Đề Cương automata và ngôn ngữ hình thức

20 Automat và ngôn ngữ hình thức……………………………………………………………….……….Ngô Văn Lương - ĐTH ĐỀ CƯƠNG AUTOMAT Câu 1 : Khái niệm về ngôn ngữ,từ(chuỗi,xâu) 1 số phép toán cơ bản trên từ và trên ngôn ngữ.Các hình thức biểu diễn ngôn ngữ?Cho ví dụ minh họa? Ngôn ngữ : theo từ điển, là một hệ thống thích hợp cho việc biểu thị các ý nghĩ, các sự kiện, hay các khái niệm, bao gồm tập các ký hiệu, các qui tắc để vận dụng chúng. Một ngôn ngữ (hình thức) L trên bộ chữ cái ∑ là một tập hợp các chuỗi từ các ký hiệu của bộ chữ cái ∑ ∑* : tập hợp tất cả các chuỗi con, kể cả chuỗi rỗng ε, sinh ra từ bộ chữ cái ∑ ∑ + : tập hợp tất cả các chuỗi con, ngoại trừ chuỗi rỗng ε, sinh ra từ bộ chữ cái ∑ ∑* = ∑ + + {ε} ∑+ = ∑* - {ε} Từ : Cho ∑={a1,a2….am} ,1 dãy α=ai1ai2……ait (aij € ∑) được gọi là 1 từ hay 1 xâu(chuỗi ) trên bảng ∑ Note: ∑ khác rỗng gồm hữu hạn hay vô hạn các ký hiệu được gọi là bảng chữ cái.Mỗi 1 phần tử thuộc ∑ được gọi là 1 chữ cái hay 1 ký hiệu 1 số phép toán cơ bản trên từ: Chuỗi nối kết : chuỗi được tạo thành bằng cách viết chuỗi thứ nhất sau đó viết chuỗi thứ 2…… ε là đơn vị của phép nối kết • Chuỗi đảo ngược : chuỗi đảo ngược của W là W R ,là chuỗi được viết theo thứ tự ngược lại • Phép cắt trái : của từ α cho từ β - là phần còn lại của từ α sau khi cắt bỏ phần đầu β trong từ α. • Phép cắt phải : của từ α cho từ β - là phần còn lại của từ α sau khi cắt bỏ phần đuôi β trong từ α. 1 số phép toán cơ bản trên ngôn ngữ : Vì ngôn ngữ là 1 tập hợp nên ta có các phép toán đại số tập hợp trên ngôn ngữ. • Phép hợp : • Phép giao : • Phép phần bù : 20 Automat và ngôn ngữ hình thức……………………………………………………………….……….Ngô Văn Lương - ĐTH • Phép nhân ghép : L 1 L 2 = {w 1 w 2 | w 1 thuộc L 1 và w 2 thuộc L 2 } trên bộ chữ cái Σ 1 Σ 2 LLL…LL = L i (kết nối i lần trên cùng ngôn ngữ L) L 0 = {ε} • Ngôn ngữ lặp (bao đóng Kleenr hoặc Closure) • Ngôn ngữ lặp cắt (bao đóng dương – positive closure) • Ngôn ngữ ngược. • Ngôn ngữ cắt trái của ngôn ngữ X cho ngôn ngữ Y • Ngôn ngữ cắt phải của ngôn ngữ X cho ngôn ngữ Y Các hình thức biểu diễn ngôn ngữ : • Liệt kê các phần tử (chuỗi) : L={aa,ab,bb} • Mô tả các đặc điểm chủ yếu : L={a i | I là số nguyên tố} • Biễu diễn ngôn ngữ 1 cách tổng quát thông qua văn phạm (grammar) và automata. Văn phạm : là cơ chế sinh ra mọi chuỗi của ngôn ngữ Automata : là 1 máy trừu tượng hay 1 cơ chế cho đoán nhận 1 chuỗi bất kỳ có thuộc 1 ngôn ngữ L hay không (các ví dụ xem trong bài giảng) Câu 2 : Định nghĩa văn phạm,dẫn xuất và ngôn ngữ sinh bởi văn phạm.Cho ví dụ minh họa  Theo từ điển, văn phạm là một tập các quy tắc về cấu tạo từ và các quy tắc về cách thức liên kết từ lại thành câu.  