquina de Turing M se e somente se L é uma linguagem do Tipo 0. Observação: A razão para a existência de três estados de parada é que S Y e s v são usados para reconhecimento de linguagens enquanto S H é usado para as computações discutidas na próxima seção. Exemplo 14: Suponha que uma máquina de Turing M com conjunto fita A = [a, b, c] contenha as quatro quíntuplas seguintes: q 1 = s 0 aas o R, q 2 = s 0 bbs 0 R, q 3 = s 0 BBs N R, q 4 = s 0 ccs Y N. (a) Suponha que W = W(a, b,c) é uma entrada que não contém c. Pelas quíntuplas q 1 e q 2 M fica no estado s 0 e se move para a direita até encontrar um símbolo branco B. Depois M muda seu estado para o estado de não aceite e pára. (b) Suponha que W = W(a, b, c) seja uma entrada com pelo menos um símbolo c. Pela quíntupla q 4 quando M encontra o primeiro c em W, muda seu estado para o estado de aceite e pára. Portanto, M reconhece a linguagem L de todas as palavras W em a, b, c com pelo menos uma letra c. Isto é, L = L(M). 10 FUNÇÕES COMPUTÁVEIS Funções computáveis são definidas no conjunto dos inteiros não negativos. Alguns textos usam N para denotar este conjunto. Nós usamos N para denotar o conjunto dos inteiros positivos e, assim, usaremos a notação. N 0 = {0, 1, 2, 3,...} Em toda esta seção, os termos "número", "inteiro" e "inteiro não negativo" serão usados como sinônimos. A seção anterior descreve a maneira pela qual uma máquina de Turing manipula e reconhece dados compostos por caracteres. Aqui mostramos como M manipula dados de caracteres numéricos. Primeiramente, entretanto, precisamos ser capazes de representar nossos números usando nosso conjunto fita A. Vamos escrever 1 para o símbolo de fita a 1 e 1 n para , onde 1 aparece n vezes. Definição 2.1: cada número n será representado pela expressão de fita (n) onde (n) = 1 n+1. Portanto, (4) = = 1 5, (0) = 1, (2) = 111 =1 3

16 Definição 2.2: seja E uma expressão. Então, [E] denota o número de vezes que 1 ocorre na expressão. Logo, [11Bs 2 a 3 111Ba 4 ] = 5, [a 4 s 2 Ba 2 ] = 0 e [ n ]=n+1. Definição 2.3: uma expressão f: N 0 N 0 é computável se existe uma máquina de Turing M tal que, para todo inteiro n, M pára. em n e f(n) = [term(α( n ))] Neste caso, diremos que M computa f. Isto é, dados: uma função f e um inteiro n, informamos como entrada n e usamos M. Se M sempre pára em n e se o número de 1s na configuração final for igual a.f(n), então f é uma função computável, e M computação. Exemplo 15: A função f(n) = n + 3 é computável. A entrada é W = 1 n+1. Logo, precisamos apenas adicionar dois 1 à entrada. Descrevemos a seguir uma máquina de Turing M que computa f. M = {q 1,q 2,q 3 } = {s 0 11s 0 L, s 0 B1s t L, s 1 B1s H N} Observe que: (1) q 1 move a máquina M para a esquerda. (2) q 2 escreve1 no quadrado branco B e move M para a esquerda. (3) q 3 escreve 1 no quadrado branco B e pára M. Conseqüentemente, para qualquer inteiro positivo n, s 0 1 n+1 s 0 B1 n+1 s 1 B1 n+2 s H 1 n+3 Logo, M computa f(n) = n + 3. É claro que, para todo inteiro positivo k, a função f[n) = n + k é computável. Teorema 8: suponha que f: N 0 N 0 e g: N 0 N 0 são computáveis. A função composta h = g o f é computável. Indicamos aqui a prova do teorema. Suponha que M f e M g são as máquinas de Turing que computam f e g, respectivamente. Dada uma entrada n, aplicamos M f a n para obter ao final uma expressão E com [E]=f(n). Então escrevemos que E = s 0 1 fn Depois acrescentamos 1 a E para obter E = s 0 11 fn e aplicamos M s a E'. Isso produzirá E onde E = g (f ( n ) ) = (g o f)(n), como desejado. Funções de Várias Variáveis Esta subseção define uma função computável f(n 1,n 2,...,n k ) de k variáveis. Primeiramente precisamos representar a