Задачи. Преобразования грамматик

Преобразования грамматик

В некоторых случаях КС-грамматика может содержать недостижимые и бесплодные символы, которые не участвуют в порождении цепочек языка и поэтому могут быть удалены из грамматики.

Определение: символ x Î (VT È VN) называется недостижимым в грамматике G = (VT, VN, P, S), если он не появляется ни в одной сентенциальной форме этой грамматики.

Алгоритм удаления недостижимых символов:

Вход: КС-грамматика G = (VT, VN, P, S)

Выход: КС-грамматика G’ = (VT’, VN’, P’, S), не содержащая недостижимых символов, для которой L(G) = L(G’).

Метод:

1. V₀ = {S}; i = 1.

2. V_i = {x | x Î (VT È VN), в P есть A ® axb и A Î V_i-1} È V_i-1.

3. Если V_i ¹ V_i-1, то i = i+1 и переходим к шагу 2, иначе VN’ =
V_i Ç VN; VT’ = V_i Ç VT; P’ состоит из правил множества P, содержащих только символы из Vi; G’ = (VT’, VN’, P’, S).

Определение: символ A Î VN называется бесплодным в грамматике G = (VT, VN, P, S), если множество { a Î VT^* | A Þ a} пусто.

Алгоритм удаления бесплодных символов:

Вход: КС-грамматика G = (VT, VN, P, S).

Выход: КС-грамматика G’ = (VT, VN’, P’, S), не содержащая бесплодных символов, для которой L(G) = L(G’).

Метод:

Рекурсивно строим множества N₀, N₁,...

1. N₀ = Æ, i = 1.

2. N_i = {A | (A ® a) Î P и a Î (N_i-1 È VT)^*} È N_i-1.

3. Если N_i ¹ N_i-1, то i = i+1 и переходим к шагу 2, иначе VN’ = N_i; P’ состоит из правил множества P, содержащих только символы из VN’ È VT; G’ = (VT, VN’, P’, S).

Определение: КС-грамматика G называется приведенной, если в ней нет недостижимых и бесплодных символов.

Алгоритм приведения грамматики:

(1) обнаруживаются и удаляются все бесплодные нетерминалы.

(2) обнаруживаются и удаляются все недостижимые символы.

Удаление символов сопровождается удалением правил вывода, содержащих эти символы.

Замечание: е сли в этом алгоритме переставить шаги (1) и (2), то не всегда результатом будет приведенная грамматика.

Для описания синтаксиса языков программирования стараются использовать однозначные приведенные КС-грамматики.

1. Дана грамматика. Построить вывод заданной цепочки.

a) S ® T | T+S | T-S b) S ® aSBC | abC

T ® F | F*T CB ® BC

F ® a | b bB ® bb

Цепочка a-b*a+b. bC ® bc

cC ® cc

Цепочка aaabbbccc.

2. Построить все сентенциальные формы для грамматики с правилами:

S ® A+B | B+A

A ® a

B ® b

3. Какой язык порождается грамматикой с правилами:

a) S ® APA b) S ® aQb | e

P ® + | - Q ® cSc

A ® a | b

c) S ® 1B d) S ® A | SA | SB

B ® B0 | 1 A ® a

B ® b

4. Построить грамматику, порождающую язык:

a) L = {aⁿ b^m | n, m ³ 1}

b) L = {acbcgc | a, b, g - любые цепочки из a и b}

c) L = {a₁ a₂... a_n a_n... a₂ a₁ | a_i = 0 или 1, n ³ 1}

d) L = {aⁿ b^m | n ¹ m; n, m ³ 0}

e) L = {цепочки из 0 и 1 с неравным числом 0 и 1}

f) L = {aa | a Î {a,b}⁺}

g) L = {w | w Î {0,1}⁺ и содержит равное количество 0 и 1, причем любая подцепочка, взятая с левого конца, содержит единиц не меньше, чем нулей}.

h) L = {(a^2m b^m)ⁿ | m ³ 1, n ³ 0}

i) L = { ^ | n ³ 1}

j) L = { | n ³ 1}

k) L = { | n ³ 1}

5. К какому типу по Хомскому относится грамматика с правилами:

a) S ® a | Ba b) S ® Ab

B ® Bb | b A ® Aa | ba

c) S ® 0A1 | 01 d) S ® AB

0A ® 00A1 AB ® BA

A ® 01 A ® a

B ® b

6. Эквивалентны ли грамматики с правилами:

а) S ® AB и S ® AS | SB | AB

A ® a | Aa A ® a

B ® b | Bb B ® b

b) S ® aSL | aL и S ® aSBc | abc

L ® Kc cB ® Bc

cK ® Kc bB ® bb

K ® b

7. Построить КС-грамматику, эквивалентную грамматике с правилами:

а) S ® aAb b) S ® AB | ABS

aA ® aaAb AB ® BA

A ® e BA ® AB

A ® a

B ® b

8. Построить регулярную грамматику, эквивалентную грамматике с правилами:

а) S ® A | AS b) S ® A. A

A ® a | bb A ® B | BA

B ® 0 | 1

9. Доказать, что грамматика с правилами:

S ® aSBC | abC

CB ® BC

bB ® bb

bC ® bc

cC ® cc

порождает язык L = {aⁿ bⁿ cⁿ | n ³ 1}. Для этого показать, что в данной грамматике

1) выводится любая цепочка вида aⁿ bⁿ cⁿ (n ³ 1) и

2) не выводятся никакие другие цепочки.

