1、1,11.2 有穷自动机,确定型有穷自动机(DFA)非确定型有穷自动机(NFA)带转移的NFA(-NFA),2,确定型有穷自动机,3,DFA接受的语言,把扩张到Q*上 *:Q*Q, 递归定义如下qQ, a和w* *(q,)=q *(q,wa)= (*(q,w),a)定义 w*,如果*(q0,w)F, 则称 M接受w. M接受的字符串的全体称作M接受的语言,记作 L(M), 即 L(M)= w*| *(q0,w)F ,4,DFA接受的语言(续),例1 M= q0, q1,a, ,q0,q1 (q0, a)=q1, (q1, a)=q0 L(M)=a2k+1 | kN,5,非确定型有穷自动机,定义
2、 非确定型有穷自动机 (NFA) M = Q,q0,F ,其中 Q, q0, F 的定义与 DFA 的相同, 而 : Q P(Q),6,实例,例2 一台NFA,7,NFA接受的语言,*:Q*Q 递归定义如下: qQ, a 和 w* *(q,)=q *(q,wa)= 定义 w*,如果*(q0 ,w)F, 则称M接受w. M接受的字符串的全体称作M接受的语言,记作L(M), 即 L(M)= w*| *(q0 ,w)F ,8,例2 (续),L(G) = x00y, x11y | x,y0,1*,9,DFA与NFA的等价性,用M=Q,q0,F 模拟 M=Q,q0,F Q=P(Q), q0=q0 F=
3、AQ | AF AQ 和 a,定理 对每一个NFA M 都存在DFA M 使得L(M)=L(M ),10,模拟实例,NFA M,DFA M,11,模拟实例 (续),不可达状态:从初始状态出发永远不可能达到的状态删去所有的不可达状态, 不会改变FA接受的语言.如M中的q1,q2,q0,q2,q1,q2和都是不可达状态,删去这些状态得到M,12,带转移的非确定型有穷自动机,转移: 不读如何符号, 自动转移状态.-NFA: :Q()P(Q)定理 对每一个-NFA M 都存在DFA M 使得 L(M)=L(M)DFA, NFA 和 -NFA 接受同一个语言类,13,用DFA模拟-NFA,设-NFA M
4、=Q,q0,F , qQq的闭包E(q): 从q出发, 经过转移能够到达的所有状态, 递归定义如下 (1) E(q)包含q; (2) 如果pE(q), 则(p, )E(q).例3 -NFA M,14,用DFA模拟-NFA(续),模拟的方法与用DFA模拟不带的NFA的方法基本相同, 只是要用E(q)代替q.,用DFA M=Q,q0,F 模拟-NFA M=Q,q0,F Q=P(Q), q0=E(q0) F =AQ | AF AQ和a,构造DFA M时不需要对不可达状态进行计算,做法如下: 从q0= E(q0)开始, 对每一个a计算的值, 然后对每一个新出现的子集计算的值, 重复进行, 直至没有新的
5、子集出现为止.,15,模拟实例例3(续),L(M)=L(M)= (01)n | n0 ,-NFA M,DFA M,16,11.3 有穷自动机和正则文法 的等价性,用-NFA模拟右线性文法用右线性文法模拟DFA,17,有穷自动机和正则文法的等价性,定理 设G是右线性文法, 则存在-NFA M 使得L(M)=L(G); 设M是DFA, 则存在右线性文法G使得L(G)= L(M).定理 下述命题是等价的: (1) L是正则语言; (2) 语言L能由右线性文法生成; (3) 语言L能由左线性文法生成; (4) 语言L能被DFA接受; (5) 语言L能被NFA接受; (6) 语言L能被-NFA接受.,1
6、8,用-NFA模拟右线性文法,设右线性文法G=V,T,S,P -NFA M=Q, q0 , F 构造如下:Q=Vqf , q0=S, F=qf ,= T *- | 存在ABP或AP AV和, 若ABP, 则(A, )中含有B; 若AP, 则(A, )中含有qf;, (qf ,)= ,19,模拟实例,L(G)=L(M)= (11)m0n | m1, n0 ,G =V,T,S,P V=A,S T=0,1 P: S11S S11A A0A A,-NFA M=Q, S, qf Q =A, S, qf =11, 0,20,用右线性文法模拟DFA,设DFA M=Q,q0,F 右线性文法G=V,T,S,P 构造如下: V=Q, T=, S=q0 qQ和, 若(q,a)=p, 则有产生式qap 若qF, 则有产生式q,21,模拟实例,DFA M,G =V,T,S,P,V=q0,q1,q2, T=0,1, S= q0P: q00q1 q01q0 q10q2 q11q1 q20q0 q21q2 q2,L(M)=L(G), 它们是所有含3k+2 (k0)个0的0,1串组成的集合,
