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计算理论课后题及答案
计算理论课后题及答案2(共9页)
第三章上下文无关语言
略。
a.利用语言A={ambncn|m,n0}和A={anbncm|m,n0}以及例,证明上下文无关语言在交的运算下不封闭。
b.利用(a)和DeMorgan律(定理,证明上下文无关语言在补运算下不封闭。
证明:
a.先说明A,B均为上下文无关文法,对A构造CFGC1
SaS|T|
TbTc|
对B,构造CFGC2
SSc|R|
RaRb
由此知A,B均为上下文无关语言。
但是由例,A∩B={anbncn|n0}不是上下文无关语言,所以上下文无关语言在交的运算下不封闭。
b.用反证法。
假设CFL在补运算下封闭,则对于(a)中上下文无关语言A,B,
也为CFL,且CFL对并运算封闭,所以
也为CFL,进而知道
为CFL,由DeMorgan定律
=A∩B,由此A∩B是CFL,这与(a)的结论矛盾,所以CFL对补运算不封闭。
略。
和给出产生下述语言的上下文无关文法和PDA,其中字母表={0,1}。
a.
{w|w至少含有3个1}
S→A1A1A1A
A→0A|1A|
b.{w|w以相同的符号开始和结束}
S→0A0|1A1
A→0A|1A|
c.
{w|w的长度为奇数}
S→0A|1A
A→0B|1B|
B→0A|1A
d.{w|w的长度为奇数且正中间的符号为0}
S→0S0|1S1|0S1|1S0|0
e.{w|w中1比0多}
S→A1A
A→0A1|1A0|1A|AA|
f.{w|w=wR}
S→0S0|1S1|1|0
g.空集
S→S
给出产生下述语言的上下文无关文法:
a.字母表{a,b}上a的个数是b的个数的两倍的所有字符串组成的集合。
S→bSaSaS|aSbSaS|aSaSbS|
b.语言{anbn|n0}的补集。
见问题中的CFG:
S→aSb|bY|Ta
T→aT|bT|
c.{w#x|w,x{0,1}*且wR是x的子串}。
S→UV
U→0U0|1U1|W
W→W1|W0|#
V→0V|1V|
d.{x1#x2##xk|k1,每一个xi{a,b}*,且存在i和j使得xi=xjR}。
S→UVW
U→A|
A→aA|bA|#A|#
V→aVa|bVb|#B|#
B→aB|bB|#B|#
W→B|
略。
证明在节开始部分给出的文法G2中,字符串thegirltouchestheboywiththeflower有两个不同的最左派生,叙述这句话的两个不同意思。
<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_girl_<动词短语>
a_girl_<复合名词>
a_girl_<动词>< 名词短语>
a_girl_touches_< 名词短语>
a_girl_touches_<复合名词><介词短语>
a_girl_touches_<冠词><名词><介词短语>
a_girl_touches_the_<介词><复合名词>
a_girl_touches_the_boy_<介词短语>
a_girl_touches_the_boy_<介词><复合名词>
a_girl_touches_the_boy_with_<复合名词>
a_girl_touches_the_boy_with_<冠词><名词>
a_girl_touches_the_boy_with_the_<名词>
a_girl_touches_the_boy_with_the_flower
含义是:
女孩碰这个带着花的男孩
<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_girl_<动词短语>
a_girl_<复合动词><介词短语>
a_girl_<动词>< 名词短语><介词短语>
a_girl_touches_< 名词短语><介词短语>
a_girl_touches_<冠词><名词><介词短语>
a_girl_touches_the_< 名词><介词短语>
a_girl_touches_the_boy_<介词短语>
