不确定有限状态自动机的确定化
第二章+(4)非确定有限自动机NFA
{4,5,7,6,2} *
{3,8}
{9}
{9,3,8} *
{9}
{9} *
{9,3,8}
输入字
状态
{1,12} {4,5,72,6,2}*
{33,8} {9,43,8}*
{95} *
a
{4,5,27,6,2}
{59} {95}
b
{33,8} {9,43,8}
a
1
b
b
2
3
4a
5
a
例2:将如下的NFA转化为DFA
例: _CLOSURE({1})={1,2}
5ε
6
b
a
ε
1ε 2
b
ε
a
3
8
9
a
b
ε
4
7
㈡ 状态集I的a转换
若I={S1, … , Sm }是NFA的状态集的一个子集(状态 子集),a, 则定义: Ia = _CLOSURE(J )
其中:
J = f (S1,a) f (S2,a)… f(Sm,a)
定义1’ 对DFA中的两个状态q1和q2 ,如果将它们 看作是初始状态,所接受的符号串相同,则定义 q1和q2是等价的。
注意: DFA的终止状态和非终止状态不是等价的。
无关状态 从有限自动机的初始状态开始,任何输入序列都 不能到达的那些状态称为无关状态。
最小的DFA(化简了的DFA) 如果DFA M 没有无关状态,也没有彼此等价的 状态,则称DFA M 是最小的(或规约的)。
复习
一.确定有限自动机 确定有限自动机M为一个五元组:
M = ( S , , s0 ,f ,Z ),其中: S:是一个有穷状态集,它的每个元素称为一个状态; :是一个有穷字母表,它的每个元素称为一个输入
非确定有限自动机的确定化分析
课程设计报告课程:编译原理学号:姓名:班级:教师:时间:2014.5--2014.6.20计算机科学与技术系图4.4-1 NFA-DFA处理流程图2.NFA转换为DFA的原理及过程通过以下例子说明:①假如输入的NFA如图4.4-2所示:图4.4-2 NFA状态转换图②对于图4.2-2中的状态转换图的状态转换矩阵为:在图4.2-2中的状态转换图加一个起始状态X和结束状态Y,I为起始节点X经过一个或多个ε边到达的状态集,Ia为{X,1}经过a边到达的结点的ε闭包,Ib经过b边到达的结点的ε闭包;知道Ia和Ib列都在I列中出现为止。
如下表4.2.1所示:表4.2.1状态转换矩阵I Ia Ib{X,1} {2,3,Y}{2,3,Y} {2,3,Y}③对表4.2.1的状态转换矩阵进行重新命名,令A={X,1},B={2,3,Y},转换结果如下表4.2.2所示:表4.2.2重命名的状态转换矩阵④表4.2.2相对应的 DFA状态转换图为下图图4.2-2所示:图4.2-2 DFA状态图I Ia IbA BB B结果与分析(可以加页):1.对于下图1中的NFA:图1 NFA状态图2.输入图1中NFA的各边信息:如下截图图2所示:图2 输入各边信息截图3.对于图1的NFA状态转换矩阵和重命名后的状态矩阵如下截图图3所示:图3 DFA状态矩阵截图4.将图3中的状态矩阵图最小化,如下截图图4所示:图4 最小化的DFA5.根据图4最小化的DFA状态转换矩阵,画出DFA状态转换图,如下图图5所示:图5 DFA状态装换图设计体会与建议:编译原理是一门重要但难学的课程,因为编译原理是关于编写编译器的技术,编译器的编写一直被认为是十分困难的事情,所以这次选到课程设计的课题就有些无从下手的感觉,感觉任务挺艰巨的。
设计要求从理论上就不太好理解,不像以前的设计编写一个应用程序实现常见的功能,这次的课程设计注重各种算法的实现,比如用子集法实现不确定的有限自动机的确定化、又能够分割法实现确定的有限自动机的最小化。
不确定有限状态自动机的确定化NFATODFA
不确定有限状态自动机的确定化(NFA TO DFA)不确定有限状态自动机的确定化(NFA TO DFA 2008-12-05 22:11#in clude<iostream>#in clude<stri ng>#defi ne MAXS 100using n amespace std;string NODE; // 结点集合stri ng CHANGE; // 终结符集合int N; //NFA 边数struct edge{stri ng first;stri ng cha nge;stri ng last;};struct cha n{stri ng ltab;stri ng jihe[MAXS];};void kon g(i nt a){int i;for(i=0;i<a;i++)cout«'';}//排序void paixu(stri ng &a){int i,j;char b;for(j=0;j<a」en gth();j++)for(i=0;i<a」en gth();i++)if(NODE.fi nd(a[i])>NODE.fi nd(a[i+1])){b=a[i];a[i]=a[i+1];a[i+1]=b;void eclouse(char c,stri ng &he,edge b[]){int k;for(k=0;k<N;k++){if(c==b[k].first[0])if(b[k].cha nge=="*"){if(he.fi nd(b[k].last)>he.le ngth())he+=b[k].last; eclouse(b[k].last[0],he,b);}}}void move(cha n &he,i nt m,edge b[]){int i,j,k,l;k=he .l tab .len gth();l=he.jihe[m].le ngth();for(i=0;i<k;i++)for(j=0;j<N;j++)if((CHANGE[m]==b[j].cha nge[0])&&(he.ltab[i]==b[j].first[0])) if(he.jihe[m].find(b[j].last[0])>he.jihe[m].le ngth()) he.jihe[m]+=b[j].last[0];for(i=0;i<l;i++)for(j=0;j<N;j++)if((CHANGE[m]==b[j].cha nge[0])&&(he.jihe[m][i]==b[j].first[0] ))if(he.jihe[m].fi nd(b[j].last[0])>he.jihe[m].le ngth()) he.jihe[m]+=b[j].last[0]; }//输出void outputfa(i nt le n,i nt h,cha n *t){int i,j,m;cout«" I ";for(i=0;i<le n;i++) coutv<TvvCHANGE[i]vv" ";cout«endlvv" ------------------------- "<<e ndl;for(i=0;i<h;i++)cout«' '<<t[i].ltab;m=t[i].ltab.le ngth();for(j=0;j<le n;j++){{kon g(8-m);m=t[i].jihe[j].le ngth();cout<<t[i].jihe[j];}cout«e ndl;}}void mai n(){edge *b=new edge[MAXS];int i,j,k,m,n,h,x,y,len;bool flag;stri ng jh[MAXS],e ndno de,ed no de,sta;coutvv"请输入NFA各边信息(起点条件[空为*]终点),以#结束:"vvendl; for(i=0;i<MAXS;i++){cin> >b[i].first;if(b[i].first=="#") break;cin> >b[i].cha nge»b[i].last;}N=i;/*for(j=0;j<N;j++)cout<<b[j].firstvvb[j].cha nge<<b[j].lastvve ndl;*/for(i=0;i<N;i++){if(NODE.fi nd(b[i].first)>NODE.Ie ngth())NODE+=b[i].first;if(NODE.fi nd(b[i].last)>NODE.le ngth())NODE+=b[i].last;if((CHANGE.fi nd(b[i].cha nge)>CHANGE.Ie ngth())&&(b[i].cha nge!