\documentclass[margin=0px]{article}

\usepackage{listings}
\usepackage[utf8]{inputenc}
\usepackage{graphicx}
\usepackage{float}
\usepackage[a4paper, margin=1in]{geometry}
\usepackage{subcaption}
\usepackage{amsthm}
\usepackage{amssymb}
\usepackage{amsmath}

\renewcommand{\figurename}{ábra}
\newenvironment{tetel}[1]{\paragraph{#1 \\}}{}

% A dokument itt kezdődik

\title{Záróvizsga tételsor \\ \large 11. Formális nyelvek}
\date{}
\author{Dobreff András}

\begin{document}
	\maketitle
	
	\begin{tetel}{Formális nyelvek}
			Formális nyelvtanok és a Chomsky-féle nyelvosztályok. Automaták: véges automata, veremautomata. Reguláris nyelvek tulajdonságai és alkalmazásai. Környezetfüggetlen nyelvek tulajdonságai és elemzésük.
	\end{tetel}
	
	\section{Formális nyelvtanok és a Chomsky-féle nyelvosztályok}
		\subsection{Alapfogalmak}
			\begin{description}
				\item[Ábécé, szó] \hfill \\
					Szimbólumok véges nemüres halmazát ábécének nevezzük.
					
					Egy $V$ ábécé elemeiből képzett véges sorozatokat $V$ feletti szavaknak vagy sztringeknek nevezzük. A 0 hosszúságú sorozatot üres szónak nevezzük és
					$\varepsilon$-nal jelöljük.
					
					A $V$ ábécé feletti szavak halmazát (beleértve az üres szót is) $V^*$-gal, a nemüres szavak halmazát $V^+$-szal jelöljük.
					
				\item[Konkatenáció] \hfill \\
					Az $ x = uv$ szót az $u,v \in V$ szavak konkatenációjának nevezzük.
					
					A konkatenáció asszociatív, de (általában) nem kommutatív.
					
					$V^*$ zárt a konkatenációra. Azaz:
					\begin{align*}
						u,v \in V^* \Rightarrow uv \in V^*
					\end{align*}
					Továbbá $\varepsilon$ egységelemnek tekinthető $V^*$-gal és a konkatenációval. Azaz:
					\begin{align*}
					u \in V^* \Rightarrow u\varepsilon \in V^* \textrm{, és }\varepsilon u \in V^*
					\end{align*}
				\item[Egyéb definíciók] \hfill 
					\begin{itemize}
						\item $u,v \in V$. Az $u$ szót a $v$ részszavának nevezzük, ha $ v = xuy , \ (x,y \in V)$ teljesül. Ha még $xy\neq\varepsilon$, akkor $u$ valódi részszó.
						
						\item $ v  = xuy \ (x,y,u,v \in V)$. Ekkor:
						\begin{itemize}
							\item Ha $x=\varepsilon$, akkor $u$-t a $v$ szó prefixének nevezzük 
							\item Ha $y=\varepsilon$, akkor $u$-t a $v$ szó szufixének nevezzük 
						\end{itemize}
						
						\item Egy $u\in V$ szó tükörképe alatt a szimbólumai fordított sorrendben való felírását értjük. (Jele: $u^{-1}$)
					\end{itemize}
				\end{description}
				\subsection{Formális nyelvtanok}
				\begin{description}
					\item[Nyelv] \hfill \\
						Ha $L \subset V^*$, akkor $L$-et $V$ feletti nyelvnek tekintjük.
						
						Az üres nyelv (egy szót sem tartalmaz) jele: $\emptyset$
						
						$L$ nyelv véges nyelv, ha véges számú szót tartalmaz, különben végtelen nyelv.
						
