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comparison notes/tex/grammars.tex @ 3:624c6e0e4383
first slides
author | Markus Kaiser <markus.kaiser@in.tum.de> |
---|---|
date | Sun, 13 Apr 2014 20:22:34 +0200 |
parents | a9275b863a0d |
children | e1b3b7b99d28 |
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2:dcbc3181a802 | 3:624c6e0e4383 |
---|---|
1 \defineUnit{grammatik}{% | 1 \defineUnit{grammatik}{% |
2 \begin{frame} | 2 \begin{frame} |
3 \frametitle{Grammatiken} | 3 \frametitle{Grammatiken} |
4 \setbeamercovered{dynamic} | 4 \setbeamercovered{dynamic} |
5 | 5 |
6 \begin{definition}[Kontextfreie Grammatik] | 6 \begin{definition}[Grammatik] |
7 Eine \alert{kontextfreie Grammatik} $G = (V, \Sigma, P, S)$ ist ein 4-Tupel: | 7 Eine \structure{(Phrasenstruktur-)Grammatik} $G = (V, \Sigma, P, S)$ ist ein 4-Tupel: |
8 \begin{description} | 8 \begin{description} |
9 \item[V] endlich viele \alert{Nichtterminale} (Variablen) | 9 \item[V] endlich viele \alert{Nichtterminale} (Variablen) |
10 \item[$\Sigma$] ein Alphabet von \alert{Terminalen} | 10 \item[$\Sigma$] ein Alphabet von \alert{Terminalen} |
11 \item[P] endlich viele \alert{Produktionen} $\subseteq V \times \left( V \cup \Sigma \right)^*$ | 11 \item[P] endlich viele \alert{Produktionen} $\subseteq \left( V \cup \Sigma \right)^* \times \left( V \cup \Sigma \right)^*$ |
12 \item[S] ein \alert{Startsymbol} | 12 \item[S] ein \alert{Startsymbol} (Axiom) |
13 \end{description} | 13 \end{description} |
14 \end{definition} | 14 Ist $(l, r) \in P$, so schreibt man \structure{$l \rightarrow r$}. |
15 | 15 \end{definition} |
16 \begin{example}[Vorbereitung 3] | 16 |
17 \vfill | |
18 | |
19 \begin{example}[] | |
17 $\Sigma = \left\{ 0, 1 \right\}$. Grammatik für alle Wörter ungerader Länge, bei denen alle Nullen vor der ersten Eins stehen und weniger Nullen als Einsen vorhanden sind. | 20 $\Sigma = \left\{ 0, 1 \right\}$. Grammatik für alle Wörter ungerader Länge, bei denen alle Nullen vor der ersten Eins stehen und weniger Nullen als Einsen vorhanden sind. |
18 \pause | 21 \visible<2>{ |
19 \[ | 22 \begin{align} |
20 S \rightarrow 0S1 \mid S11 \mid 1 | 23 S \rightarrow 0S1 \mid S11 \mid 1 |
21 \] | 24 \end{align} |
25 } | |
22 \end{example} | 26 \end{example} |
23 \end{frame} | 27 \end{frame} |
24 } | 28 } |
25 | 29 |
26 \defineUnit{ableitung}{% | 30 \defineUnit{ableitung}{% |
27 \begin{frame} | 31 \begin{frame} |
28 \frametitle{Ableitungsrelation} | 32 \frametitle{Ableitungsrelation} |
29 \setbeamercovered{dynamic} | 33 \setbeamercovered{dynamic} |
30 | 34 |
31 \begin{definition}[Ableitungsrelation] | 35 \begin{definition}[Ableitungsrelation] |
32 Eine CFG $G$ induziert eine \alert{Ableitungsrelation} $\rightarrow_G$ auf Wörtern über $V \cup \Sigma$: | 36 Eine Grammatik $G$ induziert eine \structure{Ableitungsrelation} $\rightarrow_G$ auf Wörtern über $V \cup \Sigma$. Seien $x, y$ solche Wörter und |