lista m = ( n 1,n 2,...,n k ) no nosso alfabeto A. Definição 2.4: cada lista m = m = ( n 1,n 2,...,n k ) de k inteiros é representada pela expressão de fita (m) onde m = n 1 B n 2 B...B n k Logo, (2, 0, 4) = 111B1B11111 = 1 3 B1 1 B1 5. Definição 2.5: uma função f(n 1,n 2,...,n k ) de k variáveis é computável se existe uma máquina de Turing M tal que, para toda lista m = ( n 1,n 2,...,n k ), M pára em m e f(m) = [term(α( m ))] Neste caso, dizemos que M computa f. A definição é análoga à Definição 2.3 para uma variável. Exemplo 16: A função de adição f(m, n) = m + n é computável. A entrada é W = 1 m+1 B1 n+1. Portanto, precisamos apenas apagar dois dos 1. Uma máquina de Turing M que computa f está descrita a seguir. M = {q 1,q 2,q 3,q 4 } = {s 0 1Bs 1 R, s 1 1Bs H N, s 1 BBs 2, s 2 1Bs H N} Observe que: (1) q 1 apaga o primeiro 1 e move M para a direita. (2) Se m 0, q 2 apaga o segundo 1 e pára M. (3) Se m = 0, q 3 move M para a direita depois do espaço branco B. (4) q 4 apaga o 1 e pára M. Conseqüentemente, se m 0, temos s 0 1 m+1 B1 n+1 s 1 1 m B1 n+1 s H 1 m-1 1 n+1

17 mas se m = 0 e m + n = n, temos s 0 1B1 n+1 s 1 B1 n+1 s 2 B1 n+1 s H 1 n Portanto, M computa f(m, n) = m + n. 11 EXERCÍCIOS Palavras 1. Considere as palavras u = a 2 ba 3 b 2 e v = bab 2. Ache: (a) uv; (b) vu; (c) v Ache u, v, uv, vu, v 2 para as palavras u e f do Problema Suponha w = a 2 b e v = b 3 ab. Ache: (a) uvu; (b) λu, uλ, uλv. 4. Seja w = abcd. (a) Ache todas as subpalavras de w. (b) Quais delas são segmentos iniciais? 5. Para quaisquer palavras u e, v, mostre que: (a) uv = u + v ; (b) uv = vu 6 Suponha que u = n. Ache o número de segmentos iniciais de u. 7 Qual é a diferença, se existir, entre o semigrupo livre em um alfabeto A e o monóide livre em A? Linguagens 8 Seja A = {a, b}. Descreva verbalmente as seguintes linguagens sobre A (que são subconjuntos de A*): (a) L l = {(ab} m :m>0}. (b) L 2 = {a r ba s ba t :r,s,t > 0}. (c) L 3 = {a 2 b m a 3 :m>0}. 9 Sejam K = {a, ab, a 2 } e L = {b 2, aba} linguagens sobre A = {a, b}. Ache: (a) KL; (b) LL. 10 Considere a linguagem L = {ab, c} sobre A = {a, b, c}. Ache: (a) L 0 ; (b) L 3 ; ( c ) L Seja A = [a, b, c}. Ache L* onde: (a) L = {b 2 }; ( b ) L = { a, b } ; (c) L = {a,b,c 3 }. 12 Considere um alfabeto enumerável A = { a 1,a 2,....}. Seja L k a linguagem sobre A consistindo nas palavras w tais que a soma dos índices das letras em w é igual a k. Por exemplo, w = a 2 a 3 a 3 a 6 a 4 pertence a L 18. (a) Ache L 4. (b) Mostre que L k é finita, (c) Mostre que A* é enumerável. (d) Mostre que toda linguagem em A é enumerável. Expressões Regulares, Linguagens Regulares 13 Seja A = [a, b, c}. Descreva a linguagem L(r) para cada expressão regular. (a)r = ab*c*; (b) r = a" b* c*. 14 Seja A = {a, b}. Descreva a linguagem L(r) onde: (a)r = abb*a; (b) r = b*ab*ab*; (c) r = ab* a*. 15 Seja A = {a, b, c] e w = ac. Verifique se w pertence ou não a L(r) onde: (a) r = ab*c*; (b) r = ( a * b c)*. 16 Seja A = {a, b, c] e seja w = abc. Verifique se w pertence ou não a L(r) onde: (a) r = a* (b c)*; (b) r = a*(b c)*. 17 Seja A = [a, b). Ache uma expressão regular r tal que L(r) consista em todas as palavras w onde: (a) w começa com a 2 e termina com b 2, (b) w contém um número par de letras as. Autômatos Finitos, Máquinas de Estado Finito 18 Seja M um autômato com conjunto de entrada A, conjunto de estados S e conjunto de estados de aceite ("sim") Y descritos a seguir: A = {a,b}, S = {s 0,s 1,s 2 }, Y = { s 1 } Suponha que s 0 é o estado inicial de M, e que a função de próximo estado, F, de M é dada pela tabela da Figura 10. (a) Desenhe o diagrama de estados D = D(M) de M. (b) Descreva a linguagem L = L(M) aceita por M.

