不确定有限状态自动机的确定化
【实验目的】
输入：非确定有限（穷）状态自动机。
输出：确定化的有限（穷）状态自动机。
【实验原理】
同一个字符串α可以由多条通路产生，而在实际应用中，作为描述控制过程的自动机，通常都是确定有限自动机DFA，因此这就需要将不确定有限自动机转换成等价的确定有限自动机，这个过程称为不确定有限自动机的确定化，即NFA确定化为DFA。
NFA确定化的实质是以原有状态集上的子集作为DFA上的一个状态，将原状态间的转换为该子集间的转换，从而把不确定有限自动机确定化。经过确定化后，状态数可能增加，而且可能出现一些等价状态，这时就需要简化。
【程序代码】
#include
#include
#include
using namespace std;
#define max 100
struct edge{
string first;//边的初始结点
string change;//边的条件
string last;//边的终点
};
int N;//NFA的边数
vector
string closure(string a,edge *b)
{
int i,j;
for(i=0;i { for(j=0;j { if(b[j].first[0]==a[i]&&b[j].change=="&") { a=a+b[j].last[0]; } } } return a; } string move(string jihe,char ch,edge *b) { int i,j; string s=""; for(i=0;i { for(j=0;j { if(b[j].first[0]==jihe[i]&&b[j].change[0]==ch) s=s+b[j].last; } } return s; } string sort(string t) { int k,i,j; char tt; for(i=0;i { k=i; for(j=i+1;j { if(t[j] } tt=t[k];t[k]=t[i];t[i]=tt; } return t; } void main() { int i,j,x=0,h,length,m,d=0; string Change; string First,Last;//初态，终态， string T[max],ss; edge *b=new edge[max]; cout<<"请输入各边信息：起点条件（空用&表示）终点，以输入#结束。"< for(i=0;i { cin>>b[i].first; if(b[i].first=="#")break; else cin>>b[i].change>>b[i].last; } N=i; cout<<"请输入该NFA的初态及终态："< cin>>First>>Last; cout<<"请输入此NFA状态中的输入符号即边上的条件:"< T[x]=closure(First,b); T[x]=sort(T[x]); value.push_back(0); i=0; while(value[i]==0&&value.size()) { value[i]=1; for(j=0;j { ss=""; ss=move(T[i],Change[j],b); length=value.size(); { if(T[h]==sort(closure(ss,b)))break; } if(h==length) { T[++x]=sort(closure(ss,b)); value.push_back(0); } } i++; } edge *DFA=new edge[max]; for(i=0;i<=x;i++)//构造DFA的各边 { for(j=0;j { DFA[d].first=T[i]; DFA[d].change=Change[j]; ss=""; ss=sort(closure(move(T[i],Change[j],b),b)); if(ss==T[m])DFA[d++].last=T[m]; } } cout<<"此NFA构造的DFA的各边信息如下："< for(i=0;i { for(m=0;m<=x;m++) { if(DFA[i].first==T[m])cout< } for(m=0;m<=x;m++) if(DFA[i].last==T[m])cout<<" "< } cout<<"该DFA的初态为："; for(m=0;m<=x;m++) { for(j=0;j { ss=T[m]; if(ss[j]==First[0])cout< } } cout<<"该DFA的终态为："; for(m=0;m<=x;m++) { for(j=0;j { ss=T[m]; if(ss[j]==Last[0])cout< } } cout< system("pause"); } 【结果截图】 编译原理实验报告 实验名称不确定有限状态自动机的确定化 实验时间 院系计算机科学与技术学院 班级 学号 姓名 1.试验目的 输入：非确定有限（穷）状态自动机。 输出：确定化的有限（穷）状态自动机 2.实验原理 一个确定的有限自动机（DFA）M可以定义为一个五元组，M＝（K，∑，F，S，Z），其中： （1）K是一个有穷非空集，集合中的每个元素称为一个状态； （2）∑是一个有穷字母表，∑中的每个元素称为一个输入符号； （3）F是一个从K×∑→K的单值转换函数，即F（R，a）＝Q，（R，Q∈K）表示当前状态为R，如果输入字符a，则转到状态Q，状态Q称为状态R的后继状态； （4）S∈K，是惟一的初态； （5）Z?K，是一个终态集。 由定义可见，确定有限自动机只有惟一的一个初态，但可以有多个终态，每个状态对字母表中的任一输入符号，最多只有一个后继状态。 对于DFA M，若存在一条从某个初态结点到某一个终态结点的通路，则称这条通路上的所有弧的标记符连接形成的字符串可为DFA M所接受。若M的初态结点同时又是终态结点，则称ε可为M所接受（或识别），DFA M所能接受的全部字符串（字）组成的集合记作L（M）。 一个不确定有限自动机（NFA）M可以定义为一个五元组，M＝（K，∑，F，S，Z），其中： （1）k是一个有穷非空集，集合中的每个元素称为一个状态； （2）∑是一个有穷字母表，∑中的每个元素称为一个输入符号； （3）F是一个从K×∑→K的子集的转换函数； （4）S?K，是一个非空的初态集； （5）Z?K，是一个终态集。 由定义可见，不确定有限自动机NFA与确定有限自动机DFA的主要区别是： （1）NFA的初始状态S为一个状态集，即允许有多个初始状态； （2）NFA中允许状态在某输出边上有相同的符号，即对同一个输入符号可以有多个后继状态。即DFA中的F是单值函数，而NFA中的F是多值函数。 因此，可以将确定有限自动机DFA看作是不确定有限自动机NFA的特例。和DFA一样，NFA也可以用矩阵和状态转换图来表示。 对于NFA M，若存在一条从某个初态结点到某一个终态结点的通路，则称这条通路上的所有弧的标记（ε除外）连接形成的字符串可为M所接受。NFA M所能接受的全部字符串（字）组成的集合记作L（M）。 由于DFA是NFA的特例，所以能被DFA所接受的符号串必能被NFA所接受。 设M 1和M 2 是同一个字母集∑上的有限自动机，若L（M 1 ）＝L（M 2 ），则称有 限自动机M 1和M 2 等价。 龙源期刊网 https://www.doczj.com/doc/766402377.html, 有限状态自动机模型 作者：刘威 来源：《新课程·教师》2015年第09期 当我们用计算机进行问题的求解时，首先需要用适当的数据进行问题表示，然后再设计 相应的算法对这些数据进行变换处理来获得问题的求解结果。因此，对问题进行建模和形式化表示，然后进行处理是进行计算机求解的基本途径。数理逻辑、自动机理论给出了如何描述一些基本问题以及如何建立问题的抽象表示，并通过对这些抽象化的表示的性质和它的变化方法进行研究。这些模型都是问题数学模型的典范，给计算机问题求解提供了坚实的理论基础，是计算机求解问题的重要方法和思想。 计算机科学与技术学科是以数学和电子学科为基础发展起来的，一方面研究计算机领域 中的一些普遍规律，描述计算的基本概念与模型，其重点是描述现象、解释规律。