="*"))CHANGE+=b[i].cha nge;}len=CHANGE.le ngth();coutvv"结点中属于终态的是:"<<endl;{coutvv"所输终态不在集合中,错误! "<<e ndl;cin>>endno de;for(i=0;i<e ndnode.len gth();i++)if(NODE.fi nd(e ndn ode[i])>NODE.le ngth()) {{coutvv"所输终态不在集合中,错误! "<<e ndl; return;}〃cout«"e ndno de="«e ndno de<<e ndl;chan *t=new chan [MAXS];t[O].ltab=b[O].first;h=1;for(j=0;j<le n;j++){paixu(t[i].jihe[j]);//对集合排序以便比较for(k=0;k<h;k++){flag=operator==(t[k].ltab,t[i].jihe[j]);if(flag)break;}if(!flag&&t[i].jihe[j].le ngth())t[h++].ltab=t[i].jihe[j];} }cout«endlvv"状态转换矩阵如下:"<<endl;outputfa(len,h,t); II 输出状态转换矩阵eclouse(b[0].first[0],t[0].ltab,b); //cout<<t[0].ltab<<e ndl; for(i=0;i<h;i++) { for(j=0;j<t[i].ltab.le ngth();j++) for(m=0;m<le n;m++) eclouse(t[i].ltab[j],t[i].jihe[m],b); for(k=0;k<le n;k++) { 〃cout<vt[i].jihe[k]vv"->"; move(t[i],k,b); 〃cout<vt[i].jihe[k]vve ndl; for(j=0;j<t[i].jihe[k].le ngth();j++) eclouse(t[i].jihe[k][j],t[i].jihe[k],b); // } // 求 e-clouse // 求 e-clouse // 求 move(I,a) 求 e-clouse//状态重新命名NODE.erase();cout«endlvv"重命名:"<<endl; for(i=0;i<h;i++)sta=t[i].ltab;{t[i].ltab.erase();t[i].ltab='A'+i;NODE+=t[i].ltab;coutvv'{'v<stavv"}="vvt[i].ltabvve ndl;for(j=0;j<e ndnode.len gth();j++)if(sta.fi nd(e ndno de[j])<sta.le ngth()) d[1]=ednode+=t[i].ltab;for(k=0;k<h;k++) for(m=0;m<le n;m++) if(sta==t[k].jihe[m])t[k].jihe[m]=t[i].ltab;}for(i=0;i<NODE.le ngth();i++)if(ed node.fi nd(NODE[i])>ed node.le ngth()) d[0]+=NODE[i]; endnode=ednode;cout«endl<v"DFA 如下:"<<endl; outputfa(len,h,t); // 输出DFA cout«"其中终态为:"<<endnode<<endl; //DFA最小化m=2;sta.erase();flag=0;for(i=0;i<m;i++){〃coutvv"d["vvivv"]="vvd[i]vve ndl;for(k=0;k<le n;k++){//coutv<TvvCHANGE[k]vve ndl;y=m;for(j=0;j<d[i].le ngth();j++){for(n=0;n<y;n++){if(d[ n].fi nd(t[NODE.fi nd(d[i][j])].jihe[k])<d[ n].le ngth() ||t[NODE.fi nd(d[i][j])].jihe[k].le ngth()==0){if(t[NODE.fi nd(d[i][j])].jihe[k].le ngth()==0)x=m;elsex=n;if(!sta.le ngth())sta+=x+48;{}elseif(sta[0]!=x+48){ d[m]+=d[i][j]; flag=1;d[i].erase(j,1); 〃cout<vd[i]vve ndl;j--;} break; // 跳出n}}//n}〃jif(flag){m++;flag=0;}//cout<<"sta="<<sta<<e ndl; sta.erase();}//k}//icout«endl<<"集合划分:";for(i=0;i<m;i++)cout<v"{"vvd[i]vv"}";cout«e ndl;//状态重新命名cha n *md=new cha n[ m];NODE.erase();cout«endlvv"重命名:"<<endl;for(i=0;i<m;i++){md[i].ltab='A'+i;NODE+=md[i].ltab; coutvv"{"v<d[i]vv"}="vvmd[i].ltabvve ndl; }for(i=0;i<m;i++)for(k=0;k<le n;k++)for(j=0;j<h;j++){if(d[i][0]==t[j].ltab[0])for(n=0;n<m;n++){{if(!t[j].jihe[k]」e ngth()) break;elseif(d[ n].fi nd(t[j].jihe[k])<d[ n].le ngth()) {md[i].jihe[k]=md[ n] .Itab;break;}}break;}}edno de.erase();for(i=0;i<m;i++)for(j=0;j<e ndnode.len gth();j++) if(d[i].fi nd(e ndno de[j])<d[i].le ngth()&&ed node.fi nd(md[i].lta b))edno de+=md[i].ltab;endnode=ednode;cout«endlvv"最小化DFA如下:"<<endl;outputfa(le n,m ,md);cout«"其中终态为:"<<endnode<<endl;}/////////////////////////////////测试数据:i* 11a 11b 11 * 22a 32b 43a 54 b 55* 66 a 66 b 66 * f#////////////////////////////////请输入NFA各边信息(起点条件[空为*]终点),以#结束:i * 11 a 11b 11 * 22a 32b 43a 54 b 55* 66 a 66 b 66 * f#结点中属于终态的是:状态转换矩阵如下:I la lbi12 123 12412312356f124124123 12456f12356f12356f1246f12456f1236f 12456f1246f 1236f 12456f1236f 12356f1246f重命名:{i12}=A{123}=B{124}=C{12356f}=D{12456f}=E{1246f}=FDFA如下:I Ia Ib B D C C B E DDF E G E F G E G D F其中终态为:DEFG集合划分:{A} {DEFG} {B} {C}重命名:{A}=A{DEFG}=B{B}=C{C}=D最小化DFA如下:I la lbA C DB B BC B DD C B 其中终态为:B。
不确定有限状态自动机的确定化
编译原理实验报告实验名称不确定有限状态自动机的确定化实验时间院系计算机科学与技术学院班级学号姓名1.试验目的输入:非确定有限(穷)状态自动机。