18 Fig Seja A = {a, b}. Construa um autômato M que aceitará precisamente as palavras de A que têm um número par de as. Por exemplo, aababbab, aa, bbb, ababaa serão aceitas por M, mas ababa, aaa, bbabb serão rejeitadas. 20 Seja A = {a, b}. Construa um autômato M que aceitará as palavras de A que comecem com a seguido de um ou mais bs. 21 Descreva as palavras w na linguagem L aceitas pelo autômato M da Figura Descreva as palavras w na linguagem L aceitas pelo autômato M da Figura Suponha que L é uma linguagem sobre A que é aceita pelo autômato M = {A, S, Y, s 0, F). Ache um autômato N que aceita L c, isto é, as palavras de A que não pertencem a L. 24 Sejam M = (A, S, Y, S 0, F} e M' = A, S, Y, S 0, F ) autômatos sobre o mesmo alfabeto A que aceitam as linguagens L(M) e L(M ), respectivamente. Construa um autômato N sobre A que aceita precisamente L(M) L(M'). 25 Repita o Problema 24 fazendo, agora, N aceitar as palavras de L(M) L(M ). 26 Seja M a máquina de estado finito cuja tabela de estados aparece na Figura 15. (a) Ache o conjunto de entrada A, o conjunto de estados S, o conjunto de saída Z e o estado inicial. (b) Desenhe o diagrama de estados D = D(M) de M. (c) Suponha que w = aababaabbab é uma palavra de entrada (stríng). Ache a palavra de saída correspondente v. Gramáticas Fig Defina: (a) gramática livre de contexto; (b) gramática regular. 28 Ache a linguagem L(G) gerada pela gramática G com variáveis S, A, B, terminais a, b e produções:

19 S ab, B b, B ba, A ab. 29 Seja L o conjunto de todas as palavras em a e b com um número par de as. Ache as produções da gramática G que irá gerar L. 30 Determine o tipo de gramática G que consiste nas produções: (a) S aa, A aab, B b, A a. (b) S aab, AB bb, B b, A ab. (c) S aab, A B a, A b, B AB. (d) S ab, B ba, B b, B a, A ab, A a. 31 Seja L a linguagem em A que consiste em todas as palavras w com exatamente um b, isto é, L = {b, a r b, ba s, a r ba s : r > 0, j > 0}. (a) Ache uma expressão regular r tal que L = L(r). (b) Ache uma gramática regular G que gera a linguagem L. 32 Seja L a linguagem em A = {a, b, c} que consiste em todas as palavras da forma w = a r b s c t onde r, s, t > 0, isto é as seguidos por bs seguidos por cs. (a) Ache uma expressão regular r tal que L = L(r). (b) Ache uma gramática regular G que gera a linguagem L. 33 Considere a gramática regular G com as produções. S aa, A ab, B bb, B a (a) Ache a árvore de derivação da palavra w = aaba. (b) Descreva todas as palavras w na linguagem L gerada por G. 34 A Figura 17 é a árvore de derivação de uma palavra w em uma linguagem L de uma gramática livre de contexto G. (a) Ache w. (b) Quais terminais, variáveis e produções devem estar em G? 35 Existe uma árvore de derivação para qualquer palavra w derivada do símbolo de start S em uma gramática G? 36 Reescreva cada gramática G do Problema 30 na forma de Backus-Naur. Máquinas de Turing 37 Seja M uma máquina de Turing. Determine a configuração a correspondente a cada situação. (a) M está no estado s 3 e lendo a terceira letra da expressão de fita w = aabca. (b) M está no estado s 2 e lendo a última letra da expressão de fita w = abca. (c) A entrada é a expressão de fita w = 1 4 B Suponha que a = aas 2 ba é uma configuração. Ache β tal que α β se a máquina de Turing M tem a quíntupla q onde: (a) q = s 2 bas 1 L (b) q = s 2 bbs 3 R; (c) q = s 2 bas 2 N; (d) q = s 3 abs 1 L. 39 Seja A = [a, b] e seja L = {a r b s : r>0, s > 0 }, isto é, L consiste em todas as palavras W começando com uma ou mais letras as e seguidas por um ou mais bs. Ache uma máquina de Turing M que reconhece L. 40 Ache uma máquina de Turing M que reconhece a linguagem L = a*b* = {a n b n :n 0}. Funções Computáveis 41 Ache(m)se:(i) m = 5;(ii) m = (4, 0, 3);(iii) m = (3,-2,5). 42 Ache [E] para as expressões: (a) E = a11s 2 Bb111. (b) E = aas 3 bb. (c) E = (m) onde m =(4,1,2).

