计算机理论导引实验报告2-上下文无关文法(CFG)

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形式语言自动机——上下文无关文法与下推自动机(四)

形式语言自动机——上下文无关文法与下推自动机(四)

无论 Xi 为终结符,还是非终结符,都有 Xi w i .
因此 ,A X1X2…Xm , w 1 w 2… w m = w
所以: 对任何 wT*, if (q,w,S)├*(q, , ), then S w.
即, wL(M) wL(G).
College of Computer Science & Technology, BUPT
(q,w,A)├ (q,w, X1X2…Xm ) ├* (q, w2…wm , X2…Xm) ├* (q, w3…wm , X3…Xm)├* …├* (q, , ).
所以: if S w, then (q,w,S)├*(q, , ).
即, wL(G) wL(M).
College of Computer Science & Technology, BUPT
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a, z0/Az0 a, A/AA
q0 b, A/ε
b, A/ε ε, A/ε
q1 ε, z0/ε
解:(1)∵ q0,q1∈Q, ∴ 构造 S→[q0,z0,q0];
(2)对③④⑤⑥式,可构造
S→[q0,z0,q1]
由δ(q0,b,A)={( q1,ε)} 得 [q0,A,q1]→b
由δ(q1,b,A)={( q1,ε)} 得[q1,A,q1]→b
7
例3: 从文法构造等价的下推自动机
例:构造一个PDA M,使Lφ(M)= L(G)。其中G是我们常用来生 成算术表达式的文法:
G=(N,T,P,E) N={ E,T,F }, T ={ +,*,(,),a }, S = { E } P: E→E+T∣T ; T→T*F∣F; F→( E )∣a
解:构造M=({q},T,Γ,δ,q,E,φ)

上下文无关文法

上下文无关文法

第三部分上下文无关语言和下推自动机前面介绍的有限自动机是计算的初级模型,它所接受的正规语言不太关心字符串自身的结构。

上下文无关文法(CFL)是一种简单的描述语法规则的递归方法,语言中的字符串由这些规则产生。

所有的正规语言都能用上下文无关文法描述,它也可以描述非正规语言。

上下文无关文法描述的语法规则更复杂多变,可以在相当大的程度上,描述高级程序设计语言的语法和其他一些形式语言。

类似正则语言对应的抽象机模型是有限自动机,CFL也有对应的抽象机模型。

CFL对应的计算模型是在有限自动机的基础上增加存储空间得到,并被设想成无限空间(对应有限自动机的有限空间),采用了一种简单的管理模式,栈(stack),这种新的计算模型(或抽象机)称为下推自动机(pushdown automata),下推是栈最典型的操作。

有必要在下推自动机中保留非确定性,确定型下推自动机不能接受所有的CFL,但给定一个CFG,容易构造一个相应的非确定型下推自动机,它在识别字符串过程中的移动模拟了文法的推导过程,这个过程称为分析(parse)。

分析不是一定需要下推自动机来完成。

CFL仍然不够通用,不能包括所有有意义的、或有用的形式语言。

采用类似第五章的技术,我们将给出一些不是CFL的简单例子,这些技术也用于解决与CFL相关的判定问题。

6 上下文无关文法6.1 上下文无关文法的定义为了描述我们在第二部分考察的各种语言,包括一些非正则语言,我们引入一种语言的递归定义方法,称为文法。

文法与我们熟悉的语言的语法描述相近,是描述语言和分析语言的有力工具。

问题:文法的形式化定义似乎可以模仿有限自动机,比如5元组或6元组之类。

例子6.1 正如我们在例子2.16中所见,字母表{a, b}上的回文语言pal可以用下面的递归方法描述:1.Λ, a, b∈pal2.对每个S∈pal,aSa和bSb也属于pal3.pal中不包含其他字符串如果将上面的符号S看成一个变量,代表了所有我们希望计算(比如某种递归算法)的pal 的元素,那么上面的规则1和规则2可以非正式地重新表述如下:1.S的值可以是Λ, a, b2.每个S可以写成aSa或bSb的形式如果我们用→表示“可以取值为”,则可以写出下面的式子:S→aSa→abSba→abΛba=abba上面的产生过程可以总结成下面的两组产生式(或称规则):S→a | b | ΛS→aSa | bSb符号“|”表示“或”的含义。

