Questions tagged «context-free»

使用Earley向量作为识别器非常简单：到达字符串的末尾时，您只需检查从位置0开始的已完成的公理化生产。如果您至少有一个，则接受该字符串。 使用Earley向量重建解析树不太明显。实际上，我无法弄清楚算法程序的工作方式，而且我发现的唯一参考文献要么含糊不清，要么含糊不清。有人可以阐明吗？

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是否有一套规则或方法可以将任何上下文无关的语法转换为下推自动机？ 我已经在网上找到了一些幻灯片，但是我听不懂。 在幻灯片10中，他谈到了一些规则，有人可以解释吗？

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我遇到了涉及操纵上下文无关语言的问题。令为上下文无关的语言。限定大号＃ = { X ：X 我 ∈ 大号每我= 0 ，1 ，2 ，。。。}。是大号＃总是上下文？ 我的猜测是它将保留上下文无关性。谁能提供这个的基本证明？大号LL大号＃= { x ：x一世∈ 大号L#={x:xi∈LL^{\#} = \{ x : x^i \in L我= 0 ，1 ，2 ，。。。}i=0,1,2,...}i=0,1,2,...\}大号＃L#L^{\#}

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在大学里，我们一直在学习通用计算机和图灵机的计算理论。出色的理论结果之一是，以可能会变大的字母（符号）为代价，您可以将状态数减少到仅2个。 我一直在寻找不同图灵机的示例，并且提供的常见示例是括号匹配器/检查器。本质上，它检查一串括号(()()()))()()()是否是否平衡（例如，前面的示例将为不平衡返回0）。 尽我所能，我只能使它成为三态机。我想知道是否有人可以将其降低到理论上的最小值2，以及他们的方法/状态/符号是什么！ 为了清楚起见，括号是“夹在”空白磁带之间的，因此在上面的示例中， - - - - - - - (()()()))()()() - - - - - - -将是磁带上的输入。该字母将包括(，)，1，0，-，和*halt*状态不能算作一个状态。 作为参考，我使用的三种状态方法如下：状态描述： State s1: Looks for Closing parenthesis State s2: Looks for Open parenthesis State s3: Checks the tape to ensure everything is matched Symbols: ),(,X 转换列为： Action: State Symbol NewState WriteSymbol …

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在Theodore Norvell（1999）的文章“ 递归下降解析表达式”中，作者从算术表达式的以下语法入手： E --> E "+" E | E "-" E | "-" E | E "*" E | E "/" E | E "^" E | "(" E ")" | v 这很糟糕，因为它是模棱两可的并且是左递归的。因此，他从移除左递归开始，其结果如下： E --> P {B P} P --> v | "(" E ")" | U P B …

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我想在以下问题上使用您的帮助： L={⟨M⟩∣L(M) is context-free}L={⟨M⟩∣L(M) is context-free}L=\{⟨M⟩ ∣ L(M) \mbox{ is context-free} \}。证明。L∉RE∪CoREL∉RE∪CoREL \notin RE \cup CoRE 我知道证明足以找到一种语言使得并显示从到的缩减量。L∉REL∉REL\notin REL′L′L'L′∉REL′∉REL'\notin REL′L′L'LLL (L′≤ML)(L′≤ML)(L'\leq _M L) 我开始考虑那些我已经知道它们不在，并且我知道。我想到了从减少到：。对于每：如果暂停对每个输入 否则会使，但这是不正确的，是不是？如何检查每个输入的暂停？并且-这是做到这一点的方法吗？REREREHalt∗={⟨M⟩∣M halts for every input}∉REHalt∗={⟨M⟩∣M halts for every input}∉REHalt^* =\{⟨M⟩ ∣ M\mbox{ halts for every input} \} \notin REHalt∗Halt∗Halt^*LLLf(⟨M⟩)=(M′)f(⟨M⟩)=(M′)f(⟨M⟩)=(M')⟨M⟩⟨M⟩⟨M⟩MMML(M′)=0n1nL(M′)=0n1nL(M')=0^n1^non1n0non1n0no^n1^n0^nMMM

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我无法解决下一个练习： 认为如果LLL是上下文无关的并且RRR是规则的，则L/R={w∣∃x∈Rs.twx∈L}L/R={w∣∃x∈Rs.twx∈L}L / R = \{ w \mid \exists x \in R \;\text{s.t}\; wx \in L\} （即右商）与上下文无关。 我知道应该存在一个接受L的PDA LLL和接受R的DFA RRR。我现在正在尝试将这些自动机结合到接受正确商数的PDA上。如果可以证明我证明了L/RL/RL/R是无上下文关系的。但是我一直在建造这款PDA。 这是我取得的成就： 在组合的PDA中，状态是单独的自动机状态的笛卡尔积。边缘是DFA的边缘，但是只有将来可以达到L原始PDA最终状态的边缘。但是不知道如何正式写下来。

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