Ví dụ đơn giản về văn phạm: { } * 2 0 i n i L L L L L ε ∞ = = = ∪ ∪ ∪ ∪ ∪ U 2 1 i n i L L L L L ∞ + = = = ∪ ∪∪ ∪ U { } * | R R L L ω ω = ∈Σ ∈ { } * \ | ,Z Y X z x X y Y mà x yz= = ∈Σ ∈ ∈ = { } / | ,Z X Y z x X y Y mà x zy ∗ = = ∈Σ ∈ ∈ = 20 Automat và ngôn ngữ hình thức……………………………………………………………….……….Ngô Văn Lương - ĐTH <câu>→<chủngữ><vịngữ> <chủngữ>→tôi | anh | chị <vịngữ>→<độngtừ><danhtừ> <độngtừ>→ăn | uống <danhtừ>→cơm | phở | sữa | café. Văn phạm G là một bộ sắp thứ tự gồm 4 thành phần G = < Σ, Δ, S, P >, trong đó: • Σ - bảng chữ cái, gọi là bảng chữ cái cơ bản (bảng chữ cái kết thúc – terminal symbol); • Δ , Δ ∩ Σ =Ø, gọi là bảng ký hiệu phụ (báng chữ cái không kết thúc – nonterminal symbol); • S ∈ Δ - ký hiệu xuất phát hay tiên đề (start variable); • P - tập các luật sinh (production rules) dạng α→β, α, β ∈ (Σ ∪ Δ)*, trong α chứa ít nhất một ký hiệu không kết thúc (đôi khi, ta gọi chúng là các qui tắc hoặc luật viết lại). Dẫn xuất :  Nếu A → b là luật sinh trong văn phạm G và γ, � là 2 chuỗi bất kỳ, thì khi áp dụng luật sinh A → b vào chuỗi γA� ta sẽ thu được chuỗi γb�  Dẫn xuất trực tiếp: nếu α→β là một luật sinh thì  Dẫn xuất gián tiếp: nếu các chuỗi a 1 , a 2 , , a m và a 1 → a 2 , a 2 → a 3 , , a m-1 → a m thì a m có thể được dẫn xuất gián tiếp từ a 1 a 1 → * a m Ngôn ngữ sinh bởi văn phạm : (tự xác định ví dụ minh họa ) Câu 3 : Định nghĩa văn phạm ? Phân loại theo Chomsky.Sự khác biệt giữa các loại văn phạm.Cho ví dụ minh họa Avram Noam Chomsky đưa ra một hệ thống phân loại các văn phạm dựa vào tính chất của các luật sinh.  Văn phạm loại 0 (văn phạm không hạn chế- UG – Unrestricted Grammar) : không cần thỏa điều kiện ràng buộc nào trên tập các luật sinh; 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc Ngụ Vn Lng - TH Vn phm loi 1 (vn phm ng cnh CSG-Context Sensitive Grammar) : nu vn phm G cú cỏc lut sinh dng v : ,|||| Vn phm loi 2 (vn phm phi ng cnh - CFG Context-Free Grammar) : cú lut sinh dng A vi A l mt bin n v l chui cỏc ký hiu thuc ( ) * Vớ d : G=({a, b}, {S, A, B}, P, S) vi P gm cỏc lut sinh: S -> AB A -> aA|a B -> bB|b Vn phm loi 3 (Vn phm chớnh quy - RG Regular Grammar) : cú mi lut sinh dng tuyn tớnh trỏi hoc tuyn tớnh phi Tuyn tớnh phi: A wB hoc A w; Tuyn tớnh trỏi: A Bw hoc A w; Vi A, B l cỏc bin n, w l chui ký hiu kt thỳc (cú th