						Nyelvekre vonatkozó műveletek:
						\begin{itemize}
							\item $ L_1 \cup L_2 = \{u | \ u \in L_1 $ vagy $ u \in L_2\}$ : az $L_1$ és $L_2$ nyelv uniója
							\item $ L_1 \cap L_2 = \{u | \ u \in L_1 $ és $ u \in L_2\}$ : az $L_1$ és $L_2$ nyelv metszete
							\item $ L_1 - L_2 = \{u | \ u \in L_1 $ és $ u \notin L_2\}$ : az $L_1$ és $L_2$ nyelv különbsége
							\item $\overline{L} = V^* - L$ : az $L \subseteq V^*$ komplementere
							\item $L_1L_2 = \{u_1u_2 | \ u_1 \in L_1, u_2 \in L_2\}$ : az $L_1$ és $L_2$ nyelv konkatenációja\\
							Minden nyelvre fennáll: $\emptyset L = L \emptyset = \emptyset$ illetve $\{\varepsilon\}L = L\{\varepsilon\} = L$
							\item $L^i$ : az $L$ nyelv $i$-edik ($i \geq 1$) iterációja (a konkatenációra nézve), és $L^0 = \{\varepsilon\}$
							\item $ L^* = \bigcup\limits_{i\geq1} L^i$ : az $L$ nyelv iteratív lezártja 
						\end{itemize}
						Az unió, konkatenáció és iteráció lezárása műveleteket reguláris művelteknek nevezzük.
					\item[Grammatika] \hfill \\
						Nyelvek sokféle módon előállíthatók. A produkciós rendszerekkel való előállítás egyik módja a nyelvek generálása grammatikával.
						
						A $G$ generatív grammatikán egy $(N,T,P,S)$ négyest értünk, ahol:
							\begin{itemize}
								\item $N$ és $T$ diszjunkt ábécék, a nemterminális ($N$) és terminális ($T$) szimbólumok ábécéi.
								\item $S\in N$ a kezdőszimbólum.
								\item $P$ az $(x,y)$ rendezett párok halmaza, ahol $x,y \in (N \cup T)^*$ és $x$ legalább egy nemterminális szimbólumot tartalmaz. \\
								A $P$ halmaz elemeit átírási szabályoknak nevezzük.
							\end{itemize}
							Az $(x,y)$ jelölés helyett az $x \rightarrow y$ jelölést alkalmazzuk. (Ha $\rightarrow \notin (N\cup T)$ )
					\item[Levezetés] \hfill \\
						$ G = (N,T,P,S) $, és $u,v \in (N\cup T)^*$. A $v$ szó közvelenül (egy lépésben) levezethető $u$ szóból $G$-ben, ha
						\begin{align*}
							u = u_1xu_2, \ v = u_1yu_2 \ \textrm{és} \ x \rightarrow y \in P \quad (u_1, u_2 \in (N \cup T)^*)
						\end{align*}
						Ezt $ u \Longrightarrow_G v$ jelöljük.
						
						Azt mondjuk, hogy a $v$ szó $k \ (\geq 1)$ lépésben levezethető az $u$ szóból $G$-ben, ha
						\begin{align*}
							\exists u_1, ... , u_{k+1} \in (N\cup T)^*: u = u_1, v = u_{k+1} \ \textrm{és} \ u_i \Longrightarrow_G u_{i+1} \quad (1 \leq i \leq k)
 						\end{align*}
 						
 						A $v$ szó levezethető az $u$ szóból G-ben, ha $u=v$ vagy $\exists k \geq 1$ szám, hogy $v$ $k$ lépésben levezethető $u$-ból.\\
 						Másképp: A $v$ szó levezethető az $u$ szóból G-ben (jele: $ u \Longrightarrow_G^* v $), ha $u=v$ vagy $\exists z \in  (N\cup T)^*$ szó, hogy $ u \Longrightarrow_G^* z $ és $ z \Longrightarrow_G v $
 					\item[Generált nyelv] \hfill \\
	 					$L(G)$ a $G=(N,T,P,S)$ grammatika által generált nyelv, ha:
	 					\begin{align*}
	 						L(G) = \{w | \ S \Longrightarrow_G^* w, w \in T^*\}
	 					\end{align*}
				\end{description}
				\subsection{Chomsky-féle hierarchia}
					 $G = (N,T,P,S)$ generatív grammatika $i$-típusú ($i=0,1,2,3$), ha $P$ szabályhalmazára a következők teljesülnek:
						\begin{description}
							\item[Mondatszerkezetű grammatika (i=0)] \hfill \\ 
								Nincs korlátozás
							\item[Környezetfüggő grammatika (i=1)] \hfill \\
								$P$ minden szabálya $u_1Au_2 \rightarrow u_1vu_2$ alakú, ahol, $A\in N$ és $ v \neq \varepsilon $, ($u_1,u_2, v \in (N \cup T)^*$).
								Kivéve az $S \rightarrow \varepsilon$ szabályt (ha létezik). Ekkor $S$ nem fordul elő egyetlen szabály jobboldalán sem.
							\item[Környezetfüggetlen grammatika (i=2)] \hfill \\
								$P$ minden szabálya $A \rightarrow v$ alakú, ahol, $A\in N, v \in (N \cup T)^*$.
							\item[Reguláris grammatika (i=3)] \hfill \\
								$P$ minden szabálya $A \rightarrow vB$ vagy $A \rightarrow v$ alakú, ahol, $A,B\in N, v \in T^*$.
						\end{description}
					
