计算理论课后习题答案

df
(b,c):
b
0 e
1
ca
(b,d): 0 1 (c,d): 0 1
bef
ca
df e
df
(e,f): 0 1 edf
f de
得：bd, ef ,
aa ,cc
于是 K/{{a},{b,d},{c},{e,f}}，
五．构造简化的有限自动机
定理2-5.1 给定DFA M＝(K,∑,δ,q0,F)，可根据引理2-1中 的算法构造出除去不可达状态的具有更少状态的DFA
所以只求r112和r212即可。
r101 1 ε
r102 0
r201 1
r202 0 ε
r112 r101(r101) * r102 r102 (r101) r102 r102 ((r101) ε)r102 (r101) * r102 (1 ε) * 0 1* 0
r212 r201(r101) * r102 r202 1(1 ε) * 0 0 ε 11* 0 0 ε 10 0 ε (1 ε)0 ε 1* 0 ε
(3) G=({S},{0,1},P,S) P: S→0S0|1S1|00|11
第二章 习题
1．设计一个有限自动机(FA) M，使得T(M)中的每个句
子w同时满足下面三个条件：
1) w∈{a,b,}*；
2) |w|是3的整数倍；
3) w以a开头，以b结尾。
解：
q0 a
q1 a,b q2 b q4
a,b q3 a,b
r＝r122 r112(r212) * r212 r112 r112(r212) r112 r112((r212) ε) r112(r212)* 1* 0(1* 0 ε)* 1* 0(1* 0)* (1* 0)
8.将下面有限自动机简化(要求有简化过程)。
解：一.定义K上等价关系
F
F {
{q
0}
F
如果 ε－CLOUSURE(q0) F Φ 否则
δ’ ：对任何q∈K,任何a∈∑, δ’(q,a)= (qˆ,a) 。
公式(1)：对于q∈K, , ˆ (q,ε)=ε-CLOSURE(q)
公式(2)： 对于q∈K, w∈∑*, a∈∑,
ˆ (q,wa)=ε-CLOSURE(δ( (ˆq,w),a))
2．设计二个FA M1和M2，分别满足
T(M1)={02i∣i是自然数}
T(M2)={02i+1∣i=0,1,2,3,4,…}
解： M1 ：
q0 0
0
q1
q3
0
0
q0
q1
0
M2 ：
0
q0
q1
0
3. 给定NFA M1 =({p,q,r,s},{0,1},δ,p,{s})，如下表所示。
构造一个DFA M2，使得T(M1)=T(M2) 。
q0’=[p] , K’和F’以后确定。
δ0 1
δ’：
p {p,q} {p}
0
1
q {r } {r}
[p] [p,q]
[p]
[p,q] [p,q,r]
[p,r]
[p,r] [p,q,s]
[p]
r {s} Φ
s {s} {s} 1 [p] 0 [p,q]
[p,q,r] [p,q,r,s] [p,r]
第一章 习题
1．给定文法G=({S,B,C,D,E},{0,1},P,S)，其中P： S→ABC，AB→0AD，AB→1AE，AB→ε，D0→0D，
D1→1D，E0→0E， E1→1E， C→ε， DC→B0C， EC→B1C，0B→B0，1B→B1 试写出句子01100110的派生过程。 解：SABC0ADC0AB0C01AE0C01A0EC 01A0B1C01AB01C011AE01C011A0E1C 011A01EC011A01B1C011A0B11C011AB011C 0110AD011C0110A0D11C0110A01D1C 0110A011DC0110A011B0C0110A01B10C 0110A0B110C0110AB0110C01100110C01100110
K’={[p],[p,q],[p,r],[p,s],[p,q,r],[p,q,s],[p,r,s],[p,q,r,s]} F’ ={ [p,s],[p,q,s],[p,r,s],[p,q,r,s]}
4.将下面的ε-NFA M等价变换成NFA M’。
ε
ε a0
b c
1 ε
d ε
e
0 1
f
解：M’=(K, ∑, δ’,q0 ,F’)，q0是M的开始状态，其中
解：令 M2=(K’,∑, δ’, q0’,F’), 其中 K’2K，K’中的元素是由K的子集
