teoria da computação

Teoria da Computação(COM10395)

Profa. Juliana Pinheiro CamposE-mail: jupcampos@gmail.com

Ciência da Computação

TEORIA DA COMPUTAÇÃO

ProgramasUm programa é um conjunto estruturado de

instruções que capacitam uma máquina a aplicar sucessivamente certas operações básicas e testes sobre os dados iniciais fornecidos, com o objetivo de transformar estes dados numa forma desejável.

Um programa deve possuir uma estrutura de controle que explicita como as operações e testes devem ser compostos. Classificação das estruturas:

Programas

Monolítica: baseada em desvios condicionais e incondicionais, não possuindo mecanismos explícitos de iteração ou recursão.

Iterativa: possui mecanismos de controle de iterações de trechos de programas. Não permite desvios incondicionais.

Recursiva: possui mecanismos de estruturação em sub-rotinas recursivas. Também não permite desvios incondicionais.

Programas

Para o estudo de programas não é necessário saber qual a natureza precisa das operações e dos testes. Eles são identificados por nomes.

Identificadores de operações:

F, F1,F2, ... G, G1,G2, ... H, H1,H2,...

Identificadores de testes:

T, T1,T2, T3, ...

Operação vazia (que não faz nada): ν

Programas monolíticos

Baseados em desvios condicionais e incondicionais.

A lógica é distribuída por todo o bloco (monólito) que constitui o programa.

A especificação de programas monolíticos pode ser feita por meio de fluxogramas ou instruções rotuladas.

Exemplo de especificação usando fluxogramas

Uma instrução rotulada pode ser:• Operação:operação a ser executada seguida de um

desvio incondicional para a instrução subsequente.

• Teste: determina um desvio condicional.

Exemplo de especificação usando instruções rotuladas

1: faça F e vá para 22: se T1 então vá para 1 senão vá para 33: faça G e vá para 44: se T2 então vá para 5 senão vá para 1

Uma parada é especificada usando um desvio incondicional para um rótulo sem instrução correspondente.

Definição formal: um programa monolítico P é um par ordenado: P = (I, r) onde

• I é um conj. finito de instruções rotuladas (não existem 2 instruções diferentes com mesmo rótulo).

• r é o rótulo inicial que identifica a instrução inicial em I• um rótulo é dito final se é referenciado por pelo menos

uma instrução de I, mas não rotula nenhuma instrução de I.

Ex: P = (I1, 1) onde I1 é o conjunto constituído pelas instruções rotuladas 1, 2, 3 e 4 apresentadas anteriormente.

Ex: P = ({r1: faça v e vá para r2 }, r1).

Qual o fluxograma correspondente?

Programas iterativos

Surgiram para solucionar problemas decorrentes da dificuldade de entendimento e manutenção de programas monolíticos.

Substitui desvios incondicionais por estruturas de controle de ciclos ou repetições resultando em melhor estruturação dos desvios.

Essas noções deram origem ao que hoje é chamado de programação estruturada.

Programas iterativosSão baseados em 3 mecanismos de composição

(sequenciais) de programas:• Sequencial: composição de 2 programas, cujo efeito é a

execução do primeiro e após, a execução do segundo programa componente.

• Condicional: composição de 2 programas, cujo efeito é a execução de somente um dos 2 dependendo do resultado de um teste.

• Repetição: composição de 1 programa, cujo efeito é a execução, repetidamente, do programa componente enquanto o resultado de um teste for verdadeiro (enquanto) ou enquanto o resultado de um teste for falso (até).

Programas iterativosDefinição Formal: Um programa iterativo P é

indutivamente definido como segue:

OBS: Considere V e W programas iterativos e T um

identificador de teste):

• A operação vazia ν é um programa iterativo

• Cada identificador de operação é um programa iterativo

• Composição seqüencial: V; W resulta em um programa iterativo cujo efeito é a execução de V e, após, a execução de W.

• Composição condicional: (se T então V senão W) resulta em um programa iterativo cujo efeito é a execução de V se T é verdadeiro ou W se T é falso.

Programas iterativosDefinição Formal: Um programa iterativo P é

indutivamente definido como segue:• Composição enquanto: enquanto T faça (V) resulta em

um programa iterativo que testa T e executa V repetidamente enquanto o resultado do teste for verdadeiro.