					\noindent
					$L$ nyelv $i$-típusú, ha $i$-típusú grammatikával generálható. Az $i$-típusú nyelvek osztályát $\mathcal{L}_i$ jelöljük. 
					
					\noindent
					Az $i$-típusú nyelvosztályok a következő tulajdonságokkal rendelkeznek:
					\begin{itemize}
						\item $ \mathcal{L}_3 \subset \mathcal{L}_2 \subset \mathcal{L}_1 \subset \mathcal{L}_0 $
						\item Az $\mathcal{L}_i \ (i=0,1,2,3)$ nyelvosztályok mindegyike zárt a reguláris műveletekre. 
					\end{itemize}
 	\section{Automaták}
	 	Formális nyelvek megadása nemcsak generatív, hanem felismerő eszközökkel is lehetséges, azaz olyan számítási eszközök segítségével, amelyek szavak feldolgozására és azonosítására alkalmasak.
	 	Ilyen eszköz például az automata, amely egy szó, mint input hatására kétféleképpen viselkedhet: vagy elfogadja, vagy elutasítja.
		\subsection{Véges Automata}
			\begin{description}
				\item[Definíció] \hfill \\
					A véges automata egy rendezett ötös,
					\[A=(Q,T,\delta,q_0, F)\]
					ahol:
					\begin{itemize}
						\item Q - állapotok véges nemüres halmaza
						\item T - input szimbólumok ábécéje
						\item $\delta : Q \times T \rightarrow Q$ - állapot-átementi függvény
						\item $q_0 \in Q$ - kezdőállapot
						\item $F \subseteq Q$ - elfogadó állapotok halmaza
					\end{itemize}
					
					Működés:\\
					A véges automata diszkrét időintervallumokban végrehajtott lépések sorozata által működik. Minden egyes lépés során az automata elolvassa a következő input szimbólumot és átmegy egy olyan állapotba, amelyet az állapotátmeneti függvény meghatároz (az aktuális állapot és input szimbólum alapján).
					
					Kezdetben az $A$ véges automata a $q_0$ kezdőállapotban van és az olvasófej az input szalagon levő $u \in T^*$ szó első betűjét dolgozza fel. Ezután a véges automata lépések sorozatát végrehajtva elolvassa az input $u$ szót; betűről betűre haladva olvas és új állapotba kerül.
					
					Miután az $u$ input szó utolsó betűjét is elolvasta a véges automata, vagy $q \in F,$ azaz elfogadó állapotba kerül, és akkor az $u$ szót az automata elfogadja, vagy az új állapot nem lesz eleme $F$-nek, és ekkor az automata a szót nem fogadja el.
					

				\item[VDA - Véges determinisztikus automata] \hfill \\
					A $\delta$ függvény egyértékű, ezért minden egyes $(q, a)$ párra, ahol $(q, a) \in Q \times T$ egyetlen olyan $s$ állapot létezik, amelyre $\delta(q, a) = s$ teljesül. Ezért ezt a véges automatát determinisztikusnak nevezzük.
				\item[VNDA - Véges nemdeterminisztikus automata] \hfill \\
					Ha többértékű állapot-átmeneti függvényt is megengedünk, azaz $\delta : Q \times T \rightarrow 2^Q$, akkor nemdeterminisztikus véges automatáról beszélünk. (Ebben az esetben aktuális állapotnak egy állapothalmaz valamely elemét, mintsem egyetlen állapotot tekinthetünk.)
					