另一方面是包括计算机硬件、软件的计算机系统设计和实现的工程技术，简单地说，计算机科学与技术学科通过在计算机上建立模型并模拟物理过程来进行科学调查和研究，它系统地研究信息描述和变换算法，主要包括信息描述和变换算法的理论、分析、效率、实现和应用。 所有问题的描述都要以计算机能识别的语言来实现，计算机语言的文法描述提供了生成 语言的手段，但是，对于语言句子的识别来说，我们需要一些识别语言的模型，我们可以称这种模型为语言的识别模型。这种识别模型应该满足必要的约束条件，首先模型具有有穷个状态，不同的状态代表不同的意义。按照实际的需要，模型可以在不同的状态下完成特定语言的识别。我们可以将输入数据中出现的符号组成一个字符的列表。模型将输入数据作为线性表来进行处理和变换。模型有一个初始的状态，它是系统的开始状态，系统在这个状态下开始进行问题的求解。模型中还有一些状态表示它到目前为止所读入的字符构成的字符串是模型从开始状态引导到这种状态的所有字符串构成的语言就是模型所能识别的输入。我们可以将此模型对应成有穷状态自动机的物理模型，在处理问题的时候，它可以接受一个关于问题的输入数据，数据以字符串的形式提供，我们把这些输入数据划分成一系列的小部分，每个部分由若干字符组成，为了不让输入数据量影响该模型对问题的处理，我们约定，输入数据从开始输入时的时间点开始处理，输入状态可以是无穷的，这就是说，从输入第一部分数据开始，输入端可以有任意长度的输入序列。而且，模型有一个有穷状态控制器，该控制器的状态只有有穷多个，并且规定，模型的每一个动作分为三步，读入待输入的字符，根据当前的状态和读入的字符改变有穷控制器的状态，读下一部分输入数据。计算机的各个组成部分，既包括硬件系统也包括软件系统，都可以对其进行形式化的定义，计算机的硬件系统包括中央处理器、存储器、外部设备，可以形式化地用一个三元组来描述，对计算机个各个硬件部分进行管理的软件的功能也可以用形式化的方法来描述，例如，操作系统的各个功能模块、处理器管理、线程调度、文件系统、设备驱动程序、网络通信管理、虚拟内存管理等都可以进行形式化的定义。有穷状态机就是进行这种形式化定义的模型，有穷状态机是一个五元组，分别是描述状态的有穷非空集合，它称为有穷状态机的一个状态，输入符号表，所有输入有穷状态机的关于问题的描述都是这个符号表中的符号组成的字符串。状态转换函数，表示有穷状态自动机在某一状态读入字符，将 有限状态自动机的确定化 姓名：翟彦清学号：E10914127 一、实验目的 设计并实现将 NFA确定化为DFA的子集构造算法，从而更好地理解有限自动机之间的等价性，掌握词法分析器自动产生器的构造技术。该算法也是构造LR分析器的基础。 输入：非确定有限(穷)状态自动机。 输出：确定化的有限(穷)状态自动机二、实验原理 一个确定的有限自动机(DFA M可以定义为一个五元组，M k( K,E, F, S, Z),其中： (1)K是一个有穷非空集，集合中的每个元素称为一个状态； (2)刀是一个有穷字母表，刀中的每个元素称为一个输入符号； (3)F是一个从K XE^ K的单值转换函数，即 F (R, a)= Q ( R, Q€ K)表示当前状态为R,如 果输入字符 a,则转到状态 Q,状态Q称为状态R的后继状态； (4)S€ K,是惟一的初态； (5)Z K,是一个终态集。 由定义可见,确定有限自动机只有惟一的一个初态,但可以有多个终态,每个状态对字母表中的任一输入符号,最多只有一个后继状态。 对于DFAM,若存在一条从某个初态结点到某一个终态结点的通路，则称这条通路上的所有弧的标记符连接形成的字符串可为DFAM所接受。若M的初态结点同时又是终态结点，则称&可为 M所接受(或识别)，DFA M所能接受的全部字符串(字)组成的集合记作 L(M)。 一个不确定有限自动机(NFA M可以定义为一个五元组，M=(K, E, F, S, Z), 其中：( 1) k 是一个有穷非空集,集合中的每个元素称为一个状态； (2)E是一个有穷字母表，E中的每个元素称为一个输入符号； (3)F是一个从K xE^ K的子集的转换函数； (4)S K,是一个非空的初态集； (5)Z K,是一个终态集。 