คำถามติดแท็ก formal-languages

คำถามที่เกี่ยวข้องกับภาษาทางการไวยากรณ์และทฤษฎีออโตมาตะ

2
ภาษาที่ยอมรับโดยออโตมาต้ารุ่น จำกัด ที่ปรับเปลี่ยนแล้ว
ยานยนต์ จำกัด ที่กำหนดขึ้นอย่างแน่นอน (DFA) เป็นแบบจำลองเครื่องรัฐที่สามารถยอมรับภาษาทั้งหมดและเพียงภาษาเดียว สามารถกำหนด DFAs (และมักจะ) ในลักษณะที่แต่ละรัฐจะต้องให้การเปลี่ยนแปลงบางอย่างสำหรับองค์ประกอบทั้งหมดของตัวอักษรอินพุต; กล่าวอีกนัยหนึ่งฟังก์ชันการเปลี่ยนควรเป็นฟังก์ชัน (รวม)δ:Q×Σ→Qδ:Q×Σ→Q\delta : Q \times \Sigma \rightarrow Q ลองนึกภาพสิ่งที่เราจะเรียกว่าออโตเมติก จำกัด ที่กำหนดขึ้นสองเท่า (DDFA) มันถูกกำหนดในทำนองเดียวกันกับ DFA โดยมีข้อยกเว้นสองข้อ: อันดับแรกแทนที่จะเป็นช่วงการเปลี่ยนภาพจากสถานะหนึ่งไปอีกสถานะหนึ่งสำหรับสัญลักษณ์อินพุตที่เป็นไปได้ทุกอันมันต้องนำไปสู่สถานะที่แตกต่างกันสองสถานะ วินาทีเพื่อยอมรับสตริงเส้นทางที่เป็นไปได้ทั้งหมดต้องเป็นไปตามเงื่อนไขข้อใดข้อหนึ่งดังต่อไปนี้: เส้นทางที่เป็นไปได้ทั้งหมดผ่าน DDFA นำไปสู่สถานะการยอมรับ (เราจะเรียกสิ่งนี้ว่า DDFA ประเภท 1) เส้นทางที่เป็นไปได้ทั้งหมดผ่าน DDFA นำไปสู่สถานะการยอมรับเดียวกัน (เราจะเรียกสิ่งนี้ว่า DDFA ประเภท 2) ตอนนี้สำหรับคำถามของฉัน: DDFA แบบ type-1 และ type-2 ภาษาใดยอมรับ มันเป็นกรณีที่ , L …
3
ภาษาไม่มีที่สิ้นสุดกับภาษาที่ จำกัด
ฉันไม่ชัดเจนเกี่ยวกับการใช้วลีภาษา "อนันต์" หรือ "จำกัด " ในทฤษฎีคอมพิวเตอร์ ฉันคิดว่ารากของปัญหาคือภาษาเช่นนั้นไม่มีที่สิ้นสุดในแง่ที่ว่ามันสามารถสร้างจำนวนของสตริงที่ไม่ จำกัด (แต่นับได้) กระนั้นก็ยังสามารถรับรู้ได้โดยสถานะออโตเมติกจำกัดL={ab}∗L={ab}∗L=\{ab\}^* นอกจากนี้ยังไม่ได้ช่วยว่าหนังสือ Sipser ไม่ได้ทำให้เกิดความแตกต่างนี้ (อย่างน้อยที่สุดเท่าที่ฉันสามารถบอกได้) คำถามเกี่ยวกับภาษาที่ไม่มีขีด จำกัด / จำกัด และความสัมพันธ์กับภาษาปกติเกิดขึ้นในการสอบตัวอย่าง
3
การค้นหาตัวอย่างของภาษาที่เป็น "anti-palindromic"
Let\} ภาษาจะกล่าวว่ามีคุณสมบัติ "ป้องกัน palindrome" ถ้าสตริงทุกที่เป็น palindrome ที่L นอกจากนี้สำหรับสตริงทุกตัวที่ไม่ใช่ palindrome ไม่ว่าจะเป็นหรือแต่ไม่ใช่ทั้งสองอย่าง (!) (พิเศษหรือ)L ⊆ Σ * W W ∉ L ยูยู∈ L R อีวีอีอาร์เอสอี ( U ) ∈ LΣ={0,1}Σ={0,1}\Sigma = \{ 0, 1 \}L⊆Σ∗L⊆Σ∗L \subseteq \Sigma^* wwww∉Lw∉Lw\notin Luuuu∈Lu∈Lu\in LReverse(u)∈LReverse(u)∈L\mathrm{Reverse}(u) \in L ฉันเข้าใจคุณสมบัติต่อต้าน palindrome แต่ฉันไม่พบภาษาใด ๆ ที่มีคุณสมบัตินี้ ที่ใกล้เคียงที่สุดที่ฉันสามารถหาเป็นแต่มันไม่ได้มี แต่เพียงผู้เดียวหรือบางส่วน ... ที่เป็นเช่นทั้งและอยู่ในL01 10 …
