คำถามติดแท็ก context-free

ฉันมีภาษาต่อไปนี้ {0i1j2k∣0≤i≤j≤k}{0i1j2k∣0≤i≤j≤k}\qquad \{0^i 1^j 2^k \mid 0 \leq i \leq j \leq k\} ฉันกำลังพยายามที่จะกำหนดระดับภาษาของ Chomsky ที่เหมาะสม ฉันสามารถดูว่ามันสามารถใช้ไวยากรณ์ไวต่อบริบทได้อย่างไรดังนั้นฉันจึงรู้ว่ามันไวตามบริบทอย่างน้อยที่สุด ดูเหมือนว่าเป็นไปไม่ได้ที่จะสร้างด้วยไวยากรณ์ที่ไม่มีบริบท แต่ฉันมีปัญหาในการพิสูจน์ว่า ดูเหมือนว่าจะผ่านบทแทรก - สูบน้ำเพราะถ้าทั้งหมดถูกวางไว้ในส่วนที่สามของคำใด ๆ (ส่วนที่มีทั้งหมดวินาที) มันสามารถปั๊มและหลายครั้งตามที่คุณต้องการและมันจะอยู่ในภาษานั้น หากฉันผิดคุณสามารถบอกฉันได้ว่าทำไมถ้าฉันพูดถูกฉันยังคงคิดว่าภาษานี้ไม่ใช่บริบทดังนั้นฉันจะพิสูจน์ได้อย่างไร2 v xuvwxyuvwxyuvwxy222vvvxxx

11 formal-languages  context-free  formal-grammars  pumping-lemma 

ให้ , , ,จะเป็นในสายลำดับ Nite ภาษาบริบทของแต่ละคนซึ่งเป็นนิยามมากกว่าตัวอักษรที่พบบ่อยΣ ให้Lเป็นสมาชิกของL_1 , L_2 , L_3 , \ จุด ; เช่นL = L_1 \ ถ้วย L_2 \ ถ้วย L_3 \ ถ้วย \L 2 L 3 ...L1L1L_1L2L2L_2L3L3L_3……\dotsΣΣΣLLLL1L1L_1L2L2L_2L3L3L_3……\dots L=L1∪L2∪L3∪…L=L1∪L2∪L3∪…L = L_1 \cup L_2 \cup L_3 \cup \dots เป็นกรณีที่LLLเป็นภาษาที่ไม่มีบริบทเสมอหรือไม่

11 formal-languages  context-free  closure-properties 

ศัพท์เฉพาะการปั๊มสำหรับภาษาปกติสามารถใช้เพื่อพิสูจน์ว่าภาษาบางอย่างไม่ปกติและการปั๊มบทแทรกสำหรับภาษาที่ไม่มีบริบท (พร้อมกับบทแทรกของ Ogden) สามารถใช้เพื่อพิสูจน์ว่าภาษาบางอย่างไม่บริบท มีการแทรกการสูบน้ำสำหรับการกำหนดภาษาบริบทฟรีหรือไม่ นั่นคือมีบทแทรกคล้ายกับบทแทรกที่สามารถใช้เพื่อแสดงว่าภาษาไม่ใช่ DCFL หรือไม่? ฉันอยากรู้อยากเห็นเพราะเกือบทั้งหมดของเทคนิคการพิสูจน์ที่ฉันรู้ว่าแสดงให้เห็นว่าภาษาไม่ใช่ DCFL นั้นซับซ้อนและฉันหวังว่าจะมีเทคนิคที่ง่ายกว่านี้

11 context-free  proof-techniques  pumping-lemma 

ฉันต้องรู้ว่า CFL ในคลาสใดปิดอยู่เช่นชุดใดที่เป็นส่วนเสริมของ CFL ฉันรู้ว่า CFL ไม่ได้ปิดภายใต้ส่วนประกอบและฉันรู้ว่า P ถูกปิดภายใต้ส่วนประกอบ เนื่องจาก CFL PI สามารถพูดได้ว่าส่วนประกอบของ CFL นั้นรวมอยู่ใน P (ใช่ไหม) ยังคงมีคำถามว่าส่วนเติมเต็มของ CFL เป็นส่วนย่อยที่เหมาะสมของ P หรือ P ทั้งหมดฉันขอขอบคุณแนวคิดใด ๆ เกี่ยวกับวิธีแสดงให้เห็นว่าการเติมเต็มของ CFL นั้นเป็น P ทั้งหมด (ถ้าเป็นกรณีนี้)⊊⊊\subsetneq