l rng). (vớ d xem trong bi ging) Cõu 4 : Cho vn phm phi ng cnh G = < , , S, P > hóy ch ra rng xõu w khỏc rng nm trong L(G) khi tn ti cõy dn xut trong vn phm G m cỏc nỳt lỏ ca nú to nờn xõu w Cõu 5 :Chng minh ngụn ng sinh ra bi vn phm l l úng vi phộp hp (Tính đóng có nghĩa là nếu 2 văn phạm cùng loại thì ngôn ngữ sinh ra cùng loại và hợp giao và nhân của các ngôn ngữ trên cùng loại) - Chứng minh tính đóng của phép hợp: Thật vậy,giả sử G 1 =(N 1 ,T,S 1 ,P 1 ), G 2 =(N 2 ,T,S 2 ,P 2 ) là 2 văn phạm cùng loại và L 1, L 2 là các ngôn ngữ tơng ứng. Gọi L= L 1 L 2 ta chứng minh tồn tại văn phạm G cùng loại với G 1 , G 2 sinh ra L. Ta xây dung Văn phạm G nh sau: 1. N:= N 1 N 2 {S}, 2. S không thuộc N 1 , N 2 3. T:=T ( ) , , , ,A A = 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc Ngụ Vn Lng - TH 4. Tập luật sinh P đợc xác định: P:= P 1 P 2 {S S 1 , S S 2 } Khi đó: - Văn phạm vừa nhận đợc cùng loại với với 2 loại văn phạm trên do 2 luật sinh vừa thêm. - Ta chứng minh L(G)= L 1 L 2 . Giả sử w L, khi đó S*w trong G, theo cách xây dựng P thì SS 1 hoặc SS 2 vì vậy hoặc S 1 *w hoặc S 2 *w nghĩa là wL 1 hoặc wL 2 túc là w L 1 L 2 . Cõu 6 : Chng minh ngụn ng sinh ra bi vn phm l úng vi phộp ghộp (ni kt) Từ các văn phạm trên ta xây dựng G sao cho L(G)=L 1 .L 2 nh sau: G=(N,T,S,P) trong đó T:=T 1 T 2 , N:=N 1 N 2 {S}, P:=P 1 P 2 {S S 1 S 2 }. Ta chứng minh L(G)L 1 L 2 , thật vậy giả sử w L(G) khi đó tồn tại dãy dẫn xuất S *w Muốn vậy đầu tiên phải áp dụng quy tắc SS 1 S 2 sau đó để khử đợc S 1 ta phải áp dụng các luật P 1 , sau hữu hạn bớc ta sẽ đợc dãy có dạng w 1 S 2 , áp dụng tiếp các luật của P 2 ta sẽ khử đợc S 2 và nhận đợc xâu w 1 w 2 =w Ta nhận đợc điều cần chứng minh. Ngợc lại tơng tự. - Ta mô tả các tính chất trên thông qua ví dụ sau: Cho văn phạm G 1 =(N 1 ,T,S 1 ,P 1 ), G 2 =(N 2 ,T,S 2 ,P 2 ) là 2 văn phạm cùng loại trong đó N 1 ={S 1 }, T 1 ={a, b}, P 1 ={ S 1 ab, S 1 aS 1 b}; N 2 ={S 2 }, T 2 ={c}, P 2 ={ S 2 cS 2 , S 2 c}. 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc Ngụ Vn Lng - TH Xây dựng văn phạm G 3 =(N, T, S, P) sao cho: L(G 3 )= L(G 1 )L(G 2 ); L(G 3 )= L(G 1 ) L(G 2 ); L(G 3 )= L(G 1 ). L(G 2 ). 1. 