คำถามติดแท็ก formal-languages

ฉันพบปัญหานี้เกี่ยวกับการใช้ภาษาที่ไม่มีบริบท ปล่อยLLLเป็นภาษาที่ไม่มีบริบท กำหนดL#= { x :xผม∈ ลL#={x:xi∈LL^{\#} = \{ x : x^i \in L สำหรับทุกคน ฉัน= 0 , 1 , 2 , . . }i=0,1,2,...}i=0,1,2,...\}. คือL#L#L^{\#}ไม่มีบริบทเสมอหรือ ฉันเดาว่ามันจะรักษาบริบท - freeness ใครสามารถแสดงหลักฐานเบื้องต้นเกี่ยวกับเรื่องนี้ได้บ้าง

9 formal-languages  context-free 

ฉันใช้ทฤษฎีการคำนวณการสอบเมื่อไม่กี่สัปดาห์ที่ผ่านมาและนี่เป็นหนึ่งในคำถาม: สมมติภาษาL = { (anขม.)R∣ n , m , r ≥ 0 }L={(anbm)r∣n,m,r≥0}L=\{(a^nb^m)^r \mid n,m,r\ge 0\} L ปกติหรือไม่ ถ้าใช่ให้การแสดงออกปกติหรือหุ่นยนต์สำหรับมัน หลังจากฉันถามเขาตอบสั้น ๆ หลังจากการสอบดูเหมือนจะเป็นเรื่องปกติ (ฉันเชื่อว่าเขาบอกว่าการแสดงออกนั้นง่าย ) อย่างไรก็ตามฉันดูเหมือนจะไม่เข้าใจว่าทำไมถึงเป็นเช่นนั้น วิธีที่ฉันเห็นมันเชื่อมโยงมัน rครั้งเช่นนี้:(a* * * *ข* * * *)* * * *(a∗b∗)∗(a^*b^*)^*anขม.anbma^nb^m anขม.anขม.anขม.. . .anขม.anขม.anbmanbmanbm...anbmanbma^nb^ma^nb^ma^nb^m...a^nb^ma^nb^m , ซึ่งไม่ปกติเนื่องจากไม่มีวิธีสำหรับหุ่นยนต์ที่จะเรียกคืนnและmทุกครั้ง ฉันอยู่ตรงนี้ตรงไหน แก้ไข: ฉันคุยกับอาจารย์อีกครั้งเขายอมรับว่ามันเป็นความผิดพลาด ภาษานั้นไม่ปกติอย่างแน่นอน

9 formal-languages  regular-languages  regular-expressions 

ในบทความการแยกวิเคราะห์นิพจน์โดย Recursive Descent โดย Theodore Norvell (1999)ผู้เขียนเริ่มต้นด้วยไวยากรณ์ต่อไปนี้สำหรับนิพจน์ทางคณิตศาสตร์: E --> E "+" E | E "-" E | "-" E | E "*" E | E "/" E | E "^" E | "(" E ")" | v ซึ่งค่อนข้างแย่เพราะมันคลุมเครือและซ้ำซาก ดังนั้นเขาจึงเริ่มต้นจากการลบการเรียกซ้ำซากด้านซ้ายออกจากผลลัพธ์นั้นเป็นดังนี้: E --> P {B P} P --> v | "(" E …

9 formal-languages  context-free  formal-grammars  left-recursion 

ให้ภาษาฉันจะพูดโดยตรงอย่างไรโดยไม่ดูกฎการผลิตภาษานี้ไม่ปกติL = {anขnคn}L={anbncn} L= \{a^n b^n c^n\} ฉันสามารถใช้เลมม่าสูบน้ำ แต่ผู้ชายบางคนบอกว่าแค่ดูไวยากรณ์ว่านี่ไม่ใช่เรื่องปกติ มันเป็นไปได้ยังไงกัน?