输出:确定化的有限(穷)状态自动机2.实验原理一个确定的有限自动机(DFA)M可以定义为一个五元组,M=(K,∑,F,S,Z),其中:(1)K是一个有穷非空集,集合中的每个元素称为一个状态;(2)∑是一个有穷字母表,∑中的每个元素称为一个输入符号;(3)F是一个从K×∑→K的单值转换函数,即F(R,a)=Q,(R,Q∈K)表示当前状态为R,如果输入字符a,则转到状态Q,状态Q称为状态R的后继状态;(4)S∈K,是惟一的初态;(5)Z⊆K,是一个终态集。
由定义可见,确定有限自动机只有惟一的一个初态,但可以有多个终态,每个状态对字母表中的任一输入符号,最多只有一个后继状态。
对于DFA M,若存在一条从某个初态结点到某一个终态结点的通路,则称这条通路上的所有弧的标记符连接形成的字符串可为DFA M所接受。
若M的初态结点同时又是终态结点,则称ε可为M所接受(或识别),DFA M所能接受的全部字符串(字)组成的集合记作L(M)。
一个不确定有限自动机(NFA)M可以定义为一个五元组,M=(K,∑,F,S,Z),其中:(1)k是一个有穷非空集,集合中的每个元素称为一个状态;(2)∑是一个有穷字母表,∑中的每个元素称为一个输入符号;(3)F是一个从K×∑→K的子集的转换函数;(4)S⊆K,是一个非空的初态集;(5)Z⊆K,是一个终态集。
由定义可见,不确定有限自动机NFA与确定有限自动机DFA的主要区别是:(1)NFA的初始状态S为一个状态集,即允许有多个初始状态;(2)NFA中允许状态在某输出边上有相同的符号,即对同一个输入符号可以有多个后继状态。
即DFA中的F是单值函数,而NFA中的F是多值函数。
因此,可以将确定有限自动机DFA看作是不确定有限自动机NFA的特例。
有限状态自动机的确定化
有限状态自动机的确定化姓名:翟彦清学号:E10914127一、实验目的设计并实现将 NFA确定化为DFA的子集构造算法,从而更好地理解有限自动机之间的等价性,掌握词法分析器自动产生器的构造技术。
该算法也是构造LR分析器的基础。
输入:非确定有限(穷)状态自动机。
输出:确定化的有限(穷)状态自动机二、实验原理一个确定的有限自动机(DFA M可以定义为一个五元组,M k( K,E, F, S, Z),其中:(1)K是一个有穷非空集,集合中的每个元素称为一个状态;(2)刀是一个有穷字母表,刀中的每个元素称为一个输入符号;(3)F是一个从K XE^ K的单值转换函数,即 F (R, a)= Q ( R, Q€ K)表示当前状态为R,如果输入字符 a,则转到状态 Q,状态Q称为状态R的后继状态;(4)S€ K,是惟一的初态;(5)Z K,是一个终态集。
由定义可见,确定有限自动机只有惟一的一个初态,但可以有多个终态,每个状态对字母表中的任一输入符号,最多只有一个后继状态。
对于DFAM,若存在一条从某个初态结点到某一个终态结点的通路,则称这条通路上的所有弧的标记符连接形成的字符串可为DFAM所接受。
若M的初态结点同时又是终态结点,则称&可为 M所接受(或识别),DFA M所能接受的全部字符串(字)组成的集合记作 L(M)。
一个不确定有限自动机(NFA M可以定义为一个五元组,M=(K, E, F, S, Z), 其中:( 1) k 是一个有穷非空集,集合中的每个元素称为一个状态;(2)E是一个有穷字母表,E中的每个元素称为一个输入符号;(3)F是一个从K xE^ K的子集的转换函数;(4)S K,是一个非空的初态集;(5)Z K,是一个终态集。
由定义可见,不确定有限自动机 NFA与确定有限自动机DFA的主要区别是:(1)NFA的初始状态S为一个状态集,即允许有多个初始状态;(2)NFA中允许状态在某输出边上有相同的符号,即对同一个输入符号可以有多个后继状态。
有 限 自 动 机
开始 0 a
1b
2
b
3.3 有 限 自 动 机
• NFA的转换表
状态
输入符号
a
b
0 {0, 1} {0}
1
{2}FA
a
开始 0 a
1b
2
b
3.3 有 限 自 动 机
• 例 识别aa*|bb*的NFA
a
a
1
2
开始
0
b
b
3
4
3.3 有 限 自 动 机
3.3.2 确定的有限自动机(简称DFA) 一个数学模型,包括:
有限自动机
3.6
3.3 有 限 自 动 机
3.3.1 不确定的有限自动机(简称NFA)
一个数学模型,它包括:
1、有限的状态集合S
一个符号标记离开同一状态有多条
2、输入符号集合
3、转换函数move : S ( {} ) P(S)
4、状态s0是唯一的开始状态
5、F S是接受状态集合
a
识别语言 (a|b)*ab 的NFA
一个符号标记离开同一状态只有一
1、有限的状态集合S
2、输入字母集合
3、转换函数move : S S,且可以是部分函数
4、唯一的开始状态 s0
5、接受状态集合F S b
b
识别语言 (a|b)*ab 的DFA
开始
a 0
b
1
2
a a
3.3 有 限 自 动 机
• 例 识别 (a | b)* a b 的DFA
重点
• 有限自动机 • 不确定有限自动机(NFA) • 确定有限自动机(DFA) • 初步掌握通过描述,绘制有限自动机的状态转换图
非确定有限自动机NFA的确定化
个非常不错 的选择 。 系统提供 了一个温室环境信息 本
远程监控系统 , 利用手机短信模块 和单 片机制成 一个单 机 , 本低 , 成 易于推广 , 具有很好 的发展前景 。
参考文献 [惆 驰 岷, 世勇, 1 潘 牟行军 , 一种 G M无线固定电话设计方 S 案, 微型 电脑应用 ,0 5年第 6期 2 — 7 20 52 [] 2胡顺 安 , 书茂 , 能化农业 信息远 程采集 系统 , 计 王 智 设 与研究 ,0 5年第 6期 3 — 4 20 23 [] 3李鸿 , 用单 片机控制 手机收 发短信 , 计算 机应用 ,0 3 20
维普资讯
信 息 技 术
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在编译系统中 , 词法分析 阶段是 整个 编译 系统的基 础 。对于单词 的识 别 , 限 自动机 F 有 A是一种 十分 有效 的工具。有 限 自动机 由其映射 f 是否为单值而分为确定
的 有 限 自动 机 D A和 非 确 定 的有 限 自动 机 N A 在 非 F F。 确 定 的有 限 自动 机 N A中 , 由于 某 些 状 态 的转 移 需 从 F
控器 为主 ,由 G M手 机模块 和单片机控制系统两部分 S 组成 。每套 J 3 B 5模块都附带有设置软件光盘 和电脑通 讯电缆。 通过 电脑运行 J 3 B 5设置软件 , 户可以 自己定 用 义每路继 电器 的打开 和关 闭的短信 内容 , 作为 以后短信 遥控 的控 制指令 ,并 通过 通讯 电缆 写入 J 3 块 的 B 5模 E P O 存储 器 内 , E R M 即使 断 电也 不 会丢 失数 ER M EPO 据。例 如 : 1 第 路继电器用来遥控喷淋器 的开关 。先把 J3 B 5用电缆连接到计算 机的串 口, 并运行 J 3 B 5设置软 件后 , 出现一个全 中文窗 口软件 界面 , 会 在打 开第 1 路 继电器的短信指令 文字框 内, 输入 “ 打开喷淋器”; 在关 闭第 1 路继 电器 的短信指令 文字框 内 , 入 “ 输 关闭喷淋 器”。最后断开 电缆取下 J 3 B 5模块 , 并把模块安装 到喷 淋器上就完成 了。 当收到温室大棚传来 的信息确定需要 灌溉 时,只需用手机 向安装 在喷淋器 内的 J 3 B 5模块发 送 一条 内容 为 “ 打开喷淋器 ”的短 消息 , 便可 以打开温 室内 的喷 淋器 ; 如果想关 掉喷 淋器 , 只要 发送 “ 闭喷 关 淋器 ”即可 。J 3 B 5模块共有 8 路继 电器输 出 , 每路继 电 器用 户都 可以按 以上方法设置 自己需要 的控制 内容 , 非 常直 观和人性化 。此外 , 专家 自己设 置的短信遥控指令 内容 ,其他人 不知道 ,因此 即使别人也 用手机 向你 的 J3 B 5模块发短消息 , 由于短信遥控指 令 内容不正 确 , 但 也无法控制你 的电机 。同时 , 机 SM卡 号码 的唯一性 手 I