编译原理第二版课后习答案

编译原理第二版课后习答案

编译原理第二版课后习答案编译原理是计算机科学领域中的一门重要学科,它主要研究程序的自动翻译技术,将高级语言编写的程序转换为机器能够执行的低级语言。

编译原理的基本概念和技术是计算机专业学生必须学会的知识之一,而编译原理第二版课后习题则是帮助学生更好地理解课程内容和提高编译器开发能力的重要资源。

本篇文章将对编译原理第二版课后习题进行分析和总结,并提供一些参考答案和解决问题的思路。

一、词法分析词法分析是编译器的第一步,它主要将输入的字符流转换为有意义的词法单元,例如关键字、标识符、常量和运算符等。

在词法分析过程中,我们需要编写一个词法分析程序来处理输入的字符流。

以下是几道词法分析相关的习题:1. 如何使用正则表达式来表示浮点数?答案:[+|-]?(\d+\.\d+|\d+\.|\.\d+)([e|E][+|-]?\d+)?这个正则表达式可以匹配所有的浮点数,包括正负小数、整数和指数形式的浮点数。

2. 什么是语素?举例说明。

答案:语素是构成单词的最小承载语义的单位,例如单词“man”,它由两个语素“ma”和“n”组成。

“ma”表示男性,“n”表示名词。

3. 采用有限状态自动机(Finite State Automata)实现词法分析的优点是什么?答案:采用有限状态自动机(Finite State Automata)实现词法分析的优点是运行速度快,消耗内存小,易于编写和调试,具有可读性。

二、语法分析语法分析是编译器的第二步,它主要检查词法分析生成的词法单元是否符合语法规则。

在语法分析过程中,我们需要编写一个语法分析器来处理词法单元序列。

以下是几道语法分析相关的习题:1. 什么是上下文无关文法?答案:上下文无关文法(Context-Free Grammar, CFG)是一种形式语言,它的语法规则不依赖于上下文,只考虑规则左边的非终结符号。

EBNF是一种常见的上下文无关文法。

2. LR分析表有什么作用?答案:LR分析表是一种自动机,它的作用是给定一个输入符号串,判断其是否符合某个文法规则,并生成语法树。

编译原理课程设计之第三章上下文无关文法及分析

编译原理课程设计之第三章上下文无关文法及分析

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无关文法及分析
1. 上下文无关文法(即2型文法)的形式定义:
上下文无关文法是一个四元组(VT , VN , P , S):
① ②
终非结终符 结集 符合 集合VTVN(与VT产的不生左相式部交)
产生式 的右部
③ 产生式或文法规则A→α形成的集合P,
其中A∈VN,α∈(VT∪VN)* 4) 开始符号S,其中S∈VN
25
无关文法及分析
3.2 上下文无关文法的形式定义
1. 上下文无关文法(即2型文法)的形式定义 2. chomsky文法的分类 3. 推导和规约的定义 4. 句型和句子的定义 5. 最左和最右推导 6. 文法定义的语言 7. 递归产生式和递归文法 8. 文法和语言
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
1
无关文法及分析
第三章 上下文无关文法及分析
本章的目的是为语言的语法 描述寻求形式工具,要求该 工具对程序设计语言给出精 确无二义的语法描述。
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
2
无关文法及分析
第三章 上下文无关文法及分析
✓3.1 语法分析过程 ▪ 3.2 上下文无关文法的形式定义
下面的2型文法描述了包含加法、减法和乘法的简 单整型算术表达式的语法结构。
文法G[exp]:
exp → exp op exp exp →(exp) exp → number
34-3 是符合该 语法结构的简单 整型算术表达式 (句子)吗?
op → + | - | *
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
令G是一个如上所定义的文法,则G=(VT,VN,P,S)

上下文无关文法的基本概念

上下文无关文法的基本概念

上下文无关文法的基本概念上下文无关文法的基本概念定义:上下文无关文法G是一个四元组G = (N,T,P,S),其中N是非终结符的有限集合;T是终结符或单词的有限集合,它与N不相交;P是形如 A →α的产生式的有限集合,其中A∈N,α∈V ﹡,V=T∪NS是N中的区分符号,称为开始符号或句子符号。

V中的符号称为文法符号,包括终结符和非终结符。

特殊情况:A →ε空产生式例如,if语句结构的文法产生式表示:stmt →if expr then stmt else stmtBackus - Naur范式(Backus-Naur form)或BNF文法符号的使用约定:符号是终结符:字母表中比较靠前的小写字母,如a,b,c等。

操作符,如+、-等。

标点符号,如括号、逗号等。

数字0,1, (9)黑体串,如id、if等。

符号的使用约定:下列符号是非终结符:字母表中比较靠前的大写字母,如A、B、C等。

字母S,它常常代表开始符号。

小写斜体名字,如expr、stmt等。

字母表中比较靠后的大写字母,如X、Y、Z等,表示文法符号,也就是说,可以是非终结符也可以是终结符。

符号的使用约定:字母表中比较靠后的小写字母,如u,v,…,z等,表示终结符号的串。

小写希腊字母,如α、β、γ等,表示文法符号的串。

因此,一个通用产生式可以写作A →α,箭头左边(产生式左部)是一个非终结符A,箭头右边是文法符号串(产生式右部)。

符号的使用约定:如果A →α1、A →α2、…、A →αk 是所有以A为左部的产生式(称为A产生式),则可以把它们写成A →α1|α2|…|αk,我们将α1、α2、…、αk称为A的候选式。

