Modul tba

1
MATERI KULIAH
TEORI BAHASA DAN OTOMATA
Oleh :
Heru Cahya Rustamaji, S.Si, M.T
JURUSAN TEKNIK INFORMATIKA
FAKULTAS TEKNOLOGI INDUSTRI
UNIVERSITAS PEMBANGUNAN NASIONAL “ VETERAN “
YOGYAKARTA
2004

2
PERTEMUAN I
Teori Bahasa dan Otomata
Buku
Teori Bahasa dan Otomata, Firrar Utdirartatmo
An Introduction to Formal Language and Automata, Peter Linz
Otomata
Arti menurut American Heritage Dictionary:
1. a robot
2. one that behaves in an automatic or mechanical fashion
Arti dalam dunia matematika
Berkaitan dengan teori mesin abstrak, yaitu mesin sekuensial yang menerima input, dan
mengeluarkan output, dalam bentuk diskrit.
Contoh :
♦ Mesin Jaja / vending machine
♦ Kunci kombinasi
♦ Parser/compiler
Teori Otomata dan bahasa formal, berkaitan dalam hal :
♦ Pembangkitan kalimat/generation : menghasilkan semua kalimat dalam bahasa L
berdasarkan aturan yang dimilikinya
♦ Pengenalan kalimat / recognition : menentukan suatu string (kalimat) termasuk
sebagai salah satu anggota himpunan L.
Bahasa Formal
Suatu kalimat dibentuk dengan menerapkan serangkaian aturan produksi pada sebuah
simbol ‘akar’. Proses penerapan aturan produksi dapat digambarkan sebagai suatu
diagram pohon.
Teori dasar
Def. 1 sebuah string dengan panjang n yang dibentuk dari himpunan A adalah barisan
dari n simbol
a1a2...an ai ∈ A
Panjang string x dituliskan dengan |x|
Def 2. String kosong (null string), dilambangkan dengan ε adalah untaian dengan panjang
0 dan tidak berisi apapun. Panjang string x dituliskan dengan |x|
Def 3. dua buah string a = a1a2...am dan b=b1b2...bn dapat disambungkan menjadi string c
dengan panjang m+n sebagai berikut c = a1a2...amb1b2...bn
Operasi penyambungan tersebut dapat pula diterapkan pada himpunan
Z=XY = {st | s ∈X ∧ t∈Y}
Def 4. (Closure) . An
adalah himpunan string dengan panjang n yang dibentuk dari
simbol-simbol di himpunan simbol/alfabet A:
Transitif Closure/Kleen Closure adalah himpunan seluruh string yang dapat dibentuk dari
A dengan berbagai panjang
A*
= A0
∪ A1
∪ A2
∪ A3
∪ ...

3
Jika string kosong dikeluarkan , akan diperoleh positive closure
A+
= A1
∪ A2
∪ A3
∪ ...
Tata Bahasa
Aturan yang disebutkan pada proses pengenalan dan pembangkitan kalimat.
Secara formal, tata bahasa terdiri dari 4 komponen yaitu :
1. Himpunan berhingga, tidak kosong dari simbol-simbol non terminal T1
2. Himpunan berhingga, dari simbol-simbol non-terminal N
3. Simbol awal S ∈ N, yang merupakan salah satu anggota dari himpunan simbol non-
terminal.
4. Himpunan berhingga aturan produksi P yang setiap elemennya dituliskan dalam
bentuk :
α → β
dimana α dan β adalah string yang dibentuk dari himpunan T ∪ N dan α harus berisi
paling sedikit satu simbol non-terminal.
Keempat komponen tersebut sering dituliskan sbb :
G = (T,N,S,P)
Bahasa yang dihasilkan oleh G ditulis sebagai L(G), yaitu himpunan string yang dapat
diturunkan dari simbol awal S dengan menerapkan aturan-aturan produksi yang terdapat
pada P.
Aturan Produksi
Aturan produksi α→β yang diterapkan pada suatu string w=aαc mengganti kemunculan.
α menjadi β, sehingga string tersebut berubah menjadi w=aβc, sehingga dapat dituliskan
aαc ⇒ aβc (aαc memproduksi aβc).
Produksi tersebut dapat diterapkan berkali-kali
w1 ⇒ w2 ⇒ w3 ⇒ ... ⇒ wn
atau dapat dituliskan
w1 ⇒*
wn
jika minimal harus ada 1 aturan produksi yang diterapkan :
w1 ⇒+
wn
Contoh 1
Tatabahasa G = {{S} , {a,b}, S , P } dengan aturan produksi P adalah
S → aSb
S → ε
maka dapat dihasilkan suatu string
S ⇒ aSb ⇒ aaSbb ⇒aabb
sehingga dapat dituliskan
S ⇒*
aabb
Bahasa yang dihasilkan dari tatabahasa tersebut adalah
L(G) = { ε , ab, aabb , aaabbb , aaaabbbb, ... }
atau dapat pula dituliskan
L(G) = {an
bn
| n ≥ 0 }
Contoh 2

4
Tatabahasa G = {{S,A} , {a,b}, S , P } dengan aturan produksi P adalah
S → Ab
A → aAb
A → ε
maka dapat dihasilkan suatu string
S ⇒ Ab ⇒b
S ⇒ Ab ⇒ aAbb ⇒ abb
S ⇒ Ab ⇒ aAbb ⇒ aaAbbb ⇒ aaAbbb
Bahasa yang dihasilkan dari tatabahasa tersebut adalah
L(G) = { b , abb, aabbb , aaabbbb , aaaabbbbb, ... }
atau dapat pula dituliskan
L(G) = {an
bn+1
| n ≥ 0 }
Hirarki Bahasa
Kelas Mesin pengenal
Regular language
Context free language
Context sensitive language
Unrestricted language
Finite State Automata
Push Down Automata
Linear Bounded Automata
Turing Machine
Kelas Ruas kiri Ruas Kanan Contoh
Regular α ∈ N ≤ 1 non terminal
(paling kiri/kanan)
P → abR
Q → abc
R → Scac
Context free α ∈ N - P → aQb
Q → abPRS
Context sensitive α ∈ (T∪N)+
|α| ≤ |β| aD → Da
AD → aCD
Unrestricted α ∈ (T∪N)+
- CB → DB
ADc → ε
NB : Ruas kiri harus memuat simbol non-terminal
Pelajari sendiri
Teori Himpunan
Relasi dan fungsi
Teori Pembuktian
Graph dan Tree
PR /Latihan di buku Firrar, bab I

5
PERTEMUAN II
Finite State Automata (FSA)
♦ model matematika yang dapat menerima input dan mengeluarkan output
♦ Memiliki state yang berhingga banyaknya dan dapat berpindah dari satu state ke
state lainnya berdasar input dan fungsi transisi
♦ Tidak memiliki tempat penyimpanan/memory, hanya bisa mengingat state terkini.
♦ Mekanisme kerja dapat diaplikasikan pada : elevator, text editor, analisa leksikal,
pencek parity.
0 1 0 1 1 0 1
FA
Contoh pencek parity ganjil
Genap 1
1
0 0
Ganjil
Misal input : 1101
Genap 1 Ganjil 1 Genap 0 Genap 1 Ganjil
diterima mesin
Misal input : 1100
Genap 1 Ganjil 1 Genap 0 Genap 0 Genap
ditolak mesin
Def 1. Finite State Automata dinyatakan oleh 5 tuple
M=(Q , Σ , δ , S , F )
Q = himpunan state
Σ = himpunan simbol input

6
δ = fungsi transisi δ : Q × Σ
S = state awal / initial state , S ∈ Q
F = state akhir, F ⊆ Q
Contoh diatas,
Q = {Genap, Ganjil}
Σ = {0,1}
S = Genap
F = {Ganjil }
δ 0 1
Genap Genap Ganjil
Ganjil Ganjil Genap
atau
δ(Genap,0) = Genap
δ(Genap,1) = Ganjil
δ(Ganjil,0) = Ganjil
δ(Ganjil,1) = Genap
Jenis FSA
Deterministic Finite Automata (DFA) : dari suatu state ada tepat satu state berikutnya
untuk setiap simbol masukan yang diterima
Non-deterministic Finite Automata (NFA) : dari suatu state ada 0, 1 atau lebih state
berikutnya untuk setiap simbol masukan yang diterima
Deterministic Finite Automata
♦ Contoh : pengujian parity ganjil.
♦ Contoh lain : Pengujian untuk menerima bit string dengan banyaknya 0 genap,
serta banyaknya 1 genap.
♦ 0011 : diterima.
♦ 10010 : ditolak, karena banyaknya 0 ganjil
♦ Diagram transisi-nya :
q1
q2
q3
1
0 0
1
1
0 0
1
start q0