2. Ta đã biết L(G 1 )={a n b n , n>=1}, L(G 2 )={c m , m>=1} . Ta chứng minh L(G 3 )= L(G 1 )L(G 2 )={ a n b n ,c m , n, m>=1}.Văn phạm G 3 đợc xây dựng nh sau: N:={N1N2{S N 1 N 2 }; T:={a,b,c} và các luật sinh nh sau:P:={S S 1 , S S 2 , S 1 ab, S 1 aS 1 b}, S 2 cS 2 , S 2 c}. - Giả sử wL(G 3 ) khi đó tồn tại dãy dẫn xuất S*w (ứng với S*w 1 w 2 w 3 w k =w). Để có thể nhận đợc w thì w 1 chỉ có thể là S 1 hoặc S 2 . Nếu w 1 là S 1 w 2 =a 2 S 1 b 2 w k-1 =a k S 1 b k ,w k =a k+1 b k+1 vậy suy ra wL(G 3 ) L(G 1 ) L(G 2 ) - Ngợc lại giả sử w L(G 1 ) L(G 2 ) ta có thể coi w L(G 1 ) khi đó tồn tại dãy dẫn xuất trong G 1 có dạng S 1 *w (ứng với S 1 *w 1 =aS 1 b w 2 = a 2 S 1 b 2 w 3 w k =a n b n =w). Xây dựng dãy dẫn xuất sau: SS 1 *w (ứng với SS 1 *w 1 =aS 1 b w 2 = a 2 S 1 b 2 w 3 w k =a n b n =w). Vậy wL(G 3 ). 2. Ta xây dựng G 3 sao cho L(G 3 )= L(G 1 ). L(G 2 )={a n b n c m} }. N:={S, S 1 ,S 2 }, T:={a,b,c}, P:={ SS 1 S 2 , S 1 ab, S 1 aS 1 b, S 2 cS 2 , S 2 c}. Ta chứng minh bao hàm thức G=(N,T,S,P). L(G 3 ) L(G 1 ). L(G 2 ). Giả sử w L(G 3 ) khi đó tồn tại dãy dẫn xuất trong G 1 có dạng S*w (ứng với S*S 1 S 2 w1=aS 1 bS 2 w 2 = a 2 S 1 b 2 S 2 w 3 w k =a n b n S 2 a n b n c S 2 a n b n c m-1 S 2 a n b n c m =w) mà a n b n L(G 1 ) và c m L(G 2 ) vây nên w L(G 1 ).L(G 2 ). Ta chứng minh điều ngợc lại, giả sử w L(G 1 ).L(G 2 ) hay w=w 1 w 2 trong đó w 1 L(G 1 ) ,w 2 L(G 2 ) vì vậy tồn tại dẫn xuất S 1 *w 1 và S 2 *w 2 . Lập dẫn xuất mới 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc Ngụ Vn Lng - TH SS 1 S 2 aS 1 bS 2 a n b n S 2 =w 1 S 2 a n b n c S 2 a n b n c m-1 S 2 a n b n c m =w , đây là dẫn xuất trong L(G 3 ), từ đây suy ra điều phải chứng minh. Cõu 7 : Cho G=< , , S, P > khụng phi l vn phm loi 0 vi ký t xut phỏt S cú v phi ca quy tc dn xut.Ch ra rng tn ti vn phm G=< , , S, P >cựng loi v tng ng vi G khụng cú ký t xut phỏt v phi ca quy tc dn xut Chứng minh. Xây dựng G=(N,T,S,P) nh sau: - N:=N{S}, ở đây S là ký hiệu mới cha có trong N và T P:=P{ S/SP, (NT) + }, nghĩa là P gồm các quy tắc của G bổ sung thêm các quy tắc dạng S nếu trong P có quy tắc S. Với quy ớc trên ta thấy - Không có quy tắc nào mà ký tự xuất phát xuất hiện ở vế phải của dẫn xuất. Giả sử wL(G) khi đó tồn tại dãy dẫn xuât S* w và tồn tại (NT)* sao cho S* w. Theo cách xây dựng dẫn xuất vì trong G có S nên trong G có S vì vậy dẫn xuất S* w là dẫn xuất trong G vậy nên wL(G) do đó L(G) L(G). Ngợc lại nếu wL(G) nghĩa là S*w tồn tại (NT)* S* w mà S* có tơng ứng S2fg trong G vậy nên S*w là dẫn xuất trong G cho nên L(G) L(G). Nhn xột : chúng ta coi các văn phạm loại 1,2,3 không có các ký tự xuất phát nằm ở vế phải của các dẫn xuất và do eL(G) nên trong luật sinh phải có Se. 