a_girl_touches_the_boy_<介词><复合名词>
a_girl_touches_the_boy_with_<复合名词>
a_girl_touches_the_boy_with_<冠词><名词>
a_girl_touches_the_boy_with_the_<名词>
a_girl_touches_the_boy_with_the_flower
含义是:
女孩用花碰这个男孩
给出产生语言A={aibjck|i,j,k0且或者i=j或者j=k}的上下文无关文法。
你给出的文法是歧义的吗为什么
解:
下面是产生A的一个CFG:
SUV|AB
UaUb|
VcV|
AaA|
BbUc|
这个CFG是歧义的,因为字符串abc有如下两种不同的最左派生:
SUVaUbVabVabcVabc
SABaAVaVabVcabc
给出识别中语言A的下推自动机的非形式描述。
解:
其非形式描述为:
此PDA有两个非确定性的分支:
一个分支先读a,并且每读一个a将一个a推入栈中,当碰到b时,每读一个b从栈中弹出一个a,若没有a可弹出则拒绝,最后读c且不改变栈中的内容,若此时栈为空则接受。
另一个分支也是先读a,但不改变栈中内容,当碰到b时,每读一个b将一个b推入栈中,再读c,每读一个c从栈中弹出一个b,若没有a可弹出则拒绝,若c读完后栈为空则接受。
开始时,读输入串的字符,非确定性的选择一个分支运行,若有一个分支接受则接受,否则拒绝。
设有上下文无关文法G:
STT|U
U0U00|#
T0T|T0|#
a.用普通的语言描述L(G)。
b.证明L(G)不是正则的。
解:
a.A={0i#0j#0k|i,j,k0}{0i#02i|i0}。
b.取s=0p#02p,则对于任意划分s=xyz(|xy|p,|y|>0),xynz=0p+i#02pA,所以不是正则的。
用定理中给出的过程,把下述CFG转换成等价的乔姆斯基范式文法。
ABAB|B|
B00|
解:
添加新起始变元S0,去掉B
S0AS0A
ABAB|B|ABAB|AB|BA|B|
B00|B00
去掉A,去掉AB
S0AS0A
ABAB|AB|BA|B|BBABAB|AB|BA|00|BB
B00B00
去掉S0A,添加新变元
S0BAB|AB|BA|00|BBS0VB|AB|BA|UU|BB
ABAB|AB|BA|00|BBAVB|AB|BA|UU|BB
B00BUU
VBA
U0
问题
证明上下文无关语言类在并,连接和星号三种正则运算下封闭。
a.AB
方法一:
CFG。
设有CFGG1=(Q1,,R1,S1)和G2=(Q2,,R2,S2)且L(G1)=A,L(G2)=B。
构造CFGG=(Q,,R,S0),其中
Q=Q1Q2{S0},S0是起始变元,R=R1R2{S0S1|S2}.
方法二:
PDA。
设P1=(Q1,,1,1,q1,F1)识别A,P2=(Q1,,2,2,q2,F2)是识别B。
则如下构造的P=(Q,,,,q0,F)识别AB,其中
1)Q=Q1Q2{q0}是状态集,
2)=12,是栈字母表,
3)q0是起始状态,
4)F=F1F2是接受状态集,
5)是转移函数,满足对任意qQ,a,b
(q,a,b)=
b.连接AB
方法一:
CFG。
设有CFGG1=(Q1,,R1,S1)和G2=(Q2,,R2,S2)且L(G1)=A,L(G2)=B。
构造CFGG=(Q,,R,S0),其中
Q=Q1Q2{S0},S0是起始变元,R=R1R2{S0S1S2}.
方法二:
PDA。
设P1=(Q1,,1,1,q1,F1)识别A,P2=(Q1,,2,2,q2,F2)是识别B,而且P1满足在接受之前排空栈(即若进入接受状态,则栈中为空)这个要求。
则如下构造的P=(Q,,,,q1,F)识别AB,其中
1)Q=Q1Q2是状态集,
2)=12,是栈字母表,
3)q1是起始状态,
4)F=F1F2是接受状态集,
5)是转移函数,满足对任意qQ,a,b
(q,a,b)=
c.A*
方法一:
CFG。
设有CFGG1=(Q1,,R1,S1),L(G1)=A。
构造CFGG=(Q,,R,S0),其中Q=Q1{S0},S0是起始变元,R=R1{S0S0S0|S1|}.