7
♦ DFA nya
Q = {q0 , q1 , q2 , q3 }
Σ = {0,1}
S = q0
F = { q0}
fungsi transisi
δ 0 1
q0 q2 q1
q1 q3 q0
q2 q0 q3
q3 q1 q2
δ( q0,011)= δ( q2,11) =δ( q3,1)= q2 Ditolak
δ( q0,1010)= δ( q1,010) =δ( q3,10)=δ( q2,0)= q0 Diterima
♦ Contoh lain DFA : Variabel dalam bahasa pascal diawali oleh huruf (besar/kecil),
dan diikuti dengan huruf atau angka.
q0
A..Z,a..zstart q0
q0
0..9
A..Z,a..z,0..9
A..Z,a..z,0..9
♦ Contoh DFA lainnya :
q0 q1 q21 0
0 1 0,1

8
PERTEMUAN III
Nondeterministic Finite Automata
♦ Perbedaan dengan NFA: fungsi transisi dapat memiliki 0 atau lebih fungsi transisi
♦ G = ({q0 , q1 , q2 , q3, q4 }, {0,1}, δ , q0 , { q2 , q4}}
δ 0 1
q0 { q0,q3} {q0,q1}
q1 ε {q2}
q2 {q2} {q2}
q3 {q4} ε
q4 {q4} {q4}
q2
q0
q1
q4
q3
0,1
0,1
0
0
1
1
0,1
♦ String diterima NFA bila terdapat suatu urutan transisi berdasar input, dari state
awal ke state akhir.
♦ harus mencoba semua kemungkinan.
♦ Contoh : string 01001
q0 q0q0q0q0 q0
q3 q3 q3q1 q1
q4 q4
0 1 0 0 1
0 1 100
0
1
Def 2. Dua buah FSA disebut ekuivalen apabila kedua FSA tersebut menerima bahasa
yang sama
Contoh : FSA yang menerima bahasa {an
| n≥0 }

9
q4
a
a q4q4
a
Def 3. Dua buah state dari FSA disebut indistinguishable (tidak dapat dibedakan)
apabila :
δ(q,w)∈F sedangkan δ(p,w)∉F dan
δ(q,w) ∉F sedangkan δ(p,w) ∈F untuk semua w ∈ Σ*
Def 4. Dua buah state dari FSA disebut distinguishable (dapat dibedakan) bila terdapat
w ∈ Σ*
sedemikian hingga:
δ(q,w)∈F sedangkan δ(p,w)∉F dan
δ(q,w) ∉F sedangkan δ(p,w) ∈F untuk semua w ∈ Σ*
Prosedur menentukan pasangan status indistinguishable
1. Hapus semua state yang tak dapat dicapai dari state awal.
2. Catat semua pasangan state (p,q) yang distinguishable, yaitu {(p,q) | p ∈ F ∧ q ∉ F}
3. Untuk setiap pasangan (p,q) sisanya,
untuk setiap a∈ Σ, tentukan δ(p,a) dan δ(q,a)
Contoh
q0
q1
q2
q3
q4
0
1
0
0 0
1
1
1
0,1
1. Hapus state yang tidak tercapai -> tidak ada
2. Pasangan distinguishable (q0,q4), (q1,q4), (q2,q4), (q3,q4).
3. Pasangan sisanya (q0,q1), (q0,q2), (q0,q3), (q1,q2) (q1,q3) (q2,q3)
state 1 state 2pasangan
0 1 0 1
hasil
(q0,q1) q1 q3 q2 q4 distinguishable
(q1,q2) q2 q4 q1 q4 indistinguishable

10
Catatan : jumlah pasangan seluruhnya :
C
5
2
5
2 3
10





 = =
!
! !
Prosedur Reduksi DFA
1. Tentukan pasangan status indistinguishable.
2. Gabungkan setiap group indistinguishable state ke dalam satu state dengan relasi
pembentukan group secara berantai : Jika p dan q indistingishable dan jika q dan r
indistinguishable maka p dan r indistinguishable, dan p,q serta r indistinguishable
semua berada dalam satu group.
3. sesuaikan transisi dari dan ke state-state gabungan.
Contoh
1. pasangan status indistinguishable (q1,q2), (q1,q3) dan (q2,q3).
2. q1,q2,q3 ketiganya dapat digabung dalam satu state q123
3. Menyesuaikan transisi, sehingga DFA menjadi
q0
q123
q4
0,1 1
0
0,1
PR Buku Firrar Bab II nomor 3, 4, 8, 9, 12.

11
PERTEMUAN IV
Ekuivalensi NFA-DFA
♦ Ada apa dengan NFA ? konsep yang sulit diimplemen-tasikan. Komputer
sepenuhnya deterministic.
♦ Kenapa dipelajari ? Lebih dekat ke sistem nyata
♦ Contoh : permainan catur, banyak alternatif pada suatu posisi tertentu ->
nondeterministic
♦ Non deterministik dapat menyelesaikan problem tanpa backtrack, namun dapat
diekuivalensikan ke DFA.
Algoritma
1. Buat semua state yang merupakan subset dari state semula. jumlah state menjadi 2Q
2. Telusuri transisi state–state yang baru terbentuk, dari diagram transisi.
3. Tentukan state awal : {q0}
4. Tentukan state akhir adalah state yang elemennya mengandung state akhir.
5. Reduksi state yang tak tercapai oleh state awal.
Contoh Ubahlah NFA berikut menjadi DFA
M={{q0,q1}, {0,1}, δ, q0,{q1}} dengan tabel transisi
δ 0 1
q0 {q0,q1} q1
q1 {} {q0,q1}
q0 q10,1
0
1
1
1. State yang akan dibentuk : {}, {q0} {q1},{q0,q1}
2. Telusuri state
δ 0 1
{} {} {}
{q0} {q0,q1} {q1}
{q1} {} {q0,q1}
{q0,q1} {q0,q1} {q0,q1}
3. State awal : {q0}
4. State akhir yang mengandung q1, yaitu {q1},{q0,q1}

12
{q0
}
0
1
1 0,1
{q1
}
{q0
,q1
}
1 {}
Contoh : Ubahlah NFA berikut menjadi DFA
M={{q0,q1 ,q2}, {p,r}, δ, q0,{q1}} dengan tabel transisi
δ 0 1
q0 {q1,q2} {}
q1 {} {q0,q1}
q2 {q1} {q1}
q0 p r
p,r
p
q2q1
1. State yang akan dibentuk : {}, {q0} {q1},{q2}, {q0,q1}, {q0,q2}, {q1,q2}, {q0,q1,q2}
2. Telusuri state:
δ p r
{} {} {}
{q0} {q1,q2} {}
{q1} {} {q2}
{q2} {q1} {q1}
{q0,q1} {q1,q2} {q2}
{q0,q2} {q1,q2} {q1}
{q1,q2} {q1} {q1,q2}
{q0,q1,q2 } {q1,q2} {q1,q2}
3. State awal : {q0}
4. State akhir yang mengandung q1, yaitu {q1},{q1,q2}
5. Reduksi {q0,q1}{q0,q2}{q0,q1,q2 } sehingga FSA menjadi

13
{q0
} p p
r
r
{q1
,q2
} {q1
}
{q2
}{ }
p,r
p,r
p
r
NFA dengan ε-move
q0
q4
q1ε
b
q2
ε
ε
q3
b
b
Def 1. ε-move adalah suatu transisi antara 2 status tanpa adanya input. Contoh gambar :
transisi antara status q1 ke q3
Def 2. ε-closure adalah himpunan state yang dapat dicapai dari suatu state tanpa adanya
input. Contoh gambar :
ε-closure(q0) = [q0,q1,q3]
ε-closure(q1) = [q1,q3]
ε-closure(q3) = [q3]
Ekuivalensi NFA dengan ε-move ke NFA tanpa ε-move
1. Buat tabel transisi NFA dengan ε-move
2. Tentukan ε-closure setiap state
3. Carilah fungsi transisi /tabel transisi yang baru, rumus :
δ’(state,input)=ε-closure(δ(ε-closure(state,input))
4. Tentukan state akhir ditambah dengan state yang ε-closure nya menuju state akhir,
rumusnya