由定义可见，不确定有限自动机 NFA与确定有限自动机DFA的主要区别是： (1)NFA的初始状态S为一个状态集，即允许有多个初始状态； (2)NFA中允许状态在某输出边上有相同的符号，即对同一个输入符号可以有多个后继状态。即DFA中的F是单值函数，而NFA中的F是多值函数。 因此，可以将确定有限自动机DFA看作是不确定有限自动机NFA的特例。和DFA—样，NFA也可以用矩阵和状态转换图来表示。 对于NFAM,若存在一条从某个初态结点到某一个终态结点的通路，则称这条通路上的所有弧的标记(&除外)连接形成的字符串可为M所接受。NFAM所 能接受的全部字符串(字)组成的集合记作 L(M)。 由于DFA是 NFA的特例，所以能被DFA所接受的符号串必能被NFA所接受。 设M和M是同一个字母集E上的有限自动机，若 L (M)= L (M),贝U称有限自动机M和M等价。 由以上定义可知，若两个自动机能够接受相同的语言，则称这两个自动机等价。DFA是 NFA的特例，因此对于每一个 NFAM总存在一个DFAM，使得L (M) 二L (M)。即一个不确定有限自动机能接受的语言总可以找到一个等价的确定有限自动机来接受该 编译原理实验报告(二) E01214055 鲁庆河 1.实验名称： 不确定有穷状态自动机的确定化 2.实验目的： a)输入：非确定有穷状态自动机NFA b)输出：确定化的有穷状态自动机DFA 3.实验原理： a)NFA确定化为DFA 同一个字符串α可以由多条通路产生，而在实际应用中，作为描述控制过程的自动机，通常都是确定有限自动机DFA，因此这就需要将不确定有限自动机转换成等价的确定有限自动机，这个过程称为不确定有限自动机的确定化，即NFA确定化为DFA。 b)NFA的确定化算法 ----- 子集法： ●若NFA的全部初态为S1，S2，…，S n，则令DFA的初态为： S＝[S1，S2，…，S n]，其中方括号用来表示若干个状态构成的某一状态。 ●设DFA的状态集K中有一状态为[S i，S i+1，…，S j]，若对某符号a∈∑，在NFA中有F（{ S i，S i+1，…，S j}，a） ={ S i’，S i+1’，…，S k’ },则令F（{ S i，S i+1，…，S j }，a）={ S i’，S i+1’，…，S k’ }为DFA的一个转换函数。 若[ S i’，S i+1’，…，S k‘ ]不在K中，则将其作为新的状态加入到K中。 ●重复第2步，直到K中不再有新的状态加入为止。 ●上面得到的所有状态构成DFA的状态集K，转换函数构成DFA的F，DFA的字母表仍然是NFA的字母表∑。 ●DFA中凡是含有NFA终态的状态都是DFA的终态。 c)closure（I）函数，move(I,a)函数的 假设I是NFA M状态集K的一个子集（即I∈K），则定义ε-closure（I）为： 1.若Q∈I，则Q∈ε-closure（I）； 2.若Q∈I，则从Q出发经过任意条ε弧而能到达的任何状态Q’，则Q’∈closure（I）。 3.状态集ε-closure（I）称为状态I的ε闭包。 假设NFA M＝( K,∑,F,S,Z ),若I∈K，a∈∑,则定义I a＝closure（J）,其中J是所有从closure（I）出发,经过一条a弧而到达的状态集。 NFA确定化的实质是以原有状态集上的子集作为DFA上的一个状态,将原状态间的转换为该子集间的转换，从而把不确定有限自动机确定化。经过确定化后，状态数可能增加,而且可能出现一些等价状态，这时就需要简化。 4.实验思路：(数据结构及变量设计等) 不确定有限状态自动机的确定化(NFA TO DFA) 不确定有限状态自动机的确定化（NFA TO DFA）2008-12-05 22:11 #include void eclouse(char c,string &he,edge b[]) { int k; for(k=0;k 不确定的有限自动机转为确定的自动机 可以识别语言(a|b)*ab 的NFA 的 转换图如图示。 