9 formal-languages  regular-languages  pumping-lemma  intuition 

ฉันต้องการใช้ความช่วยเหลือของคุณกับปัญหาต่อไปนี้: L={⟨M⟩∣L(M) is context-free}L={⟨M⟩∣L(M) is context-free}L=\{⟨M⟩ ∣ L(M) \mbox{ is context-free} \}. แสดงว่าL∉RE∪CoREL∉RE∪CoREL \notin RE \cup CoRE. ฉันรู้ว่าต้องพิสูจน์ L∉REL∉REL\notin REมันก็เพียงพอที่จะหาภาษา L′L′L' ดังนั้น L′∉REL′∉REL'\notin RE และแสดงว่ามีการลดจาก L′L′L' ถึง LLL (L′≤ML)(L′≤ML)(L'\leq _M L). ฉันเริ่มนึกถึงภาษาที่ฉันรู้แล้วว่าพวกเขาไม่ได้อยู่ข้างใน REREREและฉันรู้ว่า Halt∗={⟨M⟩∣M halts for every input}∉REHalt∗={⟨M⟩∣M halts for every input}∉REHalt^* =\{⟨M⟩ ∣ M\mbox{ halts for every input} \} …

9 formal-languages  computability  context-free  turing-machines 

ฉันกำลังติดการแก้แบบฝึกหัดถัดไป: ยืนยันว่าหากคือบริบทฟรีและเป็นปกติแล้ว (เช่นความฉลาดทางขวา ) ไม่มีบริบทLLLRRRL/R={w∣∃x∈Rs.twx∈L}L/R={w∣∃x∈Rs.twx∈L}L / R = \{ w \mid \exists x \in R \;\text{s.t}\; wx \in L\} ฉันรู้ว่ามีควรมีอยู่ PDA ที่ยอมรับและ DFA ที่ยอมรับRตอนนี้ฉันกำลังพยายามรวมออโตมาตะเหล่านี้เข้ากับพีดีเอที่ยอมรับความฉลาดทางขวา ถ้าฉันสามารถสร้างสิ่งที่ฉันพิสูจน์ได้ว่านั้นปราศจากบริบท แต่ฉันกำลังสร้าง PDA นี้อยู่LLLRRRL/RL/RL/R นี่คือสิ่งที่ฉันทำ: ใน PDA ที่รวมสถานะเป็นผลิตภัณฑ์คาร์ทีเซียนของสถานะของออโตมาตาแยก และขอบเป็นขอบของ DFA แต่จะมีเพียงอันเดียวเท่านั้นซึ่งในอนาคตสถานะสุดท้ายของ PDA ดั้งเดิม L สามารถเข้าถึงได้ แต่ไม่รู้จะเขียนมันอย่างไรอย่างเป็นทางการ

9 formal-languages  context-free  finite-automata  closure-properties  pushdown-automata 

ฉันได้เริ่มต้นในการศึกษาออกำหนดไม่ใช่ใช้หนังสือของHopcroft และ Ullman ฉันติดอยู่ในปัญหาที่ฉันพบว่าน่าสนใจมาก: ให้ออโตเมทริก จำกัด ที่ไม่ได้กำหนดค่าไว้ให้ยอมรับสตริงทั้งหมดที่มีค่าเท่ากันเมื่อประเมินจากซ้ายไปขวาเป็นจากขวาไปซ้ายโดยการคูณตามตารางต่อไปนี้: ×abcaacbbaacccba×abcaaacbcabcbca\qquad \displaystyle\begin{array}{c|ccc} \times & a & b & c \\ \hline a & a & a & c \\ b & c & a & b \\ c & b & c &a \end{array} ดังนั้นหากเรามีสตริง , สินค้าจากซ้ายไปขวาคือและ ผลิตภัณฑ์จากขวาไปซ้ายคือขcabcabc( a × b ) × …

9 formal-languages  automata  regular-languages  finite-automata  nondeterminism