14
F’ = F ∪ {q | (ε-closure(q) ∩ F ≠ ∅}
Contoh
q0
q1ε
q3
q2
a
b
Tabel transisi-nya
δ 0 1
q0 ∅ ∅
q1 q2 q3
q2 ∅ ∅
q3 ∅ ∅
ε-closure dari FSA tersebut
ε-closure(q0) = [q0,q1]
Cari tabel transisi yang baru (δ’) :
δ’ a b
q0 ε-cl(δ(ε-cl(q0),a))
ε-cl(δ({q0,q1},a))
ε-cl(q2)
{q2}
ε-cl(δ(ε-cl(q0),b))
ε-cl(δ({q0,q1},b))
ε-cl(q3)
{q3}
ε-cl(δ({q1},a))
ε-cl(q2)
{q2}
ε-cl(δ({q1},b))
ε-cl(q3)
{q3}
ε-cl(δ({q3},a))
ε-cl(∅)
∅
ε-cl(δ({q2},b))
ε-cl(∅)
∅
ε-cl(δ({q3},a))
ε-cl(∅)
∅
ε-cl(δ({q3},b))
ε-cl(∅)
∅

15
Hasilnya menjadi
q0
q2
a
b q3
q1
a
b
Penggabungan FSA
Bila diketahui L1 adalah bahasa yang diterima oleh M1 dan L2 adalah bahasa yang
diterima oleh M2 maka
1. FSA M3 yang dapat menerima L1+L2 dibuat dengan cara
♦ Tambahkan state awal untuk M3, hubungkan dengan state awal M1 dan state
awal M2 menggunakan transisi ε
♦ Tambahkan state akhir untuk M3, hubungkan dengan state-state akhir M1
dan state-state akhir M2 menggunakan transisi ε
2. FSA M4 yang dapat menerima L1L2 dibuat dengan cara
♦ State awal M1 menjadi state awal M4
♦ State-state akhir M2 menjadi state-state akhir M4
♦ Hubungkan state-state akhir M1 dengan state awal M2 menggunakan transisi
ε
Contoh FSA M1 dan M2
qA1
qA0
0
1
qB1
qB0
1
1
0
FSA M3

16
qA0
0
1
qB0
1
1
0
qS
ε
ε
qA1
qB1
ε
ε
qF
FSA M4
qA0
0
1 qA1 qB1qB0
1
1
0
ε
PR, Buku firrar
bab 3 nomor 5 dan 6
bab 4 nomor 1 dan 4

17
PERTEMUAN V
Ekspressi reguler
♦ Bahasa disebut reguler jika terdapat FSA yang dapat menerimanya.
♦ Bahasa reguler dinyatakan secara sederhana dengan ekspresi reguler/regular
expression (RE).
♦ Contoh penerapan : searching string pada file
♦ RE -> NFA dengan ε Move -> DFA
Definisi ekspresi reguler
Jika Σ merupakan himpunan simbol, maka
1. ∅ , λ , dan a ∈Σ adalah ekspresi reguler dasar
2. jika r dan t masing masing merupakan ekspresi reguler maka komposisi berikut
merupakan ekspresi reguler :
Ekspresi Makna
r+t
rt
r*
(r)
himpunan string gabungan R∪T
operasi penyambungan string thd himpunan
Kleene closure dari R
r
Contoh ekspresi reguler
♦ (0+1)* : himpunan seluruh string yang dapat dibentuk dari simbol ‘0’ dan ‘1’
♦ (0+1)*00(0+1)* : himpunan string biner yang mengandung paling sedikit satu
substring ‘00’
♦ (0+1)*00 : himpunan string biner yang diakhiri dengan ‘00’
Bahasa Reguler
Apabila r adalah RE, maka L(r) adalah bahasa reguler yang dibentuk
menggunakan ekspressi reguler r.
Contoh
Tentukan bahasa reguler yang dibentuk oleh r=(aa)*
Jawab
L(r) = L( (aa)* )
= { λ, aa, aaaa, aaaaaa, ... }
= { a2n
| n ≥ 0 }
menyatakan himpunan string a dengan jumlah genap
Tentukan bahasa reguler yang dibentuk oleh r=(aa*)(bb)*b
Jawab
L(r) = L( (aa)* (bb)*b )
= { a2n
b2m+1
| n,m ≥ 0 }

18
Tentukan ekspresi reguler pembentuk bahasa pada Σ = {0,1}, yaitu
L(r) = { w ∈ Σ* | w memiliki substring ‘00’ }
Jawab
r = (0+1)*00(0+1)*
Tentukan ekspresi reguler pembentuk bahasa pada Σ = {a,b}, yaitu
L(r) = { abn
w | n≥ 3 , w ∈ {a , b}+
}
Jawab
r = abbb(a+b)(a+b)*
Latihan :
1. Carilah seluruh string pada L((a+b)*b(a+ab)*) dengan panjang string kurang dari 4.
2. Tentukan ekspresi reguler pembentuk bahasa pada Σ = {a,b,c}, yaitu
a. L(r) = { w ∈ Σ* | w memiliki tepat sebuah simbol ‘a’ }
b. L(r) = { w ∈ Σ* | w mengandung tepat 3 buah simbol ‘a’}
c. L(r) = { w ∈ Σ* | w mengandung kemunculan masing masing simbol minimal satu
kali}
3. Tentukan ekspresi reguler pembentuk bahasa pada Σ = {0,1}, yaitu
a. L(r) = { w ∈ Σ* | w diakhiri dengan string 01 }
b. L(r) ={ w ∈ Σ* | w tidak diakhiri dengan string 01 }
c. L(r) ={ w ∈ Σ* | w mengandung simbol ‘0’ sebanyak
genap }
d. L(r) ={ w ∈ Σ* | kemunculan string ’00’ pada w
sebanyak kelipatan 3 }
4. Tentukan ekspresi reguler pembentuk bahasa pada Σ = {a,b}, yaitu L(r) = { w ∈
Σ* | |w| mod 3 = 0 }
Sifat Bahasa Reguler
♦ Tertutup terhadap operasi himpunan sederhana
Jika L1 dan L2 adalah bahasa reguler, maka L1∪L2,
L1 ∩L2, L1L2, ~(L1) dan L1
*
adalah bahasa reguler juga
♦ Tertutup terhadap homomorphic image.
Jika L1 adalah bahasa reguler, maka homomorphic image h(L1) adalah bahasa
reguler juga.
Dimisalkan Σ dan Γ adalah alfabet, maka fungsi homomorphic dinyatakan
dengan
h : Σ → Γ

19
jika w = a1 a2 ... an
maka h(w) = h(a1) h(a2 ) ... h(an)
Jika L adalah bahasa pada Σ maka homomorphic
image bahasa L adalah
h(L)= { h(w) | w∈L}
Contoh
Dimisalkan Σ = {a,b} dan Γ = {a,b,c} dan didefinisikan h(a) = ab dan h(b) =bbc
homomorphic image bahasa L = {aa,aba } adalah
h(L)= { abab, abbbcab}
Dimisalkan Σ = {a,b} dan Γ = {b,c,d} dan didefinisikan h(a) = dbcc dan h(b)
=bdc
homomorphic image bahasa L(r) yang dibentuk dari ekspresi reguler
r = (a+b*)(aa)*
adalah h(L(r)) yang dibentuk dengan ekspresi reguler
r = (dbcc + (bdc)*) (dbccdbcc)*
Hubungan RE dan NFA
♦ Setiap RE ada satu NFA dengan ε-move yang ekuivalen
Konversi ekspresi reguler ke FSA
Ekspresi FSA
ε q0
=qf
∅ q0 qf
a q0 a qf
r+t
T
R
sT
fT
sR
fR
qf
q0
ε
ε ε
ε

20
rt
R T
εε
sR sT fTε
q0 qf
fR
r*
R
ε
ε
sR εfRεq0 qf
Contoh : Tentukan FSA untuk ekspresi reguler :
1. 01
2. 0+11
3. 01*+1
4. (0+1*)*
PR
Buku firrar bab V nomor 4 dan 8