识别(a|b)*ab 的NFA 转换表：每个状态一行，每个输入符号和 （如果需要的话）各占一列，表的第i 行中符号a 的条目是一个状态集合（说得更实际一些，是状态集合的指针），这是NFA 在输入为a 时，状态i 所到达的状态集合。下图是对应的NFA 的转换表。 转换表的优点是可以快速访问给定状态和字符的状态集，缺点是，当输入字母表较大，并且大多数转换是空集时，会占用大量的空间。 转换 例子 识别(a|b)*ab的NFA 这里输入字母表是{a,b},令A={0,1,2,4,7},ε-closure(move(A,a)),在A中，只有2和7有a 转换，分别转到3和8，因此move(A,a)={3,8}，故ε-closure(move(A,a))= ε-closure({3,8}) ={1,2,3,4,6,7,8}，这是因为ε-closure（3）={1,2,3,4,6,7}，并且ε-closure（8）={8}，记 B={1,2,3,4,6,7,8}。于是，B ) (δ。 , A= a 从图中可看出，在A={0,1,2,4,7}中，只有状态4含b转换到5，故该DFA状态A的b转换到达ε-closure(move(A,b))= ε-closure（{5}）={1,2,4,5,6,7},记C={1,2,4,5,6,7}。 用新的没有标记的的集合B和C继续这个过程，最终会达到这样：所有的集合（即 DFA的所有状态）都已标记，因为10个状态的集合的不同子集只有102个，一个集合一旦标记就永远是标记的，所以到终止是肯定的。 对于状态B={1,2,3,4,6,7,8},只有2和7有有a转换，分别到3和8，ε-closure(move(B,a))= ε-closure({3,8})={1,2,3,4,6,7,8}. 同样，对状态B={1,2,3,4,6,7,8}，只有状态4和8有b转换，分别转到5和9，故 ε-closure(move(B,b))= ε-closure({5,9})={1,2,4,5,6,7,9},记D={1,2,4,5,6,7,9}. 对C={1,2,4,5,6,7}，有2和7有a转换，分别转到3和8，因此move(C,a)={3,8}，故ε-closure(move(C,a))= ε-closure({3,8})={1,2,3,4,6,7,8}=B. 对C={1,2,4,5,6,7},只有状态4含b转换到5, 故 不确定有限状态自动机的确定化 【实验目的】 输入：非确定有限（穷）状态自动机。 输出：确定化的有限（穷）状态自动机。 【实验原理】 同一个字符串α可以由多条通路产生，而在实际应用中，作为描述控制过程的自动机，通常都是确定有限自动机DFA，因此这就需要将不确定有限自动机转换成等价的确定有限自动机，这个过程称为不确定有限自动机的确定化，即NFA确定化为DFA。 NFA确定化的实质是以原有状态集上的子集作为DFA上的一个状态，将原状态间的转换为该子集间的转换，从而把不确定有限自动机确定化。经过确定化后，状态数可能增加，而且可能出现一些等价状态，这时就需要简化。 【程序代码】 #include string first;//边的初始结点 string change;//边的条件 string last;//边的终点 }; int N;//NFA的边数 vector 第二章 词法分析 2.1 完成下列选择题： (1) 词法分析器的输出结果是 。 a. 单词的种别编码 b. 单词在符号表中的位置 c. 单词的种别编码和自身值 d. 单词自身值 (2) 正规式M1和M2等价是指 。 a. M1和M2的状态数相等 b. M1和M2的有向边条数相等 c. M1和M2所识别的语言集相等 d. M1和M2状态数和有向边条数相等 (3) DFA M(见图2-1)接受的字集为 。 a. 以0开头的二进制数组成的集合 b. 以0结尾的二进制数组成的集合 c. 含奇数个0的二进制数组成的集合 d. 含偶数个0的二进制数组成的集合 【解答】 (1) c (2) c (3) d 图2-1 习题2.1的DFA M 2.2 什么是扫描器？扫描器的功能是什么？ 