Questions tagged «context-free»

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艾伦伯格的非理性自动机和语言的理性层次结构-现在在哪里？
塞缪尔·艾伦伯格（Samuel Eilenberg）在极具影响力的著作《自动机，语言和机器》（第A，B卷）的序言中，极力承诺，第C卷和第D卷涉及“非理性现象的等级体系（称为有理等级体系……使用有理关系”）。一种比较工具，有理集合在此层次结构的底部。向上移动会遇到“代数现象”，这会导致“乔姆斯基的无上下文语法和无上下文语言，以及若干相关主题”。 但是Eilenberg从未出版过C卷。他的确为前几章留下了初步的手写笔记（http://www-igm.univ-mlv.fr/~berstel/EilenbergVolumeC.html），其中包括划痕，问号，旁注和差距。但是，它们并没有揭示出众所周知的幂级数语法的开端。 所以，我的实际问题是，有谁知道同样的工作方式来重构艾伦伯格的想法？如果不是，那么哪种材料最接近他的想法？ http://x-machines.net/站点是关于x-machines的，这是Eilenberg的关键创新之一，但是它主要处理x-machines的应用，而不是像Eilenberg所希望的那样进一步发展该理论。 还有，谁知道Eilenberg为什么在Volume C取得很大进展之前就停下来了？那是在70年代后期，他一直活到1998年，尽管在卷B之后他似乎没有发表任何数学。然而，至少在他看来，他似乎已经完成了卷C和D的数学。 （ -同样的问题上math.stackexchange问https://math.stackexchange.com/questions/105091/eilenbergs-rational-hiererchy-of-nonrational-automata-languages -道歉，如果这被认为是交叉发布。）
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是否存在捕获上下文无关语言的正则表达式扩展？
在许多涉及上下文无关文法（CFG）的论文中，在那里出现的此类文法示例经常承认对其生成语言的简单刻画。例如： S→aaSbS→aaSbS \to a a S b S→S→S \to 生成，{a2ibi|i≥0}{a2ibi|i≥0}\{ a^{2i} b^i | i \geq 0\} S → a a S b S →S→aSbS→aSbS \to a S b S→aaSbS→aaSbS \to a a S b S→S→S \to 生成，然后{aibj∣i≥j≥0}{aibj∣i≥j≥0}\{ a^i b^j \mid i \geq j \geq 0 \} S → b S …
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对于一种可编程语言，是否必须基于上下文无关语法
实际上，对于最终可以被编译/转换为系统级指令的语言，是否有必要采用上下文无关的语法？ 例如：所有编程/脚本语言都是上下文无关的语法吗？Java是基于CFG的，但是实际上所有编程语言都是基于CFG的吗？ 它似乎不是强制性的，但是我的理解存在空白。 问题的上下文：我正在查看Java语言规范，该规范还提供了语法规则。这使我想到了这个问题。
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是否可以在线性时间内解析所有明确的语法？
当修改非规范的LR解析时，我想到了一种解析方法（具有无限大的表，这使其不切实际）能够在时间内准确解析明确的语法，我想知道是否有可能做得更好：Ø （ñ2）Ø（ñ2）O(n^2) 是否可以在线性时间内解析所有明确的语法？ 我很确定我读过某个地方的情况，但是在搜索互联网时并没有出现这种情况。在这里提出了相同的问题，但据我所知没有给出任何答案。
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我们不能（证明）无上下文的语言
我正在寻找“可能不是上下文无关”的语言，但我们无法使用已知的标准技术来（反）证明它。 是否有关于该主题的最新调查或最近一次会议的未解决问题部分？ 可能没有多少种语言不知道是CF，因此，如果您知道一种语言，也可以将其发布为答案。 我发现的示例是： 原始词的 著名语言（最近有一本很好的书：上下文无关的语言和原始词）Q={w∣w≠ui(|u|>1)}Q={w∣w≠ui(|u|>1)}Q = \{ w \mid w \neq u^i (|u| > 1) \} 该多项式的合作领域的基础-K表示（见问题“ 多项式的合作领域的基础-K作品-是它的上下文免费的吗？ ”在cstheory，这或许已经解决了domotorp，看他预印本） 注：在他的回答显示出由Aryeh你可以，如果你“链接”一语来获取一些套（非）有限性或（非）空虚未知的猜想打造全班这样的语言（如 不能表示为两个素数的总和）。我对这样的例子不太感兴趣。LGoldbach={12n∣2nLGoldbach={12n∣2nL_{Goldbach} = \{ 1^{2n} \mid 2n}}\}
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明确的上下文无关语言的等效性可以确定吗？
众所周知，对于一般的无上下文语言来说，等效问题是无法确定的。但是，我知道的所有有关这一事实的证据似乎都包含一些模棱两可的上下文无关文法。因此，我想问是否知道问题是否仍然不确定，同时又将自己局限于明确的上下文无关语言。就是说，给定先验地赋予两个明确的上下文无关文法，它们是否等价？ 我发现这个问题有点令人着迷，因为众所周知，确定性上下文无关语言的等效性是可以决定的，尽管这种结果远非琐碎...另一方面，我可能一直有一些无法确定性的简单原因俯瞰。