21
PERTEMUAN VI
DFA dan Tatabahasa Reguler
Tatabahasa Linier kiri dan linier kanan
Suatu tatabahasa G (T,N,S,P) disebut linier kiri jika seluruh aturan produksinya
berbentuk
A → xB
A → x
dengan A, B ∈ N dan x ∈ T*
Suatu tatabahasa G (T,N,S,P) disebut linier kiri jika seluruh aturan produksinya
berbentuk
A → Bx
A → x
dengan A, B ∈ N dan x ∈ T*
Tatabahasa reguler bila bersifat linier kiri atau linier kanan.
Contoh 1
Tatabahasa G = {{S} , {a,b}, S , P } dengan aturan produksi P adalah S → abS |a
adalah tatabahasa linier kanan /reguler
Tatabahasa G = {{S, S1,S2 } , {a,b}, S , P } dengan aturan produksi P adalah
S → S1ab S1→ S1ab | S2 S2→ a
adalah tatabahasa linier kiri /reguler
Tatabahasa G = {{S, A, B} , {a,b}, S , P } dengan aturan produksi P adalah
S → A A → aB | λ B → Ab
adalah bukan tatabahasa reguler
Konversi DFA ke tatabahasa linier
Setiap DFA dapat diubah menjadi tatabahasa yang memiliki aturan produksi yang linier.
Aturan pengubahan ini adalah sebagai berikut :
♦ setiap transisi status δ(A,a)=B diubah menjadi aturan produksi A → aB
♦ setiap status akhir P diubah menjadi aturan produksi P→ε
Contoh FSA berikut
q0
q1ε
q3
q2
a
b
Tatabahasa linier untuk FSA tersebut yaitu G = ({a,b}, {S,S1,S2,S3},S, P ) dengan aturan
produksi P adalah :

22
S → S1
S1 → aS2
S2 → bS3
S3 → ε
Konversi tatabahasa linier ke DFA
♦ setiap aturan produksi A → aB diubah menjadi transisi status δ(A,a)=B
♦ setiap aturan produksi A → a diubah menjadi δ(A,a)=SF
♦ untuk a ∈ T* dengan |a|>1 dapat dibuat state tambahan
♦ setiap aturan produksi A → B diubah menjadi δ(A,ε)=B
Contoh
tatabahasa G = ({a,b},{V0,V1}, V0, P ) dengan P :
V0 →aV1
V1 →abV0 | b
Mesin FSA nya menjadi
V0 a b
a
V1 Vf
b
PR / Latihan buku firrar bab 6 nomor 2,3,4,5
Pertanyaan mendasar tentang bahasa reguler
1. Apakah terdapat suatu algoritma untuk menentukan diterima atau tidaknya suatu suatu
string pada bahasa L ?
Jawab : YA, dengan menggunakan FSA.
2. Apakah terdapat suatu algoritma untuk menentukan suatu bahasa reguler kosong, finite
atau infinite ?
Jawab : YA
♦ dengan DFA, jika terdapat lintasan dari simpul start ke simpul Final, maka
bahasa tersebut tidak kosong.
♦ Cari simpul simpul yang membentuk siklus. Jika terdapat lintasan dari simpul
start ke simpul Final yang melalui simpul yang membentuk siklus, maka bahasa
tersebut infinite. Jika tidak, maka bahasa tersebut finite.
Penerapan ekspresi reguler
♦ Digunakan untuk memerinci unit-unit leksikal sebuah bahasa pemrograman
(token).

23
contoh ekspresi reguler ‘bilangan real positif’
(0+1+...+9)(0+1+...+9)*.(0+1+...+9) (0+1+...+9)*
contoh ekspresi reguler ‘bilangan bulat’
(‘+’ + ’-‘ + λ) (0+1+...+9)(0+1+...+9)*
♦ Editor text
Pumping lemma
Apabila suatu bahasa merupakan bahasa reguler maka akan dapat diterima oleh mesin
DFA M=(Q,Σ,δ,q0,F), dengan sejumlah state n.
Apabila string w dengan |w| ≥ n diinputkan dalam DFA, maka pasti ada simpul k dalam
DFA yang dikunjungi lebih dari satu kali.
Apabila string diantara simpul k yang sama tersebut ‘dipompa’, maka sisanya pasti masih
diterima oleh DFA tersebut.
Contoh
Bahasa yang menerima ekspresi reguler 0(10)*11
q0 0 1
1
q1 q4
0
q3 1
q2
♦ Ambil string w∈L , dengan |w|≥ n: w= 01011
q0 0 q1 1 q2 0 q1 1 q3 1 q4
♦ simpul q1 dikunjungi 2 kali.
♦ string diantara simbol q1 tersebut ‘dipompa’ keluar
q0 0 q1 1 q3 1 q4
♦ string 011 tersebut masih dapat diterima oleh FSA.
Secara formal
Misal L adalah sebuah bahasa reguler infinite, maka terdapat sebuah konstanta n
dengan sifat bahwa jika w adalah sebuah string dalam L yang panjangnya lebih besar atau
sama dengan n maka kita bisa menulis w=uvx sedemikian sehingga uvi
x ∈ L untuk
semua i ≥ 0. dengan |v|≥1 dan |uv|≤n .
Notasi matematisnya
( )( )( )
( ) ( )( )( )
∀ ∃ ∀
∈ ∧ ≥ ⇒
∃ = ∧ ≤ ∧ ≥ ∧ ∀ ∈








L n z
z L z n
u v w z uvw uv n v i uv w Li
, , 1

24
Penjelasan
♦ Mengidentifikasi sifat yang harus dimiliki oleh suatu bahasa reguler.
♦ Cara untuk menentukan apakah sebuah bahasa tidak reguler
♦ Untuk memperlihatkan bahwa suatu bahasa infinite tidak reguler, maka kita
tunjukkan bahwa untuk nilai n yang cukup besar, sekurang-kurangnya satu
untai yang panjangnya n atau lebih besar gagal untuk dapat ‘dipompa’.
Contoh :
L = {ai^2
| i≥1}
{a1
, a4
,a9
, a16
, ...}
{a , aaaa , aaaaaaaaa , aaaaaaaaaaaaaaaa, ... }
Suatu string dalam L harus mempunyai panjang yang berupa nilai kuadrat (1,4,9,16, ...,
n2
, ...)
Misal bahwa L adalah bahasa reguler.
Perhatikan bahwa terdapat sebuah nilai n sedemikian sehingga an^2
∈L,
Menurut pumping lemma dapat kita tuliskan an^2
=uvx, sedemikian hingga
♦ 1 ≤|v|≤ n
♦ (∀i) (uvi
w ∈L)
karena |v|≥1 maka jelas bahwa
|uvw|<|uv2
w|<|uv2
w|< ...
ambil i=2 maka kita dapatkan
n2
= |uvw| < |uv2
w| ≤ n2
+ n < (n+1)2
Jelas
n2
< |uv2
w| < (n+1)2
Panjang |uv2
w| bukan merupakan kuadrat sempurna, karena berada diantara 2 nilai
kuadrat sempurna yang berurutan.
berarti uv2
w ∉ L
Jadi disimpulkan bahwa L = {ai^2
| i≥1} bukan merupakan bahasa reguler.