• Composição até: até T faça (V) resulta em um programa iterativo que testa T e executa V, repetidamente, até que o resultado do teste for o valor verdadeiro.

Enquanto e até podem ser simulados por um fluxograma que

utiliza as componentes do fluxograma do programa

monolítico.

Programas iterativos

Exemplo:

(se T1então enquanto T2

faça (até T3faça (V;W))

senão ν)

Operação vazia

Programas recursivos

Admite a definição de sub-rotinas recursivas.Suponha um conjunto de identificadores de sub-

rotinas: R, R1, R2, R3, ...Cada sub-rotina é definida por uma expressão de

sub-rotinas, E, indutivamente definida como:

OBS: Considere D1 e D2 expressões de sub-rotinas e T um identificador de teste:

• A operação vazia ν é uma expressão de sub-rotina

• Cada identificador de sub-rotina é uma expressão de sub-rotina

• Composição seqüencial: (D1; D2) resulta em uma expressão de sub-rotinas cujo efeito é a execução de D1 e, após, a execução de D2;

• Composição condicional: (se T então D1 senão D2) resulta em uma expressão de sub-rotinas cujo efeito é a execução de D1 se T é verdadeiro ou D2 se T é falso.

Definição formal: Um programa recursivo P tem a seguinte forma:

P é E0 onde R1 def E1, R2 def E2, ..., Rn def Em

onde (suponha K pertencente a {1,2, ... n}):• E0 é a expressão inicial a qual é uma expressão

de sub-rotinas• Ek Expressão que define Rk, ou seja, a

expressão que define a sub-rotina identificada por Rk.

faça (V;W))

senão ν)

Exemplo

P é R;Z onde R def F; (se T então R senão G; S),S def (se T então ν senão F; R),Z def (se T então G senão F)

Avalia-se a expressão inicial onde cada identificador de sub-rotina referenciado é substituído pela correspondente expressão que o define e assim sucessivamente até que seja substituído pela expressão vazia, que determina o fim da recursão.

Máquinas

Um programa é uma sequencia de caracteres sem significado semântico.

A natureza das operações e dos testes é especificada na definição de máquina, a qual permite dar uma interpretação semântica do programa.

O objetivo de uma máquina é suprir todas as informações necessárias para que a computação de um programa possa ser descrita.

Cabe à máquina suprir as funções de entrada e de saída, ou seja, o armazenamento ou recuperação de informações na estrutura de memória; e o significado aos identificadores das operações e testes.

Máquinas: Definição formal

Uma máquina é uma 7-upla M = (V, X, Y, πx, πy, ΠF, ΠT), onde: V é um conjunto de valores de memóriaX é o conjunto de valores de entradaY é o conjunto de valores de saídaπx:X → V é uma função de entradaπy:V → Y é uma função de saídaΠF: conjunto de interpretações de operações

πF:V → V em ΠF

ΠT : conjunto de interpretações de testes πT:V → {verdadeiro, falso} em ΠT

Máquinas: Definição formal

As funções acima são totais.

Há uma interpretação para cada identificador de operação

e teste nos conjuntos ΠF e ΠT. Esses conjuntos podem ser vistos

como um conjunto de funções indexado pelo subconjunto de

identificadores de operações e testes para os quais a máquina é

definida.

P é um programa para máquina M se cada identificador de teste e operação em P tiver uma correspondente função de teste e operação em M.

A máquina pode possuir operações ou testes sem correspondência no programa.

Máquinas:

Exemplo: Máquina de 2 registradores• Suponha uma especificação de uma máquina com 2

posições de memória, denominadas registradores a e b, os quais assumem valores em N, com duas operações e um teste, como segue:

• subtração de 1 em a, se a > 0• adição de 1 em b• teste se a é zeroAdicionalmente a entrada a é constituída de umúnico valor armazenado em a, zerando b, e a saída retorna o valor de b.