【解答】 扫描器就是词法分析器，它接受输入的源程序，对源程序进行词法分析并识别出一个个单词符号，其输出结果是单词符号，供语法分析器使用。通常是把词法分析器作为一个子程序，每当词法分析器需要一个单词符号时就调用这个子程序。每次调用时，词法分析器就从输入串中识别出一个单词符号交给语法分析器。 2.3 设M=({x,y}, {a,b}, f, x, {y})为一非确定的有限自动机，其中f 定义如下： f(x,a)={x,y} f {x,b}={y} f(y,a)=Φ f{y,b}={x,y} 试构造相应的确定有限自动机M ′。 【解答】 对照自动机的定义M=(S,Σ,f,So,Z)，由f 的定义可知f(x,a)、f(y,b)均为多值函数，因此M 是一非确定有限自动机。 先画出NFA M 相应的状态图，如图2-2所示。 图2-2 习题2.3的NFA M 用子集法构造状态转换矩阵，如表 表2-1 状态转换矩阵 1b a 有限自动机ATM机状态转换 0引言 有限自动机源于20世纪40年代，是一种用于研究离散事件动态系统的数学模型,1943年麦克卡赛(McCulloch)与皮特斯(Pitts)建立了模拟神经网络的自动机。1956年莫尔(Moore)建立了描述计算机的时序机的概念。此后,自动机理论迅速发展,与计算机技术密切结合,在人工智能、自动控制等领域有广泛应用。有限自动机是计算机科学的重要基石,它可以用来研究时序线路与计算机的构造,是计算机硬件的理论基础。由于计算机中的数以二进制形式表示,所以计算机基本的加法器功能可以用有限自动机来实现。计算机的操作系统在信息处理进程中需要一定资源。在不同资源条件下,进程处于不同的状态。进程活动中要不断提出申请资源和归还资源的请求,这些请求与进程的状态和资源的条件有关。操作系统的这些活动体现了一个有限自动机的功能特征,因此操作系统的信息处理过程可以用有限自动机来刻画。 1 ATM机状态分析 ATM机是当前银行较为常用的一种用户自助操作的机器，它是以实时操作系统软件基础实现的强实时系统。ATM机具有事务的基本特性，即：原子性、一致性、隔离性、持久性。其中，原子性保证了事务的操作是一个完整的过程，要么做，要么不做；一致性：保证事务从一个一致性状态转换到另外一个一致性状态，此特性与原子性密切相关；隔离性：即一个事务的执行不被其他事务所干扰，各事务之间执行互不干扰；持久性：即一个事务一旦提交，它对数据库中的数据改变就是永久性的。从插卡到某个动作操作成功为一个原子操作，要么成功，提交事务，更新数据库；要么失败，退回到插卡前的操作，数据库中数据仍为原来的数据，不发生改变。本文从ATM机的基本状态出发来讨论ATM机中的状态迁移。 ATM机的基本状态包含了插卡，输入密码，余额查询，取款，存款，转账，退出这几个基本状态。其中初始阶段为等待插卡阶段，此阶段等待磁卡的插入；插入以后则系统状态变为插卡状态，此状态判断插入的磁卡是否有效，有效则跳转到输入密码状态，系统状态变为登录状态，此时可以根据需要进行查询、取款、存款、转账等状态的转换；若输入密码错误则继续保持插卡状态等待正确的用户 一:有语言L={w|w∈{0,1}*，并且w中至少有两个1，又在任何两个1之间有偶数个0 }，试写出该语言的正规表达式。 对于语言L，w中至少有两个1，且任意两个1之间必须有偶数个0；也即在第一个1之前和最后一个1之后，对0的个数没有要求。据此我们求出L的正规式为0*1(00(00)*1)*00(00)*10* 二：设语言L是满足下述条件的符号串构成的语言：若出现 a ，则其后至少紧跟两个 c ；请给出识别L 的正规表达式。其中字母表为{a,b,c} (acc|b|c)* 三：写出下面NFA识别的正规式 (a|b)ab* 三：已知文法G1: S→aB|ε B→bC|bD C→cB|c D→d 试构造其对应的最小DFA,并给出状态转换图和构造过程。 确定化： 最小化： {1，5，4} {2，3} {1}{5}{4}{2}{3} 上图即为最小DFA 四:设有L(G)={a 2n+1b 2m a 2p+1| n ≥0,p ≥0,m ≥1}。 (1) 给出描述该语言的正规表达式； (2) 构造识别该语言的确定有限自动机(可直接用状态图形式给出)并化简。 