Algorithm 设L1={a^nb^mc^（n+；m）/n，m>；0}和L2={a^nb^nc^m/n，m>；0}。是L3=L1∩；二语语境自由与否？

设L1={a^nb^mc^（n+m）/n，m>0}和L2={a^nb^ncm/n，m>0}。是L3=L1吗∩ 二语语境自由与否

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我的逻辑是，如果nm，交集将产生一种语言（a^nb^mc^m）。在这两种情况下，我们都有一个CFG，那么我的解释正确吗

我不确定我是否正确理解了你的想法，但如果你尝试对L1和L2使用相同的n和m，并以此为基础计算交点，你是不对的

除此之外，语言{an bn cn | n>0}不是CFG，正如您在这里看到的示例或使用泵引理所示

一个人怎么能看到什么∩ L2看起来像？
x∈ L1∩ L2X∈ L1和x∈ L2。因此x必须同时满足这两种语言的限制。
因此x∈ L1∩ L2是x=一个bm co，其中n=m是因为L2，o=n+m=n+n（n+m是因为L1，n+n是因为n=m）。
这给了我们L1∩ L2={an bn c2n | n>0}，它不是CFG。

原因:

• 直观地说，CFG不能计数（bn可以不止一次）。但是为了得到模式n，n，2n，我们必须计算a和b的数量，然后加上适量的c
• 泵引理：我们必须否定原始引理，以证明{an bn c2n | n>0}不是CFG。所以我们需要证明，对于每一个p>=0，都有一个s∈ {bn c2n | n>0}不能拆分为uvwxy全填充| uvw | 0}。
  
  

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  证明：给定一个p>=0。我们选择t=ap-bp-c2p这个词∈ L1∩ L2。现在，对于每一个选择的uvwxy=t，我们不能泵送uvwxy使其保持静止∈ L1∩ L2。这是因为我们只抽v和x。而| vwx |是我投票结束这个问题，因为它是关于理论计算机科学的，而不是关于编程。