Questions tagged «fl.formal-languages»

形式语言,语法,自动机理论

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常规语言抽水引理的新颖证明
令是Σ上所有语言的族,满足常规语言的泵送特性。即:对于每个大号∈ 大号,有一个Ñ ∈ Ñ ST的每一个字瓦特∈ 大号,| w | > N可以写成w = x y z的形式 ,其中:1. | y | > 0,2 . | x y | ≤ Ñ,3 X ÿ 我 žLL\mathcal{L}ΣΣ\SigmaL∈LL∈LL\in\mathcal{L}N∈NN∈NN\in\mathbb{N}w∈Lw∈Lw\in L|w|>N|w|>N|w|> Nw=xyzw=xyz w=xyz|y|>0|y|>0|y|>0|xy|≤N|xy|≤N|xy|\le N所有我xyiz∈Lxyiz∈Lxy^i z\in L。i≥0i≥0i\ge 0 它是一个简单的练习[1]为了证明包含单语言大号= { σ },σ ∈ Σ以及下结合,并置,和Kleene星闭合。同样众所周知的是,常规语言族是包含单例的最小族,并且在联合,串联和Kleene星下封闭。结论:常规语言满足泵送特性。LL\mathcal{L}L={σ}L={σ}L=\{\sigma\}σ∈Σσ∈Σ\sigma\in\Sigma 问题:有人在文献中看到过这种证明吗?[1]由D. Berend提出。

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常规与TC0
Reg⊆NC1Reg⊆NC1\mathsf{Reg} \subseteq \mathsf{NC^1}RegReg\mathsf{Reg}TC0⊈RegTC0⊈Reg\mathsf{TC^0} \not\subseteq \mathsf{Reg}Reg⊆TC0Reg⊆TC0\mathsf{Reg} \subseteq \mathsf{TC^0}NC1⊈TC0NC1⊈TC0\mathsf{NC^1}\not\subseteq\mathsf{TC^0}Reg⊈TC0Reg⊈TC0\mathsf{Reg} \not\subseteq \mathsf{TC^0} 中是否存在没有的问题的候选者?RegReg\mathsf{Reg}TC0TC0\mathsf{TC^0} 是否有条件结果暗示,例如,如果那么?Reg⊈TC0Reg⊈TC0\mathsf{Reg} \not\subseteq \mathsf{TC^0}NC1⊈TC0NC1⊈TC0\mathsf{NC^1} \not\subseteq \mathsf{TC^0}Reg⊈TC0Reg⊈TC0\mathsf{Reg} \not\subseteq \mathsf{TC^0}

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有限语言的XOR自动机(NXA)是否从循环中受益?
非确定性Xor自动机(NXA)在语法上是NFA,但如果一个单词的接受路径数为奇数(而不是NFA情况下的至少一个接受路径),则该单词被NXA接受。 很容易看到,对于有限的规则语言LLL,存在一个最小的NFA,其中不包含任何循环(如果一个循环既可以从初始状态到达,又可以从初始状态到达接受状态,则您的语言就不会有限)。 对于NXA,情况不一定如此。 用表示语言Lxsc(L)xsc(L)xsc(L)的异或状态复杂度,LLL 并通过axsc(L)axsc(L)axsc(L)所述的无环的异或状态复杂LLL(即,它接受一个最小的无环NXA的大小LLL)。 对于每种有限语言LLL:axsc(L)=xsc(L) ?axsc(L)=xsc(L) ?axsc(L)=xsc(L)\ ?

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两个计数器可以决定吗?
标准的两个计数器()可以按照以下说明进行处理:c1,c2c1,c2c_1,c_2 1) ADD 1 to c_i, GOTO label_j 2) IF c_i = 0 GOTO label_j, OTHERWISE SUB 1 to c_i and GOTO label_k 3) GOTO label_j 4) HALT and ACCEPT|REJECT 确定以下语言: L={n2∣n≥1}L={n2∣n≥1}L = \{ n^2 \mid n \geq 1 \} (最初将输入加载到计数器)?c1c1c_1 它仍然是一个开放的问题吗?(请参阅Rich Schroeppel,“两计数器机器无法计算2N2ñ2^N ” [1972])