20 (d) E = (m) onde m = ( n 1,n 2,...,n r ). 43 Seja/a função/(n) = n - 1 se n > 0 e f(0)= 0. Mostre que f é computável. 44 Seja f(x,y) = y. Mostre que f é computável. Exercícios Complementares Palavras 45 Considere as palavras u = ab 1 a 3 e v = aba 2 b 2. Ache: (a) w, (b) vu; (c) u 2 ; (d) λu; (e) vλv. 46 Para as palavras u = ab 2 a 3 e v = aba 2 b 2, ache: u, v, uv, vu e v 2 47 Seja w = abcde. (a) Ache todas as subpalavras de w. (b) Quais delas são segmentos iniciais? 48 Suponha que u = a 1 a 2...a r, com a k distintos. Ache o número n de subpalavras de u. Linguagens 49 Sejam L = {a 2, ab} e K = (a, ab, b 2 }. Ache: (a) LK, (b) KL; (c) L K; (d) K L. 50 Seja L = {a 2, ab}. Ache: (a) L 0 ; (b) L 2 ; (c) L Seja A = [a, b, c}. Descreva L* se: (a) L = {a 2 }; (ò) L = {a,b 2 }; (c) L = {a, b 2, c 3 }. 52 Será que (L 2 )* = (í.*) 2? Se não, como eles se relacionam? 53 Considere um alfabeto enumerável A = {a t, a 2,...}. Seja L k a linguagem sobre A consistindo nas palavras w tais que a soma dos índices das letras em w é igual a k. (Veja o Problema 12). Ache: (a) L 3 ; (b) L 5. Expressões Regulares, Linguagens Regulares 54 Seja A = {a, b, c}. Descreva a linguagem L(r) para cada expressão regular: (a) r = ab*c; (b) r = (ab c)*; (c) r = ab c 55 Seja A = {a, b}. Ache uma expressão regular r tal que L(r) consiste em todas as palavras w tais que: (a) w contém exatamente três letras a. (b) O número de letras a é divisível por 3. (c) w começa e termina em b e bab nunca é subpalavra de w; isto é, a cada ocorrência de a em w, seu expoente é maior ou igual a Seja A = [a, b, c] e seja w = ac. Decida se w pertence ou não a L(r) onde: ( a ) r = a * b * ' ; (b) r = a*b*c; (c) r = (ab c)*. 57 Seja A = [a, b, c] e seja w = ac. Decida se w pertence ou não a L(r) onde: (a) r = a b *( b c )", (b) r = a* (b c)*; (c) a*b(bc c 2 )*. Autômatos Finitos 58 Seja A = {a, b). Construa um autômato M tal que L(M) consistirá nas palavras w tais que o número de letras b seja divisível por 3. (Sugestão: são necessários três estados.) 59 Seja A = (a, b}. Construa um autômato M tal que L(M) consistirá nas palavras w que começam com a e terminam com b. 60 Seja A = {a, b}. Construa um autômato M que aceite a linguagem L(M) = {a r b s :r>0, s>0}. 61 Seja A = {a, b}. Construa um autômato M que aceite a linguagem L(M) = {b r ab s : r>0, s>0}. 62 Seja A = [a, b}. Construa um autômato M tal que L(M) consistirá em todas as palavras nas quais o número de os seja divisível por 2, e o número de letras b seja divisível por 3. (Sugestão: use os Problemas 19, 58 e 24.) 63 Ache a linguagem L(M) aceita pelo autômato M da Figura 18.