2
การดำเนินงาน Kleene Star ในภาษาที่ว่างเปล่า
ในหนังสือข้อความของฉันมีการกล่าวถึงว่า:โดยที่เป็นภาษาที่ว่างเปล่า∅∅∗={ϵ}∅* * * *={ε}\emptyset^*=\{\epsilon\}∅∅\emptyset อย่างไรก็ตามเรารู้ว่าโดยที่เป็นภาษาใด ๆLL⋅∅=∅L⋅∅=∅L \cdot \emptyset = \emptysetLLL ผมไม่สามารถสังหรณ์ใจเข้าใจแนวคิดนี้เพราะ Kleene จุดดำเนินการดาวที่มีต่อความจริงที่ว่า\∅∗=∅0∪∅1∪∅2∪⋯∅∗=∅0∪∅1∪∅2∪⋯\emptyset^*=\emptyset^0 \cup \emptyset^1 \cup \emptyset^2 \cup \cdots แล้วทำไมไม่เท่ากับ ? ∅∅∗∅∗\emptyset^*∅∅\emptyset
1
พลังการคำนวณของเครื่องกำหนดเวลาอัตโนมัติกับ nondeterministic min-heap
นี่คือคำถามที่ติดตามคนนี้ ในคำถามก่อนหน้านี้เกี่ยวกับเครื่องจักรของรัฐที่แปลกใหม่ Alex ten Brink และ Raphael ได้กล่าวถึงความสามารถในการคำนวณของเครื่องสถานะแปลก ๆ : min-heap ออโตมาตา พวกเขาสามารถแสดงให้เห็นว่าชุดของภาษาที่ยอมรับโดยเครื่องดังกล่าว ( ) ไม่ใช่ชุดย่อยหรือเซ็ตของชุดภาษาที่ไม่มีบริบท ด้วยการแก้ปัญหาที่ประสบความสำเร็จและมีความสนใจอย่างชัดเจนในคำถามนั้นฉันจะถามคำถามติดตามหลายครั้งHALHALHAL เป็นที่ทราบกันดีอยู่แล้วว่าเขตแดนออโตเมติก จำกัด และ nondeterministic มีความสามารถในการคำนวณเทียบเท่าเช่นเดียวกับเครื่องทัวริงที่กำหนดขึ้นและถาวร อย่างไรก็ตามความสามารถในการคำนวณของออโตมาตาแบบกดลงที่กำหนดได้นั้นน้อยกว่าออโตมาตาแบบนิคอนเทอร์นิกที่กดลง ความสามารถในการคำนวณของ automata min-heap ที่กำหนดน้อยกว่าหรือน้อยกว่าหรือเท่ากับของ min-heap automata ของ nondeterministic
2
จำนวนคำที่มีความยาวที่กำหนดในภาษาปกติ
มีการวิเคราะห์ลักษณะเชิงพีชคณิตของจำนวนคำที่มีความยาวที่กำหนดในภาษาปกติหรือไม่? วิกิพีเดียระบุผลลัพธ์ที่ไม่แน่ชัด: สำหรับภาษาใด ๆ ปกติมีอยู่คงที่และพหุนาม เช่นว่าสำหรับทุกจำนวนของ คำพูดของความยาวในน่าพอใจสม nLLLλ1,…,λkλ1,…,λk\lambda_1,\,\ldots,\,\lambda_kp1(x),…,pk(x)p1(x),…,pk(x)p_1(x),\,\ldots,\,p_k(x)nnnsL(n)sL(n)s_L(n)nnnLLLsL(n)=p1(n)λn1+⋯+pk(n)λnksL(n)=p1(n)λ1n+⋯+pk(n)λkns_L(n)=p_1(n)\lambda_1^n+\dotsb+p_k(n)\lambda_k^n มันไม่ได้ระบุว่าช่องว่างที่อาศัยอยู่ใน ( , ฉันเข้าใจ) และฟังก์ชั่นนั้นจำเป็นต้องมีค่าจำนวนเต็มที่ไม่ใช่ค่าลบเหนือทั้งหมดหรือไม่ ฉันต้องการคำสั่งที่แม่นยำและร่างหรือการอ้างอิงสำหรับการพิสูจน์λλ\lambdaCC\mathbb{C}NN\mathbb{N} คำถามโบนัส: การสนทนาที่แท้จริงคือให้ฟังก์ชั่นของแบบฟอร์มนี้มีภาษาปกติที่มีจำนวนคำต่อความยาวเท่ากับฟังก์ชั่นนี้หรือไม่? คำถามนี้สรุปจำนวนคำในภาษาปกติ(00)∗(00)* * * *(00)^*
2
ภาษาที่ไม่ไวต่อบริบทที่สามารถตัดสินใจได้