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函数的eta等效性是否可以与Haskell的seq操作兼容?
引理:假设等式我们有(\x -> ⊥) = ⊥ :: A -> B。 证明:⊥ = (\x -> ⊥ x)通过η等价,并(\x -> ⊥ x) = (\x -> ⊥)通过λ下的减少。 Haskell 2010报告第6.2节seq通过两个方程式指定了该函数: 序列:: a-> b-> b seq⊥b =⊥ seq ab = b,如果a≠⊥ 然后声明“因此,⊥与\ x-> not不同,因为seq可用于区分它们。” 我的问题是,这真的是定义的结果seq吗? 隐含的说法似乎是seq将不可计算如果seq (\x -> ⊥) b = ⊥。但是我还不能证明这样的seq说法是没有争议的。在我看来,seq这既是单调的,又是连续的,这使它处于可计算的领域。 诸如seq之类的算法可能会通过枚举以starting开头的域来尝试搜索某些x位置f x ≠ ⊥而工作f。尽管这样的实现,即使有可能,一旦我们想要使seq多态成为现实,也会变得非常麻烦。 是否有证据证明不存在可计算seq的是标识(\x …

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状态复杂性在自动机和常规语言中的重要性?
我正在阅读Galina Jiraskova,2009年的“ 常规语言和描述性复杂性的串联 ”,探讨了两种常规语言的串联所引起的状态复杂性(Galina Jiraskova,但我不明白状态复杂性的实际含义是什么) 。让我震惊的第一个琐碎的想法是,更高的复杂度将需要机器更多的时间和空间。它是否正确?还有其他地方与状态复杂性相关且有意义的地方吗? 编辑:在任何接受该语言的确定性有限自动机(dfa)中,常规语言的状态复杂度是状态数最少的状态。常规语言的不确定状态复杂度定义为该语言在任何不确定的有限自动机(nfa)中的状态数最少。

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无上下文语言规则性的充分条件
最好收集一系列条件,这些条件暗示上下文无关的语言L是规则的,即形式为以下条件:“如果给定的CFG / PDA具有属性P,则其语言是规则的” 属性P不必表征生成常规语言的CFG。此外,P不必是可确定的,P应该“某种程度上取决于”与上下文无关的语言(“ L的句法半形词是有限的”,“ L在空间o(log log n)中是可确定的”,依此类推)上,这不是我要找的东西。

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特定有限语言的CFG大小的下限
考虑以下自然问题:给定有限语言,生成L的最小上下文无关语法是什么?大号大号L大号大号L 我们可以通过指定语言的序列来使问题变得更有趣,例如L n是{ 1 ,… ,n }的所有排列的集合:直观地,用于L n的CFG 将“需要”具有大小Ω (ñ !)。因此,我们对这些语言的最小CFG的渐近大小感兴趣。大号ñ大号ñL_n大号ñ大号ñL_n{ 1 ,… ,n }{1个,…,ñ}\{1,\ldots,n\}大号ñ大号ñL_nΩ (n !)Ω(ñ!)\Omega(n!) 在几篇论文中也讨论了类似的问题: Charikar等。(“近似最小的语法:自然模型中的Kolmogorov复杂度”)考虑了近似最小生成给定单词的 CFG大小的困难。 在这方面的更多工作是Arpe和Reischuk,“关于基于最佳语法的压缩的复杂性”。 彼得·阿斯维尔德(Peter Asveld)在该主题上有几篇论文(例如“使用乔姆斯基范式的上下文无关文法生成所有置换”)。他正在尝试针对特定类型的语法优化一些参数,以生成所有排列的集合,特别是Chomsky和Greibach范式。 但是,到目前为止,我还没有找到任何试图证明生成L n的CFG的大小为的边界的论文。Ω (n !)Ω(ñ!)\Omega(n!)LnLnL_n 是否有论文为特定的有限语言的上下文无关文法的大小提供了下限? 为了回答该站点以及math.stackexchange上的几个问题,我想出了一种简单的方法,能够证明CFG上特定语言(例如指数下界。这些结果是新的吗?我觉得很难相信,并且很高兴获得任何文献指导。LnLnL_n

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用于更新解析树的高效算法
假设我有很多代码已经被字典化和解析了。 假设只有一个字符发生变化;我想更新我的解析,但是由于与整个事物相比修改很小,我想知道是否有可能不再次解析整个事物,但是是否有算法来确定重新解析的范围,并妥善处理移动的令牌边界。 提前致谢!

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关于作为语言的句法半形体的半形体的实现
让有些语言,然后我们定义的语法一致性为 û 〜v :⇔ ∀ X ,Y ^ ∈ X *:X ü Ÿ ∈ 大号↔ X v ÿ ∈ 大号 以及商半群X * / 〜大号是称为L的句法句组。大号⊆ X∗L⊆X∗L \subseteq X^{\ast}ü 〜v :⇔∀ X ,ÿ∈ X∗:x u y∈ 大号↔ X v ÿ∈ 大号u∼v:⇔∀x,y∈X∗:xuy∈L↔xvy∈L u \sim v :\Leftrightarrow \forall x, y\in X^{\ast} : xuy \in …