除非另有说明,否则第一个产生式左部的符号是开始符号。

例1考虑下面的关于简单算术表达式的文法,非终结符为<表达式>和<运算符>,终结符有ID,+,-,*,/,↑,(,)。

产生式有<表达式> → <表达式> <运算符> <表达式><表达式> → (<表达式>)<表达式> → - <表达式><表达式> →ID<运算符> → +<运算符> → -<运算符> → *<运算符> → /<运算符> →↑正规表达式和上下文无关文法的关系:正规表达式所描述的每一种语言结构都可以用上下文无关文法来描述。

上下文无关文法自顶向下分析

上下文无关文法自顶向下分析

3.2 上下文无关文法(CFG)
CFG的定义与表示 上下文无关文法,Context Free Grammar,CFG 定义3.1 CFG是一个四元组: G =(N,T,P,S),其中 (1) N是非终结符(Nonterminals)的有限集合; (2) T是终结符(Terminals)的有限集合,且N∩T=Φ; (3) P是产生式(Productions)的有限集合,形如: A→α,其中A∈N(左部),α∈(N∪T)*(右部), 若α=ε,则称A→ε为空产生式(也可以记为A →); (4) S是非终结符,称为文法的开始符号(Start symbol)。
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3.3 语言与文法简介
计数问题 L3={anbncn|n≥1} L3'={ambmcn|m,n≥1} L3''={akbmcn|k,m,n≥1} CSL A→AC A→aAb|ab C→cC|c ? CFL 正规集 a+b+c+
命题:L3'不是正规集,因为构造不出可以识别L3'的DFA。 证明:(反证) 假设L3'是正规集,则可构造n个状态的DFA D,它接受L3'; 考察D读完ε,a,aa,...,an,分别到达S0,S1,...,Sn, 共有n+1个状态。根据鸽巢原理,序列中至少有两个状态相 同,设Si=Sj(j>i),因为aibick∈L3',所以存在路径aibick。 但是D中也有路径ajbick,矛盾。故L3'不是正规集。 aj-i bi ai ck 14 S0 Si Sk f
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语言与文法简介
3.3 语言与文法简介
正规式与上下文无关文法 1. 正规式到CFG的转换 推论3.1 正规式描述的语言结构均可用CFG描述,反之不一定

第二章上下文无关文法

第二章上下文无关文法
2016/3/18
设计上下文无关文法
设计上下文无关文法比设计有穷自动机更加棘手 设计上下文无关的一些基本技巧: 首先,化繁为简,把一个CFL问题分解成几个简 单的CFL问题 其次,利用正则,如果一个语言碰巧是正则的, 则可先构造它的DFA,再构造其CFG
再次,考察子串
最后,利用递归
上下文无关语言与高级程序语言
生成条件语句if„then„和if„then„else 的上下文无关文法(具有二义性) S→if C then S S→if C then S else S S→a|b C→p|q If p then if q then a else b
S if C p then if C q
分或语法范畴,可分解为若干非终结符或终结符
VT是终结符的有穷集合,是基本符号,不能再分解 V=VN∪VT称为字汇表(字母表),VN∩VT=Ф 。 Z是开始符,Z∈VN,P是规则式(产生式)有穷集合 规则式形如:x→y,其中x∈V*VNV*, 称为规则式的左
部;y∈V*称为右部。
2016/3/18
2016/3/18
S S then S a else S b if C p then if C q S else S
then
S b a
上下文无关语言与高级程序语言
生成条件语句if„then„和if„then„else的 上下文无关文法(消除二义性) S→S1|S2 S1→if C then S1 else S2 |T S2→if C then S |if C then S1 else S2 |T T→a|b C→p|q If p then if q then a else b
if C
p S
then