方法二:
PDA。
设P1=(Q1,,1,1,q1,F1)识别A,而且P1满足在接受之前排空栈(即若进入接受状态,则栈中为空)这个要求。
则如下构造的P=(Q,,,,q1,F)识别A*,其中
1)Q=Q1{q0}是状态集,
2)=1,是栈字母表,
3)q0是起始状态,
4)F=F1{q0}是接受状态集,
5)是转移函数,满足对任意qQ,a,b
(q,a,b)=
先说明如何把正则表达式直接转换成等价得上下文无关文法,然后利用问题的结果,给出每一个正则语言都是上下文无关文法的一个证明。
解:
设有正则表达式T,将其转化为上下文无关文法。
1)首先添加ST,且令S为起始变元。
2)根据T的不同形式,按如下方式添加规则
1.若T=a,则在规则集中添加Ta,
2.若T=,则在规则集中添加T,
3.若T=,则在规则集中添加TT,
4.若T=AB,则在规则集中添加TA|B,
5.若T=A·B,则在规则集中添加TAB,
6.若T=A*,则在规则集中添加TA,和AAA|
3)若有新添加的变元,则根据其所对应的表达式转第2步,直到没有新的变元出现。
下面来证明每一个正则语言都是上下文无关的
由正则语言与正则表达式的等价性可知:
对于一个正则语言都存在一个描述他的正则表达式,由前述讨论可知,这个正则表达式可转换为一个与之等价的上下文无关的文法。
因此,此正则语言能由这个上下文无关文法产生。
所以正则语言是上下文无关的。
a.设C是上下文无关语言,R是正则语言。
证明语言CR是上下文无关的。
b.利用a证明语言
A={w|w{a,b,c}*,且含有数目相同的a,b,c}
证明:
a.设P=(Q1,,,1,q1,F1)是一个识别C的PDA,N=(Q2,,2,q2,F2)是识别R的一台NFA。
下面构造识别CR的PDA如下S=(Q,,,,q0,F):
1)Q=Q1×Q2,是状态集,
2)q0=(q1,q2)是起始状态,
3)F=F1×F2,是接受状态集,
4)是转移函数,满足对任意qQ1,rQ2,a,b,
((q,r),a,b)={((q’,r’),c)|q’1(q,a),(r’,c)2(r,a,b)}.
b.Aa*b*c*={anbncn|n0},若A是上下文无关的,则由a中命题知{anbncn|n0}也是上下文无关的,矛盾。
用泵引理证明下述语言不是上下文无关的:
a.{0n1n0n1n|n0}
假设语言上下文无关,设p为泵长度,取S=0p1p0p1p.由泵引理知,S可以划分为uvxyz且满足泵引理条件。
考察子串vxy,首先,它一定横跨S的中点,否则,若vxy位于S的前半段,由于|vxy|p,则uv2xy2z中1将是后半段字符串的第一个字符,即不可能是0n1n0n1n的形式。
同理,vxy也不可能位于S后半段的位置上。
但是,若vxy跨越S的中点时,将S抽取成uxz,它形如0p1i0j1p,i,j不可能都为p,即uxz不可能是0n1n0n1n的形式。
综上,可知S不能被抽取,因此,该语言不是上下文无关的。
b.{0n#02n#03n|n0}
假设语言上下文无关,设p为泵长度,取S=0p#02p#03p,由泵引理知,S可以划分为uvxyz且满足泵引理条件。
考察子串vxy。
首先,v,y中不能有#,否则S抽取成uxz后,其中#个数1。
由条件3,vxy或者位于第2个#之前,或者位于第1个#之后。
下面讨论这两种情况:
1.此时,uv2xy2z中第3部分0的个数保持不变,而前面部分的0的个数至少有一个增加,因此,uv2xy2z不在该语言中。
2.此时,uv2xy2z中第1部分0的个数保持不变,而第2,3部分0的个数至少有一个增加,也有uv2xy2z不在该语言中。
因此,该语言不是上下文无关的。
c.{w#x|w,x{a,b}*,w是x的子串}
假设该语言上下文无关,设p为泵长度,取S=0p1p#0p1p,由泵引理知,S可以划分为uvxyz且满足泵引理条件。
显然,v,y中不包含#,不然抽取后的S=uxz中将不含#从而不在该语言中。
子串vxy不能落在#的左侧,否则uv2xy2z中#左侧的字符串长度将大于右边。
子串vxy不能落在#的右侧,否则uxz中#左侧的字符串长度也会大于右边。
现在假设#x,则必存在不全为0的i,j,使得vy=1i0j,下面分两种情况考虑:
1.j0,则uxz=0p1p-i#0p-j1p不在该语言中
2.j=0,则uv2xy2z中#左侧的字符串长度大于右边,不在该语言中。
因此,该语言不是上下文无关的。
d.{x1#x2##xk|k2,每一个xi{a,b}*,且存在xi=xj}
假设该语言上下文无关,设p为泵长度,取S=apbp#apbp,由泵引理知,S可以划分为uvxyz且满足泵引理条件。