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使用
有多种算法可以在时间内解析上下文无关的语法。使用矩阵乘法，甚至可以渐近地进行。Ø （ñ3）Ø（ñ3）O(n^3) 但是，我知道的所有解析任意CFG的算法都具有的最坏情况的空间使用量（尽管，诚然，我不知道该矩阵乘法算法的空间使用量是多少）。我想知道是否有任何算法可以改善这种空间使用情况（因此不考虑时间限制）。Ω （n2）Ω（ñ2）\Omega(n^2) 在将与我所知道的所有CFG解析算法上绑定的空间联系起来后，这个问题突然在脑海。这可能没有实际意义，而只是我想了解的东西。C小号G = ND SP一 çË（Ñ ）⊆ d 小号P一 çË（n2）C小号G=ñd小号P一种CË（ñ）⊆d小号P一种CË（ñ2）CSG = NDSPACE(n) \subseteq DSPACE(n^2)Ω （n2）Ω（ñ2）\Omega(n^2)
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下推自动机和CFL的“更多代数”方法的参考？
在萨卡罗维奇关于自动机理论的书中，在自由群体的理性部分的导言中写道，其中介绍的材料奠定了“一种真正的上下文无关语言数学理论的基础”。然而，由于上下文无关的语言和下推自动机已经超出了本书的范围，因此并没有明确说明。 我知道自由团体（特别是Sakarovitch称为渐进半体）与下推自动机和无上下文语言（例如Dyck语言，Shamir定理等）的理论之间的某些联系。但是，我有一个很难找到真正建立起Sakarovitch所说的“无上下文语言的真正数学理论”的来源。 我发现的最接近的东西是Berstel关于转导和上下文无关语言的书。但是，乍一看，在我看来，这本书中下推自动机仅得到了一点处理，而自由群体的有理子集理论则根本没有应用。也许我正在寻找的材料打算用于Eilenberg的C卷，但我不确定。 因此，我想寻求一个指向书籍，调查问卷或一组论文的指针，从中我可以学到一些关于Sakarovitch的“上下文无关语言的真正数学理论”及其与自由群体及其理性的关系。子集。还是我正在寻找实际上不存在的东西？
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对于不是CFL 的
这是自动机课程的标准证明，其中和即不是上下文无关语言。L=Σ⋆L=Σ⋆L = \Sigma^\star|Σ|≥2|Σ|≥2|\Sigma| \ge 2S(L)={ww:w∈L}S(L)={ww:w∈L}S(L) = \{ww : w \in L\} 对于任何有限的，都是有限的（因此是CFL），这也是事实。我猜想对于不是CFL ，为无限且规则的是不足够的。编辑：非CFL呢？LLLS(L)S(L)S(L)LLLS(L)S(L)S(L)LLL 是否有任何表征什么有不是一个CFL？LLLS(L)S(L)S(L)
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没有 DPDA的运动能力是否与带有它们的DPDA一样强大？
在确定性下推自动机的正式描述中，它们允许移动，机器可以将符号弹出或推入堆栈而无需从输入中读取符号。如果不允许这些移动，并且每次读取符号后堆栈只能修改一次，那么自动机的结果是否等于DPDA的电源？εϵϵ\epsilonϵϵ\epsilon 关于使用的幂集作为新的，我可能缺少一些琐碎的东西，允许您将移动“压缩” 到等效的自动机中，而无需使用它们，类似于如何在中压缩移动。 DFA。似乎这种转换不像DFA那样微不足道，而且我不确定是否有可能。Γ ε εΓΓ\GammaΓΓ\Gammaϵϵ\epsilonϵϵ\epsilon 那么两者的权力相等吗？我之所以这么问，是因为每个人似乎都假设DPDA具有运动，并且我想知道为什么存在这种假设，因为它看起来像是一个更复杂的模型。ϵϵ\epsilon
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是否有明显下推自动机的变体，可以将单词压入堆栈？
我想知道，是否有任何有关可见下推自动机的论文或研究，但允许将单词而不是单个字母推到堆栈上。 替代地，允许符号在过渡上被推动的构造可以实现相同的目标。ϵϵ\epsilon 显然，可以形成这种变化，但是我想知道是否会破坏使VPA变得有趣的闭合性和可判定性。 我正在寻找一种使用堆栈作为计数器的构造，该构造将根据读取的初始符号将其递增常量，然后根据读取的其他符号进行递减计数。 对于任何不知道的人，显然下推自动机是指可以将字母分为推入符号，弹出符号和完全不影响堆栈的符号的自动下注自动机。推还是弹出的选择完全取决于正在读取的当前符号。它们在交点，并集，串联，星号和补码下关闭，从而赋予它们丰富的可确定属性。有关更多信息，请参见本文。
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带有LR解析的置换短语
排列短语是对标准（E）BNF上下文无关语法定义的扩展：排列短语包含n个生成词（或等效地，非末尾词）A 1至A n。在置换词组的位置，我们希望只看到一次所有这些产生式，但是我们对这些非末端的顺序不感兴趣。{ 一1个，… ，Añ}{一种1个，…，一种ñ}\{ A_1, \dots, A_n \}ññn一种1个一种1个A_1一种ñ一种ñA_n 例如： S <- X { A, B, C } Y 等效于： S <- X A B C Y S <- X A C B Y S <- X B A C Y S <- X B C A Y S <- …
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