11 complexity-theory  formal-languages  context-free  closure-properties  sets 

ฉันทำงานหนักในตำราเรียนและฉันก็ไม่สามารถหาวิธีดำเนินการได้ นี่คือปัญหา สมมติว่าเรามีภาษาL = { a ฉันb j : ฉัน≤ j γ , ฉัน≥ 0 , j ≥ 1 }L={aibj:i≤jγ,i≥0,j≥1}L = \{a^ib^j: i \leq j \gamma, i\geq 0, j\geq 1\}โดยที่γγ\gammaเป็นจำนวนอตรรกยะ ฉันจะพิสูจน์ได้อย่างไรว่าLLLไม่ใช่ภาษาที่ไม่มีบริบท ในกรณีที่ationalγ\gammaมีเหตุผลมันค่อนข้างง่ายที่จะสร้างไวยากรณ์ที่ยอมรับภาษา แต่เนื่องจากγγ\gammaไม่มีเหตุผลฉันจึงไม่รู้จะทำยังไง ดูเหมือนว่าบทแทรกใด ๆ จะทำงานที่นี่ บางทีทฤษฎีบทของ Parikh อาจจะทำงานที่นี่เนื่องจากดูเหมือนว่าสัญชาตญาณดูเหมือนว่าภาษานี้จะไม่มีภาพ Parikh semilinear ประกอบ แบบฝึกหัดนี้มาจาก "หลักสูตรที่สองในภาษาทางการและทฤษฎีออโตมาตา" โดย Jeffrey Shallit แบบฝึกหัด 25 บทที่ …

10 formal-languages  automata  context-free 

มีวิธีการแยกวิเคราะห์แบบคลุมเครือ (ยอมรับสตริงแม้มีความผิดพลาดในการแก้ไขระยะทางที่แน่นอน) ด้วย DFA และ Levenshtein Automata ที่สร้างขึ้นในเวลาทำงานของคำที่ป้อนเข้า สิ่งที่คล้ายกันสามารถทำได้ด้วยการแยกวิเคราะห์ Earley? ฉันพบว่ามันยากที่จะเข้าใจอัลกอริทึมให้ตอบคำถามนี้โดยลำพัง

10 algorithms  context-free  finite-automata  parsers  string-metrics 

ในตัวแยกวิเคราะห์ LR (0) แต่ละรัฐประกอบด้วยชุดของรายการ LR (0) ซึ่งเป็นการผลิตคำอธิบายประกอบพร้อมตำแหน่ง ในตัวแยกวิเคราะห์ LR (1) แต่ละรัฐประกอบด้วยชุดของรายการ LR (1) ซึ่งเป็นโปรดักชั่นที่มีคำอธิบายประกอบพร้อมตำแหน่งและตัวอักษร lookahead เป็นที่ทราบกันดีว่าเมื่อกำหนดสถานะในออโตเมต LR (1) ชุดการกำหนดค่าที่เกิดขึ้นจากการโยนโทเค็น lookahead จากแต่ละรายการ LR (1) ให้ชุดการกำหนดค่าที่สอดคล้องกับสถานะบางอย่างในออโต้ LR (0) ในแง่นั้นความแตกต่างที่สำคัญระหว่างหุ่นยนต์ LR (1) และหุ่นยนต์ LR (0) คือหุ่นยนต์ LR (1) มีสำเนาของสถานะต่าง ๆ ในหุ่นยนต์ LR (0) ซึ่งแต่ละอันมีหมายเหตุประกอบกับ lookahead ข้อมูล. ด้วยเหตุผลนี้ LR (1) ออโตมาตะสำหรับ CFG ที่กำหนดมักจะมีขนาดใหญ่กว่าตัวแยกวิเคราะห์ LR …

10 context-free  parsers  lr-k 

วิธีหนึ่งในการดูนิพจน์ทั่วไปนั้นเป็นข้อพิสูจน์เชิงสร้างสรรค์ของข้อเท็จจริงต่อไปนี้: เป็นไปได้ที่จะสร้างภาษาปกติโดยเริ่มต้นด้วยชุดภาษาขนาดเล็กและรวมเข้าด้วยกันผ่านชุดคุณสมบัติการปิดแบบคงที่ขนาดเล็ก โดยเฉพาะถ้าเราเริ่มต้นด้วยภาษาที่ว่างเปล่าภาษาที่มีสตริงว่างและภาษาของสายอักขระตัวเดียวทั้งหมดเราสามารถรวบรวมภาษาปกติที่เป็นไปได้ทั้งหมดโดยใช้สหภาพการต่อเรียงและดาว Kleene มีชุดภาษาพื้นฐานและคุณสมบัติการปิดที่สามารถใช้เพื่อสร้างภาษาที่ไม่มีบริบททั้งหมดหรือไม่? (เพื่อชี้แจง: ฉันไม่ได้ถามว่าคุณสามารถเขียนนิพจน์ปกติสำหรับ CFL ทั้งหมดที่ฉันรู้ว่าเป็นไปไม่ได้แทน แต่ฉันสงสัยว่ามีวิธีในการออกแบบกรอบเหมือนนิพจน์ปกติสำหรับ CFLs หรือไม่ หลักการพื้นฐานเดียวกัน)