25
PERTEMUAN VII
FSA dengan Output
FSA : accepter, dapat menerima atau tidak.
FSA dengan output : transducer
1. Mesin Moore :output berasosiasi dengan state
2. Mesin Mealy :output berasosiasi dengan transisi
Mesin Moore
M = (Q,Σ,δ,S,∆,λ)
Q : himpunan state
Σ : himpunan simbol input
δ : fungsi transisi
S : state awal S ∈Q
∆ : himpunan output
λ : fungsi output untuk setiap state
Contoh mesin moore untuk memperoleh modulus 3 pada suatu bilangan biner:
M = (Q,Σ,δ,S,∆,λ)
Q : q0,q1,q2
Σ : [0,1]
S : q0
∆ : [0,1,2]
λ(q0) =0
λ(q1) =1
λ(q2) =2
Prinsip:
jika i diikuti dengan 0, maka hasilnya 2i
1012 =5 10102 = 2*5 =10
jika i diikuti dengan 1, maka hasilnya 2i+1
1012=5 10112 = 2*5+1 =11
jika i/3 mempunyai sisa p, maka untuk input berikutnya bernilai 0 maka
2i/3 mempunyai sisa 2p mod 3
untuk p=0 maka 2p mod 3 = 0
jika i/3 mempunyai sisa p, maka untuk input berikutnya bernilai 1 maka
(2i+1)/3 mempunyai sisa (2p+1) mod 3
untuk p=0 maka (2p+1) mod 3 = 1
Sehingga didapat mesin FSA sbb :

26
q0
/0 1 0
0
q1
/1
1
q2
/2
0 1
Contoh :
input 5 (1012) , state terakhir q2/2 , 5 mod 3 = 2
input 10 (10102) , state terakhir q1/1 , 10 mod 3 = 1
Mesin Mealy
M = (Q,Σ,δ,S,∆,λ)
Q : himpunan state
Σ : himpunan simbol input
δ : fungsi transisi
S : state awal S ∈Q
∆ : himpunan output
λ : fungsi output untuk setiap transisi
Contoh mesin Mealy untuk mendeteksi ekspresi reguler
(0+1)*(00+11)
Jawab
M = (Q,Σ,δ,S,∆,λ)
Q : q0,q1,q2
Σ : [0,1]
S : q0
∆ : [0,1,2]
λ(q0,0) =T
λ(q0,1) =T
λ(q1,0) =Y
λ(q1,1) =T
λ(q2,0) =T
λ(q2,1) =Y

27
q0
0/T
1/T
0/T
q1
1/T
q2
0/Y
1/Y
Ekuivalensi mesin Moore dengan mesin Mealy
♦ Mesin Moore ke mesin Mealy
Jml state = jml state sebelum * jml output
q0T 0 0q1T q2T
1
1
q0Y
0
q1Y q2Y
0
1
0 1
0 1
♦ Mesin Mealy ke mesin Moore
Menambah label output pada transisi
Menghapus label output pada state

28
q0
1/1 0/2
0/1
q1
1/0
q2
0/0 1/2
Contoh kasus
♦ Tentukan FSA dari rangkaian sirkuit berikut ini. Asumsi bahwa terdapat waktu
yang cukup untuk perambatan sinyal menuju kondisi yang stabil.
input x
F
y2
y1
♦ Kelereng dijatuhkan dari A atau B. Percabangan x1,x2 dan x3 menentukan
saluran mana yang akan dilewati kelereng (kiri / kanan). Ketika percabangan
dilewati, kelereng berikutnya akan melewati dengan saluran berbeda. Buatlah
FSA nya

29
A B
C D
X1 X2
X3
Latihan :
buku Firrar bab 7
PR.
Buatlah mesin Mealy dan Moore untuk proses membaca input (0+1)* :
♦ Jika input berakhir dengan 101, outputnya A
♦ Jika input berakhir dengan 110, outputnya A
♦ Jika yang lainnya , 8outputnya C

30
PERTEMUAN VIII
Tata Bahasa Bebas Konteks
Motivasi awal :
deskripsi bahasa alami
<kalimat> → <subjek> <predikat>
<subjek> → <kata benda>
<predikat> → <kata kerja>
<kata benda> → kucing
<kata kerja> → berlari
<kata kerja> → menyapu
Contoh kalimat yang dapat dihasilkan
kucing berlari
kucing menyapu (sintaks yes, semantik no)
Dalam tatabahasa bebas konteks
♦ Ruas kiri dari aturan produksi terdiri dari SATU simbol non terminal
♦ Ruas kanan dapat berupa string yang dibentuk dari simbol terminal dan non
terminal
Contoh
S →aSb | ε
Kalimat-kalimat yang dibangkitkan dari aturan produksi itu adalah ε,ab,aabb,aaabbb,... ,
an
bn
Contoh
A →0A0
A →1A1
A→a
Kalimat-kalimat yang dibangkitkan dari aturan produksi itu adalah a,01a10, 1001a1001 ,
110a011 βaβR
Contoh
S → aSb | SS |ε
Bahasa yang dihasilkan oleh tatabahasa dengan aturan produksi di atas adalah :
L = {w ∈ (a + b)* |na(w) =nb(w) }
Leftmost dan Rightmost Derivation
Suatu penguraian /penurunan dikatakan leftmost derivation bila setiap tahapan penurunan
variabel / non terminal terkiri yang diuraikan. Apabila setiap tahapan penurunan variabel
/ non terminal paling kanan yang diuraikan disebut rightmost derivation
Contoh 1
G=({A,B,S}, {a,b},S,P} dengan aturan produksi P :
S → AB
A→ aaA | λ

31
B→Bb | λ
Menspesifikasikan bahasa
L(G) = {a2n
bm
| n≥0 , m≥0}
Leftmost derivation untuk menghasilkan string aab
S ⇒ AB ⇒ aaAB ⇒ aaB ⇒ aaBb ⇒ aab
Righmost derivation untuk menghasilkan string aab
S ⇒ AB ⇒ ABb ⇒ aaABb ⇒aaAb ⇒aab
Contoh 2
G=({A,B,S}, {a,b},S,P} dengan aturan produksi P :
S → aAB
A→ bBb
B→ A | λ
Leftmost derivation untuk menghasilkan string abbbb
S ⇒ aAB ⇒ abBbB ⇒ abAbB ⇒ abbBbbB
⇒ abbbbB ⇒ abbbb
Righmost derivation untuk menghasilkan string aab
S ⇒ aAB ⇒ aA ⇒ abBb ⇒ abAb ⇒ abbBbb ⇒ abbbb
Pohon urai
Untuk menampilkan penguraian, dapat dilakukan dengan membentuk pohon urai
(sayangnya, urutan penguraian tidak terlihat) .
Contoh pohon urai pada contoh sebelumnya :
S
a
bBb
BA
bBb
A
λ
λ
Parsing dan Keanggotaan
Untuk menentukan apakah string w berada di L(G), dengan cara secara sistematis
membangun semua kemungkinan penurunan, dan mencocokkan hasilnya apakah ada
yang sama dengan string w. (disebut exhaustive search parsing)
contoh menentukan apakah string ab berada pada bahasa yang dibentuk oleh grammar
dengan aturan produksi

32
S → SS | aSb | bSa | λ
Untuk penguraian pertama
1. S ⇒ SS
2. S ⇒ aSb
3. S ⇒ bSa
4. S ⇒ λ
Penguraian nomor 3 dan 4 tidak perlu dilanjutkan. Penguraian 1 membentuk
Penguraian 2 membentuk
1a. S ⇒ SS ⇒ SSS 2a. S ⇒ aSb ⇒ aSSb
1b. S ⇒ SS ⇒ aSbS 2b. S ⇒ aSb ⇒ aaSbb
1c. S ⇒ SS ⇒ bSaS 2c. S ⇒ aSb ⇒ abSab
1d. S ⇒ SS ⇒ S 2d. S ⇒ aSb ⇒ ab
Ambiguitas pada Tatabahasa dan Bahasa
Tatabahasa bebas konteks G disebut ambigu jika terdapat beberapa w ∈ L(G) yang
mempunyai paling sedikit dua buah pohon penurunan
Contoh pada tatabahasa dengan aturan produksi
S → SS | aSb | λ
string aabb mempunyai 2 pohon penurunan :
bSa
S
bSa
λ
bSa
S
bSa
λ
S
S
λ
Pumping Lemma untuk bahasa bebas konteks
♦ Jika suatu rangkaian simbol /string yang cukup panjang yang merupakan sebuah
bahasa bebas konteks, maka kita dapat menemukan dua substring yang jaraknya
berdekatan yang jika dipompa, string baru yang diperoleh merupakan bahasa
bebas konteks juga.
♦ Secara formal, lemma diatas dinyatakan dengan