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是{ww'| HamDist(w,w')> 1}是否与上下文无关?
阅读最近的问题后,“是的补{www∣...}{www∣...}\{ www \mid ...\}上下文无关?” ; 我记得我无法反驳的类似问题: 是L={ww′∣w,w′∈{0,1}∗∧|w|=|w′|∧HamDist(w,w′)>1}L={ww′∣w,w′∈{0,1}∗∧|w|=|w′|∧HamDist(w,w′)>1}L = \{ ww' \mid w,w' \in \{0,1\}^* \land |w|=|w'| \land HamDist(w,w')>1 \}上下文无关? 在这里,我们要求两个弦至少在两个位置不同(汉明距离必须大于111)。 如果我们要求它是上下文无关HamDist(w,w′)≥1HamDist(w,w′)≥1HamDist(w,w')\geq 1(即,两个字符串必须简单地是不同的)。 我怀疑该语言不是上下文无关的:如果我们将其与常规的0∗10∗10∗10∗0∗10∗10∗10∗0^*10^*10^*10^*相交,则会 遇到PDA在到达字符串的一半后应该以相反的顺序“记住”两个位置的情况。 更新:如果我们将LLL与正则R={0∗10∗10∗10∗}R={0∗10∗10∗10∗}R = \{ 0^*10^*10^*10^* \}相交,我们将得到上下文无关的语言,如domotorp在他的回答中所示;一个稍微复杂的L∩R′L∩R′L \cap R' 与 R′={0∗10∗10∗10∗10∗10∗}R′={0∗10∗10∗10∗10∗10∗}R' = \{ 0^*10^*10^*10^*10^*10^* \}(多一个111到“追踪”的)还是建议LLL不应上下文无关。


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普通语言之间的距离
我想定义的有限的话两个正语言之间的“接近性”的概念Σ∗Σ∗\Sigma^*和/或在无限的话ΣωΣω\Sigma^\omega)。基本思想是,如果两种语言之间的差异不大,我们希望两种语言能够接近。我们还可以通过某种方式使用编辑距离...在此问题上我找不到很好的参考。 我不称其为距离,因为我不要求所有距离公理都正确(尽管如果确实如此也不错)。 d(L,K)=lim supn→∞|LnΔKn||Ln∪Kn|d(L,K)=lim supn→∞|LnΔKn||Ln∪Kn|d(L,K)= \limsup_{n\to\infty} \frac{|L_n\Delta K_n|}{|L_n\cup K_n|}LnLnL_nKnKnK_nLLLKKKΣnΣn\Sigma^nΔΔ\Delta 是否研究了这种“距离”?是否有关于该主题的参考文献(可能还有距离功能的其他选择)?任何帮助或指针,将不胜感激,谢谢。

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是否存在最困难的DCFL?
Greibach著名定义的语言,所谓的非确定性版本的d 2,使得任何CFL是的逆的Morphic图像ħ。DCFL是否存在类似的陈述,可能对允许的词素有一些限制?HHHd2D2D_2HHH (参见,例如,M。Autebert,J。Berstel和L. Boasson。上下文无关的语言和下推自动机。在R. Rozenberg和A. Salomaa中,《形式语言手册》第一卷,第3章。Springer Verlag ,1997年。)

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Dyck语言参考完整
Dyck语言由以下语法 在符号集。直觉上,戴克语言是种不同的括号中的语言。例如,在而不是。S → S Sd ÿ Ç ķ(ķ )Dyck(k)\mathsf{Dyck}(k){ (1,… ,(k,)1,… ,)k } k (小号→ S小号|(1个小号)1个|…|(ķ小号)ķ|ϵS→SS|(1S)1|…|(kS)k|ϵ S \rightarrow SS \,|\, (_1 S )_1 \,|\, \ldots \,|\, (_k S )_k \,|\, \epsilon { (1个,… ,(ķ,)1个,… ,)ķ}{(1,…,(k,)1,…,)k}\{(_1,\ldots,(_k,)_1,\ldots,)_k\}kkkD y c k(2 )(([])()([])()(\,[\,]\,)\,(\,)Dyck(2)Dyck(2)\mathsf{Dyck}(2)([)]([)](\,[\,)\,] 在纸上 Dyck语言的动态算法, Frandsen,Husfeldt,Miltersen,Rauhe和Skyum,1995年, 据称以下结果是民间传说: Dyck(k)Dyck(k)\mathsf{Dyck}(k)为 _0-在缩减下完成。A C 0TC0TC0\mathsf{TC}_0AC0AC0\mathsf{AC}_0 是否有上述参考文献的参考文献?特别是,我正在寻找任何显示至少以下之一的结果: Dyck(k)Dyck(k)\mathsf{Dyck}(k)在代表任意。 ķTC0TC0\mathsf{TC}_0kkk …

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