编译原理 2前后文无关文法和语言

编译原理 2前后文无关文法和语言
字符串; 如果 x =ε ,y =ε ,则 U=>u;
2020/6/18
例如: G[S]: S→aB|bA
A→a|aS|bAA B→b|bS|aBB
S => aB
U =>u (规则U → u , x, y均为ε)
abS => abbA xU =>xu(规则U → u , x为ab, y为ε)
aB => aaBB xU =>xu (规则U → u , x为a, y为ε)
每一步只能替换一个非终结符号
2020/6/18
U→u:规则(产生式),可以用到不同 的场合;
U=>u:推导的动作; 从语义的角度上来讲,是完全不同的。
2020/6/18
推导(长度为n ) :
设u0,u1,… ,un(n>0)均为V*中的符号串,且有
r=u0=> u1=>……=>u n-1=>un=w,记为r + w,
2020/6/18
2.2.2.1 文法的形式定义
规则(产生式) :
定义有序对(U,x)记为U::=x或U→x;
U是符号 规则的左部
x是有穷符号串 规则的右部
U定义为x
例如: S→abc
<主函数>→main(参数表)<参数说明> (函数体)
文法G[Z]:规则的非空有穷集合
Z:开始符号(识别符号),至少在一条规 则的左部出现 ;
L(G1)={ab}
G2[A]:A→ab
L(G2)={ab}
G1≠G2但L(G1)=L(G2),称G1和G2为等价文法
2020/6/18
给定文法后,可以确定它的语言,但由语 言写出它的文法是比较难的,这里形式语 言理论可以证明两点:

上下文无关语言(精)

上下文无关语言(精)
叶子又是根; 当 Xi*αi,所用的步数 ni≥1 时,必有 ni ≤k,由归纳假设,存在以 αi 结果的
Xi 子树。 即对于任意的 i,1≤ i ≤m,对应于 Xi*αi,存在以 αi 结果的 Xi 子树。
18
定理6-1
由于 AX1X2…Xm,所以 A→X1X2…Xm∈P 可以得到 A 子树的上半部分。 然后再将所有的 Xi 子树对应地接在 Xi 所标识的顶点上,就可以得到树。 显然该树的结果为 α。所以结论对 n=k+1 成立。 由归纳法原理,结论对任意的 n 成立。
顺序 v1 , v2 是派生树 T 的两个不同顶点,如果存在顶点 v,v 至少有两个儿子, 使得 v1 是 v 的较左儿子的后代,v2 是 v 的较右儿子的后代,则称顶点 v1 在顶点 v2 的左边,顶点 v2 在顶点 v1 的右边。
结果(yield) 派生树 T 的所有叶子顶点从左到右依次标记为 X1 , X2 , …, Xn,则称符号 串 X1X2…Xn 是 T 的结果。
高级程序设计语言的绝大多数语法结构都可以用上下文无关文法 (CFG) 描述。
近年来,上下文无关文法也被用来描述文档格式:XML 中使用的 DTD(文档类型定义)就是用来描述 Web 上的信息交换格式的。
3
主要内容
关于 CFL 的分析 派生和归约、派生树
CFG 的化简 无用符、单一产生式、空产生式
当 Xi≠αi 时,注意到 Xi*αi,所用的步数 ni≤k,由归纳假设,存在与之 对应的 Xi 到αi 的最左派生: Xi*左αi。从而
A左X1X2…Xm *左α1X2…Xm *左α1α2…Xm …
*左α1α2…αm 所以,结论对 n=k+1成立。由归纳法原理,结论对任意的 n 成立。 设α是 CFG G=(V, T, P, S) 的一个句型。由句型的定义, S*α。 由于 S 是 V 中的一个元素,由上述证明, S*左α。 同理可证,句型α有最右派生。

第2课 上下文无关文法

第2课 上下文无关文法

8
例2.1 简单的算术表达式
list list + digit list list - digit
9-5+2 list list list digit + digit 2
list digit
digit 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9
- digit 5
假设改为:if (expr )then stmt; 又假设stmt为赋值语句,
那么 语句就会多出现一个分号, 例如:if( a>0 ) b++; ;
21
作业
中序表示转换为后序表示 1+2*3->123*+
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重点
语法制导翻译器的组成部分? 什么是上下文无关文法? 上下文无关文法的形式化定义(四元组)? 什么是分析树? 什么是二义性? 什么是运算符的结合性?
string string + string | string – string | 0 | 1 | …| 9
string
string + string string - string 2 9 5
string
string string string + string 5 2
9
对某个文法,如一个句子有两棵以上的分析树,称为 16 二义(歧义)文法。
digit 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9
上述文法定义的是由加号和减号分隔的数字 序列构成的列表。
10
例2.2 数字序列9 - 5 + 2的推导(derive)
list list + digit P1 : list list + digit

上下文无关文法的产生式的结构

上下文无关文法的产生式的结构

上下文无关文法(Context-Free Grammar,CFG)是一种形式文法,其产生式的结构对于上下文无关,即产生式的应用不受其在句子中的位置和周围词汇的影响。

它是理论计算机科学和自然语言处理中的重要概念,被广泛应用于语言分析、编译器设计、自然语言理解等领域。

本文将探讨上下文无关文法的产生式结构以及其在不同领域中的应用。

一、上下文无关文法的定义1. 产生式结构在上下文无关文法中,产生式的结构遵循一定的形式,通常表示为A -> β,其中A为非终结符,β为由终结符和非终结符组成的串。