10 formal-languages  context-free  closure-properties  regular-expressions 

คนที่สามารถสอนให้ฉันทำไม parser โคตร recursive กับ backtracking ที่พยายามที่โปรดักชั่นและ (ตามลำดับ) ไม่รู้จักภาษาเกิดขึ้นจากไวยากรณ์AAS→ a SaS→aSaS \rightarrow aSaS→S→aaS \rightarrow aaS→ a Sa | S→aSa | aaS \rightarrow aSa\ |\ aa มันจะปรากฏคำเฉพาะแยกจากภาษา\}{ a2n | n≥1} {a2n | n≥1}\{a^{2^n}\ |\ n \ge 1 \} ฉันสร้างตัวแยกวิเคราะห์ดังกล่าวโดยใช้ตัวแยกวิเคราะห์ ABNF นี้กับกฎการผลิตS = "a" S "a" / "aa"และตัวแยกวิเคราะห์ไม่รู้จักคำaaaaaaเช่น ฉันคาดหวังว่ามันจะใช้การผลิตจนกระทั่งการต่อเชื่อมของโหนดเทอร์มินัลของการแยกจากซ้ายเริ่มต้นด้วย 7 ของจากนั้นขึ้นไปที่การแยกเลือกการผลิตแทนจนกระทั่งต้นไม้ดูเหมือน นี้:S→ …

10 context-free  formal-grammars  compilers  parsers 

ฉันเพิ่งเจอกระดาษอธิบายเทคนิคการแยกวิเคราะห์ที่กล่าวถึงในชื่อ น่าเสียดายที่คำศัพท์ที่ใช้ในกระดาษดังกล่าวค่อนข้างเกินความเข้าใจของฉันดังนั้นฉันจึงพยายามที่จะเข้าใจอัลกอริทึมการก่อสร้างมากขึ้นอย่างสังหรณ์ใจ ฉันเชื่อว่าฉันประสบความสำเร็จ ( การนำเสนอนี้เป็นที่มาของช่วงเวลา ah-ha) แต่การตรวจสอบความถูกต้องจากคนที่คุ้นเคยกับเทคนิคหรือคำศัพท์ที่อยู่ในนั้นจะได้รับการชื่นชมอย่างมาก ฉันจะอธิบายวิธีการแก้ปัญหาของฉัน (ถ้ามันถูกต้องฉันเชื่อว่ามันจะช่วยคนอื่นที่พยายามทำความเข้าใจกับเทคนิค) และถามคำถามเพิ่มเติมในภายหลัง เพื่อให้แน่ใจว่าไม่มีความเข้าใจผิดฉันจะใช้สัญลักษณ์มาตรฐานต่อไปนี้: , , ,และในกระดาษเพื่อแสดงถึงกฎ จำนวนฉันอย่างไรก็ตามฉันอาจใช้ชื่อที่แตกต่างกันสำหรับแนวคิดมากกว่ากระดาษต้นฉบับ, B , C , . . ∈ N . . X , Y , Z ∈ N ∪ T α , β , γ , . . ∈ { N ∪ T } * ฉัน …

10 algorithms  formal-grammars  context-free  parsing 

ให้เป็นชุดของขั้วและชุดของสัญลักษณ์ที่ไม่ใช่ขั้วของบางบริบทฟรีไวยากรณ์GΣΣ\SigmaNยังไม่มีข้อความNGGG บอกว่าฉันมีสายเช่นโดยที่และเป็นรูปแบบที่ sentential ของGa∈(Σ∪N)+a∈(Σ∪N)+a \in (\Sigma \cup N)^+xay∈S(G)xay∈S(G)x a y \in \mathcal{S}(G)x,y∈(Σ∪N)∗x,y∈(Σ∪N)∗x,y\in (\Sigma \cup N)^*S(G)S(G)\mathcal{S}(G)GGG ได้รับ , ฉันต้องการที่จะตรวจสอบชุดC = { B | W ขZ ∈ S ( G ) , ข∈ Σ ∪ N }GGGC={b∣wabz∈S(G),b∈Σ∪N}C={b∣wabz∈S(G),b∈Σ∪N}C = \{ b \mid wabz \in \mathcal{S}(G), b \in \Sigma \cup N \} เพื่อชี้แจงในกรณีนี้คือสตริงของเทอร์มินัลและที่ไม่ใช่เทอร์มินัลและbมีความยาวหนึ่งw,x,y,z,a,bw,x,y,z,a,bw, x, …