					Ez azt jelenti, hogy a kezdeti állapot helyettesíthető egy $Q_0 \subseteq Q$ kezdőállapot halmazzal.
					(És az is előfordulhat, hogy egy a input szimbólum esetén $\delta(q, a)$ üres az aktuális állapotok mindegyikére.)
				\item[Tulajdonságok] \hfill \\
					Az állapot-átmeneteket
					\[qa \rightarrow p\]
					alakú szabályok formájában is írhatjuk $p \in \delta(q, a) $ esetén. Jelöljük $M_\delta$-val az $A = (Q, T, \delta,Q_0, F)$ nemdeterminisztikus véges automata $\delta$ állapot-átmenet függvénye által az előbbi módon származó szabályok halmazát.
					
					Ha minden egyes $(q, a)$ párra egyetlen $qa \rightarrow p$ szabály van $M_\delta$-ban, akkor a véges automata determinisztikus, egyébként nemdeterminisztikus.
					
					\begin{itemize}
						\item Közvetlen redukció: \\
							Legyen $A = (Q, T, \delta, q_0, F)$ egy véges automata és legyenek $u, v \in QT^*$ szavak. Azt mondjuk, hogy az $A$ automata az $u$ szót a $v$ szóra redukálja egy lépésben/közvetlenül. Ha van olyan $qa \rightarrow p$ szabály $M_\delta$-ban, és van olyan $w \in T^*$ szó, amelyre $u = qaw$ és $v = pw$ teljesül.
						
						\item Redukció:\\
							Az $A = (Q, T, \delta, q_0, F)$ véges automata az $u \in QT^*$ szót a $v \in QT^*$ szóra redukálja $(u \Longrightarrow_A^* v)$, ha $u = v$, vagy $ \exists z \in QT^*$, amelyre $u \Longrightarrow_A^* z$ és $z \Longrightarrow_A v$ teljesül.
					
						\item Az automata által elfogadott nyelv:\\
							Az $A = (Q, T, \delta, q_0, F)$ véges automata által elfogadott/felismert nyelv alatt az \[ L(A) = \{u \in T^* | \ q_0u \Longrightarrow_A^* p, \quad q_0 \in Q_0  \textrm{ és }  p \in F\} \] szavak halmazát értjük.  (Az üres szó, akkor és csak akkor van benne az automata által elfogadott $L(A)$ nyelvben, ha $Q_0 \cap F \neq \emptyset$).
						
						\item Tétel:\\
							Minden $A$ nemdeterminisztikus véges automatához meg tudunk adni egy 3-típusú $G$ grammatikát úgy, hogy $L(G) = L(A)$ teljesül.
						
						\item Tétel: \\
							Minden 3-típusú G grammatikához meg tudunk adni egy $A$ véges automatát úgy, hogy $L(A) = L(G)$ teljesül. \\
						
						
							Ezek után fenáll a kérdés: Létezik-e olyan reguláris nyelv, amely VNDA-val felismerhető, de nem ismerhető fel VDA-val? \\
							Válasz: Nincs.
						
						\item Tétel:\\
							Minden $A = (Q, T, \delta,Q_0, F)$ VNDA-hoz  meg tudunk konstruálni egy $A' = (Q', T, \delta', q_0', F')$ VDA-t úgy, hogy $L(A) = L(A')$ teljesül.
				\end{itemize}
			\end{description}
		\subsection{Veremautomata}
			\begin{description}
				\item[Definíció] \hfill \\
					A veremautomata egy rendezett hetes
					\[A = (Z,Q, T, \delta, z_0, q_0, F)\]
					ahol
					\begin{itemize}
						\item Z - a veremszimbólumok véges halmaza,
						\item Q - az állapotok véges halmaza,
						\item T - az inputszimbólumok véges halmaza,
						\item $\delta : Z \times Q \times (T \cup \{\varepsilon\}) \rightarrow 2^{Z^* \times Q}$ - átmeneti függvény
						\item $z_0 \in Z $ - a kezdeti veremszimbólum,
						\item $q_0 \in Q $ - a kezdeti állapot,
						\item $F \subseteq Q$ - az elfogadó állapotok halmaza
					\end{itemize}
					
					A veremautomata konfigurációja alatt egy $uq$ alakú szót értünk, ahol $u \in Z^*$ a verem aktuális tartalma és $q \in Q$ az aktuális állapot. \\
					A kezdeti konfiguráció $z_0q_0$.
					
