НОУ ИНТУИТ | Математическая теория формальных языков. Лекция 2: Слова, языки и грамматики

Учитесь и получайте официальные документы БЕСПЛАТНО. Вы можете поддержать наш проект.

Регистрация Вход

Твой путь к знаниям!

Московский государственный университет имени М.В.Ломоносова

Опубликован: 09.07.2007 | Доступ: свободный | Студентов: 2485 / 1007 | Оценка: 4.56 / 4.26 | Длительность: 20:40:00

ISBN: 978-5-9556-0062-8

Темы: Программирование, Алгоритмы и дискретные структуры, Математика

Специальности: Математик

Теги: beta, finite, grammar, xml, автоматы, анализ, булева формула, дерево вывода, контекстно-свободная грамматика, контекстно-свободный язык, метка перехода, моноид, нетерминальный символ, протоколы, регулярные выражения, теория, шаг индукции, элементы

|

Вам нравится? Нравится 33 студентам

| Поделиться |

Поддержать курс

| Скачать электронную книгу

1.4. Порождающие грамматики

Определение 1.4.1. Порождающей грамматикой ( грамматикой типа 0, generative grammar, rewrite grammar) называется четверка $G \rightleftharpoons \langle N , \Sigma , P , S \rangle$ , где N и $\Sigma$ - конечные алфавиты, $N \cap \Sigma = \varnothing$ , $P \subset (N \cup \Sigma) ^+ \times (N \cup \Sigma) ^*$ , P конечно и $S \in N$ . Здесь $\Sigma$ - основной алфавит ( терминальный алфавит ), его элементы называются терминальными символами или терминалами (terminal), N - вспомогательный алфавит ( нетерминальный алфавит ), его элементы называются нетерминальными символами, нетерминалами, вспомогательными символами или переменными (nonterminal, variable), S - начальный символ ( аксиома, start symbol). Пары $( \alpha , \beta ) \in P$ называются правилами подстановки, просто правилами или продукциями (rewriting rule, production) и записываются в виде $\alpha \rightarrow \beta$ .

Пример 1.4.2. Пусть даны множества N = {S}, $\Sigma = \{ a , b , c \}$ , $P = \{ S \rightarrow acSbcS ,\ cS \rightarrow \varepsilon \}$ . Тогда $\langle N , \Sigma , P , S \rangle$ является порождающей грамматикой.

Замечание 1.4.3. Будем обозначать элементы множества $\Sigma$ строчными буквами из начала латинского алфавита, а элементы множества N - заглавными латинскими буквами. Обычно в примерах мы будем задавать грамматику в виде списка правил, подразумевая, что алфавит N составляют все заглавные буквы, встречающиеся в правилах, а алфавит $\Sigma$ - все строчные буквы, встречающиеся в правилах. При этом правила порождающей грамматики записывают в таком порядке, что левая часть первого правила есть начальный символ S.

Замечание 1.4.4. Для обозначения n правил с одинаковыми левыми частями $\alpha \rightarrow \beta_1,\ldots, \alpha \rightarrow \beta_n$ часто используют сокращенную запись $\alpha \rightarrow \beta_1 \mid \ldots \mid \beta_n$ .

Определение 1.4.5. Пусть дана грамматика G. Пишем $\phi \underset { G } {\Rightarrow } \psi$ , если $\phi = \eta \alpha \theta$ , $\psi = \eta \beta \theta$ и $( \alpha \rightarrow \beta ) \in P$ для некоторых слов $\alpha, \; \beta, \; \eta, \; \theta$ в алфавите $N \cup \Sigma$ . Если $\phi \underset{ G }{\Rightarrow } \psi$ , то говорят, что слово $\psi$ непосредственно выводимо из слова $\phi$ .

Замечание 1.4.6. Когда из контекста ясно, о какой грамматике идет речь, вместо $\underset{ G }{\Rightarrow}$ можно писать просто $\Rightarrow$ .

Пример 1.4.7. Пусть

$G = \langle \{ S \} , \{ a , b , c \} , \{ S \rightarrow acSbcS ,\ cS \rightarrow \varepsilon \} , S \rangle .$

Тогда $cSacS \underset{ G }{\Rightarrow } cSa$ .

Определение 1.4.8. Если $\omega_0 \underset{ G }{\Rightarrow } \omega_1 \underset{ G }{\Rightarrow } \ldots \underset{ G }{\Rightarrow } \omega_n$ , где $n \geqslant 0$ , то пишем ${\omega_0 \overset * {\underset{ G }{\Rightarrow}} \omega_n}$ и говорим, что слово $\omega_n$ выводимо из слова $\omega_0$ . Другими словами, бинарное отношение ${\overset * {\underset{ G }{\Rightarrow}}}$ является рефлексивным, транзитивным замыканием бинарного отношения ${\underset{ G }{\Rightarrow}}$ , определенного на множестве $(N \cup \Sigma) ^*$ .

При этом последовательность слов $\omega_0, \omega_1,\ldots, \omega_n$ называется выводом (derivation) слова $\omega_n$ из слова $\omega_0$ в грамматике G. Число n называется длиной ( количеством шагов ) этого вывода.

