dilini kanıtlamak için Pompalama Lemması kullanmak


19

Ben düzenli olmadığını kanıtlamak için pompalama lemma kullanmaya çalışıyorum .L={(01)m2mm0}

Şimdiye kadar sahip olduğum şey: nin düzenli olduğunu varsayalım ve p'nin pompalama uzunluğu olmasına izin verin , bu yüzden w = ( 01 ) p 2 p . Herhangi bir pompalama ayrışma düşünün w = X y z öyle ki | y | > 0 ve | x y | s .Lpw=(01)p2pw=xyz|y|>0|xy|p

Bundan sonra ne yapacağımdan emin değilim.

Ben doğru yolda mıyım? Yoksa ben mi gidiyorum?


1
doğru yoldasın. "pompa" yaparsanız 0 ve 1 sayısını değiştirirsiniz, ancak 2 sayısını değiştirmezsiniz (neden?). Bu bir çelişkiye yol açacaktır.
Ran G.Nis

oh, bu olamayacağını unutmayın ve | x y | < s . Sanırım bu bir yazım hatası ve demek istiyorsun | y | > 0 . |y|>p|xy|<p|y|>0
Ran G.Nis

1
, normal olmayan diller için kanonik örneklere çok yakın olduğu için , lemma pompalamanın burada en hızlı yol olmadığını unutmayın . Kapatılması özelliklerini kullanmaya çalışın R E G ! LREG
Raphael

1
Ya da pompalanan ipin sonuna da yaklaşabileceğinizi anlamak için pompalama lemmasının kanıtını kontrol edin ve 2s'yi pompalayın, bu daha kolaydır.
vonbrand

@vonbrand veya dilin tersini alın ve düz pompalama lemmasını buna uygulayın.
Al.G.

Yanıtlar:


5

İpucu: tüm ayrışımlarının nasıl göründüğünü düşünmelisiniz , bu nedenle x y z = ( 01 ) p 2 p olan tüm olası x , y ve z şeyleri verilebilir . Sonra her birini pompalar ve kendi dilinizde olmayan bir kelime olacak bir çelişki alıp almadığınızı görürsünüz. Her vakanın, o zaman pompalama lemmasının çelişkisi olacak bir çelişkiye yol açması gerekir. İşte bu kadar! Dil düzenli olmaz.w=xyzxyzxyz=(01)p2p

Tabii ki, detaylar üzerinde çalışmanız ve olası tüm bölünmeleri düşünmeniz gerekir.


5

Bir ayrıştırma var ve bir uzunluk sınırlaması | x y | s . Bu, x , y ve z'nin ayrışmaya nasıl sığabileceği hakkında ne diyor ? Özellikle, pompalama lemma tekrarlamayı verir y Hedefiniz tekrar ettiği bir yol bulmaktır, böylece y defalarca (veya kaldırma y irremediably desen tanımlayıp, dil perturbate olacak bazen bu basittir,).xyz=(01)p2p|xy|pxyzyyy

Desende belirgin bir sınır var: ilk kısım tekrarlarını , ikinci kısım sadece 2 'leri içeriyor . İlginç olan y'nin düştüğü yerdir . Is y hep bu parçaların birinin içerdiği, ya da ikisini apışıp olabilir?012yy

Beri , x y tamamen ( 01 ) p kısmında bulunur ve z 2 'nin tümünü içerir . Bu nedenle y'yi bir kez daha tekrarlarsanız , daha uzun bir ilk parça elde edersiniz, ancak 2 p kısmı aynı kalır. Başka bir deyişle, x y y z tam olarak p harfleri 2 ile biter . Kanıtı düzgün bir şekilde bitirmek için, x y y z'nin 0 ve 1 çok fazla harf içerdiğini gösterin|xy|pxy(01)pz2y2pxyyzp2xyyz01 düzenli ifadeye sığdırmak için.


4

Üç yıl sonra biz kanıtlamak için gidiyoruz ile Ô = { 0 , 1 , 2 } çelişki kullanarak kapatma özelliklerine (pompalama lemma kullanılarak daha hızlı bir arada düzenli değil ).L={(01)m2mm0}Δ={0,1,2}

İlk olarak nin düzenli olduğunu varsayalım . Normal dillerin ters homomorfizma altında kapatıldığını biliyoruz.L

homomorfizmini aşağıdakilerle düşünün :h:ΣΔ

Σ={a,b}

h(a)=01

h(b)=2

nin ters homomorfizması :L

h1(L)={anbn|n0}=L

Bu bir çelişki doğurur çünkü düzensiz bir dilin kanonik bir örneğidir, bu yüzden L düzenli olamaz.LL


3

Bu soruya cevap vermeyeceğim, çünkü bu tam olarak pompalayan lemma değil, belki de pompalama lemması fikrinin ne olduğuna ışık tutuyor. : İşte Myhill-Nerode teoremi özüdür deterministik sonlu durumlu otomata, yaklaşık bir temel olgudur iki dizeleri ise ve b herhangi ardından, aynı duruma FSA'yı sürücü c , ya her ikisi bir c ve b c vardır kabul edilir ya da değildir.abcacbc

Sorununuza geri dönersek, diliniz için deterministik bir otomasyonun durumu olduğunu varsayalım . Daha sonra, en az iki ( 01 ) 1 , ( 01 ) 2 , ... , ( 01 ) , n + 1 , diyelim ki ( 01 ) p ve ( 01 ) q ile p q , bu (aynı duruma otomat tahrik güvercin deliği prensibi). Buna göre, ( 01 ) p 2 p ven(01)1(01)2(01)n+1(01)p(01)qpq(01)p2p olan L veya Çelişki olan ne.(01)q2pL

Sitemizi kullandığınızda şunları okuyup anladığınızı kabul etmiş olursunuz: Çerez Politikası ve Gizlilik Politikası.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.