Brzozowski türevi - Brzozowski derivative - Wikipedia

Bir sözlük dizesinin Brzozowski türevi (kırmızı arka planda) "con"

İçinde teorik bilgisayar bilimi özellikle resmi dil teorisi, Brzozowski türevi sen−1S bir Ayarlamak S dizelerin ve bir dizi sen içindeki bir dizeden elde edilebilen tüm dizelerin kümesi olarak tanımlanır S keserek ön ek sen, resmi olarak: sen−1S = { v ∈ Σ*: uv ∈ S }, cf. resim. 1950'lerin sonlarından bu yana çeşitli farklı isimler altında tanıtıldı.[1][2][3]Bugün bilgisayar bilimcisinin adını almıştır. Janusz Brzozowski mülklerini araştıran ve bir algoritma genelleştirilmiş bir türevini hesaplamak için Düzenli ifade.[4]

Tanım

Başlangıçta normal ifadeler için çalışılmış olsa da, tanım keyfi biçimsel diller için geçerlidir. resmi dil S bir alfabe üzerinde Σ ve herhangi bir dizi sen ∈ Σ*, türevi S göre sen olarak tanımlanır:[5]

sen−1S = { v ∈ Σ*: uv ∈ S }

Bunu ifade etmenin eşdeğer bir yolu, herkes için sen,v ∈ Σ*:

v ∈ sen−1S iff uv ∈ S

bu, gösterim için biraz sezgi sağlar.

Tanımından, herkes için sen,v,w ∈ Σ*:

v ∈ (uw)−1S iff uwv ∈ S iff wv ∈ sen−1S iff v ∈ w−1(sen−1S)

yani (uw)−1S = w−1(sen−1S).

Keyfi bir dizgeye göre türev, o dizgenin sembolleri üzerinden ardışık türevlere indirgenir, çünkü a∈ Σ, sen∈ Σ*:

(ua)−1S= a−1(sen−1S)     
ε−1S= S

Dil L⊆ Σ* denir boş değer atanabilir boş dizeyi içeriyorsa, yani ε ∈ L. Her dil S türevlerinin sıfırlanabilirliği tarafından benzersiz bir şekilde belirlenir:

w ∈ S iff ε ∈ w−1S

Bir dil (potansiyel olarak sonsuz) boole etiketli olarak görülebilir ağaç (Ayrıca bakınız ağaç (küme teorisi) ve sonsuz ağaç otomatı ). Olası her dizge w ∈ Σ* ikili etiketli ağaçtaki bir konumu gösterir doğru ne zaman w ∈ S ve yanlış ne zaman w ∉ S. Bu yorumda, bir sembole göre türev a kenarı takip ederek elde edilen alt ağacın hesaplanmasına karşılık gelir a. Ağacı köke ve alt ağaçlara ayırmak a−1S her resmi dil için geçerli olan aşağıdaki eşitliğe karşılık gelir S⊆ Σ*:

S = ({ε} ∩S) ∪ ⋃a∈Σ a(a−1S).

Genelleştirilmiş normal ifadelerin türevleri

Bir dil düzenli bir ifade ile verildiğinde, türev kavramı, belirli bir kelimenin normal ifadeye ait olup olmadığına karar vermek için bir algoritmaya yol açar.

Sonlu bir alfabe Bir sembollerin[6] a genelleştirilmiş normal ifade muhtemelen sonsuz bir dizi sonlu uzunlukta sembol dizisini gösterir. Bir. Şunlardan oluşturulabilir:

  • ∅ (boş dize kümesini belirtir),
  • ε (sadece boş dizeyi içeren tekli kümeyi ifade eder),
  • bir sembol a itibaren Bir (tek sembollü dizeyi içeren tekli kümeyi belirtir a),
  • R∨S (nerede R ve S sırayla genelleştirilmiş düzenli ifadelerdir; setinin birliğini belirtir),
  • R∧S (kesişme noktasını belirtir R 's ve S 's ayarlandı),
  • ¬R (tamamlayıcısını belirtir R 's, tüm sembol dizileri kümesine göre ayarlanır. Bir),
  • RS (tüm olası dize birleşimlerinin kümesini belirtir. R 's ve S 's ayarlandı),
  • R* (kümesini belirtir n- dizelerin tekrarlarını katlayın R herhangi biri için ayarlandı n≥0, boş dize dahil).

Sıradan bir düzenli ifadede, ne ∧ ne de ¬'ye izin verilmez. Genelleştirilmiş bir düzenli ifade ile gösterilen dize kümesi R denir dilolarak belirtildi L(R).

