Заглавная страница Избранные статьи Случайная статья Познавательные статьи Новые добавления Обратная связь КАТЕГОРИИ: АрхеологияБиология Генетика География Информатика История Логика Маркетинг Математика Менеджмент Механика Педагогика Религия Социология Технологии Физика Философия Финансы Химия Экология ТОП 10 на сайте Приготовление дезинфицирующих растворов различной концентрацииТехника нижней прямой подачи мяча. Франко-прусская война (причины и последствия) Организация работы процедурного кабинета Смысловое и механическое запоминание, их место и роль в усвоении знаний Коммуникативные барьеры и пути их преодоления Обработка изделий медицинского назначения многократного применения Образцы текста публицистического стиля Четыре типа изменения баланса Задачи с ответами для Всероссийской олимпиады по праву Мы поможем в написании ваших работ! ЗНАЕТЕ ЛИ ВЫ?
Влияние общества на человека
Приготовление дезинфицирующих растворов различной концентрации Практические работы по географии для 6 класса Организация работы процедурного кабинета Изменения в неживой природе осенью Уборка процедурного кабинета Сольфеджио. Все правила по сольфеджио Балочные системы. Определение реакций опор и моментов защемления |
Классификация грамматик по Хомскому ⇐ ПредыдущаяСтр 2 из 2
Тип 0 Любая порождающая грамматика является грамматикой типа 0. На вид правил грамматик этого типа не накладывается никаких дополнительных ограничений. Класс языков типа 0 совпадает с классом рекурсивно перечислимых языков. Тип 1 Грамматика G = 〈 T, N, P, S 〉 называется неукорачивающей, если правая часть каждого правила из P не короче левой части (т. е. для любого правила α → β P выполняется неравенство | α | ≤ | β |). В виде исключения в неукорачивающей грамматике допускается наличие правила S → l, при условии, что S (начальный символ, аксиома) не встречается в правых частях правил. Грамматикой типа 1 будем называть неукорачивающую грамматику. Тип 1 в некоторых источниках определяют с помощью так называемых контекстно-зависимых грамматик. Грамматика G = 〈 T, N, P, S 〉 называется контекстно-зависимой (КЗ), если каждое правило из P имеет вид α → β, где α = ξ1 A ξ2, β = ξ1γξ2, A N, γ (T N)+, ξ1, ξ2 (T N)*. В виде исключения в КЗ-грамматике допускается наличие правила с пустой правой частью S → l, при условии, что S (начальный символ) не встречается в правых частях правил. Цепочку ξ1 называют левым контекстом, цепочку ξ2 называют правым контекстом. Язык, порождаемый контекстно-зависимой грамматикой, называется контекстно- зависимым языком. Тип 2 Грамматика G = 〈 T, N, P, S 〉 называется контекстно-свободной (КС), если каждое правило из Р имеет вид A → β, где A N, β (T N)*. Заметим, что в КС-грамматиках допускаются правила с пустыми правыми частями. Язык, порождаемый контекстно-свободной грамматикой, называется контекстно-свободным языком. Грамматикой типа 2 будем называть контекстно-свободную грамматику. КС-грамматика может являться неукорачивающей, т.е. удовлетворять ограничениям неукорачивающей грамматики. Тип 3 Грамматика G = 〈 T, N, P, S 〉 называется праволинейной, если каждое правило из Р имеет вид A → wB либо A → w, где A, B N, w T *. Грамматика G = 〈 T, N, P, S 〉 называется леволинейной, если каждое правило из Р имеет вид A → Bw либо A → w, где A, B N, w T *. Леволинейные и праволинейные грамматики определяют один и тот же класс языков. Такие языки называются регулярными. Право- и леволинейные грамматики также будем называть регулярными.
Регулярная грамматика является грамматикой типа 3. Автоматной грамматикой называется праволинейная (леволинейная) грамматика, такая, что каждое правило с непустой правой частью имеет вид: A → a либо A → aB (для леволинейной, соответственно, A → a либо A → Ba), где A, B N, a T. 4)
Лабораторная работа №9 Построение разных|различных| типов конечных автоматов (Детерминированные и недетерминированные конечные автоматы)
Цель работы: изучить основные понятия конечных автоматов, научиться преобразовывать недетерминированный конечный автомат в эквивалентный ему детерминированный конечный автомат.
Задание По недетерминированному конечному автомату, диаграмма которого представлена в индивидуальном задании, построить детерминированный конечный автомат, распознающий тот же язык. В ходе выполнения задания должны быть выполнены и описаны следующие подзадачи:
1. Записать параметры заданного НКА в виде: M = {S, I, О, f, g, s0, F), (4.1)
где S ={ s 0, s 1, s 2,..., sm } – конечное множество число состояний |; I – конечное множество допустимых входных символов; О – конечное множество допустимых выходных символов; f – функция переходов недетерминированного конечного автомата, т.е. отображение множества S х Iво множестве S, которое определяет выбор следующего состояния |НКА; g – отображение множества S х I во множестве О, которое определяет выходной выходной символ (функцию g называют функцией выходов); s0| S – начальное |первоначальное| состояние|стан| управляющего устройства; F S – множество завершающих состояний|стана|. 2. Построить таблицу переходов для заданного НКА 3. Преобразовать НКА в КА. 4.Проверить состояния полученного КА на достижимость и эквивалентность 5. Записать параметры заданного КА в виде: M = {S, I, g, s0, F), (4.2)
6. Построить диаграмму состояний полученного КА. 7. Проверить, допускает ли полученный КА цепочки, которые были допущены НКА. 8. Составить программу, реализующую работу полученного КА. Таблица 9.1 – Варианты заданий
Продолжение таблицы 9.1
Продолжение таблицы 9.1
Конечный автомат – это структура вида M = {S, I, О, f, g, s0, F), где S – конечное множество число состояний |; I – конечное множество допустимых входных символов; О – конечное множество допустимых выходных символов; f – отображение множества S х Iво множестве S, которое определяет выбор следующего состояния (функцию f называют функцией переходов|); g – отображение множества S х I во множестве О, которое определяет выходной выходной символ (функцию g называют функцией выходов); s0| S – начальное состояние управляющего устройства; F S – множество завершающих состояний|стана|. Для заданного конечного автомата S={q0,q1,q2} I={0,1,┴} S0=q1 F={q0} Функция переходов недетерминированного конечного автомата представлена в таблице f
Переходим к построению детерминированного автомата
Таблица переходов f детерминированного автомата
Проверим состояния конечного автомата на достижимость. Во все состояния можно попасть из начального, значит – все состояния достижимы. Проверим состояния конечного автомата на эквивалентность. По входному символу ┴ {b,d,e,f},{a,c} По входному символу 0 {a},{b},{f,c},{d,e} По входному символу 1 Эквивалентные вычеркнуты. Новая таблица переходов f’ детерминированного автомата
В итоге минимизированный конечный автомат принимает вид:
Лабораторная работа №10
|
||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||||
Последнее изменение этой страницы: 2017-01-19; просмотров: 272; Нарушение авторского права страницы; Мы поможем в написании вашей работы! infopedia.su Все материалы представленные на сайте исключительно с целью ознакомления читателями и не преследуют коммерческих целей или нарушение авторских прав. Обратная связь - 3.15.218.254 (0.025 с.) |