Удаление eps-правил из грамматики

Основные определения

Определение:

Правила вида [math]A \to \varepsilon[/math] называются [math]\varepsilon[/math]-правилами.

Определение:

Назовем КС грамматику [math]G=(N,\Sigma, P, S)[/math] грамматикой без [math]\varepsilon[/math]-правил (или неукорачивающей), если: [math]P[/math] не содержит [math]\varepsilon[/math]-правил или есть точно одно [math]\varepsilon[/math]-правило [math]S \to \varepsilon[/math], и [math]S[/math] не встречается в правых частях остальных правил из [math]P[/math].

Определение:

Нетерминал [math]A[/math] называется [math]\varepsilon[/math]-порождающим, если [math]A \Rightarrow^* \varepsilon[/math].

Алгоритм удаления ε-правил из грамматики

Поиск ε-порождающих нетерминалов

Вход. КС грамматика [math] G=\langle N,\Sigma, P, S \rangle[/math].

Выход. Множество [math]\varepsilon[/math]-порождающих нетерминалов.

Схема алгоритма:

1. Если [math]A \rightarrow \varepsilon[/math] — правило грамматики [math]G[/math], то [math]A[/math] — [math]\varepsilon[/math]-порождающий нетерминал.
2. Если [math]B \rightarrow C_1C_2...C_k[/math] — правило грамматики [math]G[/math], где каждый [math]C_i[/math] — [math]\varepsilon[/math]-порождающий нетерминал, то [math]B[/math] — [math]\varepsilon[/math]-порождающий нетерминал.

Теорема:

Нетерминал [math]A[/math] является [math]\varepsilon[/math]-порождающим тогда и только тогда, когда вышеприведенный алгоритм идентифицирует [math]A[/math] как [math]\varepsilon[/math]-порождающий.

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Индукция по длине кратчайшего порождения [math]A \Rightarrow^* \varepsilon[/math] База. [math]A \Rightarrow^* \varepsilon[/math] за один шаг, то есть [math]A \rightarrow\varepsilon[/math]. [math]\varepsilon[/math]-порождающий нетерминал [math]A[/math] обнаруживается алгоритмом согласно первому пункту алгоритма. Индукция. Пусть [math]A \Rightarrow^* \varepsilon[/math] за [math]n[/math] шагов. Тогда первых шаг порождения [math]A \rightarrow C_1C_2...C_k[/math], где [math]C_i \Rightarrow^* \varepsilon[/math] за менее, чем [math]n[/math] шагов. По индукционному предположению каждый нетерминал [math]C_i[/math] обнаруживается как [math]\varepsilon[/math]-порождающий. Тогда нетерминал [math]A[/math] обнаружиться вторым пунктом алгоритма как [math]\varepsilon[/math]-порождающий.

[math]\triangleleft[/math]

Схема алгоритма удаления ε-правил из грамматики

Вход. КС грамматика [math] G=\langle N,\Sigma, P, S \rangle[/math].

Выход. КС грамматика [math] G'=\langle N,\Sigma, P', S \rangle : L(G) \setminus \mathcal {f} \varepsilon \mathcal {g} = L(G')[/math].

Схема алгоритма:

1. Найти все [math]\varepsilon[/math]-порождаюшие нетерминалы.
2. Удалить все [math]\varepsilon[/math]-правила из [math]P[/math].
3. Рассмотрим правила вида (*) [math]A \rightarrow \alpha_0 B_1 \alpha_1 B_2 \alpha_2 ... B_k \alpha_k[/math], где [math]\alpha_i[/math] — последовательности из терминалов и нетерминалов, [math]B_j[/math] — [math]\varepsilon[/math]-порождающие нетерминалы. Добавить все возможные правила вида (*), в которых либо присутствует, либо отсутствует [math]B_j\; (1 \le j \le k)[/math], кроме правила [math]A \rightarrow \varepsilon[/math]. Такое правило может возникнуть, если все [math]\alpha_i = \varepsilon[/math].

Замечание

Если в исходной грамматике [math]G[/math] выводится пустое слово [math]\mathcal {f} \varepsilon \mathcal {g}[/math], то для того, чтобы получить эквивалентную грамматику без [math]\varepsilon[/math]-правил, необходимо после применения описанного выше алгоритма добавить новый нетерминал [math]S'[/math], сделать его стартовым, добавить правила [math]S' \rightarrow S|\varepsilon[/math].

Доказательство корректности алгоритма

Теорема:

Если грамматика [math]G'[/math] была построена с помощью описанного выше алгоритма по грамматике [math]G[/math], то [math]L(G') = L(G) \setminus \mathcal {f}\varepsilon \mathcal {g}[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Для этого достаточно доказать, что [math]A \underset{G'}{\Rightarrow}^*w[/math] тогда и только тогда, когда [math]A \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math] и [math]w \ne \varepsilon[/math] (*). [math]\Rightarrow)[/math]<br\> Пусть [math]A \underset{G'}{\Rightarrow}^*w[/math]. Несомненно, [math]w \ne \varepsilon[/math], поскольку [math]G'[/math] - грамматика без [math]\varepsilon[/math]-правил. Докажем индукцией по длине порождения, что [math]A \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math]. Обозначим длину порождения за [math]p[/math]. Базис. [math]p = 1[/math] В этом случае в [math]G'[/math] есть правило [math]A \rightarrow w[/math]. Согласно конструкции [math]G'[/math] в [math]G[/math] есть правило [math]A \rightarrow \alpha[/math], причем [math]\alpha-[/math] это [math]w[/math], символы которой, возможно, перемежаются [math]\varepsilon[/math]-порождающими нетерминалами. Тогда в [math]G[/math] есть порождения [math]A \underset{G}{\Rightarrow} \alpha \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math], где на шагах после первого, из всех нетерминалов в цепочке [math]\alpha[/math] выводиться [math]\varepsilon[/math]. Предположение. Пусть из [math]A \underset{G'}{\Rightarrow}^*w[/math] следует, что [math]A \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math] и [math]w \ne \varepsilon[/math] верно для [math]p \lt n[/math]. Переход. [math]p = n[/math] Пусть в порождении [math]n[/math] шагов, [math]n \gt 1[/math]. Тогда оно имеет вид [math]A\underset{G'}{\Rightarrow}X_1 X_2...X_k \underset{G'}{\Rightarrow}w^*[/math], где [math]X_i \in N \cup \Sigma [/math]. Первое использованное правило должно быть построено по правилу [math]A \rightarrow Y_1 Y_2...Y_m[/math], где цепочка [math]Y_1 Y_2...Y_m[/math] совпадает с цепочкой [math]X_1 X_2...X_k[/math], цепочка [math]Y_1 Y_2...Y_m[/math], возможно, перемежаются [math]\varepsilon[/math]-порождающими нетерминалами. Цепочку [math]w[/math] можно разбить на [math]w_1 w_2...w_k[/math], где [math]X_i \underset{G'}{\Rightarrow}^*w_i[/math]. Если [math]X_i[/math] есть терминал, то [math]w_i = X_i[/math], a если нетерминал, то порождение [math]X_i \underset{G'}{\Rightarrow}^*w_i[/math] содержит менее [math]n[/math] шагов. По предположению [math]X_i \underset{G}{\Rightarrow}^*w_i[/math]. Теперь построим соответствующее порождение в [math]G[/math]. [math]A \underset {G}{\Rightarrow} Y_1 Y_2...Y_m \underset{G}{\Rightarrow}^* X_1 X_2...X_k \underset{G}{\Rightarrow}^* w_1 w_2...w_k = w[/math] Ч.т.д. [math]\Leftarrow)[/math] Пусть [math]A \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math]  и  [math]w \ne \varepsilon[/math]. Докажем индукцией по длине порождения, что [math]A \underset{G'}{\Rightarrow}^*w[/math]. Обозначим длину порождения за [math]p[/math]. Базис. [math]p = 1[/math] [math]A \rightarrow w[/math] является правилом в [math]G[/math]. Поскольку [math]w \ne \varepsilon[/math], это же правило будет и в [math]G'[/math], поэтому [math]A \underset{G'}{\Rightarrow}^*w[/math]. Предположение. Пусть из [math]A \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math] и [math]w \ne \varepsilon следует, что A \underset{G'}{\Rightarrow}^*w [/math] верно для [math]p \lt n[/math]. Переход. [math]p = n[/math] Пусть в порождении [math]n[/math] шагов, [math]n \gt 1[/math]. Тогда оно имеет вид [math]A\underset{G}{\Rightarrow}Y_1 Y_2...Y_m \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math], где [math]Y_i \in N \cup \Sigma [/math]. Цепочку [math]w[/math] можно разбить на [math]w_1 w_2...w_m[/math], где [math]Y_i \underset{G'}{\Rightarrow}^*w_i[/math]. Пусть [math]X_1, X_2, ... X_k[/math] будут теми из [math]Y_j[/math] (в порядке записи), для которых [math]w_i \ne \varepsilon[/math]. [math]k \ge 1[/math], поскольку [math]w \ne \varepsilon[/math]. Таким образом [math]A \rightarrow X_1 X_2 ... X_k[/math] является правилом в [math]G'[/math] по построению [math]G'[/math]. Утверждаем, что [math] X_1 X_2...X_k \underset{G}{\Rightarrow}^*w[/math], поскольку только [math]Y_j[/math], которых нет среди [math]X_1, X_2, ... X_k[/math], использованы для порождения [math]\varepsilon[/math] и не вносят ничего в порождение [math]w[/math]. Так как каждое из порождений [math]Y_j \underset{G}{\Rightarrow}^*w_j[/math] содержит менее [math]n[/math] шагов, к ним можно применить предположение индукции и заключить, что если [math]w_j \ne \varepsilon[/math], то [math]Y_j \underset{G'}{\Rightarrow}^*w_j[/math]. Таким образом [math]A \underset{G'}{\rightarrow} X_1 X_2 ... X_k \underset{G'}{\Rightarrow}^* w[/math]. Ч.т.д. Подставив [math]S[/math] вместо [math]A[/math] в утверждение (*), видим, что [math]w \in L(G)[/math] для [math]w \ne \varepsilon[/math] тогда и только тогда, когда [math]w \in L(G')[/math].

[math]\triangleleft[/math]

Литература

• Хопкрофт Д., Мотвани Р., Ульман Д. Введение в теорию автоматов, языков и вычислений, 2-е изд. : Пер. с англ. — Москва, Издательский дом «Вильямс», 2002. — С. 273: ISBN 5-8459-0261-4 (рус.)