Máquinas: Exemplo:

Dois_reg = (N2 , N, N, armazena_a, retorna_b, {subtrai_a, adiciona_b}, {a_zero}) onde:

N2 é o conjunto de valores de memóriaN é o conj. de valores de entrada e de saídaarmazena_a: N → N2 é a função de entrada tal que para qualquer n pertencente a N

armazena_a(n) = (n, 0)retorna_b: N2 → N é a função de saída tal que para quaisquer n, m pertencente a N2

retorna_b(n, m) = m

Máquinas:

subtrai_a: N2 → N2 é a interpretação tal que para todo n, m pertencente a N2

subtrai_a(n, m) = (n-1, m) se n > 0 e subtrai_a(n, m) = (0, m) se n = 0

adiciona_b: N2 → N2 é a interpretação tal que para todo n, m pertencente a N2

adiciona_b(n, m) = (n, m+1)

a_zero: N2 → {verdadeiro, falso} é interpretação tal que para todo n, m pertencente a N2

a_zero(n, m) = V se n = 0 e a_zero(n, m) = F se n diferente de zero

Máquinas: Programas para a máquina Dois_reg

Iterativo Recursivo

até a_zerofaça (subtrai_a; adiciona_b)

rec é R ondeR def (se a_zero então ν senão S;

R ),S def subtrai_a; adiciona_b

O que fazem os programas acima?

Atribuem o valor armazenado em a ao registrador b.

Computação:

Uma computação é o histórico do funcionamento da máquina para o programa, considerando um valor inicial.

Uma computação de um programa em uma máquina para uma dada entrada é uma sequencia de configurações a qual define passo a passo a execução do programa na máquina.

Computação:

Computação de um programa monólitico: é um histórico das instruções executadas e o correspondente valor de memória. O histórico é representado por uma cadeia de pares ordenados onde:

• cada par ordenado reflete uma descrição instantanea da máquina para o programa (instrução executada, valor corrente de memória)

• a cadeia de pares é a sequencia de configurações possíveis a partir da configuração inicial

Computação:

Definição formal:Sejam M = (V, X, Y, πx, πy, ΠF, ΠT) uma máquina e P = (I, r) um programa monolítico para M. L é o seu correspondente conjunto de rótulos. Uma computação do programa monolítico P na máquina M, para uma dada entrada x, é uma cadeia de descrições instantaneas em L x V:

(s0, v0) (s1, v1) (s2, v2)...

A configuração inicial (s0, v0) é tal que s0 = r e v0 =πx(x). Para cada configuração (sk,vk) da cadeia, onde k pertence {0,1,2,...} tem-se que:

Computação:

Operação:• Se sk é o rótulo de uma operação da forma sk: faça F e vá

para r' então a próxima descrição instantânea será (sk+1, vk+1) = (r', πf(vk))

• Se sk é o rótulo de uma operação da forma sk: faça ν e vá para r' então a próxima descrição instantânea será

(sk+1, vk+1) = (r', vk)Teste Se sk é o rótulo de um teste da forma sk: se T então vá para r' senão vá para r'' então (sk+1, vk+1) = (r', vk) se πT(vk

) for verdadeiro e

(sk+1, vk+1) = (r'', vk) se πT(vk) for falso.

Computação:

Uma computação é dita finita ou infinita, se a cadeia que a define é finita ou infinita.

Sendo finita, o rótulo da última configuração da cadeia é um rótulo final.

Em uma computação infinita, rótulo algum da cadeia é final.

Computação:

Ex: Sejam os programas monolíticos para a máquina Dois_reg:

1: se a_zero então vá_para 9 senão vá_para 22: faça subtrai_a vá_para 33: faça adiciona_b vá_para 1

1: faça adiciona_b vá_para 1

Apresente a computação dos programas na máquina Dois_reg para a entrada 3, o que corresponde ao valor inicial de memória (3, 0)

Computação:

Computação de um programa recursivo: o histórico é representado por uma cadeia de pares ordenados onde:

• cada par ordenado reflete uma descrição instantânea da máquina para o programa (expressão de sub-rotina, valor corrente de memória)

• a cadeia de pares é a sequencia de configurações possíveis a partir da configuração inicial (expressão de sub-rotina inicial e valor de memória considerado)

Computação:

Definição formal: Sejam M = (V, X, Y, πx, πy, ΠF, ΠT) uma máquina e P um programa recursivo para M tal que:

P é E0 onde R1 def E1, R2 def E2, ..., Rn def Em

Uma computação do programa recursivo na máquinaM é uma cadeia de descrições instantaneas da forma: (D0, v0) (D1, v1) (D2, v2)...