					Működés: \\
					Tegyük fel, hogy az $A$ veremautomata olvasófeje az $a$ inputszimbólumon áll, a veremautomata $q$ állapotban van, valamint a verem tetején levő szimbólum $z$. Legyen $ \delta(z, q, a) = {(u_1, r_1), . . . , (u_n, r_n)}$, ahol $u_i \in Z^*$ és $r_i \in Q, 1 \leq i \leq n$. Ekkor $A$ következő állapota valamely $r_i$ lesz és egyidejűleg $z$-t helyettesíti az $u_i$ szóval, továbbá az olvasófej egy cellával jobbra lép az input szalagon.\\
					Ha $\delta(z, q, \varepsilon)$ nem üres, akkor ún. $\varepsilon$-átmenet hajtható végre.
					
					Ha az input szalag a $w \in T^*$ szót tartalmazza és a $z_0q_0$ kezdeti konfigurációból kiindulva a lépések sorozatát végrehajtva az $A$ veremautomata egy $up$ konfigurációba ér, ahol $p$ elfogadó állapot, akkor azt mondjuk, hogy $A$ elfogadta a $w$ szó.
					
					\item[Tulajdonságok] \hfill 
						\begin{itemize}
							\item Közvetlen redukció: \\
								$\alpha, \beta \in Z^*QT^*$\\
								Az $A$ veremautomata az $\alpha $ szót a $\beta$ szóra redukálja egy lépésben ($\alpha \Longrightarrow_A \beta$), ha:
								\[\exists z \in Z, \ p,q \in Q, \ a \in T \cup \{\varepsilon\}, \ r,u \in Z^* \textrm{ és } w\in T^*\]
								hogy:
								\[(u,p) \in \delta(z,q,a) \textrm{ és } \alpha = rzqaw \textrm{ és } \beta = rupw\]
							\item Redukció: \\
								Az A veremautomata az $\alpha$ szót a $\beta$ szóra redukálja ($\alpha \Longrightarrow_A^* \beta$), ha vagy $\alpha = \beta$, vagy 
								$ \exists \gamma_1,...,\gamma_n \in Z^*QT^*$ szavakból álló véges sorozat, hogy $\alpha = \gamma_1, \ \beta = \gamma_n, \quad \textrm{ és } \quad \\ {\gamma_i \Longrightarrow_A \gamma_{i+1} \quad (i=1,...,n-1)}$
							\item A veremautomata által elfogadott nyelv: \\
								Az A veremautomata által (elfogadó állapottal) elfogadott nyelv:
								\[L(A) = \{ w \in T^* | \ z_0q_0w \Longrightarrow_A^* up, \textrm{ ahol } u \in Z^*, p \in F \} \]
							\item Determinizmus: \\
								A $\delta$ leképezést szabályok formájában is megadhatjuk. Az így nyert szabályhalmazt $M_\delta$-val jelöljük. Tehát
								\begin{enumerate}
									\item $zqa \rightarrow up \in M_\delta$ ha $(u, p) \in \delta(z, q, a)$
									\item $zq \rightarrow up \in M_\delta$ ha $(u, p) \in \delta(z, q, \varepsilon)$
								\end{enumerate}
								