该产生式表示了A可以被替换为β,其中A的替换不受上下文影响。

这种清晰简洁的产生式结构使得上下文无关文法易于理解和应用。

2. 语言描述上下文无关文法可以用来描述上下文无关语言,也就是能够由上下文无关文法生成的语言。

这些语言的句子结构不受上下文影响,只与语言的语法规则相关。

上下文无关文法在语言分析和形式语言理论中具有重要地位。

二、上下文无关文法的应用1. 编译器设计在编译器设计中,语法分析是编译器的重要组成部分,而上下文无关文法常常被用来描述编程语言的语法结构。

通过使用上下文无关文法,可以定义语言的语法规则,并用于解析和分析源代码,为后续的语义分析和代码生成提供基础。

2. 自然语言处理在自然语言处理领域,上下文无关文法也被广泛地应用于句法分析和语言模型的构建。

通过定义自然语言的语法规则,可以利用上下文无关文法进行句子结构的分析和推导,从而实现对自然语言的理解和处理。

3. 语言理论研究在语言理论研究中,上下文无关文法是描述和分析形式语言的重要工具。

通过研究上下文无关文法的性质和应用,可以深入理解形式语言的结构和特性,为语言理论的发展和应用提供理论支持。

三、总结上下文无关文法的产生式结构对于理解和应用上下文无关文法具有重要意义。

其形式简洁明了,具有广泛的应用价值。

在编译器设计、自然语言处理和语言理论研究等领域,上下文无关文法都扮演着重要角色。

第3、第4周内容介绍

第3、第4周内容介绍

《理论计算机科学基础》
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一步派生的例子
文法G1: A 0A1 AB B#
派生: A 0A1 00A11 000A111
《理论计算机科学基础》
13
一步派生的例子
文法G1: A 0A1 AB B#
派生: A 0A1 00A11 000A111 000B111
《理论计算机科学基础》
《理论计算机科学基础》
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G2
<句子> <名词短语><动词短语> <复合名词><动词短语> <冠词><名词><动词短语> a_<名词><动词短语> a_boy_<动词短语> a_boy_<复合动词> a_boy_<动词> a_boy_sees_
《理论计算机科学基础》
27
上下文无关文法的定义
应用
上下文无关语言
上下文无关文法
下推自动机
泵引理
应用 (递归结构,人类语言,
程序设计语言,自动处理)
《理论计算机科学基础》
3
两个上下文无关文法的例子
《理论计算机科学基础》
4
上下文无关文法的例子
文法G1: A 0A1 AB B#
《理论计算机科学基础》
5
产生式的例子
文法G1: A 0A1 AB B#
14
一步派生的例子
文法G1: A 0A1 AB B#
派生: A 0A1 00A11 000A111 000B111 000#111
《理论计算机科学基础》
15
语法分析树的例A子
文法G1: A 0A1 A B B #

上下文无关语言和非上下文无关语言

上下文无关语言和非上下文无关语言

8 上下文无关语言和非上下文无关语言8.1 上下文无关语言的泵引理从第6章到第7章,我们给出了两种描述CFL的模型,CFG和PDA。

这两种模型都没有提供直接、明确的方法来判断一个形式语言不是CFL。

然而,正如例子6.7对自然语言的一个简单考察,我们发现CFG存在描述能力的局限。

本节中,我们精确定义和讨论CFL的一个性质,它类似于正则语言的泵引理。

利用这个性质能够发现许多不是CFL的语言。

正则语言的泵引理基于这样的事实,如果一个足够长的输入字符串x导致FA在状态转移中,到达某个状态超过一次,即接受路径上存在回路,根据回路容易将x分成三部分,u是回路之前的字符串,v是回路的字符串,w是回路后的字符串,那么在回路上的多次重复,得到的新的字符串也应该被FA接受,即对任意的m>=0,uv m w被FA接受。

如果我们用CFG生成(而不是PDA移动)CFL,容易得到类似的观察。

设CFG G的一个推导出现同一个非终结符的嵌套重复,如下面的形式,S⇒*vAz⇒*vwAyz⇒*vwxyz其中,v, w, x, y, z∈∑*。

推导过程中,出现了A⇒*wAy,我们可以多次重复这个推导过程,如S⇒*vAz⇒*vwAyz⇒*vw2Ay2z⇒*vw3Ay3z⇒*...⇒*vw m Ay m z又由于A⇒*x,因此所有这类字符串vxz, vwxyz, vw2xy2z, ..., vw m xy m z都输入语言L(G)。