เป็นที่ถกเถียงกันอยู่ว่าภาษาส่วนใหญ่ที่สร้างขึ้นเพื่ออธิบายปัญหาในชีวิตประจำวันมีความไวต่อบริบท ในทางกลับกันก็เป็นไปได้และไม่ยากที่จะหาบางภาษาที่ไม่ซ้ำหรือแม้กระทั่งไม่นับซ้ำ ระหว่างสองประเภทนี้เป็นภาษาที่ไม่ไวต่อบริบทแบบเรียกซ้ำ Wikipedia ให้ตัวอย่างหนึ่งที่นี่ : ตัวอย่างของภาษาแบบเรียกซ้ำที่ไม่คำนึงถึงบริบทคือภาษาแบบวนซ้ำที่การตัดสินใจเป็นปัญหาที่ยากลำบาก EXPSPACE กล่าวคือชุดของคู่ของนิพจน์ทั่วไปที่เทียบเท่ากับการยกกำลัง ดังนั้นคำถาม: ปัญหาอื่น ๆ ที่มีอยู่ที่สามารถตัดสินใจได้ แต่ยังไม่ไวต่อบริบท? ปัญหาระดับนี้เหมือนกับ EXPSPACE ยากหรือไม่?
3
ชุดความยาวของคำที่เป็นไปได้ในภาษาปกติมีอะไรบ้าง
ให้ภาษาLLLให้นิยามชุดความยาวของLLLเป็นชุดของความยาวของคำในLLL : L S (L)={ | คุณ | ∣u∈L}LS(L)={|ยู||ยู∈L}\mathrm{LS}(L) = \{|u| \mid u \in L \} ชุดจำนวนเต็มใดที่สามารถตั้งค่าความยาวของภาษาปกติได้
2
เป็นส่วนประกอบของ {ww | …} ไม่มีบริบทใช่ไหม
กำหนดภาษาเป็นL = { , ข} * - { W W | W ∈ { , ข} * } กล่าวอีกนัยหนึ่งLมีคำที่ไม่สามารถแสดงออกมาเป็นคำบางคำซ้ำสองครั้ง คือLบริบทฟรีหรือไม่?LLLL = { a , b }* * * *- { w w ∣ w ∈ { a , b }* * * *}L={a,b}∗−{ww∣w∈{a,b}∗}L = \{a, b\}^* - \{ww\mid w \in …
2
ต้นกำเนิดของλสำหรับสตริงว่างคืออะไร
ฉันมักจะใช้สัญลักษณ์สำหรับสตริงที่ว่างเปล่า (คำที่ว่างเปล่าหรือสตริงที่ว่าง) แต่ฉันรู้ว่าบางคนใช้λแทนεεε\varepsilonλλ\lambdaεε\varepsilon ฉันคิดว่ามาจากคำว่า "Empty" อย่างไรก็ตามฉันไม่รู้ว่าต้นกำเนิดของλคืออะไรεε\varepsilonλλ\lambda ในทฤษฎีออโตมาตะมีการเปลี่ยนเอปไซลอนของออโตมาตาและมันก็บอกว่าเป็นการเปลี่ยนแลมบ์ดา ตัวอย่างเช่นซอฟต์แวร์JFLAPใช้สำหรับป้ายกำกับของการเปลี่ยนเอปไซลอนตามค่าเริ่มต้นλλ\lambda ฉันไปที่ต้นทางและค้นหา cs.stackexchange แต่หาไม่เจอ ไม่มีใครรู้อ้างอิงที่อธิบายสิ่งนี้หรือไม่
1
จำนวนภาษาปกติที่แตกต่างกัน
เมื่อได้รับตัวอักษรΣ={a,b}Σ={a,b}\Sigma = \{ a,b \}มีภาษาปกติที่แตกต่างกันจำนวนกี่ตัวที่สามารถยอมรับได้โดยnnn state non-deterministic เป็นตัวอย่างให้เราพิจารณาn=3n=3n=3 3 แล้วเรามี2182182^{18}การกำหนดค่าการเปลี่ยนแปลงที่แตกต่างกันและ23232^3ที่แตกต่างกันที่เริ่มต้นและสิ้นสุดการกำหนดค่าของรัฐเพื่อให้เราได้ผูกพันบนของ2242242^{24}ภาษาที่แตกต่างกัน อย่างไรก็ตามสิ่งเหล่านี้จะเทียบเท่าและเนื่องจากการทดสอบสำหรับ PSPACE-Complete จึงอาจไม่สามารถทดสอบแต่ละการตั้งค่าได้ มีวิธีการอื่นหรือข้อโต้แย้งแบบ combinatorial ซึ่ง จำกัด จำนวนภาษาที่แตกต่างกันซึ่งได้รับการยอมรับจากทรัพยากรที่ให้ไว้หรือไม่?