								Az $A = (Z,Q, T,\delta, z_0, q_0, F)$ veremautomatát determinisztikusnak mondjuk, ha minden $(z, q) \in Z \times Q$ pár esetén:
								\begin{enumerate}								
									\item $\forall a \in T:  |\delta(z, q, a)| = 1$ és $\delta(z, q, \varepsilon) = \emptyset$
									
									vagy
								\item $|(z, q, \varepsilon)| = 1 $ és $\forall a \in T: \delta(z, q, a) = \emptyset$
								\end{enumerate}
							\item Üres veremmel elfogadott nyelv: \\
								Az $N(A)$ nyelvet az $A$ veremautomata üres veremmel fogadja el, ha
								\[ N(A) = \{w \in T^* | \ z_0q_0w \Longrightarrow_A^* p, \textrm{ ahol } p \in Q \} \]
							\item Tétel: \\
								Bármely $G$ környezetfüggetlen grammatikához meg tudunk adni egy olyan $A$ veremautomatát, amelyre $L(A) = L(G)$ teljesül.
							\item Tétel: \\
								Minden $A$ veremautomatához meg tudunk adni egy környezetfüggetlen $G$ grammatikát úgy, hogy $L(G) = N(A)$ teljesül.
						\end{itemize}
			\end{description}
	\section{Reguláris nyelvek tulajdonságai és alkalmazásai}
		\subsection{3-típusú grammatikák normálformája}
			Minden 3-típusú, azaz reguláris nyelv generálható egy olyan grammatikával, amelynek szabályai:
			\begin{itemize}
				\item $ X \rightarrow aY$, ahol $X,Y \in N$ és $a \in T$
				\item $X \rightarrow \varepsilon$, ahol $X \in N$
			\end{itemize}
		\subsection{Reguláris kifejzések}
			\begin{description}
				\item[Motiváció] \hfill \\
					Ismeretes, hogy minden véges nyelv reguláris. Tudjuk továbbá, hogy az $\mathcal{L}_3$ nyelvosztály (a reguláris nyelvek osztálya) zárt az unió, a konkatenáció és az iteráció lezártja műveletekre nézve.
				
					Következésképpen, kiindulva véges számú véges nyelvből és az előzőekben felsorolt, ún. reguláris műveleteket véges sokszor alkalmazva reguláris nyelvet kapunk.
					
					Kérdés az, hogy vajon ezzel az eljárással minden reguláris nyelvet
					elő tudunk-e állítani, azaz, ez a módszer elégséges-e az $\mathcal{L}_3$ nyelvosztály leírására?
				\item[Definíció] \hfill \\
					Legyenek $V$ és $V' = \{\varepsilon, \cdot, +, *, (, )\}$ diszjunkt ábécék. A $V$ ábécé feletti reguláris kifejezéseket rekurzív módon a következőképpen definiáljuk:
					\begin{enumerate}
						\item $\varepsilon$ reguláris kifejezés $V$ felett.
						\item Minden $a \in V$ reguláris kifejezés $V$ felett.
						\item Ha R reguláris kifejezés V felett, akkor $(R)^*$ is reguláris kifejezés $V$ felett. [iteratív lezárás]
						\item Ha $Q$ és $R$ reguláris kifejezések $V$ felett, akkor $(Q) \cdot (R)$ [konkatenáció] és $(Q) + (R)$ [unió] is reguláris kifejezés $V$ felett.
					\end{enumerate}
					
					\textit{Megjegyzés: Minden reguláris kifejezés jelöl (meghatároz) valamely reguláris nyelvet. (Pl.: $\varepsilon$ a $\{\varepsilon\}$ nyelvet, $a+b$ az $\{a\} \cup \{b\} = \{a,b\}$ és $a\cdot b$ az $\{a\}\{b\} = \{ab\}$ nyelvet.) A reguláris kifejezés a szintaxis, az, hogy hogyan értelmezzük, a szemantika.}
				\item[Axiómák]\hfill \\
					$P,Q,R$ reguláris kifejezések. Ekkor fennállnak a következő tulajdonságok:
					\begin{itemize}
						\item Asszociativitás:
							\[P+(Q+R) = (P+Q)+R\]
							\[P\cdot(Q\cdot R) = (P\cdot Q)\cdot R\]
						\item Kommutativitás:
							\[P+Q = Q+P\]
						\item Disztributivitás:
							\[P\cdot (Q+R) = P\cdot Q + P\cdot R\]
							\[(P+Q)\cdot R = P\cdot R + Q\cdot R\]
						 \item Egységelem:
							 \[\varepsilon\cdot P = P\cdot\varepsilon = P\]
							 \[P^* = \varepsilon + P \cdot P^*\]
							 \[P^* = (\varepsilon+P)^*\]
					\end{itemize}
					