33
( )( )( )
( ) ( )( )
∀ ∃ ∀
∈ ∧ ≥ ⇒
∃
= ∧ ≤ ∧ ≥ ⇒
∀ ∈
















L n z
z L z n
u v w x y
z uvwxy vwx n vx
i uv wx y Li i
, , , ,
1
♦ syarat “ kedua lokasi berdekatan” dinyatakan dengan kondisi |vwx| ≤ n
♦ Jika salah satu v atau x diambil sebagai string kosong, maka lemma diatas
berubah menjadi lemma untuk bahasa reguler
Contoh tatabahasa dengan aturan produksi
S →uAy
A → vAx
A → w
maka aturan derivasinya
S ⇒ uAy ⇒ uwy
S ⇒ uAy ⇒ uvAxy ⇒uvwxy
S ⇒ uAy ⇒ uvAxy ⇒ uvvAxxy ⇒uvvwxxy
sehingga untuk setiap i ≥0 , uvi
wxi
y ∈ L
Sifat sifat tertutup bahasa bebas konteks
♦ Gabungan dua CFL merupakan CFL juga
Jika diketahui dua buah CFG G1= (N1,T1,S1,P1) dan G2=(N2,T2,S2,P2) yang
menghasilkan bahasa L1 dan L2 , maka CFG L1 ∪ L2 dapat dibentuk dengan cara
:
1. menggabungkan kedua himpunan dan menambahkan satu simbol variabel
baru S
2. menggabungkan kedua himpunan simbol terminal
3. menggabungkan kedua himpunan aturan produksi dan menambahkan satu
aturan produksi baru
S → S1|S2 yang digunakan untuk memilih salah satu simbol awal S1 atau S2
dari simbol awal baru S
G3 = (N1∪N2∪{S},T1∪T2 ,S,P1∪P2 ∪{S→S1|S2}}
♦ Penyambungan dua CFL merupakan CFL juga
Jika diketahui dua buah CFG G1= (N1,T1,S1,P1) dan G2=(N2,T2,S2,P2) yang
menghasilkan bahasa L1 dan L2 , maka bahasa L1L2 dapat dibentuk oleh :
G4 = (N1∪N2∪{S},T1∪T2 ,S,P1∪P2 ∪{S→S1S2}}
♦ Klosure Kleene dari CFL adalah CFL juga.
Klosure Kleene dari tatabahasa G=(N,T,S1,P) adalah
G5 = (N ∪ {S} , T , S , P ∪ {S → S1S | ε } )
Latihan
G(L1) = ( {S , A , B}, {a,b} , S , P ) dengan P :
S → AB | ε
A → aB

34
B → Sb
G(L2) = ( {S , A , B}, {a,b} , S , P ) dengan P :
S → aaB
A → bBb | ε
B → aA
Bagaimanakah :
a. CFG G(L1 ∪ L2)
b. CFG G(L1L2)
c. CFG G(L1
*
)
♦ Bahasa bebas konteks tertutup terhadap substitusi
Contoh
La = {0 n
1n
| n ≥1 } dan Lb = { wwR
| w ∈ (0+2)* }
dihasilkan oleh tatabahasa Ga dengan aturan produksi
Sa → 0Sa1 | 01
serta tatabahasa G2 dengan aturan produksi
Sb → 0Sb0 | 2Sb2 | ε
Didefinisikan tatabahasa G dengan aturan produksi
S → aSbS | bSaS | ε
jika f adalah substitusi f(a)= La dan f(b) = Lb maka
f(L) adalah bahasa yang dihasilkan oleh tatabahasa dengan aturan produksi
S → SaSSbS | SbSSaS | ε
Sa → 0Sa1 | 01
Sb → 0Sb0 | 2Sb2 | ε
Tatabahasa Bebas Konteks dan Bahasa Pemrograman
♦ Tatabahasa bebas konteks digunakan untuk mendefinisikan sintaks bahasa
pemrograman
♦ Menggunakan notasi BNF (Backus-Naur Form)
♦ variabel / non terminal : <...>
♦ terminal : tanpa tanda
♦ ← diganti dengan ::=
♦ Contoh statemen if then else
< if_statement> ::= if <expression>
<then_clause>
<else_clause>

35
PERTEMUAN IX
PENYEDERHANAAN
TATA BAHASA BEBAS KONTEKS
Tujuan
Melakukan pembatasan sehingga tidak menghasilkan pohon penurunan yang memiliki
kerumitan yang tidak perlu atau aturan produksi yang tidak berarti.
Contoh 1:
S AB | a
A a
♦ Aturan produksi S AB tidak berarti karena B tidak memiliki penurunan
Contoh 2 :
S A
A B
B C
C D
D a | A
♦ Memiliki kelemahan terlalu panjang jalannya padahal berujung pada S a,
♦ produksi D A juga menyebabkan kerumitan.
Cara Penyederhanaan:
1. Penghilangan produksi useless ( tidak berguna )
2. Penghilangan produksi unit
3. Penghilangan produksi ε
Penghilangan Produksi Useless
Di sini produksi useless didefinisikan sebagai :
• Produksi yang memuat symbol variabel yang tidak memiliki penurunan yang akan
menghasilkan terminal-terminal seluruhnya.
• Produksi yang tidak akan pernah dicapai dengan penurunan apapun dari simbol
awal, sehingga produksi itu redundan ( berlebih )
Contoh :
S aSa | Abd | Bde
A Ada
B BBB | a
Maka
1) Simbol variabel A tidak memiliki penurunan yang menuju terminal, sehingga bisa
dihilangkan
2) Konsekuensi no (1), aturan produksi S Abd tidak memiliki penurunan

36
Penyederhanaan menjadi:
S aSa | Bde
B BBB | a
Contoh :
S Aa | B
A ab | D
B b | E
C bb
E aEa
Maka :
1) Aturan produksi A D, simbol variabel D tidak memiliki penurunan.
2) Aturan produksi C bb, Penurunan dari simbol S, dengan jalan manapun tidak
akan pernah mencapai C
3) Simbol variabel E tidak memiliki aturan produksi yang menuju terminal
4) Konsekuensi no (3) Aturan produksi B E, simbol variabel E tidak memiliki
penurunan.
maka produksi yang useless:
A D
C bb
E aEa
B E
Penyederhanaannya menjadi:
S Aa | B
A ab
B b
Contoh :
S aAb | cEB
A dBE | eeC
B ff
C ae
D h
Analisa :
1) Aturan produksi S cEB, A dBE dapat dihilangkan ( E tidak memiliki
penurunan)
2) Aturan produksi D h, redundan
Sisa aturan produksi
S aAb
A eeC
B ff
C ae
Analisis lagi

37
B ff juga redundan,
Hasil penyederhanaan menjadi:
S aAb
A eeC
C ae
Contoh lain lagi :
S aB
A bcD | dAC
B e | Ab
C bCb | adF | ab
F cFB
Analisis
1) Aturan produksi A bcD, variabel D tidak memiliki penurunan
2) Konsekuensi no (1), simbol variabel A tidak memiliki penurunan yang menuju
terminal (tinggal A dAC)
3) Konsekuensi no (2), B Ab tidak memiliki penurunan
4) Simbol variabel F tidak memiliki penurunan yang menuju terminal
5) Konsekuensi no (4), C adF tidak memiliki penurunan
Setelah disederhanakan menjadi:
S aB
B e
C bCb | ab
Contoh lain lagi :
S aBD
B cD | Ab
D ef
A Ed
F dc
Analisa
1) Aturan produksi A Ed, E tidak memiliki penurunan
2) Aturan produksi F dc, redundan
Sisa aturan produksi:
S aBD
B cD | Ab
D ef
Analisa lagi
B Ab, A tidak memiliki penurunan.
Hasil penyederhanaan:
S aBD
B cD
D ef
Contoh lagi:
S Abc | ab

38
A AAA | ε
Aturan produksi setelah disederhanakan:
S Abc | ab
A AAA | ε
Ingat A ε juga harus diperhitungkan
PRINSIP
Setiap kali melakukan penyederhanaan diperiksa lagi aturan produksi yang tersisa,
apakah semua produksi yang useless sudah hilang.
Penghilangan Produksi Unit
♦ Produksi dimana ruas kiri dan kanan aturan produksi hanya berupa satu simbol
variabel, misalkan: A B, C D.
♦ Keberadaannya membuat tata bahasa memiliki kerumitan yang tak perlu.
♦ Penyederhanaan dilakukan dengan melakukan penggantian aturan produksi unit.
Contoh:
S Sb
S C
C D
C ef
D dd
Dilakukan penggantian berturutan mulai dari aturan produksi yang paling dekat menuju
ke penurunan terminal-terminal (‘=>’ dibaca ‘menjadi’):
• C D => C dd
• S C => S dd | ef
Sehingga aturan produksi setelah penyederhanaan:
S Sb
S dd | ef
C dd
C ef
C dd
Contoh lain:
S A
S Aa
A B
B C
B b
C D
C ab
D b
Penggantian yang dilakukan :
• C D => C b
• B C => B b | ab, karena B b sudah ada, maka cukup dituliskan B ab
• A B => A ab | b
• S A => ab | b