Замечание 1.4.9. В частности, для всякого слова $\omega \in (N \cup \Sigma) ^*$ имеет место $\omega \oversуt * {\underset{ G }{\Rightarrow}} \omega$ (так как возможен вывод длины 0 ).

Пример 1.4.10. Пусть $G = \langle \{ S \} , \{ a , b \} , \{ S \rightarrow aSa ,\ S \rightarrow b \} , S \rangle$ . Тогда $aSa \overset * {\underset{ G }{\Rightarrow }} aaaaSaaaa$ . Длина этого вывода - 3.

Определение 1.4.11. Язык, порождаемый грамматикой G, - это множество $L(G) \rightleftharpoons \{ \omega \in \Sigma ^* \mid S \overset * {\underset{ G }{\Rightarrow}} \omega \}$ . Будем также говорить, что грамматика G порождает (generates) язык L(G).

Замечание 1.4.12. Существенно, что в определение порождающей грамматики включены два алфавита - $\Sigma$ и N. Это позволило нам в определении 1.4.11 "отсеять" часть слов, получаемых из начального символа. А именно, отбрасывается каждое слово, содержащее хотя бы один символ, не принадлежащий алфавиту $\Sigma$ .

Пример 1.4.13. Если $G = \langle \{ S \} , \{ a , b \} , \{ S \rightarrow aSa ,\ S \rightarrow bb \} , S \rangle$ , то $L(G) = \{ a^n bb a^n \mid n \geqslant 0 \}$ .

Определение 1.4.14. Две грамматики эквивалентны, если они порождают один и тот же язык.

Пример 1.4.15. Грамматика

$\begin{align*} S \; & {\to} \; abS , \\ S \; & {\to} \; a \end{align*}$

и грамматика

$\begin{align*} T \; & {\to} \; aU , \\ U \; & {\to} \; baU , \\ U \; & {\to} \; \varepsilon \end{align*}$

эквивалентны.

Упражнение 1.4.16. Описать язык, порождаемый грамматикой

$\begin{align*} S \; & {\to} \; F F , \\ F \; & {\to} \; a F b , \\ F \; & {\to} \; ab . \end{align*}$

Упражнение 1.4.17. Описать язык, порождаемый грамматикой

$\begin{align*} C \; & {\to} \; C c , \\ C \; & {\to} \; A , \\ A \; & {\to} \; a A b , \\ A \; & {\to} \; \varepsilon . \end{align*}$

Упражнение 1.4.18. Описать язык, порождаемый грамматикой

$\begin{align*} K \; & {\to} \; \varepsilon , \\ K \; & {\to} \; a , \\ K \; & {\to} \; b , \\ K \; & {\to} \; a K a , \\ K \; & {\to} \; b K b . \end{align*}$

Упражнение 1.4.19. Описать язык, порождаемый грамматикой

$\begin{align*} D \; & {\to} \; D A , \\ D A A \; & {\to} \; A D b , \\ A D A \; & {\to} \; b , \\ A \; & {\to} \; a . \end{align*}$

Упражнение 1.4.20. Описать язык, порождаемый грамматикой

$\begin{align*} F \; & {\to} \; a F H , \\ F \; & {\to} \; a b c , \\ b H \; & {\to} \; b b c , \\ c H \; & {\to} \; H c . \end{align*}$

Упражнение 1.4.21. Описать язык, порождаемый грамматикой

$\begin{align*} S \; & {\to} \; a T S , \\ S \; & {\to} \; U , \\ T a \; & {\to} \; aa T , \\ T U \; & {\to} \; U , \\ U \; & {\to} \; a . \end{align*}$

Упражнение 1.4.22. Эквивалентны ли грамматика

$\begin{align*} S \; & {\to} \; ab , \\ S \; & {\to} \; a K S b , \\ K \; & {\to} \; b S b , \\ K S \; & {\to} \; b , \\ K \; & {\to} \; \varepsilon \end{align*}$

и грамматика

$\begin{align*} S \; & {\to} \; a T b , \\ T \; & {\to} \; \varepsilon , \\ T \; & {\to} \; b , \\ T \; & {\to} \; S , \\ T \; & {\to} \; b S b S ? \end{align*}$

Упражнение 1.4.23. Эквивалентны ли грамматика

$\begin{align*} S \; & {\to} \; aD , \\ D \; & {\to} \; bba , \\ D \; & {\to} \; baDa , \\ D \; & {\to} \; aDaDa \\ \end{align*}$

и грамматика

$\begin{align*} S \; & {\to} \; aaE , \\ S \; & {\to} \; abJ , \\ E \; & {\to} \; bJJ , \\ J \; & {\to} \; aaEa , \\ J \; & {\to} \; abJa , \\ J \; & {\to} \; ba ? \end{align*}$

Дальше >>

Авторизоваться

Математическая теория формальных языков

Слова, языки и грамматики

1.4. Порождающие грамматики

Вопросы и ответы