A configuração incial (D0, v0) é tal que D0 = E0; ν e v0 = πx(x)

Computação:

Para cada par (Dk, vk) da cadeia, onde k pertence {0, 1, 2, ...}tem-se que (suponha que F é um identificador de operação, T é um identificador de teste e C, C1, C2 são expressões de subrotina)• Se Dk é uma expressão de sub-rotina da forma: Dk = ν; C,então, a configuração subsequente, (Dk+1, vk+1) = (C, vk)• Se Dk é uma expressão de sub-rotina da forma: Dk = F; C,então, a configuração subsequente, (Dk+1, vk+1) = (C, πx(vk))• Se Dk é uma expressão de sub-rotina da forma: Dk = Ri; C,então, a configuração subsequente, (Dk+1, vk+1) = (Ei;C, vk).

Observe que primeiro é executada a expressão Ei da definição da sub-rotina Ri.

Computação:

• Se Dk é uma expressão de sub-rotina da forma: Dk = (C1; C2); C, então a configuração subsequente(Dk+1, vk+1) = (C1; (C2;C), vk).

• Se Dk é uma expressão de sub-rotina da forma: Dk = Ek = (se T então C1 senão C2); C, então a configuração subsequente (Dk+1, vk+1) caracteriza o desvio condicional como segue:Vk + 1 = vk

Dk+1 = C1; C se πT(vk) = verdadeiroDk+1 = C2; C se πT(vk) = falso

Computação:

A computação é finita ou infinita, se a cadeia que a define é finita ou infinita.

Em uma computação finita, na configuração final e apenas nesta a expressão é ν

Em uma computação infinita, expressão alguma da cadeia é ν.

Computação:

Ex: Apresente a computação do programa recursivo abaixo em qualquer máquina:

Qq_maquina é R onde R def R

Computação:

Exercício:Seja a máquina um_reg apresentada abaixo

Um_reg = (N, N, N, idN, idN, {ad, sub}, {zero})N é o conj. de valores de memória, de entrada e saídaidN: N -> N é a função de entrada e de saída (idN(a) = a)ad: N -> N é interpretação tal que, para todo n pertencente a N, ad(n) = n + 1sub: N-> N é interpretação tal que, para todo n pertencente a N, sub(n) = n-1 se n diferente de 0 e sub(n) = 0, se n = 0;zero: N -> {V, F} é interpretação tal que, para todo n pertencente a N, zero(n) = verdadeiro, se n = 0; zero(n) =falso, caso contrário.

Computação:

Exercício:Seja o programa duplica para máquina um_reg

Duplica é R onde R def (se zero então v senão (sub; R; ad; ad))

Apresente a computação para valor inicial de memória igual a 2.

Função computada:

A computação de um programa deve ser associada a uma entrada e uma saída.

Uma função computada é o resultado que foi obtido no final de uma computação sendo esta computação finita.

Função computada:

Função computada por programa monolítico:

• A computação inicia na instrução identificada pelo rótulo inicial com a memória contendo o valor inicial resultante da aplicação da função de entrada sobre o dado fornecido;

• Executa, passo a passo, testes e operações, na ordem determinada pelo programa, até atingir um rótulo final, quando para;

• o valor da função computada pelo programa é o valor resultante da aplicação da função de saída ao valor da memória quando da parada.

Função computada:

Função computada por programa monolítico:Definição formal: Sejam M = (V, X, Y, πx, πy, ΠF, ΠT) uma

máquina e P um programa monolítico.

A função computada pelo programa monolítico P na máquina M denotada por: <P, M> : X → Y é uma função parcial definida para x em X se a cadeia: (s0,v0) (s1, v1), … (sn, vn) é uma computação finita de P em M.

A imagem de x é dada pela função de saída aplicada ao valor da memória da configuração final da computação, ou seja: <P, M> (x) = πy(vn)

Obs.: Se a cadeia que representa a computação é infinita, a função computada não é definida para o valor de entrada.

Função computada:

Função computada por programa recursivo:• A computação inicia na expressão de sub-rotina inicial

concatenada com a expressão vazia e com a memória contendo o valor inicial resultante da aplicação da função de entrada sobre o dado fornecido;

• Executa, passo a passo, testes e operações, na ordem determinada pelo programa, até que a expressão de sub-rotina resultante seja a expressão vazia, quando para;

• o valor da função computada pelo programa é o valor resultante da aplicação da função de saída ao valor da memória quando da parada.