					A fenti axiómák azonban még önmagukban nem elegendőek az összes reguláris kifejezés előállítására (helyettesítés segítségével). Szükség van még az alábbi inferencia szabályra:
					\[P=R+P\cdot Q \quad \land \quad \varepsilon \notin Q \quad \Longrightarrow \quad P = R\cdot Q^*\]
					
					Vegyük még hozzá az $\emptyset$ szimbólumot a reguláris kifejezések halmazához, amely az üres nyelvet jelöli. (Ebben az esetben nincs szükségünk az $\varepsilon$ szimbólumra, mivel $\emptyset^* = \{\varepsilon\}$). Így, a definícióban helyettesíthetjük az $\varepsilon$ szimbólumot az $\emptyset$ szimbólummal. Ekkor helyettesítjük $\varepsilon$-t a megelőző axióma rendszerben $(\emptyset)^*$-gal és még egy további
					axiómát tekintünk:
					\[\emptyset\cdot P = P\cdot\emptyset = \emptyset\]
					A fenti szabályok elégségesek ahhoz, hogy levezessünk minden érvényes egyenlőséget
					reguláris kifejezések között.
				\item[Reguláris kifejezések és reguláris nyelvek] \hfill \\
					Minden reguláris kifejezés egy reguláris (3-típusú) nyelvet jelöl, és megfordítva, minden reguláris nyelvhez megadható egy, ezen nyelvet jelölő reguláris kifejezés.\\ (Ezzel választ adtunk a motivációban feltett kérdésre.)
			\end{description}
			\subsection{Lineáris grammatikák és nyelvek}
				\begin{description}
					\item[Definíció] \hfill \\
						Egy $G=(N,T,P,S)$ környezetfüggetlen grammatikát lineárisnak nevezünk, ha minden szabálya:
						\begin{enumerate}
							\item $A\rightarrow u, \quad A \in N, u \in T^*$
							\item $A\rightarrow u_1Bu_2, \quad A,B\in N, u_1,u_2 \in T^*$
						\end{enumerate}
						Továbbá $G$-t bal-lineárisnak, illetve jobb-lineárisnak mondjuk, ha $u_1 = \varepsilon$, illetve $u_2 = \varepsilon$ minden 2. alakú szabályra.
						
						Egy $L$ nyelvet lineárisnak, bal-lineárisnak, illetve jobb-lineárisnak mondunk,
						ha van olyan $G$ lineáris, bal-lineáris, illetve jobb-lineáris grammatika,
						amelyre $L = L(G)$ teljesül.
					\item[Lineáris és reguláris grammatikák, nyelvek] \hfill \\
						A jobb-lineáris grammatikák azonosak a reguláris grammatikákkal (3-típusúak).
						
						Tétel: \\
						Minden bal-lineáris grammatika reguláris (3-típusú) nyelvet generál.
				\end{description}
	\section{Környezetfüggetlen nyelvek tulajdonságai és elemzésük}
		\subsection{Környezetfüggetlen grammatikák normálformái}
			Környezetfüggetlen grammatikák normálformái olyan grammatikai transzformációval előállított  grammatikák, melyek:
				\begin{itemize}
					\item bizonyos szintaktikai feltételeknek/tulajdonságoknak tesznek eleget
					\item (általában) valamilyen szempontból egyszerűbbek, mint az eredeti grammatikák
					\item ugyanazt a nyelvet generálják (így ugyanazon típusba tartoznak)
				\end{itemize}
				Tétel:\\
				Minden $G = (N, T, P, S)$ környezetfüggetlen grammatikához meg tudunk konstruálni egy vele ekvivalens $G' = (N', T, P', S')$ környezetfüggetlen grammatikát úgy, hogy: $G'$ minden szabályának jobboldala nemüres szó [kivéve azt az esetet, mikor $\varepsilon \in L(G)$, ekkor $S' \rightarrow \varepsilon$ az egyetlen szabály, melynek jobboldala az üres szó és ekkor $S'$ nem fordul elő $G'$ egyetlen szabályának jobboldalán sem.]
			\begin{description}
				\item[$\varepsilon$-mentes grammatika] \hfill \\
					A $G$ grammatika $\varepsilon$-mentes, ha egyetlen szabályának jobboldala sem az üres szó.
					