该语言对应的正规表达式为a(aa)*bb(bb)*a(aa)*，正规表达式对应的NFA 如图： 确定化：（按照定义，上图已经是DFA ，所以下面确定化不做也是可以的，直接最小化） 由最小化方法得到 {0,2} {1} {3,5} {4,6} {7} 最简的DFA ： a 重新命名 五： 将图所示的非确定有限自动机(NFA)变换成等价的确定有限自动机(DFA)并化简。其中，X 为初态，Y 为终态。然后根据最小DFA ，写出对应的正规文法（右线性） b 重新命名 1 引言 1.1课程设计的背景 空调的发明已经列入20世纪全球十大发明之一，它首次向世界证明了人类对环境温度、湿度、通风和空气品质的控制能力。19世紀，英国科学家及发明家麦克·法拉第(Michael Faraday)，发现压缩及液化某种气体可以將空气冷冻，当时其意念仍流于理论化。二十世纪六七十年代美国为解决干旱缺水地区的冷热源问题而率先研制出风冷式冷水机，用空气散热代替冷却塔，其英文名为Air cool chiller, 简称Chiller。之后，设备设计和制造技术在90年代被转让到中国[1]。 随着人们生活水平的逐渐提高，空调产品也将由“生活奢侈品”逐渐转变为日常生活用品。在空调健康、节能功能以及外观设计上，国内企业也经过引进、消化、吸收，技术水平及产品质量都在不断趋于完善，我国已经发展成为世界空调产业重要的研发和生产基地。随着经济的发展，空调已成为必备的家用电器，对空调的设计更加重要。随着社会需求的变化，空调朝着节能、环保及智能化方向发展。 1.2课程设计的目的 本课程设计的目的是在掌握EDA实验开发系统的初步使用基础上，了解EDA技术，对空调系统进一步了解，掌握其有限状态自动机工作原理。通过本次课程设计更好地巩固和加深对基础知识的理解，学会设计中小型数字系统的方法，独立完成仿真过程，增强理论联系实际的能力，提高电路分析和理解能力。为日后的学习和工作奠定基础。 1.3课程设计的任务 本课程设计任务是通过设计空调系统有限状态自动机的基本方法学习硬件设计的基本思想和基本流程，采用Max+plus2等软件为开发工具。通过对计算机硬件和软件解决方案的论证，对应用领域进行调查分析，参考各种资料和进行硬件开发实践。在指导老师的帮助下，已经基本上成功地实现了设计任务书的要求。 1.4课程设计的内容 本课程设计主要完成基于VHDL的空调系统的设计与实现。本文运用有限状态自动机的方法，设计了状态机进程与信号控制进程相互配合。在状态机进程中定义了6个 不确定有限状态自动机的确定化（NFA TO DFA）2008-12-05 22:11 #include void eclouse(char c,string &he,edge b[]) { int k; for(k=0;k 一、选择题 1. 词法分析器的输入（） A．单词符号B．源程序 C．语法单位D．目标程序 2.构造编译程序应该掌握( )。 A. 源程序 B.目标语言 C.目标代码生成 D.以上三者都要 3. 编译程序绝大多数时间花在（）。 A.出错处理 B.词法分析 C.目标代码生成 D.表格管理 4. 编译程序的各阶段都涉及到（）。 A.词法分析 B.表格管理 C. 语法分析 D. 语义分析 5. 解释程序和编译程序的区别是（）之间的转换。 A.是否生成中间代码 B.加工的对象不同 C. 使用的实现技术不同 D.是否生成目标代码 6. 一个上下文无关文法G包含四个组成部分，依次为：一组（G），一组（H），一个（E）和一组（C）。 A．字符串 B. 字母数字串 C.产生式 D.结束符号E.开始符号 F.文法 G.非终结符 H.终结符 7. 一个语言的文法是（）。 A．唯一的 B. 不唯一的 C.数量有限的 8. 编译程序中的语法分析器接受以（）为单位的输入，并产生有关信息供以后各阶段使用。 A.表达式 B.产生式 C.单词 D.语句 9. 文法的二义性和语法的二义性是两个（）的概念。 A.不同 B.相同 C.无法判断 10、如果L(M)=L(M'），则M与M'（） A．等价B．M与M'都是二义的 C．