编译原理 NFA转DFA
实验一:利用子集法构造DFA一.实验目的掌握将非确定有限自动机确定化的方法和过程。
二.实验要求、内容及步骤实验要求:1.输入一个NFA,输出一个接受同一正规集的DFA;2.采用C++语言,实现该算法;3.编制测试程序;4.调试程序。
实验步骤:1.输入一个NFA关系图;2.通过一个转换算法将NFA转换为DFA;3.显示DFA关系图。
三.实验设备计算机、Windows 操作系统、Visual C++ 程序集成环境。
四.实验原理1.NFA-DFA转换原理:从NFA的矩阵表示中可以看出,表项通常是一状态的集合,而在DFA的矩阵表示中,表项是一个状态,NFA到相应的DFA的构造的基本思路是:DFA的每一个状态对应NFA的一组状态。
DFA使用它的状态去记录在NFA读入一个输入符号后可能到达的所有状态。
输入:一个NFA N输出:一个接受同样语言的DFA D方法:为D构造转换表Dtran,DFA的每个状态是NFA的状态集。
D的状态集合用Dstates表示。
D的开始状态为ε-closure(s0),s0是N的开始状态。
使用下列算法构造D的状态集合Dstates和转换表Dtran。
如果D的某个状态是至少包含一个N的接受状态的NFA状态集,那么它是D的一个接受状态。
2.子集构造法:初始时, ε-closure(S0) 是Dstates中唯一的状态且未被标记;while Dstates中存在一个未标记的状态T do begin标记T;for 每个输入符号a do beginU := ε-closure ( move (T, a) );if U 没在Dstates中then将U作为一个未被标记的状态添加到 Dstates.Dtran [ T, a ] := Uendend3.ε-closure的计算:将T中所有状态压入栈stack;将ε-closure (T) 初始化为T;while stack不空 do begin将栈顶元素t弹出栈;for 每个这样的状态u:从t到u有一条标记为ε的边do if u不在ε-closure ( T )中 do begin将u 添加到ε-closure ( T );将u压入栈stack中 endend五.程序设计1.总体设计2.子程序设计识别模块读入字符识别模块识别标识符识别分界符、运算符识别常数输出六.程序中的结构说明1.结构体Symbolrecord 结构体结构体成员名 成员属性Symbol[10] 用于存储关键字编码名 id用于存储关键字对应的编码读取字符字母识别标识符数字识别数字/识别注释打印并结束FTFTFTentrytype结构体结构体成员名成员属性idname[10] 用于存储识别后标识符名address 用于存储标识符的地址type 用于存储标识符的类型digittype结构体结构体成员名成员属性num 用于存储识别后的数字address 用于存储标识符数字的地址tokentype结构体结构体成员名成员属性id 用于存储被识别的类型名entry 用于存储标识符的地址idname[10] 用于存储被识别的标识符名2.符号编码表符号编码表符号名代码符号名代码Begin 0 } 14End 1 ( 15If 2 ) 16 Then 3 < 17 Else 4 <= 18for 5 = 19do 6 != 20while 7 > 21+ 8 >= 22- 9 := 23* 10 ‘’24/ 11 Id 25; 12 Const 26{ 133.重要函数介绍tokentype recogid(char ch)//识别标识符算法tokentype recogdig(char ch) ///识别数字函数tokentype recogdel(char ch) //识别算符和界符函数tokentype handlecom(char ch) //handlecom函数,识别注释函数void sort(char ch) //sort函数,读取文件内容,并根据读入内容调用不同的识别函数void scanner()//scanner函数,打开文件七.函数代码#include <stdio.h>#include <string.h>#include <ctype.h>#include <stdlib.h>;-----------------------定义单词编码表的数据结构-------------------- struct symbolrecord{ char symbol[10];int id;} ;;-------------------------定义符号表的数据结构---------------------- struct entrytype{ char idname[10];int address;int type;};;-------------------------定义常数表的数据结构---------------------- struct digittype{ int num;int address;};;---------------------------Token字的数据结构----------------------- struct tokentype{ int id;int entry;char idname[10];};FILE *fp; //源文件指针struct digittype d[10]; //定义常数表,个数指针struct entrytype a[40];int k=0,t=0;;---------------------------单词编码表初始化------------------------ struct symbolrecord s[26]={ "Begin",0,"End",1,"If",2,"Then",3, "Else",4, "for",5, "do",6,"while",7, "+",8,"-",9,"*",10,"/",11,";",12,"{",13,"}",14,"(",15,")",16,"<",17,"<=",18, "=",19,"!=",20, ">",21,">=",22, ":=",23, " ",24,"const",26 };;---------------------------识别标识符算法-------------------------- tokentype recogid(char ch){ tokentype tokenid;FILE *fs;int flag,fflag;char word[10]={0};int i,j;i=0;while(isalpha(ch)||isdigit(ch)){ word[i]=ch;ch=fgetc(fp);i=i+1;}ungetc(ch,fp);word[i]='\0';for(j=0;j<=8;j++){ flag=strcmp(word, s[j].symbol);if(flag==0) //是关键字{ tokenid.id=j;tokenid.entry=-1;break;} }if(flag!=0){ for(j=0;j<=k;j++){ fflag=strcmp(a[j].idname,word);if(fflag==0) //在符号表中可以找到{ tokenid.id=25;tokenid.entry=a[j].address;break;} }if(fflag!