为了将上面的观察总结成CFL的泵引理,我们必须说明对于足够长的字符串的推导过程中都会出现非终结符的嵌套重复。

同时我们也尽量发现分解得到的5个子串:v, w, x, y, z,的一些性质。

这类似于我们处理正则语言的泵引理。

在6.6节,我们证明了所有的CFG产生式都可以改写成Chomsky范式,而不会影响CFG 接受语言的能力(唯一的影响是不能接受空字符,由于此处仅仅关心足够长的字符串,因此这个影响可以忽略)。

计算理论导引习题答案

计算理论导引习题答案

q3
ε,$->ε
q4
0,ε->0
1,ε->ε
2,0->ε
ε,ε->$
ε,ε->ε
ε,ε->ε
ε,$->ε
q1
q2
q5
q6
q7
CFG G=(V, ∑,R,S)
V={A11,A12,A13,A14,…A88} ∑={0,1,2}
S=A18 R:
A18->A14A48 A14->0A231 A23->0A231|ε A48->A442|ε
3. 设集合T={0,1},用T中元素构造序列,最多 可构造( D )条序列。 A、1 B、 2 C、3 D、无穷 4. DFA和NFA的区别在于( A )。 A、两者的转移函数的值域不同 B、NFA能够识别的语言DFA不一定能够识别 C、DFA能够识别的语言NFA不一定能够识别 D、NFA比DFA多拥有一个栈
假设A2是正则的,泵长度为p
令S=apbapbapb,S是A2成员,且S长度大于p,S 可以分成三部分S=xyz满足泵引理。根据条件 三y只包含a,xyyz不是A2成员,违反泵引理。 A2不是正则的
4.给出产生下述语言的上下文无关文法。 1){w|w至少包含3个1}; S->A1A1A1A A->A0|A1|ε 2){w|w以相同的符号开始和结束}; S->0A0|1A1|0|1 A->0A|1A|ε
3){w|w的长度为奇数}; S->0A|1A A->0B|1B|ε B->0A|1A
5. 利用泵引理证明下述语言不是上下文无关 的。
1){w#t|w,t{a,b}*,且w是t的子串};
设该语言上下文无关,p为泵长度。取 S=0p1p#0p1p,由泵引理,S可以划分为uvxyz 五部分。因为S=uxz也在该语言中,所以vy不 包含#。vxy不落在#一边,否则两边长度不同。 则#∈x,则必存在不全为零的i,j使得vy=1i0j

上下文无关文法 例题

上下文无关文法 例题

上下文无关文法例题摘要:一、上下文无关文法简介1.上下文无关文法的定义2.上下文无关文法的重要性二、上下文无关文法的例题解析1.例题一2.例题二3.例题三三、例题解答过程及技巧总结1.解答过程2.技巧总结正文:上下文无关文法(Context-Free Grammar,简称CFG)是计算机科学中的一种形式语言,用于描述和生成上下文无关的语言。

它是由一个四元组组成的,包括一个非空有限集合V(终结符)、一个非空有限集合G(生成规则)、一个起始符号S和一套产生关系。

上下文无关文法广泛应用于编译原理、自然语言处理等领域。

了解上下文无关文法,可以帮助我们更好地理解形式语言、编写编译器、分析文本等。

接下来,我们将通过三道例题来解析上下文无关文法。

【例题一】给定一个上下文无关文法G=(V, G, S, R),其中V={a, b, c, d, e, f}, G={S → aS, S → bS, S → ε},求该文法产生的语言L(G)。

解答过程:首先,根据起始符号S和生成规则,我们可以得到S可以生成aS、bS和空字符串ε。

然后,我们继续用这些生成规则递归地生成其他字符串。

例如,aS可以生成aS、aaS、aabS等,bS可以生成bS、bbS、babS等。

最终,我们可以得到该文法产生的语言L(G)为{ε, aε, bε, aaε, abε, baε, bbε,aabε,abaε,baaε,bbaε}。

【例题二】给定一个上下文无关文法G=(V, G, S, R),其中V={0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9}, G={S → 0S, S → 1S, S → 2S, S → 3S, S → 4S, S → 5S, S → 6S, S → 7S, S → 8S, S → 9S, S → ε},求该文法产生的语言L(G)。

解答过程:同样地,我们可以根据起始符号S和生成规则递归地生成其他字符串。

最终,我们可以得到该文法产生的语言L(G)为{ε, 0ε, 1ε, 2ε, 3ε, 4ε, 5ε, 6ε, 7ε,8ε, 9ε, 00ε, 01ε,02ε, ..., 98ε, 99ε}。