Função computada:

Função computada por programa recursivo:Definição formal: Sejam M = (V, X, Y, πx, πy, ΠF, ΠT) uma máquina e P um programa recursivo. A função computada pelo programa recursivo P na máquina M denotada por:

<P, M> : X → Y é uma função parcial definida para x em X se a cadeia: (D0,v0) (D1, v1), … (Dn, vn) é uma computação finita de P em M quando Dn = ν.

Neste caso, a imagem de x é dada pela função de saída aplicada ao valor da memória da configuração final da computação, ou seja: <P, M> (x) = πy(vn)

Obs.: Se a cadeia que representa a computação é infinita, a função computada não é definida para o valor de entrada.

Equivalência de programas e máquinas:

Relação de equivalência forte de programas: 2 programas pertencem à relação se as correspondentes funções computadas coincidem para qualquer máquina.

Relação de equivalência de programas em uma máquina: 2 programas pertencem à relação se as correspondentes funções computadas coincidem para uma dada máquina.

Relação de equivalência de máquinas: 2 máquinas pertencem à relação se as máquinas podem se simular mutuamente.

Equivalência de programas e máquinas:

Para esse estudo, considere o seguinte:

• Igualdade de funções parciais: Duas funções f, g: X → Y são ditas iguais, ou seja, f = g, se, e somente se, para cada x pertencente a X:Ou f(x) e g(x) são indefinidas;Ou ambas são definidas e f(x) = g(x)

• Composição sucessiva de funções: Para uma dada função f: S → S, a composição sucessiva de f com ela própria é denotada usando expoente, ou seja: fn = f o f... o f (n vezes)

Equivalência forte de programas:

Sejam P e Q dois programas arbitrários, não necessariamente do mesmo tipo. Então o par (P, Q) está na relação de equivalência forte de programas, denotado por: P ≡ Q, se, e somente se, para qualquer máquina M, as correspondentes funções parciais computadas são iguais, ou seja: <P, M> = <Q, M>

Neste caso, P e Q são ditos programas fortemente equivalentes.

Considere os programas P1, P2, P3 e P4 abaixo:

Eles são todos fortemente equivalentes.Como demonstrar que 2 deles são fortemente

equivalentes?Vamos demonstrar para o P1 e P4. Podemos

reescrever o P1 na forma de instruções rotuladas:

1: se T então vá para 2 senão vá para 32: faça F e vá para 1

Sejam M = (V, X, Y, πx, πy, ΠF, ΠT) uma máquina qualquer e x X tal que ∊ πx(x) = a. Então, se <P1, M> é definida para x, a correspondente computação é dada por:

(1, a) (2, a) (1,πF(a) ) (2, πF(a)) (1, πF2(a)) (2, πF

2(a))…(1, πFn(a)) (3, πF

Supondo que n é o menor natural tal que πT(πFn(a)) = F.

Neste caso: <P1,M> (x) = πY(πFn(a))

1: se T então vá para 2 senão vá para 32: faça F e vá para 1

Analogamente, se <P4, M> é definida para x, a correspondente computação é apresentada abaixo:

P4 é R onde R def (se T então F; R senão v)

(R; v, a) ((se T então F; R senão v); v, a) ((F;R); v, a) (F; (R); v, a) (R; v, πF(a))

((se T então F; R senão v); v, πF(a))

((F; R); v, πF(a))

(F;( R); v, πF(a))

(R; v, πF2(a))

... ((se T então F; R senão v); v, πF

(v; v, πFn(a))

(v, πFn(a))

Supondo que n é o menor natural tal que πT(πFn(v)) = F.

Neste caso: <P4,M> (x) = πY(πFn(v)).

Portanto, P1 ≡ P4, pois para qualquer máquina M, tem-se que: <P1, M> = < P4, M>

É importante considerar a relação de equivalência forte de programas principalmente para analisar a complexidade estrutural dos programas. Por exemplo, o programa P1 é estruturalmente mais otimizado que P2 pois contém um teste a menos.

Resultados sobre tipos de programas:

• Para todo iterativo, existe um monolítico fortemente equivalente (iterativo → monolítico).

