为

我想知道如果这甚至可能的，因为 $\{a^n b^n c^n \mid n \geq 0\} \not\in \mathrm{CFL}$ 。因此，一个PDA，可以区分词 $w\in\{a^n b^n c^n \mid n \geq 0\}$ 从其余 $\{a^*b^*c^*\}$ 倒不如接受它，这听起来矛盾给我。

我想我需要利用PDA的不确定性，但是我没有主意。如果您能提供一些建议，我将不胜感激。

— Hauptbenutzer
source

有趣的一点似乎是矛盾的。确实，无上下文语言并不能在补充中封闭……因此，有许多非上下文无语言的示例在您所暗示的意义上可以被“接受”。我不是理论家，因此无法真正调和这一点，但是也许其他人可以了解为什么这不必担心吗？

— Patrick87年

请注意，这是广义的：

的补码是CFG。

{a^{n} b^{n} c^{n} d^{n} e^{n}}

$\{a^n b^n c^n d^n e^n\}$

— sdcvvc

类似的问题。

— 拉斐尔

不，这是上下文无关的。要接受，您需要确保三个数字相等。要接受，你只需要确保你在下列三种情况之一是： $a^nb^nc^n$ $a^*b^*c^* \setminus a^nb^nc^n$

的数量 s是从数量不同 S; 要么 $a$ $b$
的数量 s是从数量不同 S; 要么 $a$ $c$
的数量 s是从数量不同秒。 $b$ $c$

为每种情况编写一个PDA，然后通过从开始状态不确定地跳转到每种情况来组合它们。

— 帕特里克87
source

我已经将这些案例写下来了，但是我却没有联系它们的想法。谢谢！

— hauptbenutzer

实际上，您仅需要任何两种情况。

— sdcvvc 2012年

@sdcvvc好点。:)

— Patrick87

S \to x S y | X | Y; X \to x | x X; Y \to y | y Y

$S → xSy | X | Y ; X → x | xX ; Y → y | yY$

a^{+}

$a^+$

c^{+}

$c^+$

S \to a S c | A | C; A \to a B | a A; C \to B c | C c; B \to ε | b B