3622
правки
Изменения
м
== Постановка задачи ={{Задача|definition=Пусть <tex>\Gamma</tex> {{---}} [[Контекстно-свободные грамматики, вывод, лево- и правосторонний вывод, дерево разбора|контекстно-свободная грамматика]], содержащая длинные правила. Требуется построить эквивалентную грамматику <tex>\Gamma'</tex>, не содержащую длинных правил. <br>
Для правила <tex>A \rightarrow aBcB</tex> вводим 2 новых нетерминала <tex>A_1== См. также ==* [[Контекстно-свободные_грамматики, A_2</tex> и 3 новых правила: <br><tex>A \rightarrow aA_1</tex>_вывод, <br><tex>A_1 \rightarrow BA_2</tex>_лево-_и_правосторонний_вывод, <br>_дерево_разбора|Контекстно-свободные грамматики]]<tex>A_2 \rightarrow cB</tex>. <br>* [[Нормальная форма Хомского]]
Для правила <tex>B \rightarrow def</tex> вводим 1 новый нетерминал <tex>B_1</tex> и 2 новых правила: <br>== Источники информации ==<tex>B \rightarrow dB_1</tex>* ''Michael Sipser'' Introduction to the Theory of Computation. — PWS Publishing, <br>1997. — ISBN 0-534-94728-X. (с 107.)<tex>B_1 \rightarrow ef</tex>* ''Michael A. <br>Harrison'' Introduction to Formal Language Theory. — Addison-Wesley, 1978. — ISBN 978-0201029550. (с 103.)* [[wikipedia:en:Chomsky_normal_form#Converting a grammar to Chomsky Normal Form | Wikipedia {{---}} Chomsky normal form]]
В итоге полученная грамматика <tex>\Gamma'</tex> будет иметь вид[[Категория: <br>Теория формальных языков]]<tex>S \rightarrow AB</tex>, <br>[[Категория: Контекстно-свободные грамматики]] <tex>A \rightarrow aA_1</tex>, <br><tex>A_1 \rightarrow BA_2</tex>, <br><tex>A_2 \rightarrow cB</tex>, <br><tex>B \rightarrow dB_1</tex>, <br><tex>B_1 \rightarrow ef</tex>. <br>[[Категория: Нормальные формы КС-грамматик]]
→Источники информации: категория
|definition =
Пусть <tex>\Gamma</tex> {{---}} [[Контекстно-свободные грамматики, вывод, лево- и правосторонний вывод, дерево разбора|контекстно-свободная грамматика]].
Правило <tex>A \rightarrow \beta </tex> называется '''длинным'''(англ. ''long rule''), если <tex>|\beta| > 2</tex>.
}}
Задача удаления длинных правил из грамматики возникает при попытке её приведения к [[нормальная форма Хомского|нормальной форме Хомского]].
}}
== Алгоритм ==
С каждым длинным правилом <tex>A \rightarrow a_1 a_2 \ldots a_k</tex>, <tex>k > 2</tex>, <tex>a_i \in \Sigma \cup N</tex> проделаем следующее: <br>#* Добавим в грамматику <tex>k-2</tex> новых нетерминала <tex>B_1, B_2, \ldots B_{k-2}</tex>. <br>#* Добавим в грамматику <tex>k-1</tex> новое правило: <br>#:*;<tex>A \rightarrow a_1B_1</tex>, <br>#:*;<tex>B_1 \rightarrow a_2B_2</tex>, <br>#:*;<tex>B_2 \rightarrow a_3B_3</tex>, <br>#:*;<tex>\ldots </tex>, <br>#:*;<tex>B_{k-2} \rightarrow a_{k-1}a_{k}</tex>. <br>#* Удалим из грамматики правило <tex>A \rightarrow a_1 a_2 \ldots a_k</tex>.
=== Корректность алгоритма ===
{{Теорема
|proof=
<tex>\Rightarrow </tex> <br>
Покажем, что <tex>L(\Gamma) \subset subseteq L(\Gamma')</tex>. <br>
Пусть <tex>w \in L(\Gamma)</tex>. Рассмотрим вывод <tex>w</tex>. Если в выводе используется длинное правило <tex>A \rightarrow a_1 a_2 \ldots a_k</tex>, то заменим его на последовательное применение правил <tex>A \rightarrow a_1B_1</tex>, <tex>B_1 \rightarrow a_2B_2</tex>,
<tex>B_2 \rightarrow a_3B_3</tex>, <tex>\ldots </tex>, <tex>B_{k-2} \rightarrow a_{k-1}a_{k}</tex>. Получим вывод <tex>w</tex> в <tex>\Gamma'</tex>. <br>
<tex>\Leftarrow </tex> <br>
Покажем, что <tex>L(\Gamma') \subset subseteq L(\Gamma)</tex>. <br>Допустим, что это не так, то есть <tex>\exists w \in L(\Gamma'), w \notin L(\Gamma)</tex>. <br> Рассмотрим вывод <tex>w</tex> в <tex>\Gamma' \cup \Gamma</tex>, минимальный по количеству примененных правил, отсутствующих в <tex>\Gamma</tex>. <br>
Найдем в этом выводе первое применение некоторого правила <tex>A \rightarrow a_1A_1, a_1 \in \Sigma \cup N</tex>, которого нет в <tex>\Gamma</tex>. В ходе алгоритма оно было получено из некоторого длинного правила <tex>A \rightarrow a_1 a_2 \ldots a_k</tex>. Применим <tex>A \rightarrow a_1 a_2 \ldots a_k</tex> вместо <tex>A \rightarrow a_1A_1</tex> и удалим в выводе все применения правил, полученных из <tex>A \rightarrow a_1 a_2 \ldots a_k</tex>.
Получим вывод <tex>w</tex> в <tex>\Gamma \cup \Gamma'</tex>, в котором меньше применений правил, отсутствующих в <tex>\Gamma</tex>, чем в исходном. Противоречие.
}}
== Время работы алгоритма ==
Здесь будем понимать под <tex> | \Gamma | </tex> сумму длин правых частей правил. Данный алгоритм добавляет в грамматику <tex>O(\left| \Gamma \right|)</tex> новых нетерминалов, <tex>O(\left| \Gamma \right|)</tex> новых правил длины <tex>O(1)</tex> и, следовательно, работает за <tex>O(\left| \Gamma \right|)</tex>.
== Пример работы ==
Покажем, как описанный алгоритм будет работать на следующей грамматике: <br>: <tex>S \rightarrow AB</tex>, : <tex>A \rightarrow aBcB<br/tex> : <tex>B \rightarrow def</tex>. Для правила <tex>A \rightarrow aBcB</tex>вводим <tex> 2 </tex> новых нетерминала <tex>A_1, A_2</tex> и <tex> 3 <br/tex>новых правила: : <tex>A \rightarrow aA_1</tex>: <tex>A_1 \rightarrow BA_2</tex>: <tex>A_2 \rightarrow cB</tex>. Для правила <tex>B \rightarrow def</tex> вводим <tex> 1 </tex> новый нетерминал <tex>B_1</tex> и <tex> 2 </tex> новых правила: : <tex>B \rightarrow dB_1</tex>: <tex>B_1 \rightarrow ef</tex>. В итоге полученная грамматика <tex>\Gamma'</tex> будет иметь вид: : <tex>S \rightarrow AB</tex> : <brtex>A \rightarrow aA_1</tex> : <tex>A_1 \rightarrow BA_2</tex> : <tex>A_2 \rightarrow cB</tex> : <tex>B \rightarrow dB_1</tex> : <tex>B_1 \rightarrow ef</tex>.