M与M'都是无二义的D．他们的状态数相等 11、如果文法G是无二义的，则它的任何句子α（） A．最左推导和最右推导对应的语法树必定相同 B．最左推导和最右推导对应的语法树可能不同 C．最左推导和最右推导必定相同 D．可能存在两个不同的最左推导，但它们对应的语法树相同 12、给定文法, A-> bA | cc, 下面哪些符号串可由其推导出（）。 { = 1 \* GB3 |①cc b*cc b*cbcc bccbcc bbbcc 可选项有： a. b. c. d. e. 13. 若一个文法是递归的，则它所产生语言的句子个数（）。 a.必定是无穷的 b.是有限个的 c.根据具体情况而定 14. Chmosky的3型语言是这样一种语言，其产生式限制为____。 a.A-> π b. A->a A->aB c.α->β d. αAβ->απβ 15. 词法分析器的输出结果是（）。 A、单词自身值 B、单词在符号表中的位置 C、单词的种别编码 D、单词的种别编码和自身值 16、文法：G：S→xSx | y所识别的语言是（）。 A、xyx B、（xyx）* C、x+yx+ D、{x n yx n |（n≥0）} 二、判断题 设有文法G[I]: I->I1/I0/Ia/Ic/a/b/c 判断下面符号串中哪些是该文法的句子. (1) ab0 (2)a0c01 (3)aaa (4)bc10 (5)aabc (6)bbca 答：(1)错误 (2)正确 (3)正确 (4)正确 (5)错误 (6)错误 三、问答题 淮阴工学院 编译原理课程设计报告 选题名称:有穷自动机的化简与确定化 系（院）:计算机工程学院 专业:计算机科学与技术 班级:软件1071 姓名: XXX 学号: XXXXXXX 指导教师:王文豪、陈剑洪 学年学期:2010 ~ 2011 学年第 1 学期 2010 年12 月30 日 设计任务书 指导教师（签章）： 年月日 摘要： 编译原理课程是高校计算机类专业的重要基础和骨干课程，对计算机专业的学生的重要性与高等数学对理科学生的重要性几乎可以相提并论。内容包括语言和文法、词法分析、语法分析、语法制导翻译、中间代码生成、存储管理、代码优化和目标代码生成。在编译系统中，词法分析阶段是整个编译系统的基础。对于单词的识别，有穷自动机FA也叫有限自动机，是一种十分有效的工具，机器识别的语言是正规语言。有穷自动机由其映射f是否为单值而分为确定的有穷自动机DFA和非确定的有穷自动机NFA，唯一区别是它们的转移函数不同。DFA对每一个可能的输入只有一个状态的转移，NFA对每一个可能的输入可以有多个状态转移，接受到输入时从这多个状态转移中非确定地选择一个。NFA 可以转化为DFA，确定化后的自动机可以最小化。 关键词：NFA；DFA；确定化；最小化；正规语言；有穷自动机； 目录 1课题综述 (1) 1.1课题来源 (1) 1.2课题意义 (1) 1.3预期的目标 (1) 1.4面对的问题 (1) 1.5需解决的关键技术 (1) 2 系统分析 (2) 2.1涉及的知识基础 (2) 2.2总体方案 (3) 2.3解决问题的基本思路 (3) 2.4功能模块图 (4) 3 系统设计 (4) 3.1实现原理 (4) 3.2实现方法 (5) 3.3详细流程图 (6) 4代码编写 (7) 4.1NFA到DFA的转化 (7) 5 程序调试 (8) 5.1调试步骤 (8) 5.2发现的问题 (9) 5.3解决的方法 (9) 6 运行与测试 (9) 总结 (12) 致谢 (13) 参考文献 (14)不确定有限状态自动机的确定化
有限状态自动机模型
有限状态自动机的确定化
不确定有穷状态自动机的确定化实验报告
不确定有限状态自动机的确定化(NFA TO DFA)
将不确定的有限自动机转换为确定的自动机
不确定有限状态自动机的确定化
编译原理教程课后习题答案——第二章
有限自动机ATM机状态转换
第三章 编译原理参考答案(1)
空调系统有限状态自动机的设计
不确定有限状态自动机的确定化(NFA TO DFA)
编译原理小测验(有答案)
有穷自动机的化简与确定化
相关主题
文本预览