• Para todo monolítico, existe um recursivo fortemente equivalente (monolítico → recursivo).

A inversa não é necessariamente verdadeira.

Iterativo → monolítico (prova por construção)Para qualquer programa iterativo P

i, existe um monolítico P

m, tal

que Pi ≡ P

Seja Pi um programa iterativo qualquer. Seja P

m um programa

monolítico indutivamente construído como segue:

• Para operação v corresponde o seguinte fluxograma:

ou simplesmente

• Para cada identificador de operação F de Pi corresponde o

fluxograma: vF

Suponha que T é um identificador de teste e que V, W são programas iterativos usados na construção de P

i. Para

cada tipo de composição apresentada o correspondente fluxograma de P

Composição sequencial: V; W

Composição condicional: se T então V senão W

V WTv f

Composição enquanto: enquanto T faça V

Composição até: até T faça V

monolítico → recursivo (prova por construção)Para qualquer programa monolítico P

m, existe um recursivo P

tal que Pm ≡ P

Seja Pm um programa monolítico qualquer onde L = {r

2, ..., r

é o conjunto de rótulos e rn é o rótulo final. Então, P

r é um

programa recursivo construído a partir de Pm e é tal que:

Pr é R

1 onde R

1 def E

2 def E

2, ..., R

n def v onde para K ∊ {1,

2, ..., n-1} , Ek é como segue:

• Operação. Se a instrução rotulada rk é da forma:

rk: faça F vá para r

então a Ek é: F;R

• Teste. Se a instrução rotulada rk é da forma:

rk: se T então vá para r

k' senão vá para r

Então Ek é: se T então R

k' senão R

Como já foi dito, a inversa não é necessariamente verdadeira. Basta mostrar um contraexemplo:

• Tente apresentar um programa monolítico para o programa recursivo duplica:

Duplica é R onde R def (se zero então v senão (sub; R; ad; ad))

Considere um programa monolítico chamado par para máquina um_reg, onde a correspondente função computada <par, um_reg>: N → N é tal que, para qualquer n ∊ N:

<par, um_reg>(n) = 1, se n é par

<par, um_reg>(n) = 0, se n é ímpar

• Apresente o programa monolítico par na forma de fluxograma.

• Tente apresentar um programa iterativo para o programa monolítico par.

Equivalência de programas:

Pode ser desejado analisar a equivalência de programas em uma dada máquina.

Sejam P e Q dois programas arbitrários, não necessariamente do mesmo tipo, e uma máquina M. Então o par (P, Q) está na relação de equivalência de programas na máquina M, denotado por P ≡M Q se e somente se, as correspondentes funções parciais computadas são iguais, ou seja, <P, M> = <Q, M>.

Neste caso, P e Q são ditos programas equivalentes na máquina M, ou simplesmente programas M-equivalentes.

Equivalência de máquinas:

Simulação forte de máquinas: Sejam M = (VM, X, Y, πxM,

πyM, ΠFM, ΠTM) e N = (VN, X, Y, πxN, πyN, ΠFN, ΠTN) duas

máquinas arbitrárias. N simula fortemente M se, e somente se, para qualquer programa P para M, existe um programa Q para N tais que as correspondentes funções parciais computadas coincidem, ou seja

<P, M> = <Q, N>

Observe que a simulação forte de uma máquina por outra pode ser feita usando programas diferentes;

E que a igualdade de funções exige que os conjuntos domínio e contradomínio sejam iguais.

Equivalência de máquinas: Simulação de máquinas: Sejam M = (V

M, πxM,

πyM, ΠFM, ΠTM) e N = (VN, X

N, πxN, πyN, ΠFN, ΠTN) duas

máquinas arbitrárias. N simula M se, e somente se, para qualquer programa P para M, existe um programa Q para N e existem:

Função de codificação c: XM

Função de decodificação: d: YN → Y

Como N simula M?

Equivalência de máquinas:

Sejam M e N duas máquinas arbitrárias. Então o par (M, N) está na relação de equivalência de máquina, se, e somente se:

M simula N e N simula M.

Referências

DIVERIO, T. A.; MENEZES, P. B.. Teoria da Computação: Máquinas Universais e Computabilidade. Porto Alegre: Sagra Luzzato, 2000.

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