δ0 1 p {p,q} {p} q {r } {r}
{q1,q2,…,qi}构成，但是要把子集
r {s} Φ
{q1,q2,…,qi}作为的一个状态看待，
s {s} {s}
因此把此子集写成[q1,q2,…,qi]。
1
A0 B1 C
0
0,1
1
A
0 B
1
ε
C
S
0 0,1
ε
P={qap|δ(q,a)=p}∪{qa|δ(q,a)∈F}。
SA|C| ε A0B
B0A|0C|1C|0
C1A|1B|1
SA|C| ε
3.将G’逆转成左线性 文法G:
AB0 BA0|C0|C1|0 CA1|B1|1
方法2 1.先根据M构造右线性文法G’：
11
0
[p,q,s] [p,r,s] [p,s] [p,q,r,s]
[p,q,r,s] [p,q,s] [p,q,s] [p,q,r,s]
[p,r,s] [p,s] [p,s]
[p,r,s]
[p,r] 1 [p,q,r]
0
0
[p,q,s] 0 [p,q,r,s] 0
0
1 0
1
1 [p,s] 1 [p,r,s]
x(x∈∑*，使得δ(p,x)与δ(q,x)恰有一个在F中 )
如果p̷q, 称p与q是可区分的。判断p̷q是比较容易的。
4．判断可区分状态对的算法
引理2-1 设M=(K,∑,δ,q0,F)是DFA，则状态对(p,q)是可区分 的(即p̷q)，当且仅当在下面算法中(p,q)格写上×。 begin 1．for p∈F,q∈K-F, do 给(p,q)格写×； 2．for F×F或(K-F)×(K-F)中每个状态对(p,q) (p≠q)，do 3．if a∈∑，使得格(δ(p,a),δ(q,a))内已经写上×，then
2．设计下列各文法G，使得它们分别是： （1）G是个上下文无关文法，且
L(G)={aibj ck ∣ i,j,k≥1}。 （2）G是个正规文法，且
L(G)={aibj ck ∣ i,j,k≥1}。 （3）G是个上下文无关文法，且
L(G)={ wwR∣w∈{0,1}+ }。其中wR是w的逆转，例 如w=001, 则wR=100. 解：设计一个文法G要验证：
ε ε
ε q1 0 q2 ε
ε q11
q13
ε q3
1
q4 ε
q12 ε
ε q14
q9
1 q10
ε
ε
ε
q16
q15
ε
ε
ε
q0
ε
q5 0 q6 ε q7 1 q8 ε
q17
7．给定FA M如下图所示，求它所接收的语言T(M)的正
规表达式。 解：
10 0 q1 q
ri0j {aa11aa22......amam
凡是符合要求的句子G都能产生出来； G产生出来的所有句子都是符合要求的。
(1) G=({S,A,B,C},{a,b,c},P,S)
P: S→ABC , A→aA|a, B→bB|b,C→cC|c
(2) G=({S,A,B,C},{a,b,c},P,S) P: S→aA , A→aA| bB, B→bB|cC, C→cC|ε
1 0,1 0 1 1 0 0
c
e
0 1d
δ’: 0 1
[a] [b] [c] [b] [e] [e] [c] [a] [a] [e] [b [e]
]
[a] 0 [b
1 0,1 0] 0,1
[c]
[e]
1
9．给定DFA M如图所示。求一个左线性文法G，使得
L(G)=T(M)。 解：有两种方法。
方法1 1.先将M逆转成M’： 2.根据M’构造右线性文 法G’：
A0B|1C|1 (其中A是开始变元)
B0A|1C|0|1
1
A0 B1 C
0
0,1
C0B|1B
2.再将G’直接变成左线性文法G: 根据定理：
(1) Sα, 当且仅当 Sα∈P；
(2) Aiα, 当且仅当 SαAi∈P； (3) AiAjα, 当且仅当 AjαAi∈P； (4) SAjα, 当且仅当 Ajα∈P。 (1)由A1 得: A1
给定DFA M=(K,∑,δ,q0,F)，
a 0 b1 f
p,q∈K, pq 对 x∈∑*, 有
1 0,1 0 1 1 0 0
δ(p,x)∈Fδ(q,x)∈F
c
如果pq 也称p与q是不可区分的。
e
0 1d
二.商集K/
三．的逆关系̷
p̷q x(x∈∑*∧(δ(p,x)∈Fδ(q,x)∈F))
x(x∈∑*∧ ((δ(p,x)∈F∧δ(q,x)F)∨(δ(p,x)F∧δ(q,x)∈F)))
b
Φ
c
{f}
d
{f}
e
{f
f
}Φ