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc Ngụ Vn Lng - TH Cõu 8 : Khỏi nim vn phm phi ng cnh?Khỏi nim v dn xut v cõy dn xut?S nhp nhng ca vn phm? Vn phm phi ng cnh : cú lut sinh dng A vi A l mt bin n v l chui cỏc ký hiu thuc ( ) * Cõy dn xut : Cây :là tập hợp hữu hạn các nút và các cung trong đó: Có duy nhất 1 nút gọi là nút gốc. Mỗi một nút trong cây trừ nút gốc đợc nối với một nút khác bằng một cung đi vào duy nhất. Mỗi một nút trong cây trừ nút gốc nếu bỏ cung đi vào thì nó trở thành gốc của một cây , gọi là cây con của cây đã cho. Cây dẫn xuất. Cho văn phạm phi ngữ cảnh G=(N,T,S,P). Giả sử wL(G), w=w 1 w 2 w n , w i T và S*w, giả sử rằng dẫn xuất của w là dãy các quy tắc có dạng: SA 11 A 12 A 1n A 21 A 22 A 2m w 1 w 2 w l , xây dựng cây thoả điều kiện sau: - Bơc 0: Xây dựng gốc có nhãn S - Bớc 1: Các đỉnh con của S là các ký tự đợc sinh ra do áp dụng luật sinh thứ 1. (Đó là A 11 A 12 A 1n - Bớc 2. Các đỉnh con của A 1j j =1 n . : Là những ký tự đợc sinh ra do áp dụng luật sinh thứ 2 - Bớc i: Giả sử đã xác định đợc các đỉnh ở bớc i-1, các đỉnh con đợc sinh ra ở bớc thứ i là các đỉnh sinh ra từ các đỉnh ở bớc thứ i-1 khi áp dụng luật sinh thứ i. 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc Ngụ Vn Lng - TH - Các nút lá đọc theo thứ tự từ trái sang phảI là xâu w * s nhp nhng ca vn phm : mt vn phm phi ng cnh G cú yu t nhp nhng (ambiguity) nu tn ti nhiu hn mt cõy dn xut cho cựng mt chui w. Vớ d : Xột vn phm G cú dng : E E+E | E*E | (E) | a; v vi chui a+a*a s cú 2 cõy dn xut khỏc nhau: (a+a)*a hay a+(a*a)??????????????????????? Khc phc s nhp nhng trong vn phm : Quy nh rng cỏc phộp cng v nhõn luụn c thc hin theo th t t trỏi sang phi (tr khi gp ngoc n) a E E * E + EE a a E E + E E * E a a a 20 Automat và ngôn ngữ hình thức……………………………………………………………….……….Ngô Văn Lương - ĐTH  Quy định rằng khi không có dấu ngoặc đơn ngăn cách thì phép nhân luôn được thực hiện ưu tiên hơn phép cộng Câu 9 : Cho văn phạm phi ngữ cảnh G=< Σ, Δ, S, P > không chứa xâu rỗng.Trình bày giải thuật loại bỏ các ký hiệu thừa ,loại bỏ luật sinh 𝞮,luật sinh đơn vị Các yếu tố thừa :  Các ký hiệu không tham gia vào quá trình dẫn xuất ra chuỗi ký hiệu kết thúc;  Luật sinh dạng A → B (làm kéo dài chuỗi dẫn xuất). Khái niệm văn phạm rút gọn : vẫn giữ khả năng sản sinh ngôn ngữ đó mà không chứa những yếu tố vô ích không sinh ra chuỗi, làm phức tạp hay kéo dài dẫn xuất sinh chuỗi.  Loại bỏ các ký hiệu thừa : Định nghĩa : 1 ký hiệu X được gọi là có ích nếu có 1 dẫn xuất dạng S → *αXβ → *w với α,β là các chuỗi bất kỳ và w⋲ ∑* Bổ đề 1: Cho CFG G=< Σ, Δ, S, P > với L(G)≠ ⌀ có 1 CFG G=< Σ’, Δ’, S, P’ > tương đương sao cho mỗi A thuộc Δ’ tồn tại w thuộc ∑* để A→ *w  Có thể loại bỏ các biến không dẫn ra chuỗi ký hiệu kết thúc [...]