=0){ fs=fopen("symbol.txt","a"); //符号表中不存在的标识符 strcpy(a[k].idname, word);a[k].address=k;a[k].type=25;tokenid.id=25;tokenid.entry=k;for(j=0;j<9;j++)fprintf(fs,"%c",word[j]);fprintf(fs,"%c",'\t');fprintf(fs,"%d",a[k].address);fprintf(fs,"%c",'\t');fprintf(fs,"%d",a[k].type);fprintf(fs,"%c",'\n');fclose(fs);k=k+1;} }strcpy(tokenid.idname, word);//自行添加的return tokenid;};-----------------------------识别数字函数-------------------------- tokentype recogdig(char ch){ int flag;int i=0,j;int num=0;tokentype tokenid;while(isdigit(ch)){ num=(ch-48)+num*10;ch=fgetc(fp);i=i+1;}for(j=0;j<=t;j++)if(d[j].num==num){ flag=1;tokenid.id=26;tokenid.entry=d[j].address;break;}if(flag!=1){ d[t].num=num;d[t].address=t;tokenid.id=26;tokenid.entry=t;t=t+1;}sprintf(tokenid.idname, "%d", num);//int>>charreturn tokenid;};------------------------识别算符和界符函数------------------------- tokentype recogdel(char ch){ tokentype tokenid;switch(ch){ case'{':{ tokenid.id=13;strcpy(tokenid.idname, "{");//自行添加的}break;case'}':{ tokenid.id=14;strcpy(tokenid.idname, "}");}break;case';':{ tokenid.id=12;strcpy(tokenid.idname, ";");}break;case'=':{ tokenid.id=19;strcpy(tokenid.idname, "=");}break;case':':ch=fgetc(fp);if(ch=='=') tokenid.id=23; break;case'!':{ ch=fgetc(fp);if(ch=='=') tokenid.id=20;strcpy(tokenid.idname, "!="); } break;case'<':{ch=fgetc(fp);if(ch=='='){ tokenid.id=18;strcpy(tokenid.idname, "<=");}else{ tokenid.id=17;strcpy(tokenid.idname, "<");ungetc(ch,fp);}}; break;case'>':ch=fgetc(fp);if(ch=='='){tokenid.id=22;strcpy(tokenid.idname, ">=");}else { tokenid.id=21;strcpy(tokenid.idname, ">");ungetc(ch,fp);}; break;case'+':{ tokenid.id=8;strcpy(tokenid.idname, "+");}break;case'*':{ tokenid.id=10;strcpy(tokenid.idname, "*");}break;case'(':{ tokenid.id=15;strcpy(tokenid.idname, "(");}break;case')':{ tokenid.id=16;strcpy(tokenid.idname, ")");}break;}tokenid.entry=-1;return tokenid;};---------------------------handlecom函数--------------------------- tokentype handlecom(char ch){ tokentype tokenid;char ch1;int flag=0;if(ch!='*' ){ tokenid.id=25;tokenid.entry=-1;}else{ while(flag==0){ ch1=ch;ch=fgetc(fp);if((ch1='*')&&(ch='/'))flag=1;}}return tokenid;};---------------------------sort函数---------------------------- void sort(char ch){struct tokentype tokenword;FILE * fq = fopen("tokenfile.txt","a");if(isalpha(ch))tokenword=recogid(ch); //字母else if(isdigit(ch))tokenword=recogdig(ch); //数字else if(ch=='/')tokenword=handlecom(ch);elsetokenword=recogdel(ch);printf("%s\t%d\t%d\n",tokenword.idname,tokenword.id,tokenword.entry) ;fprintf(fq,"%d",tokenword.id);fprintf(fq,"%c",'\t');fprintf(fq,"%d",tokenword.entry);fprintf(fq,"%c",'\n');fclose(fq);};--------------------------scanner函数---------------------------- void scanner(){ char ch;fp=fopen("source.txt","r");ch=getc(fp);while(ch!=EOF){ if(!isspace(ch)){ sort(ch);}ch=fgetc(fp);}fclose(fp);};------------------------------主函数------------------------------ int main(){ int i;printf("输出token字如下:\n");printf("idname\ttype\taddress\n");scanner();printf("************************************\n");printf("输出符号表如下:\n");printf("%s\t%s\t%s\n","idname","address","type");for(i=0;i<=k-1;i++)printf("%s\t%d\t%d\n",a[i].idname,a[i].address,a[i].type);printf("************************************\n"); printf("输出常数表如下:\n");printf("%s\t%s\n","num","address");for(i=0;i<=t-1;i++)printf("%d\t%d\n",d[i].num,d[i].address);printf("\n\n");system("pause");}八.程序测试Source源文件程序截图main(){If a!=35end;do whileend;36}九.实验小结子集构造法的基本思想是构造得到的DFA的每个状态对应于NFA的一个状态集合。
第3讲-非确定的有限自动机的确定化-1
3
{4}
Φ0
4
{4}
{4} 1
将NFA的一个状态子集在DFA中用一个状态表示出来。
编译原理
chapter3 词法分析
首先介绍三个重要运算:
(1)状态集的ε-闭包:状态集I中的任何状态s及经任意条 ε弧而能到达的所有状态的集合,定义为状态集I的 ε-闭包,表示为ε-closure(I)。
(2)状态集的a弧转换:状态集I中的任何状态s经过一条 a弧而能到达的所有状态的集合,定义为状态集I的a 弧转换,表示为move(I, a)。
.......