Hesaplama

Herhangi bir genelleştirilmiş normal ifade için R ve herhangi bir dizi sentürev sen−1R yine genelleştirilmiş bir düzenli ifadedir.[7]Aşağıdaki gibi özyinelemeli olarak hesaplanabilir.[8]

(ua)−1R= a−1(sen−1R) bir sembol için a ve bir dizi sen
ε−1R= R

Önceki iki kuralı kullanarak, rastgele bir dizgeye göre türev, tek sembollü bir dizgeye göre türevle açıklanır aİkincisi şu şekilde hesaplanabilir:[9]

a−1a= ε
a−1b= ∅her sembol için b≠a
a−1ε= ∅
a−1∅= ∅
a−1(R*)= (a−1R) R*
a−1(RS)= (a−1R)S ∨ ν (R)a−1S
a−1(R∧S)= (a−1R) ∧ (a−1S)
a−1(R∨S)= (a−1R) ∨ (a−1S)
a−1(¬R)= ¬(a−1R)

Burada, ν (R) boş dizge olarak değerlendirilen genelleştirilmiş bir düzenli ifade veren yardımcı bir işlevdir ε eğer R dilinin dili ε içerir ve aksi takdirde ∅ olarak değerlendirilir. Bu fonksiyon aşağıdaki kurallarla hesaplanabilir:[10]

ν (a)= ∅herhangi bir sembol için a
ν (ε)= ε
ν (∅)= ∅
ν (R*)= ε
ν (RS)= ν (R) ∧ ν (S)
ν (R ∧ S)= ν (R) ∧ ν (S)
ν (R ∨ S)= ν (R) ∨ ν (S)
ν (¬R)= εeğer ν (R) = ∅
ν (¬R)= ∅eğer ν (R) = ε

Özellikleri

Dizi sen genelleştirilmiş bir düzenli ifade ile gösterilen dize kümesinin bir üyesidir R ancak ve ancak ε, türevle gösterilen dizge kümesinin bir üyesi ise sen−1R.[11]

Sabit bir genelleştirilmiş düzenli ifadenin tüm türevlerini göz önünde bulundurarak R yalnızca sonlu sayıda farklı dilde sonuçlanır. Numaraları ile belirtilmişse dR, tüm bu diller türevleri olarak elde edilebilir R aşağıdaki uzunluk dizisine göre dR.[12] Ayrıca, tam bir deterministik sonlu otomat vardır. dR tarafından verilen normal dili tanıyan devletler Rtarafından belirtildiği gibi Myhill-Nerode teoremi.

Bağlamdan bağımsız dillerin türevleri

Türevler ayrıca düzenli ifade operatörleri ile özyinelemeli olarak tanımlanmış denklemler için etkili bir şekilde hesaplanabilir; bağlamdan bağımsız gramerler. Bu içgörü, bağlamdan bağımsız diller için ayrıştırma algoritmaları türetmek için kullanıldı.[13]Bu tür algoritmaların uygulanmasının kübik karmaşıklığa sahip olduğu gösterilmiştir,[14]karmaşıklığına karşılık gelen Earley ayrıştırıcı genel bağlamdan bağımsız gramerler üzerine.

Ayrıca bakınız

Referanslar

  1. ^ George N. Raney (Nisan 1958). "Sıralı işlevler". ACM Dergisi. 5 (2): 177–180.
  2. ^ Dana Scott ve Michael Rabin (Nisan 1959). "Sonlu Otomatlar ve Karar Problemleri" (PDF). IBM Araştırma ve Geliştirme Dergisi. 3 (2): 114–125.
  3. ^ C.C. Elgot ve J.D. Rutledge (Ekim 1961). "Sonlu otomata üzerinde işlemler". Robert S. Ledley (ed.) İçinde. Proc. AIEE 2. Ann. Symp. Anahtarlama, Devre Teorisi ve Mantıksal Tasarım (SWCT), Detroit. s. 129–132. doi:10.1109 / FOCS.1961.26.
  4. ^ Janusz A. Brzozowski (1964). "Normal İfadelerin Türevleri". J ACM. 11 (4): 481–494. doi:10.1145/321239.321249.
  5. ^ Janusz A. Brzozowski (1964). "Normal İfadelerin Türevleri". J ACM. 11 (4): 481–494. doi:10.1145/321239.321249.
  6. ^ Brzozowski (1964), s. 481, gerekli Bir 2'den oluşmakn kombinasyonları n bitler, bazı n.
  7. ^ Brzozowski (1964), s. 483, Teorem 4.1
  8. ^ Brzozowski (1964), s. 483, Teorem 3.2
  9. ^ Brzozowski (1964), s. 483, Teorem 3.1
  10. ^ Brzozowski (1964), s. 482, Tanım 3.2
  11. ^ Brzozowski (1964), s. 483, Teorem 4.2
  12. ^ Brzozowski (1964), s. 484, Teorem 4.3
  13. ^ Matthew Might; David Darais; Daniel Spiewak (2011). Türevlerle ayrıştırma: işlevsel bir inci. 16. ACM SIGPLAN Uluslararası Fonksiyonel Programlama (ICFP) konferansının devamı. s. 189–195. doi:10.1145/2034773.2034801.
  14. ^ Michael D. Adams; Celeste Hollenbeck; Matthew Might (2016). Türevlerle ayrıştırmanın karmaşıklığı ve performansı hakkında. 37. ACM SIGPLAN Programlama Dili Tasarımı ve Uygulaması Konferansı (PLDI) Bildirileri. s. 224–236. doi:10.1145/2908080.2908128.