33 \[ | 37 \begin{align} |
34 \alpha \rightarrow_G \beta | 38 z &= x\alert{\alpha}y\\ |
35 \] | 39 z^\prime &= x\alert{\beta}y\\ |
36 gdw es eine Regel $A \rightarrow \gamma$ in $P$ mit Wörtern $\alpha_1, \alpha_2$ gibt, so dass | 40 \intertext{Dann ist} |
37 \[ | 41 z &\rightarrow_G z^\prime |
38 \alpha = \alpha_1\alert{A}\alpha_2 \quad \text{und} \quad \beta = \alpha_1 \alert{\gamma} \alpha_2 | 42 \end{align} |
39 \] | 43 gdw. es eine Regel $\alert{\alpha \rightarrow \beta}$ in $P$ gibt. |
40 \end{definition} | 44 \end{definition} |
41 | 45 |
42 \begin{example}[Vorbereitung 3] | 46 \vfill |
47 | |
48 \begin{example}[] | |
43 Mit den Produktionen $S \rightarrow 0S1 \mid S11 \mid 1$: | 49 Mit den Produktionen $S \rightarrow 0S1 \mid S11 \mid 1$: |
44 \begin{align*} | 50 \begin{align*} |
45 S &\rightarrow_G 0S1 \rightarrow_G 00S11 \rightarrow_G 00S1111 \rightarrow_G 0011111 \\ | 51 S &\rightarrow_G 0S1 \rightarrow_G 00S11 \rightarrow_G 00S1111 \rightarrow_G 0011111 \\ |
46 \Rightarrow S &\rightarrow_G^* 0011111 | 52 \intertext{Es gilt also} |
53 S &\rightarrow_G^* 0011111 | |
47 \end{align*} | 54 \end{align*} |
48 \end{example} | 55 \end{example} |
56 \end{frame} | |
57 } | |
58 | |
59 \defineUnit{sprachtypen}{% | |
60 \begin{frame} | |
61 \frametitle{Sprachtypen} | |
62 | |
63 Sei $G = (V, \Sigma, P, S)$ eine Grammatik und $\alpha \rightarrow \beta \in P$ beliebig. | |
64 \begin{definition}[Monotonie] | |
65 $G$ heißt \structure{(längen-)monoton}, wenn für $\alpha \neq S$ gilt | |
66 \begin{align} | |
67 \alert{\abs{\alpha} \leq \abs{\beta}} | |
68 \end{align} | |
69 und falls $S \to \epsilon \in P$, dann kommt $S$ nie auf der rechten Seite vor. | |
70 \end{definition} | |
71 | |
72 \vfill | |
73 | |
74 \begin{definition}[Chomsky-Typen] | |
75 Seien $A \in V$, $\gamma, \delta \in (V \cup \Sigma)^*$ und $\beta^\prime \in (V \cup \Sigma)^+$.\\ | |
76 Damit $G$ vom \structure{Typ k} ist, muss für $\alpha$ und $\beta$ gelten | |
77 \begin{center} | |
78 \tabulinesep=4pt | |
79 \begin{tabu} to .8\textwidth{X[1,c,m]|[.5pt]X[2,c,m]X[2,c,m]} | |
80 & $\alpha$ & $\beta$\\\tabucline[.5pt]{-} | |
81 \structure{Typ 0} & beliebig & beliebig\\ | |
82 \structure{Typ 1} & $= \alert{\gamma} A \alert{\delta}$ & $= \alert{\gamma} \beta^\prime \alert{\delta}$\\ | |
83 \structure{Typ 2} & $\in V$ & beliebig\\ | |
84 \structure{Typ 3} & $\in V$ & $\in \Sigma^+ \cup \Sigma^*V$\\ | |
85 \end{tabu} | |
86 \end{center} | |
87 Ab Typ 1 muss $G$ auch \alert{monoton} sein. | |
88 \end{definition} | |
49 \end{frame} | 89 \end{frame} |
50 } | 90 } |
51 | 91 |
52 \defineUnit{cfl}{% | 92 \defineUnit{cfl}{% |
53 \begin{frame}[c] | 93 \begin{frame}[c] |