Iak
ε-closure(S0)
Ia=ε-closure(move(I,a))
谢谢
2017-11
Ia ={1,2,3,4,6,7,8}
Ib={1,2,4,5,6,7}
同样可以求出其它状态集的ε-闭包和a弧转换。
编译原理
chapter3 词法分析
NFA确定化算法---子集构造法:
实际上,对于Σ={a1,a2,…,ak}我们构造一张表, 此表的每一行含有k+1列。置该表的首行首列为
。I
Ia1
Ia2
编译原理
chapter3 词法分析
非确定的有限自动机的确定化 ——子集构造法
NFA到相应的DFA的构造的基本想法是让DFA的 每个状态代表NFA的一个状态集合。
字符
a
b
状态
在转换后的DFA中,使用它的
0 1
{0,3} Φ
{0,1} {2}
0 状态去记录在NFA中读入一个输
0
2
{2}
{2}
入符号后可能到ห้องสมุดไป่ตู้的所有状态。
ε
不确定的有限状态自动机
定理3-4
每个右线性语言 ( 正则语言 ) 是 一个FSL。
证明
L是右线性语言,则L=L(G) G=(∑,V,S,P) 首先消除G中的ε 产生式
构造NFA 将文法非终结符当作NFA的状态 增加一个接收状态q
NFA=(Q,∑,δ,Q0,F)
其中: Q=V U {q} Q0={S} F={q}
注意
状态图 0*1*2*
0 q0 q1 1 q2
2
对应的5个δ函数为: δ(q0,0)={q0} δ(q0,ε)={q1} δ(q1,1)={q1} δ(q1,ε)={q2} δ(q2,2)={q2}
定义3-15
对于ε-NFA ,q∈Q 从 q 开始,扫描 1 个或多个 ε 后 能够到达的状态集记为 ε-CLOSURE(q)。
解
2)构造NFA接受该语言
解
3) 改造为DFA接受该语言:
{q0} {q1} {q2} {q3} {q1,q4} {q2,q4} {q3,q4}
a {q1} {q1,q4} {q2} {q3} {q1,q4} {q2} {q3} b {q2} {q1} {q2,q4} {q3} {q1} {q2,q4} {q3} c {q3} {q1} {q2} {q3,q4} {q1} {q2} {q3,q4}
若允许 FA 在不读入任何字符 时,FA的状态可以发生改变, 则FA为带有ε 动作的FA
定义3-14带ε动作的有限状态自动机
带有ε动作的FA是一个五元式, ε-FA=(Q,∑,δ,Q0,F) Q,∑,Q0,F的含义同NFA
δ: Q×∑∪ {ε}→2Q δ(q,a) 2Q δ(q, ε) 2Q
NFA
0,1 q0 001 0,1 q2
简述有限状态机的分类和区别
简述有限状态机的分类和区别
有限状态机是计算机科学中的一种数学模型,用于描述系统的状态转换行为。
根据状态转换的规则和方式,可以将有限状态机分为两类:确定性有限状态机和非确定性有限状态机。
确定性有限状态机(Deterministic Finite Automaton,DFA)
指的是状态转换是唯一的,即在任何时候,从任何状态出发,只要读入相同的输入符号,都会到达同一个状态。
这种状态机的状态转换图是一个有向无环图,每个状态只有一个后继状态。
非确定性有限状态机(Nondeterministic Finite Automaton,NFA)指的是状态转换不唯一,即在某些情况下,从同一状态出发,
读入相同的输入符号,可能会到达不同的状态。
这种状态机的状态转换图是一个有向图,每个状态可能有多个后继状态。
在实际应用中,有限状态机还可以根据状态的数量、输入符号的类型、输出符号的类型等进行分类。
例如,根据状态数量的不同,可以将有限状态机分为有限自动机和无限自动机;根据输入符号的类型,可以将有限状态机分为确定性和非确定性的输入符号型有限状态机等。
总之,有限状态机是一种非常重要的计算机模型,能够描述许多复杂的系统行为。
了解有限状态机的分类和区别,可以更好地理解和应用它们。
- 1 -。
将不确定的有限自动机转换为确定的自动机
不确定的有限自动机转为确定的自动机可以识别语言(a|b)*ab的NFA的转换图如图示。
识别(a|b)*ab的NFA转换表:每个状态一行,每个输入符号和(如果需要的话)各占一列,表的第i行中符号a的条目是一个状态集合(说得更实际一些,是状态集合的指针),这是NFA在输入为a时,状态i所到达的状态集合。
下图是对应的NFA的转换表。
输入符号状态a b0 {0,1} {0}1 {2}2转换表的优点是可以快速访问给定状态和字符的状态集,缺点是,当输入字母表较大,并且大多数转换是空集时,会占用大量的空间。
转换例子识别(a|b)*ab的NFA这里输入字母表是{a,b},令A={0,1,2,4,7},-closure(move(A,a)),在A中,只有2和7有a转换,分别转到3和8,因此move(A,a)={3,8},故-closure(move(A,a))=-closure({3,8})={1,2,3,4,6,7,8},这是因为-closure(3)={1,2,3,4,6,7},并且-closure(8)={8},记B={1,2,3,4,6,7,8}。
于是,。
从图中可看出,在A={0,1,2,4,7}中,只有状态4含b转换到5,故该DFA状态A的b转换到达-closure(move(A,b))=-closure({5})={1,2,4,5,6,7},记C={1,2,4,5,6,7}。
用新的没有标记的的集合B和C继续这个过程,最终会达到这样:所有的集合(即DFA的所有状态)都已标记,因为10个状态的集合的不同子集只有个,一个集合一旦标记就永远是标记的,所以到终止是肯定的。
对于状态B={1,2,3,4,6,7,8},只有2和7有有a转换,分别到3和8,-closure(move(B,a))=-closure({3,8})={1,2,3,4,6,7,8}.同样,对状态B={1,2,3,4,6,7,8},只有状态4和8有b转换,分别转到5和9,故-closure(move(B,b))=-closure({5,9})={1,2,4,5,6,7,9},记D={1,2,4,5,6,7,9}.对C={1,2,4,5,6,7},有2和7有a转换,分别转到3和8,因此move(C,a)={3,8},故-closure(move(C,a))=-closure({3,8})={1,2,3,4,6,7,8}=B.对C={1,2,4,5,6,7},只有状态4含b转换到5, 故-closure(move(C,b))=-closure({5})={1,2,4,5,6,7}=C.对D={1,2,4,5,6,7,9},只有2和7有a转换,分别转到3和8,因此move(D,a)={3,8},故-closure(move(D,a))=-closure({3,8})={1,2,3,4,6,7,8}=B.对D={1,2,4,5,6,7,9},只有状态4含b转换到5, 故-closure(move(D,b))=-closure({5})={1,2,4,5,6,7}=C.对本例,可实际构造出4个不同状态的集合是:A={0,1,2,4,7}B={1,2,3,4,6,7,8}C={1,2,4,5,6,7}D={1,2,4,5,6,7,9}状态A是开始状态,状态D是仅有的接受状态,完整的转换表如下表:NFA的转换表输入符号状态a bA B CB B DC B CD B C对应的DFA的转换图为:。