2
IELR (1) -parser คืออะไร
ฉันพยายามสอนตัวเองเกี่ยวกับการใช้วัวกระทิง manpage bison (1) พูดเกี่ยวกับ bison: สร้าง LR deterministic LR หรือตัวแยกวิเคราะห์ LR (GLR) ทั่วไปที่ใช้ LALR (1), IELR (1), หรือ canonical LR (1) ตารางตัวแยกวิเคราะห์ ตัวแยกวิเคราะห์ IELR คืออะไร บทความที่เกี่ยวข้องทั้งหมดที่ฉันค้นพบในเว็บไซต์ทั่วโลกนั้นได้รับการชำระเงินแล้ว
1
เมื่อไหร่
จากบทความของ Wikipediaนั้น L ในหมายถึง "การสแกนจากซ้ายไปขวา" และ "R" หมายถึง "การสืบทอดที่ถูกต้องที่สุด" อย่างไรก็ตามในเอกสารต้นฉบับของ Knuth บนไวยากรณ์เขากำหนด (หน้า 610) เป็นภาษาที่ "สามารถแปลได้จากซ้ายไปขวาด้วยถูกผูกมัด"L R ( k )LR(k)LR(k)L R ( k )LR(k)LR(k)L R ( k)LR(k)LR(k)kkk ฉันคาดเดาว่าคำศัพท์ใหม่นี้ได้รับเลือกให้เติมเต็มแยกวิเคราะห์ "จากซ้ายไปขวาสแกนมาจากซ้ายสุด" ที่กล่าวว่าฉันไม่ทราบเมื่อคำศัพท์เปลี่ยนความหมายL L ( k )LL(k)LL(k) ไม่มีใครรู้ว่าตัวย่อใหม่ของมาจากไหน?L R ( k )LR(k)LR(k)
2
ก่อนและหลังมีการตั้งค่าสำหรับไวยากรณ์ที่ไม่มีบริบทหรือไม่
ให้GGGเป็นไวยากรณ์ที่ไม่มีบริบท สตริงของอาคารและ nonterminals ของGGGบอกว่าจะเป็นรูปแบบ sententialของGGGถ้าคุณสามารถรับมันได้โดยการใช้โปรดักชั่นของGGGศูนย์ครั้งหรือมากกว่าที่จะเป็นสัญลักษณ์ของการเริ่มต้นของSSSSให้SF(G)SF⁡(G)\operatorname{SF}(G)เป็นชุดของรูปแบบ sentential ของGGGG ให้α∈SF(G)α∈SF⁡(G)\alpha \in \operatorname{SF}(G)และปล่อยให้ββ\betaเป็นย่อยของαα\alpha - เราเรียกส่วนของเอสเอฟ( G ) ตอนนี้ให้ββ\betaSF(G)SF⁡(G)\operatorname{SF}(G) Before(β)={γ | ∃δ.γβδ∈SF(G)}Before⁡(β)={γ | ∃δ.γβδ∈SF⁡(G)}\operatorname{Before}(\beta) = \{ \gamma \ |\ \exists \delta . \gamma \beta \delta \in \operatorname{SF}(G) \} และ After(β)={δ | ∃γ.γβδ∈SF(G)}After⁡(β)={δ | ∃γ.γβδ∈SF⁡(G)}\operatorname{After}(\beta) = \{ \delta \ |\ \exists \gamma . \gamma \beta …
โดยการใช้ไซต์ของเรา หมายความว่าคุณได้อ่านและทำความเข้าใจนโยบายคุกกี้และนโยบายความเป็นส่วนตัวของเราแล้ว
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.