39
S ab | b
S Aa
A ab | b
B ab
B b
C b
C ab
D b
Contoh lagi:
S Cba | D
A bbC
B Sc | ddd
C eAn | f | C
D E | SABC
E gh
Penggantian yang dilakukan:
• D E menjadi D gh
• C C , kita hapus
• S D menjadi S gh | SABC
S Cba | gh | SABC
A bbC
B Sc | ddd
C eA | f
D gh | SABC
E gh
Penghilangan Produksi ε
Produksi ε adalah produksi dalam bentuk
α ε
atau bisa dianggap sebagai produksi kosong ( empty ). Penghilangan produksi ε
dilakukan dengan melakukan penggantian produksi yang memuat variabel yang bisa
menuju produksi ε, atau biasa disebut nullable.
Prinsip penggantiannya bisa dilihat kasus berikut:
S bcAd
A ε
A nullable serta A ε satu-satunya produksi dari A, maka variabel A bisa
ditiadakan, hasil penyederhanaan tata bahasa bebas konteks menjadi:
S bcd
Tetapi bila kasusnya:

40
S bcAd
A bd | ε
A nullable, tapi A ε bukan satu-satunya produksi dari A, maka hasil
penyederhanaan:
S bcAd | bcd
A bd
Contoh lagi, terdapat tata bahasa bebas konteks:
S Ab | Cd
A d
C ε
Variabel yang nullable adalah variabel C. Karena penurunan C ε merupakan
penurunan satu-satunya dari C, maka kita ganti S Cd menjadi S d. Kemudian
produksi C ε kita hapus.
Setelah penyederhanaan menjadi:
S Ab | d
A d
Contoh lain lagi:
S dA | Bd
A bc
A ε
B c
Variabel yang nullable adalah variabel A. A ε bukan penurunan satu-satunya
dari A ( terdapat A bc ), maka kita ganti S dA menjadi S dA | d.A ε kita
hapus.
Setelah penyederhanaan :
S dA | d | Bd
A bc
B c
Contoh tata bahasa bebas konteks:
S AaCD
A CD | AB
B b | ε
C d | ε
D ε
Variabel yang nullable adalah variabel B, C, D. Kemudian dari A CD, maka
variabel A juga nullable ( A ε ). Karena D hanya memilki penurunan D ε, maka
kita sederhanakan dulu:
• S AaCD => S AaC
• A CD => A C
• D ε kita hapus
Selanjutnya kita lihat variabel B dan C memiliki penurunan ε, meskipun bukan
satu-satunya penurunan, maka dilakukan penggantian:
• A AB => A AB | A | B
• S AaC => S AaC | aC | Aa | a

41
• B ε dan C ε kita hapus
Setelah penyederhanaan:
S AaC | aC | Aa | a
A C | AB | A | B
B b
C ε
Variabel yang nullable adalah A, B, C. Dari S AB, maka S juga nullable. Kita
lakukan penggantian:
• A aCa => A aa
• B bA => B bA | b
• B BB => B BB | B
• A abB => A abB | ab
• S AB => S AB | A | B | ε
• C ε, B ε, A ε dihapus
*Perhatikan untuk penggantian S AB kita tetap mempertahankan S ε, karena S
merupakan simbol awal. Ini merupakan satu-satunya perkecualian produksi ε yang tidak
dihapus, yaitu produksi ε yang dihasilkan oleh simbol awal.
Hasil akhir dari penyederhanaan:
S AB | A | B | ε
A abB | ab | aa
B bA | b | BB | B
S aAb
A aAb | ε
S aAb | ab
A aAb | ab
S ABaC
A BC
B b | ε
C D | ε
D d
S ABaC | BaC | AaC | ABa | aC | Aa | Ba | a
A B | C | BC
B b
C D
D d

42
Prakteknya ketiga penyederhanaan tersebut dilakukan bersama pada suatu tata
bahasa bebas konteks, yang nantinya menyiapkan tata bahasa bebas konteks tersebut
untuk diubah kedalam suatu bentuk normal Chomsky.
Urutan penghapusan aturan produksi :
1) Hilangkan produksi ε
2) Hilangkan produksi unit
3) Hilangkan produksi useless
Contoh :
S AA | C | bd
A Bb | ε
B AB | d
C de
Hilangkan produksi ε, sehingga menjadi:
S A | AA | C | bd
A Bb
B B | AB | d
C de
Selanjutnya penghilangan produksi unit menjadi:
S Bb | AA | de | bd
A Bb
B AB | d
C de
Penghilangan produksi unit bisa menghasilkan produksi useless.
Terakhir dilakukan penghilangan produksi useless:
S Bb | AA | de | bd
A Bb
B AB | d
Hasil akhir aturan produksi tidak lagi memiliki produksi ε, produksi unit, maupun
produksi useless.

43
PERTEMUAN X
BENTUK NORMAL CHOMSKY
Pengertian Bentuk Normal Chomsky
Bentuk normal Chomsky / Chomsky Normal Form (CNF) merupakan salah satu
bentuk normal yang sangat berguna untuk tata bahasa bebas konteks ( CFG ). Bentuk
normal Chomsky dapat dibuat dari sebuah tata bahasa bebas konteks yang telah
mengalami penyederhanaan yaitu penghilangan produksi useless, unit, dan ε. Dengan
kata lain, suatu tata bahasa bebas konteks dapat dibuat menjadi bentuk normal Chomsky
dengan syarat tata bahasa bebas kontesk tersebut:
• Tidak memiliki produksi useless
• Tidak memiliki produksi unit
• Tidak memiliki produksi ε
Aturan produksi dalam bentuk normal Chomsky ruas kanannya tepat berupa
sebuah terminal atau dua variabel. Misalkan:
A BC
A b
B a
C BA | d
Pembentukan Bentuk Normal Chomsky
Langkah-langkah pembentukan bentuk normal Chomsky secara umum sebagai
berikut:
• Biarkan aturan produksi yang sudah dalam bentuk normal Chomsky
• Lakukan penggantian aturan produksi yang ruas kanannya memuat simbol
terminal dan panjang ruas kanan > 1
• Lakukan penggantian aturan produksi yang ruas kanannya memuat > 2 simbol
variabel
• Penggantian-penggantian tersebut bisa dilakukan berkali-kali sampai akhirnya
semua aturan produksi dalam bentuk normal Chomsky
• Selama dilakukan penggantian, kemungkinan kita akan memperoleh aturan-aturan
produksi baru, dan juga memunculkan simbol-simbol variabel baru
Bisa dilihat tahapan-tahapan tersebut pada gambar 10.1

44
Tahapan-tahapan pembentukan bentuk normal Chomsky
Contoh, tata bahasa bebas konteks ( kita anggap tata bahasa bebas konteks pada
bab ini sudah mengalami penyederhanaan ):
S bA | aB
A bAA | aS | a
B aBB | bS | b
Aturan produksi yang sudah dalam bentuk normal Chomsky:
A a
B b
Dilakukan penggantian aturan produksi yang belum bentuk normal Chomsky
(‘=>’ bisa dibaca berubah menjadi):
S bA => S P1A
S aB => S P1B
A bAA => S P1AA => A P1P3
A aS => A P2S
B aBB => B P2BB => B P2P4
B bS => B P1S
Terbentuk aturan produksi dan simbol variabel baru:
P1 b
P2 a
P3 AA
P4 BB
Hasil akhir aturan produksi dalam brntuk normal Chomsky :
CFG yang
sudah
disederhanakan
Biarkan yg
sudah CNF
Penggantian simbol
terminal pada a.p,
dg ruas kanan > 1
Penggantian a.p,
dengan simbol
variabel > 2
Buat variabel
dan a.p, baru
bila perlu
CNF

45
A a
B b
S P1A
S P2B
A P1P3
A P2S
B P2P4
B P1S
P1 b
P2 a
P3 AA
P4 BB
Contoh, tata bahasa bebas konteks:
S aB | CA
A a | bc
B BC | Ab
C aB | b
Aturan produksi yang sudah dalam bentuk normal Chomsky :
S CA
A a
B BC
C b
Penggantian aturan produksi yang belum dalam bentuk normal Chomsky:
S aB => S P1B
A bc => S P2P3
B Ab => B A P2
C aB => C P1B
Terbentuk aturan produksi dan simbol variabel baru:
P1 a
P2 b
P3 c
Hasil akhir aturan produksi dalam bentuk normal Chomsky :
S CA
A a
B BC