有限自动机的确定化算法子集法问题探析1
有限自动机的确定化算法子集法问题探析1王婷婷;赵光亮;贾毅峰【摘要】The subset method is a popularly adopted method for the transition from non-deterministic finite au-tomata to deterministic finite automata, howeuer it faces two problems. One is the definition and explanation of a-arc transformation set Ia of NFA’s state subset I. The other is the necessity and conditions of reforming NFA in the process of its determination.%子集法是目前普遍采用的确定化NFA为DFA的方法,但在子集法存在两处疑难:一是NFA M的状态子集I的a弧转换集合Ia的定义与解释;二是确定化过程中先对NFA做改造的必要性以及条件。
【期刊名称】《六盘水师范学院学报》【年(卷),期】2013(000)003【总页数】4页(P11-14)【关键词】子集法;NFA;DFA;NFA的确定化;Ia;改造的必要性;条件【作者】王婷婷;赵光亮;贾毅峰【作者单位】铜仁学院数学与计算机科学系,贵州铜仁554300;铜仁学院数学与计算机科学系,贵州铜仁554300;铜仁学院现代教育技术中心,贵州铜仁554300【正文语种】中文【中图分类】TP301.1作为计算机科学的基础,有限自动机(FA,Finite Automata)是为研究有限内存的计算过程和某些语言类而抽象出的一种计算模型,它可以抽象绝大多数计算机领域的有限系统,是自动机理论的研究对象,广泛应用于自然语言处理和串匹配等诸多方面。
从NFA到DFA的转化实验报告
计算机理论基础实验报告实验题目:从NFA到DFA的转化姓名:院(系):专业班级:学号:指导教师:设计日期:2013年11月1日一、实验目的:1.了解NFA和DFA的概念2.NFA和DFA之间的联系3.从NFA到DFA的转化程序编写二、实验原理1.NFANFA(nondeterministic finite-state automata)即非确定有限自动机, 一个非确定的有限自动机NFA M’是一个五元式:NFA M’=(S, Σ∪{ε}, δ, S0, F)其中 S—有限状态集Σ∪{ε}—输入符号加上ε,即自动机的每个结点所射出的弧可以是Σ中一个字符或是ε.S0—初态集 F—终态集δ—转换函数 S×Σ∪{ε} →2S(2S --S的幂集—S的子集构成的集合)2.DFADFA(deterministic finite-state automata)即确定有限自动机,一个确定的有限自动机DFA M是一个五元式:M=(S, Σ,δ, S0, Z)其中:S —有限状态集Σ—输入字母表δ—映射函数(也称状态转换函数)S×Σ→Sδ(s,a)=S’, S, S’ ∈S, a∈ΣS0 —初始状态 S0 ∈SZ—终止状态集 Z S3. NFA和DFA之间的联系在非确定的有限自动机NFA中,由于某些状态的转移需从若干个可能的后续状态中进行选择,故一个NFA对符号串的识别就必然是一个试探的过程。
这种不确定性给识别过程带来的反复,无疑会影响到FA的工作效率。
而DFA则是确定的,将NFA转化为DFA将大大提高工作效率,因此将NFA转化为DFA是有其一定必要的。
三、实验设计通过本课程设计教学所要求达到的目的是:充分理解和掌握NFA,DFA以及NFA确定化过程的相关概念和知识,理解和掌握子集法的相关知识和应用,编程实现对输入NFA转换成DFA输出的功能。
程序总框图如图1所示:图1 程序总框图1、子集构造法已证明:非确定的有限自动机与确定的有限自动机从功能上来说是等价的,也就是说,我们能够从:NFA M使得L(M)=L(M’)为了使得NFA确定化,我们首先给出两个定义:定义1:集合I的ε-闭包:令I是一个状态集的子集,定义ε-closure(I)为:1)若s∈I,则s∈ε-closure(I);2)若s∈I,则从s出发经过任意条ε弧能够到达的任何状态都属于ε-closure(I)。
编译原理期末试题8套含答案大题集
《编译原理》期末试题(一)一、是非题(请在括号内,正确的划√,错误的划×)(每个2分,共20分)1.编译程序是对高级语言程序的解释执行。
(× )2.一个有限状态自动机中,有且仅有一个唯一的终态。
(×)3.一个算符优先文法可能不存在算符优先函数与之对应。
(√ )4.语法分析时必须先消除文法中的左递归。
(×)5.LR分析法在自左至右扫描输入串时就能发现错误,但不能准确地指出出错地点。
(√)6.逆波兰表示法表示表达式时无须使用括号。
(√ )7.静态数组的存储空间可以在编译时确定。
(×)8.进行代码优化时应着重考虑循环的代码优化,这对提高目标代码的效率将起更大作用。
(×) 9.两个正规集相等的必要条件是他们对应的正规式等价。
(× )10.一个语义子程序描述了一个文法所对应的翻译工作。
(×)二、选择题(请在前括号内选择最确切的一项作为答案划一个勾,多划按错论)(每个4分,共40分) 1.词法分析器的输出结果是_____。
A.( ) 单词的种别编码B.( ) 单词在符号表中的位置C.( ) 单词的种别编码和自身值D.( ) 单词自身值2.正规式M 1 和M 2 等价是指_____。
A.( ) M1和M2的状态数相等B.( ) M1和M2的有向边条数相等C.( ) M1和M2所识别的语言集相等D.( ) M1和M2状态数和有向边条数相等3.文法G:S→xSx|y所识别的语言是_____。
A.( ) xyx B.( ) (xyx)* C.( ) xnyxn(n≥0) D.( ) x*yx*4.如果文法G是无二义的,则它的任何句子α_____。
A.( )最左推导和最右推导对应的语法树必定相同B.( ) 最左推导和最右推导对应的语法树可能不同C.( ) 最左推导和最右推导必定相同D.( )可能存在两个不同的最左推导,但它们对应的语法树相同5.构造编译程序应掌握______。
非确定的有限状态自动机
0 [q0, q1]
[q3] [Φ] [q3] [q0, q1, q3] [q0, q1] [q0, q1, q3] [q3]
[q3]
[q3]
[q0, q1, q3]
[q0, q1, q3]
[q0, q1, q3]
[q3]
[q0, q1, q3] [Φ]
