问题：使用上下文无关文法 (CFG)，通过左最推导 (LMD) 和右最推导 (RMD) 推导出字符串“00101”。解答：文法如下：S→A1B A→0A| ε B→0B| 1B| ε 左最推导 (LMD)：在左最推导中，给定的输入被扫描，然后从左到右用产生式规则替换。因此，我们必须从左到右读取输入字符串。文法如下：S→A1B 规则1 A→0A| ε 规则2 B→0B| 1B| ε 规则3 因此，LMD 将如下所示：S→A1B →0A1B 规则2 →00A1B 规则2 →001B 规则2 →0010B 规则3 →00101B 规则3 →00101 规则3 推导出… 阅读更多

推导是一系列产生式规则。它用于获取输入字符串。在解析过程中，我们必须做出两个决定，如下所示：我们必须确定要替换哪个非终结符。我们必须确定用于替换非终结符的产生式规则。确定哪个非终结符必须用产生式规则替换的两个选项如下：左最推导 右最推导。让我们详细了解这两个选项。左最推导：在左最推导中，输入被扫描，然后从左到右用产生式规则替换。因此，我们… 阅读更多

上下文无关文法 (CFG) 是一种形式文法，用于生成给定形式语言中所有可能的字符串模式。它定义为四个元组：G=(V, T, P, S) G 是一个文法，它包含一组产生式规则。它用于生成语言的字符串。T 是终结符的最终集合。它用小写字母表示。V 是非终结符的最终集合。它用大写字母表示。P 是一组产生式规则，用于替换非终结符（位于… 阅读更多

非确定性有限自动机 (NFA) 和确定性有限自动机 (DFA) 之间的一些基本区别在于，在 DFA 中，每个状态对每个输入都有一个输出，而 NFA 不一定如此。此外，在 NFA 中，输入可以是 ε，但在 DFA 中则不行。此外，在 NFA 中，一个状态可以在相同的输出上转到不同的状态，但在 DFA 中则不行。通常，我们通过为给定的 NFA 制作状态转换图，并相应地改变 DFA 的状态图来将 NFA 转换为 DFA。从… 阅读更多

有两个泵引理 (PL)，分别为正则语言和上下文无关语言定义。正则语言的泵引理它提供了一种从给定字符串中泵送（生成）许多子串的方法。换句话说，我们说它提供了一种将给定的长输入字符串分解成几个子串的方法。它给出了证明一组字符串不是正则的必要条件。定理对于任何正则语言 L，存在一个整数 P，使得对于 L 中的所有 w，|w|>=P，我们可以将 w 分解成三个字符串，w=xyz，使得：(1) |xy| < P (2) |y| > 1 (3) 对于所有 k>= 0：字符串 xykz 也在… 阅读更多

闭包性质是一种技术，用于理解当我们对同一类别的两个语言执行运算时，结果语言的类别。这意味着，假设 L1 和 L2 属于正则语言，如果正则语言在运算 ∪ 下是封闭的，则 L1∪L2 将是一个正则语言。但是，如果 RL 在 ∩ 下不封闭，这并不意味着 L1∩L2 不会是 RL。对于一个类来说，要在某个运算下封闭，它必须对该类中的所有语言都成立。因此，如果一个类在某个运算下不封闭，我们不能说任何… 阅读更多

问题：使用状态消除法为给定的有限自动机生成正则表达式。解答：将确定性有限自动机 (DFA) 转换为正则表达式 (RE) 有两种方法。Arden 定理法。状态消除法。给定的自动机如下所示：步骤 1 初始状态是 A，它有一个传入边。因此，我们必须创建一个新的初始状态 qi，如下所示：步骤 2 初始状态是 B，它有一个传入边。因此，我们必须创建一个新的最终状态 qf，如下所示：步骤 3 现在，尝试逐个消除所有中间状态。首先消除状态 A 从状态 qi 到 B 通过 A 有路径。因此，… 阅读更多

问题：给定一个有限自动机，我们需要使用状态消除法将有限自动机转换为等效的正则表达式。步骤 1：初始状态 q1 有传入边。因此，创建一个新的初始状态 qi。步骤 2：最终状态 q2 有传出边。因此，创建一个新的最终状态。步骤 3：开始一个接一个地消除中间状态。如果存在通过 q1 从 qi 到 q2 的路径，那么在消除 q1 后，我们可以连接从 qi 到 q2 的直接路径，其代价为 ε .c*.a=c*a 在 q2 上使用状态 qi 有一个循环，因此在消除状态 q1 后，我们可以绘制一个… 阅读更多

将确定性有限自动机 (DFA) 转换为正则表达式 (RE) 有两种方法。这些方法如下：Arden 定理法。状态消除法。现在，让我们学习在 TOC 中使用的状态消除法。状态消除法步骤 1 DFA 的初始状态没有任何传入边。如果初始状态存在任何传入边，那么我们需要创建一个新的初始状态，它没有传入边。关于传入边和初始状态之间关系的一个例子如下所示：步骤 2 DFA 中必须只有一个最终状态。如果存在多个最终状态… 阅读更多

问题：为给定的有限自动机构造一个正则表达式。解答：步骤 1：让我们写下方程式。q1=q1a+ ε q1 是起始状态，ε 将被添加到从 q1 到 q1 的输入 a 中。因此，我们写 状态=输入的源状态 * 输入到它的输入 步骤 2：类似地，q2=q1b+q2b q3=q2a 步骤 3：让我们首先简化 q1。q1=q1a+ ε 我们可以将其改写如下：q1= ε +q1a 这类似于 R=Q+RP，其解如下：R=QP* 步骤 4：假设 R=q1，Q= ε，P=a 我们得到 q1 = ε.a*，因为 ε.R=R q1=a* 步骤 5：将 q1 的值代入 q2，我们得到… 阅读更多