10 algorithms  context-free  formal-grammars  compilers 

เขียนสำหรับการขยายทศนิยมของ (โดยไม่นำหน้า) ให้และเป็นจำนวนเต็มกับ0 พิจารณาภาษาของการขยายทศนิยมของทวีคูณของบวกค่าคงที่:ˉ nn¯\bar n nnn0aaabbba>0a>0a > 0aaa M = { ¯ ax + b ∣x∈N}M={ax+b¯¯¯¯¯¯¯¯¯¯¯¯¯¯∣x∈N}M = \{ \overline{a\,x+b} \mid x\in\mathbb{N} \} คือปกติ? บริบทฟรีหรือไม่MMM (ตรงกันข้ามกับภาษาของกราฟของฟังก์ชันเลียนแบบ ) ฉันคิดว่านี่จะเป็นคำถามทำการบ้านที่ดีดังนั้นคำตอบที่เริ่มต้นด้วยคำใบ้หรือสองและอธิบายไม่เพียง แต่วิธีการแก้ปัญหา แต่ยังรวมถึงวิธีการตัดสินใจว่าจะใช้เทคนิคใดในการใช้งาน

10 formal-languages  context-free  regular-languages  integers 

ทำไม (ถ้ามี) seperatorสร้างความแตกต่างระหว่างสองภาษา##\# สมมติว่า: L = { w s : | w | = | s |w , s ∈ { 0 , 1}* * * *, w ≠ s }L={Ws:|W|=|s|W,s∈{0,1}* * * *,W≠s}L=\{ws : |w|=|s|\, w,s\in \{0,1\}^{*}, w \neq s \} L#= { w # s : | w …

9 formal-languages  context-free  pumping-lemma 

นำเสนอไวยากรณ์ต่อไปนี้บริบทฟรี "ห้อยอื่น" ประเภทความกำกวม (คิดว่าย่อมาและย่อมาและยืนสำหรับบางชนิดอื่น ๆ ของการเรียนการสอนหรือบล็อก): ตัวอย่างเช่นสามารถแยกวิเคราะห์เป็นหรือเป็น (นี่เป็นคำที่ไม่ชัดเจน / สั้นที่สุดสำหรับไวยากรณ์นี้)aaaif expr thenขbbelseคccS→ a SขS|S|คS→aSbS|aS|c \begin{aligned} S &\rightarrow aSbS \;|\; aS \;|\; c\\ \end{aligned} คขคaacbcaacbc( a ( a c b c ) )(a(acbc))(a(acbc))( a ( a c ) b c )(a(ac)bc)(a(ac)bc) วิธี "มาตรฐาน" เพื่อแก้ไขความกำกวม "ห้อย" อื่น ๆ นี้บังคับให้คำสั่ง "else" ( ) …

9 context-free  formal-grammars  parsers  ambiguity 

ฉันสงสัยว่าเมื่อเร็ว ๆ นี้จะเกิดอะไรขึ้นถ้าเราอนุญาตให้ไวยากรณ์แบบไม่มีบริบทมีกฎจำนวนไม่สิ้นสุด เห็นได้ชัดว่าถ้าเราอนุญาตกฎเกณฑ์ที่ไม่มีขอบเขตเช่นนั้นทุกภาษามีตัวอักษรสามารถอธิบายได้โดย CFGพร้อม\} แต่จะเกิดอะไรขึ้นถ้าเรา จำกัดให้อยู่ในชุดของกฎที่สามารถสร้างขึ้นได้โดยใช้ไวยากรณ์ฟรีLLLΣΣ\SigmaG = ( { S} , Σ , R , S)G=({S},Σ,R,S)G = (\{S\},\Sigma,R,S)R = { S→ w ∣ w ∈ L }R={S→w∣w∈L}R = \{S \rightarrow w \mid w \in L \}RRR สำหรับวัตถุประสงค์นั้นกำหนดชุดของ nonterminalsและ terminalให้เราดูกฎที่ไม่ใช่องค์ประกอบของแต่เป็นเงื่อนไขเหนือตัวอักษร\} ตอนนี้คำถามของฉันคือถ้าเรากำหนดCFG กฎที่ไม่สิ้นสุดให้เป็น tupleโดยที่ยังไม่มีข้อความNNΣΣ\Sigmaยังไม่มีข้อความ× ( N∪ Σ)* * * *N×(N∪Σ)∗N \times …

9 formal-languages  context-free  formal-grammars