... AutoMat hu hn : oỏn nhn ngụn ng: oỏn nhn cỏc chui ca nú Hot ng ca automata bt u t mt trng thỏi c bit, trang thỏi u tiờn (start state); 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc..Ngụ Vn Lng - TH Gi s rng ti mi thi im (step, time step), automata ang mt trng thỏi no ú (current state), u vo ca automata ún nhn mt ký t ca chui cn x lý, di tỏc ng ca ký t ú automata chuyn sang mt trng thỏi k tip (next state); Nh vy s bc... tin ra Đợc gọi là Automat Mealy Với định nghĩa trên ta hiểu Automat Mealy hoạt động theo cơ chế tín hiệu phát ra phụ thuộc vào tín hiệu vào và trạng thái nhận tín hiệu Automat Moore Bộ M=( X,Y, S,,) trong đó 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc..Ngụ Vn Lng - TH X -Tập hữu hạn các ký hiệu vào Y - Tập hữu hạn các ký hiệu ra S - Tập hữu hạn gọi là tập các trạng thái - ánh xạ từ XxSS gọi là hàm chuyển trạng thái... s1, s2, s3}, F={ s2, s4} Hàm chuyển có dạng sau: 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc..Ngụ Vn Lng - TH Trạng thái Ký tự vào 0 1 s0 {s0, s3} {s0, s1} s1 e s2 s2 s2 s2 s3 s4 e s4 s4 s3 Cho xâu vào w=w1 w2wk Đối với automat không đơn định trên thì hàm chuyển trạng khi máy ở trang thái s và tín hiệu vào là a đợc (s,a) S Vì vậy xuất hiện tình trạng rẽ nhánh, ta xây dựng cây đoán nhận xâu nh sau: - Gốc là s0 -... Đối với đỉnh s* (s0,w1) ta xây dựng các đỉnh con của nó là các đỉnh thuộc tập (s*,w2) và cứ tiếp tục cho đến ký tự cuối cùng của xâu - Trong cây này nếu có một đờng đi từ s0 đến một lá chứa trạng thái kết thúc thì ta nói máy M đoán nhận đợc xâu vào đang xét, ngợc lại ta nói M không đoán nhận đợc xâu vào đó Với xâu vào có dạng w=01001 máy M có cây đoán nhận đi từ s 0 đến s4 F nên máy M đoán nhận xâu... phm khụng hn ch G thỡ L l ngụn ng quy lit kờ Nu L l ngụn ng quy lit kờ thỡ L = L(G) vi mt vn phm khụng hn ch G no ú Cõu 35 : Nờu khỏi nim Automata tuyn tớnh gii ni?Lp ngụn ng oỏn nhn bi Automata tuyn tớnh gii ni ? Automata tuyn tớnh gii ni (Linear Bounded Automata - LBA) l mt mỏy Turing khụng n nh v khụng cú kh nng ni rng vựng lm vic ra khi mỳt trỏi v mỳt phi ca chui nhp Nú phi tha hai iu kin sau:... cỏc thut toỏn: Thc cht TM l mt automata, nú phõn ró hat ng ca mt quỏ trỡnh tớnh toỏn thnh cỏc thao tỏc n gin; TM s dng b nh ngoi vụ hn, u c cú th dch chuyn theo chiu bt k, cú th c v sa i giỏ tr ghi trờn