10. Дана грамматика с правилами:

a) S ® S0 | S1 | D0 | D1 b) S ® if B then S | B = E

D ® H. E ® B | B + E

H ® 0 | 1 | H0 | H1 B ® a | b

Построить восходящим и нисходящим методами дерево вывода для цепочки:

a) 10.1001

b) if a then b = a+b+b

11. Определить тип грамматики. Описать язык, порождаемый этой грамматикой. Написать для этого языка КС-грамматику.

S ® P^

P ® 1P1 | 0P0 | T

T ® 021 | 120R

R1 ® 0R

R0 ® 1

R^® 1^

12. Построить регулярную грамматику, порождающую цепочки в алфавите {a, b}, в которых символ a не встречается два раза подряд.

13. Написать КС-грамматику для языка L, построить дерево вывода и левосторонний вывод для цепочки aabbbcccc.

L = {a²ⁿ b^m c^2k | m=n+k, m>1}.

14. Построить грамматику, порождающую сбалансированные относительно круглых скобок цепочки в алфавите { a, (,), ^ }. Сбалансированную цепочку a определим рекуррентно: цепочка a сбалансирована, если

a) a не содержит скобок,

b) a = (a₁) или a= a₁ a₂, где a₁ и a₂ сбалансированы.

15. Написать КС-грамматику, порождающую язык L, и вывод для цепочки aacbbbcaa в этой грамматике.

L = {aⁿ cb^m caⁿ | n, m>0}.

16. Написать КС-грамматику, порождающую язык L, и вывод для цепочки 110000111 в этой грамматике.

L = {1ⁿ 0^m 1^p | n+p>m; n, p, m>0}.

17. Дана грамматика G. Определить ее тип; язык, порождаемый этой грамматикой; тип языка.

G: S ® 0A1

0A ® 00A1

A ® e

18. Дан язык L = {1³ⁿ⁺² 0ⁿ | n³0}. Определить его тип, написать грамматику, порождающую L. Построить левосторонний и правосторонний выводы, дерево разбора для цепочки 1111111100.

19. Привести пример грамматики, все правила которой имеют вид
A ® Bt, либо A ® tB, либо A ® t, для которой не существует эквивалентной регулярной грамматики.

20. Написать общие алгоритмы построения по данным КС-грамматикам G1 и G2, порождающим языки L1 и L2, КС-грамматики для

a) L1ÈL2

b) L1 * L2

c) L1^*

Замечание: L =L1 * L2 - это конкатенация языков L1 и L2 т.е.
L = { ab | a Î L1, b Î L2}; L = L1^* - это итерация языка L1, т.е. объединение {e} È L1 È L1*L1 È L1*L1*L1 È...

21. Написать КС-грамматику для L={w_i 2 w_i+1^R | i Î N, w_i=(i)₂ - двоичное представление числа i, w^R - обращение цепочки w}. Написать КС-грамматику для языка L^* (см. задачу 20).

22. Показать, что грамматика

E ® E+E | E*E | (E) | i

неоднозначна. Как описать этот же язык с помощью однозначной грамматики?

23. Показать, что наличие в КС-грамматике правил вида

a) A ® AA | a

b) A ® AaA | b

c) A ® aA | Ab | g

где a,b,g Î (VTÈVN)^*, A Î VN, делает ее неоднозначной. Можно ли преобразовать эти правила таким образом, чтобы полученная эквивалентная грамматика была однозначной?

24. Показать, что грамматика G неоднозначна.

G: S ® abC | aB

B ® bc

bC ® bc

25. Дана КС-грамматика G={VT, VN, P, S}. Предложить алгоритм построения множества

X={A Î VN | A Þ e}.

26. Для произвольной КС-грамматики G предложить алгоритм, определяющий, пуст ли язык L(G).

27. Написать приведенную грамматику, эквивалентную данной.

a) S ® aABS | bCACd b) S ® aAB | E

A ® bAB | cSA | cCC A ® dDA | e

B ® bAB | cSB B ® bE | f

C ® cS | c C ® cAB | dSD | a

D ® eA

E ® fA | g

28. Язык называется распознаваемым, если существует алгоритм, который за конечное число шагов позволяет получить ответ о принадлежности любой цепочки языку. Если число шагов зависит от длины цепочки и может быть оценено до выполнения алгоритма, язык называется легко распознаваемым. Доказать, что язык, порождаемый неукорачивающей грамматикой, легко распознаваем.

29. Доказать, что любой конечный язык, в который не входит пустая цепочка, является регулярным языком.

30. Доказать, что нециклическая КС-грамматика порождает конечный язык. Нетерминальный символ A Î VN - циклический, если в грамматике существует A Þ x₁ A x₂. КС-грамматика называется циклической, если в ней имеется хотя бы один циклический символ.

31. Показать, что условие цикличности грамматики (см. задачу 30) не является достаточным условием бесконечности порождаемого ею языка.

32. Доказать, что язык, порождаемый циклической приведенной КС-грамматикой, содержащей хотя бы один эффективный циклический символ, бесконечен. Циклический символ называется эффективным, если A Þ aAb, где |aAb|>1; иначе циклический символ называется фиктивным.

Дата добавления: 2015-06-27