1 [q0, q2]
NFA与DFA的对应关系
NFA MN=(Q, , N, q0, FN)与DFA MD=(Q2, , D, q0, FD)的对应关系
NFA从开始状态q0启动,相应的DFA则从状态[q0]启 动,所以q0=[q0];
为 [的…状了] 表态区示集分合DF,{对A…上用于}如p则2N,让果…F相NA,Fp应A的m在}的一, 此D个F状A在态状状组态态时组[读q{1入q,1q字,2,q符…2,a,…后qn]可,读q以n入}进字入符状a时态,组进{p入1,状
• NFA可以进入若干个状态; • DFA只能进入一个惟一的状态; • DFA可看作是一种特殊的NFA;
–从DFA看待问题的角度来说,
• NFA在某一时刻同时进入若干个状态,但是,这若干个状态合 在一起的“总效果”相当于它处于一个“综合状态”;
• 可让DFA用一个状态去对应NFA的一组状态。
14
精品课件
16
精品课件
从NFA构造等价的DFA (cont.)
例 3-7 构造下图所示的NFA 对应的DFA
0 q1 0
S
q0
q3
1 q2 1
NFA状态转移图
0
1
→q0 q1 q2
*q3
{q0, q1} {q3} Φ {q3}
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不确定有限状态自动机的确定化
【实验目的】
输入:非确定有限(穷)状态自动机。
输出:确定化的有限(穷)状态自动机。
【实验原理】
同一个字符串α可以由多条通路产生,而在实际应用中,作为描述控制过程的自动机,通常都是确定有限自动机DFA,因此这就需要将不确定有限自动机转换成等价的确定有限自动机,这个过程称为不确定有限自动机的确定化,即NFA确定化为DFA。
NFA确定化的实质是以原有状态集上的子集作为DFA上的一个状态,将原状态间的转换为该子集间的转换,从而把不确定有限自动机确定化。
经过确定化后,状态数可能增加,而且可能出现一些等价状态,这时就需要简化。
【程序代码】
#include<iostream>
#include<string>
#include<vector>
using namespace std;
#define max 100
struct edge{
string first;//边的初始结点
string change;//边的条件
string last;//边的终点
};
int N;//NFA的边数
vector<int> value;
string closure(string a,edge *b)
{
int i,j;
for(i=0;i<a.length();i++)
{
for(j=0;j<N;j++)
{
if(b[j].first[0]==a[i]&&b[j].change=="&")
{
a=a+b[j].last[0];
}
}
}
return a;
}
string move(string jihe,char ch,edge *b)
{
int i,j;
string s="";
for(i=0;i<jihe.length();i++)
{
for(j=0;j<N;j++)
{
if(b[j].first[0]==jihe[i]&&b[j].change[0]==ch)
s=s+b[j].last;
}
}
return s;
}
string sort(string t)
{
int k,i,j;
char tt;
for(i=0;i<t.length()-1;i++)
{
k=i;
for(j=i+1;j<t.length();j++)
{
if(t[j]<t[k])k=j;
}
tt=t[k];t[k]=t[i];t[i]=tt;
}
return t;
}
void main()
{
int i,j,x=0,h,length,m,d=0;
string Change;
string First,Last;//初态,终态,
string T[max],ss;
edge *b=new edge[max];
cout<<"请输入各边信息:起点条件(空用&表示)终点,以输入#结束。
"<<endl;
for(i=0;i<max;i++)
{
cin>>b[i].first;
if(b[i].first=="#")break;
else
cin>>b[i].change>>b[i].last;
}
N=i;
cout<<"请输入该NFA的初态及终态:"<<endl;
cin>>First>>Last;
cout<<"请输入此NFA状态中的输入符号即边上的条件:"<<endl; cin>>Change;
T[x]=closure(First,b);
T[x]=sort(T[x]);
value.push_back(0);
i=0;
while(value[i]==0&&value.size())
{
value[i]=1;
for(j=0;j<Change.length();j++)
{
ss="";
ss=move(T[i],Change[j],b);
length=value.size();
{
if(T[h]==sort(closure(ss,b)))break;
}
if(h==length)
{
T[++x]=sort(closure(ss,b));
value.push_back(0);
}
}
i++;
}
edge *DFA=new edge[max];
for(i=0;i<=x;i++)//构造DFA的各边
{
for(j=0;j<Change.length();j++)
{
DFA[d].first=T[i];
DFA[d].change=Change[j];
ss="";
ss=sort(closure(move(T[i],Change[j],b),b));
if(ss==T[m])DFA[d++].last=T[m];
}
}
cout<<"此NFA构造的DFA的各边信息如下:"<<endl<<"起点条件终点"<<endl;
for(i=0;i<d;i++)
{
for(m=0;m<=x;m++)
{
if(DFA[i].first==T[m])cout<<m<<" "<<DFA[i].change;
}
for(m=0;m<=x;m++)
if(DFA[i].last==T[m])cout<<" "<<m<<endl;;
}
cout<<"该DFA的初态为:";
for(m=0;m<=x;m++)
{
for(j=0;j<T[m].length();j++)
{
ss=T[m];
if(ss[j]==First[0])cout<<m<<endl;
}
}
cout<<"该DFA的终态为:";
for(m=0;m<=x;m++)
{
for(j=0;j<T[m].length();j++)
{
ss=T[m];
if(ss[j]==Last[0])cout<<m<<" ";
}
}
cout<<endl;
system("pause");
}
【结果截图】。