编译原理第2章习题课Word文档下载推荐.docx
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{BC}
{BCE}
{BCDY}
CE
11
DY
10
CD
YD
.
(2)(a|b)*(aa|bb)(a|b)*
a
3
X
2
5
b
4
?
{X12}
{123}
{124}
{1235Y}
{1245Y}
{124Y}
{123Y}
所以,DFA为:
Xa1
bb
化简得:
a3
b4
1a
ab
b5
a6
(3)(0|11*0)*0
BD
NFA到DFA:
1
{XAY}
{CD}
{AY}
化简后得;
XA
2.将下图确定化和最小化。
01
a,b
解:
首先取A=ε-CLOSURE({0})={0},NFA确定化后的状态矩阵为:
Q’
{0}
{0,1}
{1}
NFA确定化后的DFA为:
AB
将A,B合并得:
AC
3.构造一个DFA,它接受∑={0,1}上所有满足如下条件的字符串,
每个1都有0直接跟在后边。
解:
按题意相应的正规表达式是0*(0|10)*0*
构造相应的DFA,首先构造NFA为
10
用子集法确定化
I
I0
I1
S
{X,0,1,3,Y}
{0,1,3,Y}
{2}
{1,3,Y}
/
DFA为
102
110
4.给出NFA等价的正规式R。
方法一:
首先将状态图转化为
消去B
得
0,1
11
消去其余结点
、
0,1
(0|1)*
NFA等价的正规式为(0|1)*11
方法二:
NFA→右线性文法→正规式
A→0A|1A|1B
B→1C
C→ε
A=0A+1A+1B
B=1
A=0A+1A+11
A=(0+1)*11→(0|1)*11
5.试证明正规式(a|b)*与正规式(a*|b*)*是等价的。
证明:
(1)
正规式(a|b)
*的NFA为=>
X
{X,1,y}
{1,y}
其最简DFA为
=>
A
(2)正规式(a*|b*)*的NFA
为:
其最简化DFA为:
εε
Xε1εY=>
εεb
DFA的状态转换表:
{x,1,2,3,y}
{1,2,3,y}
由于这两个正规式的最小DFA相同,所以正规式(a|b)*等价于正规式(a*|b*)*。
6.设字母表∑={a,b},给出∑上的正规式R=b*ab(b|ab)*。
(1)试构造状态最小化的DFAM,使得L(M)=L(R)。
(2)求右线性文法G,使L(G)=L(M)。
(1)构造NFA:
6
(2)将其化为DFA,转换矩阵为:
{X,1,2}
{3}
{1,2}
{4,5,Y}
{6}
{5,Y}
再将其最小化得:
XaWbY
(2)对应的右线性文法G=({X,W,Y},{a,b},P,X)
P:
X→aW|bXW→bY|by→aW|bY|b
3.8文法G[〈单词〉]为:
〈单词〉-〉〈标识符〉|〈整数〉
〈标识符〉-〉〈标识符〉〈字母〉|〈标识符〉〈数字〉|〈字母〉
〈整数〉-〉〈数字〉|〈整数〉〈数字〉
〈字母〉-〉A|B|C
〈数字〉|->
1|2|3
(1)改写文法G为G’,使L(G’)=L(G)。
(2)给出相应的有穷自动机。
(1)令D代表单词,I代表标识符,Z代表整数,有G’(D):
D→I|Z
I→A|B|C|IA|IB|IC|I1|I2|I3
Z→1|2|3|Z1|Z2|Z3
(2)左线性文法G’所对应的有穷自动机为:
M=({S,D,I,Z},{1,2,3,A,B,C},f,S,{D})
f:
f(S,A)=I,f(S,B)=I,f(S,C)=I
f(S,1)=Zf(S,2)=Zf(S,3)=Z
f(I,A)=If(I,B)=If(I,C)=I
f(I,1)=If(I,2)=If(I,3)=If(I,ε)=I
f(Z,1)=Zf(Z,2)=Zf(Z,3)=Zf(Z,ε)=D
3.10给出下述文法所对应的正规式。
S→0A|1B
A→1S|1
B→0S|0
相应的正规式方程组为:
S=0A+1B①
A=1S+1②
B=0S+0③
将②,③代入①,得
S=01S+01+10S+10④
对④使用求解规则,得(01|10)*(01|10)为所求。
3.4给出文法G[S],构造相应最小的DFA。
S->
aS|bA|b
A->
aS
S=aS+bA+b
A=aS
S=aS+baS+bS=(a+ba)*b
即:
S=(a|ba)*b
正规式(a|ba)*b对应的NFA:
ba
正规式(a|ba)*b对应的DFA:
{12}
{12}
{3Y}
1b
XY
化简后:
aa
{3Y}Y
P43右线性正规文法到有穷自动机的转换。
文法S->
对应的NFA为:
M=({S,A,D},{a,b},f,{S},{D})
其中:
f(S,a)=S,f(S,b)=A,f(S,b)=D,f(A,a)=S
其NFA图为:
SbA
NFA确定化后的状态矩阵为
:
{S}
{A,D}
{A,D}
φ
12
3.5给出下述文法所对应的正规式:
aA
bA+aB+b
B->
将文法改为:
S=aA①
A=bA+aB+b②
B=aA③
将③代入②,得
A=bA+aaA+b④将④用求解规则,得
A=(b|aa)*b⑤,带入①得,S=a(b|aa)*b,
故文法所对应的正规式为R=a(b|aa)*b。
3.6给出与下图等价的正规文法G。
AaBbC
bab
答:
该有穷自动机为:
M=({A,B,C,D},{a,b},f,{A},{C,D})
其中f(A,a)=B,f(A,b)=D,f(B,a)=φ,f(B,b)=C,
f(C,a)=A,f(C,b)=D,f(D,a)=B,f(D,b)=D
根据其转换规则,与其等价的正规文法G为
G=({A,B,C,D},{a,b},P,A),其中
P:
A→aB|bDB→bCC→aA|bD|εD→aB|bD|ε
3.12.解释下列术语和概念:
(1)确定有穷自动机
答:
一个确定有穷自动机
M是一个五元组M=(Q,Σ,f,S,Z),
Q是一个有穷状态集合,每一个元素称为一个状态;
Σ是一个有穷输入字母表,每个元素称为一个输入字符;
f是一个从Q*Σ到Q的单值映射;
f(qi,a)=qj
(qi,qj∈Q,a∈Σ)
表示当前状态为q,输入字符为a时,自动机将转换到下一个状态q,q
j
i
称为qi的一个后继状态。
我们说状态转换函数是单值函数,是指f(qi,a)
惟一地确定了下一个要转移的状态,即每个状态的所有输出边上标记的输
入字符不同。
S∈Q,是惟一的一个初态;
Z真包含于Q,是一个终态集。
(2)非确定有穷自动机
一个非确定有穷自动机M是一个五元组M=(Q,Σ,f,S,Z),其中:
Q是一个有穷状态集合,每一个元素称为一个状态;
状态转换函数是一个多值函数。
f(qi,a)={某些状态的集合}(qi∈Q),表示不能由当前状态、
当前输入字符惟一地确定下一个要转移的状态,即允许同一个状态对同一输入字符有不同的输出边。
S包含于A,是非空初态集。
Z真包含于Q,是一个终态集。
(3)正规式和正规集
有字母表Σ={a1,a2,an},在字母表Σ上的正规式和它所表示的正规集可用如下规则来定义:
(1)φ是Σ是的正规式,它所表示的正规集是φ,即空集{}。
(2)ε是Σ上的正规式,它所表示的正规集仅含一空符号串,即
{ε}。
(3)是Σ上的一个正规式,它所表示的正规集是由单个符号ai所组
成,即{ai}。
(4)e1和e2是Σ是的正规式,它们所表示的正规集分别为L(e1)和
L(e2),则
①e1|e2是Σ上的一个正规式,它所表示的正规集为
L(e1|e2)=L(e1)∪L(e2).
②e1e2是Σ上的一个正规式,它所表示的正规集为
L(e1e2)=L(e1)L(e2).
③(e1)*是Σ上的一个正规式,它所表示的正规集为
L((e1)*)=L((e1))*.
3.1构造下列正规式相应的DFA。
(1)1(0|1)*101
(2)(a|b)*(aa|bb)(a|b)*
(3)((0|1)*|(11))*
(4)(0|11*0)*
3.2将下面图(a)和(b)分别确定化和最小化.
(a)
(b)
3.3构造一个DFA,他接收∑={0,1}上所有满足如下条件的字符串,每个
1都有0直接跟
在右边。
3.4给出文法G[S],构造相应最小的
DFA。
aS|
bA|b
aS
Aa
3.7给出与图3.29中的NFA等价的正规式R。
3.8文法G[〈单词〉]为:
〈单词〉〈标识符〉|〈整数〉
〈标识符〉〈标识符〉〈字母〉|〈标识符〉〈数字〉|〈字母〉
〈整数〉〈数字〉|〈整数〉〈数字〉
〈字母〉A|B|C
〈数字〉1|2|3
(1)改写文法G为G’,使L(G’)=L(G).
(2)给出相应的有穷自动机。
3.9试证明正规式(a|b)*与正规式(a*|b*)*是等价的。
3.10给出下述文法所对应的正规式:
0A|1B
1S|1
0S|0
3.11设字母表Σ={a,b},给出Σ上的正规式R=b*ab(b|ab)*.
(1)试构造状态最小化的DFAM,使得L(M)=L(R)。
(2)求右线性文法G,使L(G)=L(M)。
3.12解释下列术语和概念。
(2)非确定有穷自动机
(3)正规式和正规集
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