显然,v,y中不包含#,不然抽取后的S=uxz中将不含#从而不在该语言中。
子串vxy不能落在#的左侧,否则uv2xy2z中#左侧的字符串长度将大于右边。
子串vxy不能落在#的右侧,否则uxz中#左侧的字符串长度也会大于右边。
于是vxy跨越#两侧.此时,S经抽取成uxz后,具有apbi#ajbp的形式,其中,i,j不全为p。
因此,uxz不在该语言中。
综上该语言不是上下文无关的。
证明:
设G是一个Chomsky范式CFG,则对任一长度2的字符串wL(G),w的任何派生恰好有2n-1步。
证明:
(用数学归纳法)当n=2时,对于Chomsky范式CFG,长度为2的字符串必由3步派生,此时命题为真。
假设当2nk时命题为真。
当n=k+1时,对于长度为k+1的字符串s=s1s2sk+1,存在S0的一个直接派生S0AB,使得A产生子串s1s2sp,B产生子串sp+1sp+2sk+1,其中1pk+1。
由归纳假设,A产生子串s1s2sp需要2p-1步派生,而B产生子串sp+1sp+2sk+1需要2(k+1-p)-1步派生。
因此,S0产生字符串s共需2(k+1)-1步派生。
即当n=k+1时命题亦真。
因此,由G产生长度为n2的字符串需要2n-1派生。
设G是一个含有b个变元的乔姆斯基范式CFG。
证明:
如果G产生某个字符串使用了至少2b步的派生,则L(G)是无穷的。
证明:
设G产生字符串S需要至少2b步。
由于一个分支点(变元)对应一次派生,所以S的语法树τ至少有2b个分支点。
又由于在乔姆斯基范式下,一个分支点至多有两个子分支点(这意味着层数n的结点个数2b-1),从而τ的由分支点组成的子树的高度大于等于b+1。
τ有一条路径上分支点(变元)个数b+1。
由鸽巢原理:
必有某个变元R在该路径上出现至少两次。
不妨假设R出现在路径上最下面的b+1个变元中。
按上图所示,将S划分为uvxyz,在每一个R的下面有一棵子树,它产生S的一部分。
上面的R有一棵较大的子树,产生vxy,下面的R有一棵较大的子树,产生x,由于这两棵子树由同一个变元产生,因而可以相互替换。
这里采用如下操作:
反复用较大子树去替换较小子树,则我们得到对于任意n>1,uvnxynzL(G)。
所以若我们能证明v,y不全为ε,则L(G)是无穷的。
事实上,由乔姆斯基范式的特点,上面一个R的派生选择的必为RAB形式的规则,而且不可能有A
和B
,所以v,y不全为。
从而命题得证。
考虑语言B=L(G),其中G是练习中给出的文法。
定理关于上下文无关语的泵引理称存在关于B的泵长度p。
p的最小值等于多少要求给出证明。
证明:
p的最小值为4。
令D={0i#0j#0k|i,j,k0},E={0i#02i|i0},则L(G)=DE。
L(G)中长度为1的字符串仅有#,不能被抽取。
L(G)中长度为2的字符串仅有#,也不能被抽取。
D中长度3的字符串必含有0,所以一定可以被抽取。
E中长度3的字符串也可以被抽取(E中没有长度等于3的字符串)。
只需令uvxyz分别为v=0,x=#,y=00,u,z为两边其余的字符串即可。
注意到此时|vxy|=4。
但是泵长度不能等于3。
因为若p=3,则要求|vxy|3,但是对于E中的字符串来说,每在#左边抽取1个0,则同时必须在#右边抽取2个0,即|vy|3,又x必须包含#,所以任何有效的抽取必有|vxy|4。
综上所述,p的最小值为4。
给出一个语言,它不是上下文无关的、但满足泵引理的三个条件。
要求给出证明。
解:
令A={aibjckdl|i,j,k,l0,且当i=1时,j=k=l},则:
(1)A满足泵引理的三个条件。
取泵长度p=1。
对A中任意长度大于1的字符串s=aibjckdl,分情况可以如下抽取:
若i=1,则j=k=l,取v=a,uxy=,z=bjcjdj,则对n0,uvnxynz=aibjcjdjA;
若i2,且j,k,l不同时为0,不妨设j0,取u=ai,v=b,xy=,z=bj-1ckdl,则对n0,uvnxynz=aibj-1+nckdlA;
若i2,且j=k=l=0,取u=ai-1,v=a,xyz=,则对n0,uvnxynz=ai-1+nA;
若i=0,则j,k,l不同时为0,不妨设j0,取v=b,uxy=,z=bj-1ckdl,则对n0,uvnxynz=bj-1+nckdlA。
(2)A不是上下文无关语言。
事实上,若A为上下文无关语言,另取正则语言R=ab*c*d*,由问题可知,LR是上下文无关的。
但这与LR={abncndn|n0}不是一个上下文无关语言矛盾。
因此,A不是上下文无关的。
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