计算理论导引 2 上下文无关文法

计算理论导引 2 上下文无关文法
计算理论
1
主要内容
2.1 上下文无关文法概述
2.1.1 上下文无关文法的形式化定义
2.1.2 上下文无关文法举例 2.1.3 设计上下文无关文法 2.1.4 歧义性 2.1.5 乔姆斯基范式
2.2 下推自动机
2.2.1 下推自动机的形式化定义
2.2.2 下推自动机举例
2.2.1 与上下文无关文法的等价性
L(G)是所有正常嵌套的括号字符串构成的语言。
9
设计上下文无关文法
设计如下语言的上下文无关文法 {0n1n | n 0}∪{1n0n | n 0} {0n1n | n 0} {1n0n | n 0} 设计技巧
化繁为简,利用正则,考察子串,利用递归。
10
设计上下文无关文法
CFG for L1 = {0n1n | n 0} S 0S1 | CFG for L2 = {1n0n | n 0} S 1S0 | CFG for L1∪L2 S S1 | S2 S1 0S11 | S2 1S20 | CFG for L3 = {02n13n | n 0}? S 00S111 |
18
例题
S ASA | aB AB|S Bb| S0 S S ASA | aB AB|S Bb|
19
例题
After that, we remove B
S0 S S ASA | aB AB|S Bb|
Before removing B
S0 S S ASA | aB | a AB|S| Bb
用上下文无关文法产生的语言叫上下文无 关语言。 文法 G1 的简写: A 0A1 | B B#
6
上下文无关文法的形式化定义
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HUNAN UNIVERSITY计算理论导引实验报告题目:上下文无关文法(CFG)学生姓名:学生学号:专业班级:计算机科学与技术2班上课老师:实验日期:2014-1-5一、实验目的 (2)二、实验内容.......................................................................................... 错误!未定义书签。

三、实验代码.......................................................................................... 错误!未定义书签。

四、测试数据以及运行结果 (9)五、实验感想 (13)一、实验目的1、掌握上下文无关文法概念。

2、掌握用动态规划算法验证某个字符串w是否属于某上下文无关文法。

二、实验内容对于任意给定的一个上下文无关文法,并对任意字符串w, 用动态规划算法判断是否有w∈L(G)。

编写一个算法/程序,对于给定的输入<G,w>,可以在多项式时间内判定ACFG。

三、实验代码#include <iostream.h>// 第一类规则,即规则右边只含有两个变元class Regular_1{public:int left;int right_1;int right_2;};// 第二类规则,即规则右边只含有一个终结符或者空class Regular_2{public:int left;int right;};// 表格类,用来存放中间数据class Table{public:int size; // 表格的行和列的数量,与输入长度相同int num_v; // 表格中每个单元格最多含有的数量大小,与cfg的变元数量相同int ***value; // 用来存放数据的三元数组Table(int num_v,int num_w); // 构造函数,参数指定输入字符串的长度以及cfg变元的数量~Table(); // 析构函数void SetValue(int i,int j,int num); // 向表格第i行j列追加数据numbool CheckValue(int i,int j,int num); // 检查表格第i行j列是否含有数据num,含有则返回true,否则返回falsevoid Print(); // 打印表格的内容};Table::~Table(){if(value)delete value;}void Table::SetValue(int i,int j,int num){int *p=value[i][j];// 寻找追加数据的位置while((*p)!=-1){p++;}*p=num;}bool Table::CheckV alue(int i,int j,int num) {int *p=value[i][j];while((*p)!=-1){if((*p)==num)return true;p++;}return false;}Table::Table(int num_v,int num_w){size=num_w;this->num_v=num_v;value=new int**[num_w];// 给value动态分配,并将初值设为-1for(int i=0;i<num_w;i++){value[i]=new int*[num_w];for(int j=0;j<num_w;j++){value[i][j]=new int[num_v];for(int k=0;k<num_v;k++){value[i][j][k]=-1;}}}}void Table::Print(){int i,j,k;cout<<"---------------打印表格内容------------------"<<endl;if(size==0){cout<<"表格为空"<<endl;return;}cout<<"表格内容如下:"<<endl;for(i=0;i<size;i++){for(j=0;j<size;j++){cout<<"table["<<i<<"]["<<j<<"]:";for(k=0;k<num_v;k++){if(this->value[i][j][k]==-1)break;elsecout<<this->value[i][j][k]<<" ";}cout<<endl;}}}class CFG{public:int num_v;int num_e;Regular_1* r1;Regular_2* r2;int start_v;bool Go(int *w);CFG();~CFG();};CFG::CFG(){cout<<endl<<"------------CFG构造函数----------"<<endl;int num_r1,num_r2;int i,j,k;cout<<"----------------------"<<endl<<"变元总数:";cin>>num_v;cout<<"终结符总数:";cin>>num_e;cout<<"----------------------"<<endl<<"第一类规则总数(规则右边为变元):";cin>>num_r1;r1=new Regular_1[num_r1+1];cout<<"----------------------"<<endl;cout<<"在下面的输入中注意:变元编号以及终结符编号从0开始"<<endl;cout<<"----------------------"<<endl;for(i=0;i<num_r1;i++){cout<<"第"<<i<<"条规则的三个变元的编号依次为(以空格隔开):";cin>>r1[i].left>>r1[i].right_1>>r1[i].right_2;}r1[i].left=-1;cout<<"----------------------"<<endl<<"第二类规则总数(规则右边为终结符或空):";cin>>num_r2;r2=new Regular_2[num_r2+1];for(i=0;i<num_r2;i++){cout<<"第"<<i<<"条规则的变元的编号和终结符编号(空以-1表示)依次为(以空格隔开):";cin>>r2[i].left>>r2[i].right;}r2[i].left=-1;cout<<"----------------------"<<endl<<"起始变元的编号为:";cin>>start_v;}CFG::~CFG(){if(r1)delete r1;if(r2)delete r2;}bool CFG::Go(int *w){bool result=false;Regular_1 *p1=r1;Regular_2 *p2=r2;int len_w=0;int *p=w;// 获取输入长度while(*p!=-1){len_w++;p++;}p=w;Table t(num_v,len_w);int i,j,k,l;cout<<"-----------开始运行-----------"<<endl;if(w[0]==-1){cout<<"-------------------------------"<<endl;cout<<"检查发现输入为空..."<<endl;while((*p2).left!=-1){if((*p2).left==start_v&&(*p2).right==-1){cout<<"检查到起始变元到空的规则..."<<endl;cout<<"运行完毕!结果为:接受!"<<endl;cout<<"----------------------"<<endl;result=true;return result;}p2++;}cout<<"未发现从起始变元到空的派生。