					Tétel:\\
					Minden környezetfüggetlen $G$ grammatikához meg tudunk konstruálni egy $G'$ $\varepsilon$-mentes környezetfüggetlen grammatikát, amelyre $L(G') = L(G) - \{\varepsilon\}$ teljesül.
				 \item[Chomsky normálforma] \hfill \\
					A $G = (N, T, P, S)$ környezetfüggetlen grammatikát Chomsky-normálformájúnak mondjuk, ha minden egyes szabálya:
					\begin{itemize}
						\item $X \rightarrow a$, ahol $X \in N, a \in T$
						\item $X \rightarrow YZ$, ahol $X,Y,Z \in N$
					\end{itemize}
					Tétel:\\
					Minden $\varepsilon$-mentes $G=(N,T,P,S)$ környezetfüggetlen grammatikához meg tudunk konstruálni egy vele ekvivalens $G' = (N', T, P', S)$ Chomsky-normálformájú környezetfüggetlen grammatikát.
					
					Tétel (az előző következménye):\\
					Minden $G$ környezetfüggetlen grammatika esetében eldönthető, hogy egy $u$ szó benne van-e $G$ grammatika által generált nyelvben.
				\item[Redukált grammatika] \hfill
					\begin{itemize}
						\item A környezetfüggetlen grammatika egy nemterminálisát inaktívnak/nem aktívnak nevezzük, ha nem vezethető le belőle terminális szó.
						\item A környezetfüggetlen grammatika egy nemterminálisát nem elérhetőnek nevezzük, ha nem fordul elő egyetlen olyan szóban sem, amely a kezdőszimbólumból levezethető.
						\item Egy nemterminálist nem hasznosnak mondunk, ha vagy inaktív, és/vagy nem elérhető.
						\item Az, hogy egy $A$ nemterminális elérhető-e vagy aktív-e, az eldönthető.
						\item Egy környezetfüggetlen grammatika redukált, ha minden nemterminálisa aktív és elérhető.
					\end{itemize}
					Tétel:\\
					Minden környezetfüggetlen grammatikához meg tudunk konstruálni egy vele ekvivalens redukált környezetfüggetlen grammatikát.
					
			\end{description}
		\subsection{Levezetési fa}
			A környezetfüggetlen grammatikák levezetéseit fákkal is jellemezhetjük. A levezetési fa egy szó előállításának lehetőségeiről ad információkat. A levezetési fa egy irányított gráf, amely speciális tulajdonságoknak tesz eleget:
				\begin{itemize}
					\item A gyökér cimkéje: $S$
					\item A többi csúcs cimkéje ($N\cup T$) valamely eleme
				\end{itemize}
				A levezetési fa nem minden esetben adja meg a levezetés során alkalmazott szabályok sorrendjét. Két levezetés lényegében azonos, ha csak a szabályok alkalmazásának sorrendjében különbözik.
				
				Egy környezetfüggetlen grammatika minden levezetési fája egy egyértelmű (egyetlen) legbaloldalibb levezetést határoz meg. A legbaloldalibb levezetés során minden levezetési lépésben a legbaloldalibb nemterminálist kell helyettesítenünk.
				\\\\
				Tétel:\\
				Minden környezetfüggetlen grammatikáról eldönthető, hogy az általa generált nyelv az üres nyelv-e vagy sem.
		\subsection{Bar-Hillel Lemma}
			Minden $L$ környezetfüggetlen nyelvhez meg tudunk adni két $p$ és $q$ természetes számot úgy, hogy minden olyan szó $L$-ben, amely hosszabb, mint $p$
			\[uxwyz\]
			alakú, ahol $|xwy| \leq q$, $xy \neq \varepsilon$ , és minden 
			\[ux^iwy^iv\]
			szó is benne van az $L$ nyelvben minden $i \geq 0$ egész számra ($u,x,w,y,v \in T^*$).
			\\\\
			Tétel:\\
			Eldönthető, hogy egy környezetfüggetlen grammatika végtelen nyelvet generál-e vagy sem.
\end{document}