b nh TM cú kh nng oỏn nhn lp ngụn ng quy m c (ngụn ng loi 0 recursively enumerable) TM n nh cú b nh gii hn thỡ gi l mt automata tuyn tớnh gii ni (Linear Baunded Automata -LBA), LBA cú kh nng oỏn... ng hỡnh thc..Ngụ Vn Lng - TH Cõu 32 : nh ngha Automata y xung (pushdown Automata) ?Gii thớch cỏc thnh phn ?Vớ d ? PDA l mt FA vi s b xung thờm mt ngn xp (stack) úng vai trũ b nh, do vy kh nng ghi nh ca FA c tng lờn, dn n PDA cú kh nng oỏn nhn lp ngụn ng rng hn l RL (RG, RE); Stack hot ng theo nguyờn lý FILO (LIFO), do ú FA s dng b nh cú tờn gi l Pushdown automata; Ti mi thi im, PDA iu khin ng thi c... trong 1 v 2 Thut toỏn Thomson : 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc..Ngụ Vn Lng - TH Cõu 23 : nh ngha biu thc chớnh quy?Trỡnh by thut toỏn xõy dng biu thc chớnh quy t Automata hu hn cho trc? Cõu 24 : Khỏi nim vn phm chớnh quy ? Thut toỏn xõy dng 1 Automata hu hn t 1 vn phm chớnh quy tuyn tớnh phi? Vn phm chớnh quy (RG) l vn phm m tt c cỏc lut sinh ca nú u cú dng tuyn tớnh trỏi (hoc tuyn tớnh phi): Tuyn tớnh... gi s rng nú cú ớt nht mt b nh vụ hn v tim nng; S phõn bit gia cỏc loi automata khỏc nhau ch yu da trờn vic thụng tin cú th c a vo memory hay khụng; Cỏc dng Automat hu hn : n nh v a nh Phõn bit : DFA (hu hn n nh) ti mt thi im vi mt trng thỏi v mt ký t nhp vo thỡ mỏy ch cú th chuyn n khụng nhiu hn mt trng thỏi NFA (hu hn a nh) l automata m ng vi mt trng thỏi v mt ký t nhp, cú th cú khụng, mt hoc nhiu... 15.Trỡnh by v Automat hu hn.Phõn bit cỏc dng Automat hu hn? Ngụn ng oỏn nhn bi Automat hu hn.VD minh ha 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc..Ngụ Vn Lng - TH Automata l mt mụ hỡnh toỏn hc hay mỏy tru tng cú c cu v hot ng n gin nhng cú kh nng oỏn nhn ngụn ng Mt finite automata (FA) l mt mụ hỡnh tớnh toỏn hu hn: mi cỏi liờn quan n nú u cú kớch thc hu hn c nh v khụng th m rng trong sut quỏ trỡnh tớnh toỏn; Mt FA . diễn ngôn ngữ 1 cách tổng quát thông qua văn phạm (grammar) và automata. Văn phạm : là cơ chế sinh ra mọi chuỗi của ngôn ngữ Automata : là 1 máy trừu tượng hay 1 cơ chế cho đoán nhận 1 chuỗi. thức……………………………………………………………….……….Ngô Văn Lương - ĐTH  Automata là một mô hình toán học hay máy trừu tượng có cơ cấu và hoạt động đơn giản nhưng có khả năng đoán nhận ngôn ngữ.  Một finite automata (FA) là một mô hình. Hoạt động của automata bắt đầu từ một trạng thái đặc biệt, trang thái đầu tiên (start state); 20 Automat v ngụn ng hỡnh thc Ngụ Vn Lng - TH Gi s rng ti mi thi im (step, time step), automata ang