"<<endl;cout<<"运行完毕,结果为:拒绝"<<endl;cout<<"----------------------"<<endl;return false;}p2=r2;i=0;cout<<"-------------------------------"<<endl;cout<<"开始从头到尾扫描,将某些变元放入对应的对角线上的表格中:"<<endl;while(*p!=-1){while((*p2).left!=-1){if((*p2).right==*p){cout<<"由于变元"<<(*p2).left<<"派生"<<"终结符"<<*p<<",故将其放入表格的"<<i<<"行"<<i<<"列"<<endl;t.SetValue(i,i,(*p2).left);}p2++;}p2=r2;p++;i++;}p=w;cout<<"-------------------------------"<<endl;cout<<"开始依次向表格的某些单元格添加数据..."<<endl;for(l=2;l<=len_w;l++){for(i=0;i<len_w-l+1;i++){j=i+l-1;for(k=i;k<=j-1;k++){while((*p1).left!=-1){if(t.CheckValue(i,k,(*p1).right_1)&&t.CheckValue(k+1,j,(*p1).right_2)){cout<<"table("<<i<<","<<k<<")中含有变元"<<(*p1).right_1<<"而且table("<<k+1<<","<<j<<")中含有"<<(*p1).right_2;cout<<",因此将变元"<<(*p1).left<<"放入table("<<i<<","<<j<<")中"<<endl;t.SetValue(i,j,(*p1).left);}p1++;}p1=r1;}}}t.Print();if(t.CheckValue(1,len_w-1,start_v)){cout<<"起始变元"<<start_v<<"在talbe(0,"<<len_w-1<<")中"<<endl;cout<<"运行完毕!结果为:接受!"<<endl;cout<<"----------------------"<<endl;return true;}else{cout<<"起始变元"<<start_v<<"在不在talbe(0,"<<len_w-1<<")中"<<endl;cout<<"运行完毕!结果为:拒绝!"<<endl;cout<<"----------------------"<<endl;return false;}}main(){cout<<"------------CFG是P成员判定程序----------"<<endl;CFG c;while(true){int *w;int len_w;cout<<"----------------------"<<endl<<"输入w的长度:";cin>>len_w;w=new int[len_w+1];if(len_w==0)cout<<"----------------------"<<endl;elsecout<<"依次输入w的内容的编号(以空格隔开):";for(int i=0;i<len_w;i++){cin>>w[i];}w[i]=-1;c.Go(w);cout<<"验证其它字符串?(Y/N)";char c;cin>>c;if(c=='N')return;}}四、测试数据以及运行结果CFG描述如下:S->RTR->TR|aT->TR|b在该CFG下面测试输入w1=baba和w2=ababb测试结果如下:五、实验感想拿到这个题首先有些无从下手,感觉任务挺艰巨的。

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