46
C b
S P1B
S P2P3
B A P2
C P1B
P1 a
P2 b
P3 c
Contoh, tata bahasa bebas konteks :
S aAB | ch | CD
A dbE | eEC
B ff | DD
C ADB | aS
D i
E jD
Aturan produksi yang sudah dalam bentuk normal Chomsky :
S CD
B DD
D i
Penggantian aturan produksi:
S aAB => S P1P2
S ch => S P3P4
A dbE => A P5P6
A eEC => A P8P9
B ff => B P10P10
C ADB => C AP11
C aS => C P1S
E jD => E P12D
Terbentuk aturan produksi baru:
P1 a
P2 AB
P3 c
P4 h
P5 d
P6 P7E
P7 b
P8 e
P9 EC

47
P10 f
P11 DB
P12 j
Hasil akhir dalam bentuk normal Chomsky:
S CD
B DD
D i
S P1P2
S P3P4
A P5P6
A P8P9
B P10P10
C AP11
C P1S
E P12D
P1 a
P2 AB
P3 c
P4 h
P5 d
P6 P7E
P7 b
P8 e
P9 EC
P10 f
P11 DB
P12 j
Algoritma CYK untuk Tata Bahasa Bebas Konteks
Algoritma CYK merupakan algoritma parsing dan keanggotaan ( membership)
untuk tata bahasa bebas konteks. Algortima ini diciptakan oleh J. Cocke, DH. Younger,
dan T. Kasami. Syarat untuk penggunaan algortima ini adalah tata bahasa harus berada
dalam bentuk normal Chomsky . Obyektif dari algortima ini adalah untuk menunjukkan
apakah suatu string dapat diperoleh dari suatu tata bahasa.
Algoritma CYK sebagai berikut:
begin
1) for i:= 1 to n do
2) Vi1 := {A| A a aturan produksi dimana simbol ke- i
adalah a };
3) for j:= 2 to n do

48
4) for i:= 1 to (n-j+1) do
begin
5) Vij:=Ø;
6) for k:=1 to (j – 1) do
7) Vij:= Vij υ ( A | A BC adalah suatu
produksi, dimana B di Vik dan C di Vi+k,j-k }
end
end
Penjelasan:
• n = panjang untai yang akan diperiksa, missal : untuk untai ‘ada’, n = | ada | =3
• i akan menyatakan kolom ke-
• j akan menyatakan baris ke-
• tahapan no (1) dan (2) untuk mengisi table baris pertama kolom 1 – n
• no (3), interasi dari baris ke- 2 sampai n
• no (4), interasi untuk mengisi kolom 1 sampai ( n – baris + 1) pada suatu baris.
• no (5) inisialisasi Vij dengan Ø
• no (6) dan no (7), interasi untuk memeriksa mana saja yang menjadi anggota Vij
Kita lihat contoh kasus, dimana terdapat tata bahasa bebas konteks ( simbol awal
S ):
S AB | BC
A BA | a
B CC | b
C AB | a
Periksalah apakah untai ‘baaba’ termasuk kedalam bahasa tersebut
Pertama – tama kita akan membuat tabel untuk Vij ( Vkolom,baris ) sebagai berikut :
b a a b a
i
1 2 3 4 5
1
2
3
4
5
Tabel diatas kita gunakan unruk mempermudah kita dalam menyelesaikan
persoalan, i akan menyatakan kolom, j akan menyatakan baris.
Kita ketahui n = 5. Dari Algoritma langkah (1) dan (2) kita bisa mengisi baris
pertama pada tabel, sebagai berikut:

49
• Untuk V11, kita periksa variabel yang bisa menurunkan ‘b’, dari B b kita isi
V11= {B}
• Untuk V21, kita periksa variabel yang bisa menurunkan ‘a’, dari A a dan C a
kita isi V21{A,C}
• Untuk V31, kita periksa varibel yang bisa menurunkan ‘a’, dari A a dan C a
kita isi V31={A,C}
• Untuk V41, kita periksa variabel yang bisa menurunkan ‘b’, dari B b kita isi
V41={B}
• Untuk V51, kita periksa variabel yang bisa menurunkan’a’, dari A a dan C A
kita isi V51={A,C}
Dari hasil tersebut kita bisa tabel :
b a a b a
i
1 2 3 4 5
1 B A,C A,C B A,C
2
3
4
5
Selanjutnya kita akan mengisi baris ke-2 sampai n sebagai berikut
Pada baris ke -2 ( k =1 )
• Untuk V12, periksa Vik- Vi+k, j-k, berarti V11-V21, yaitu B-A,C, variabel yang
bisa menurunkan BA atau BC adalah S dan A, maka V12 kita isi {S, A}
• Untuk V22, periksa Vik – Vi+k, j-k, berarti V21-V31, yaitu A,C-A,C, variabel yang
bisa menurunkan AA, AC, CA, atau CC adalah B maka V22 kita isi {B}
• Untuk V32, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V31-V41 yaitu A, C-B, variabel yang
bisa menurunkan AB atau CB adalah S dan C, maka V12 kita isi {S, C}
• Untuk V42, periksa Vik-Vi+k, j-k berarti V41-V51, yaitu A,C-B, variabel yang bisa
menurunkan AB atau CB adalah S dan C, maka V12 kita isi {S,A}
Dari hasil tersebut kita bisa mengisi tabel:
b a a b a
i
1 2 3 4 5
1 B A,C A,C B A,C
2 S,A B S,C S,A
3
4
5

50
Pada baris ke –3 (k = 1 sampai 2):
Untuk V13, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V11-V22 & V12-V31, yaitu B-B & S,A-A,C,
variabel yang bisa menurunkan BB, SA,SC,AA, atau AC adalah tidak ada, maka
V13 kita isi ∅
Untuk V23, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V21-V32 & V22-V41, yaitu A,C-S,C & B-B,
variabel yang bisa menurunkan AS, AC, CS, CC, atau BB adalah B , maka V23
kita isi {B}
Untuk V33, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V31-V42 & V32-V51, yaitu A,C-S,A & S,C-
A,C variabel yang bisa menurunkan AS, AA, CS, CA, SA, SC, CA, atau CC
adalah B, maka V33 kita isi {B}
Dari hasil tersebut kita bsa mengisi tabel:
b a a b a
i
1 2 3 4 5
1 B A,C A,C B A,C
2 S,A B S,C S,A
3 ∅ B B
4
5
Pada baris ke –4 ( k = 1 sampai 3):
Untuk V14, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V11-V23 & V12-V32 & V13-V41, yaitu B-B &
S,A-S,C & ∅-B, variabel yang bisa menurunkan BB, SS, SC, AS AC adalah tidak
ada, maka V14 kita isi ∅
Untuk V24, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V21-V33 & V22-V42 & V23-V51, yaitu A,C-B
& B-S,A & B-S,A & B-A,C, variabel yang bisa menurunkan AC, AB, BS, BA,
BC adalah S, C, A, maka V24 kita isi {S,A,C}
Dari hasil tersbut kita bisa mengisi tabel:
b a a b a
i
1 2 3 4 5
1 B A,C A,C B A,C
2 S,A B S,C S,A
3 ∅ B B
4 ∅ S,A,C
5
Pada baris ke –5 ( k = 1 sampai 4 )
Untuk V15, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V11-V24 & V12-V33 & V13-V42 & V14-V51
yaitu B-S,A,C & S,A-B & ∅-S,A & ∅-A,C, variabel yang bisa menurunkan BA,
BC, SA, SC, SB, atau AB adalah A,S,C maka V15 kita isi {S,A,C}

51
Dari hasil tersbut kita bisa mengisi tabel:
b A a b a
i
1 2 3 4 5
1 B A,C A,C B A,C
2 S,A B S,C S,A
3 ∅ B B
4 ∅ S,A,C
5 S,A,C
Perhatikan , syarat suatu untai dapat diturunkan dari simbol awal, V1n memuat
simbol awal. Terlihat pada tabel, simbol awal S termuat di V15, maka untai ‘baaba’ dapat
diturunkan oleh tata bahasa tersebut.
Kita bisa mencoba-coba untuk membuat pohon penurunan dari untai ‘baaba’,
Kita lihat untuk contoh lain, terdapat tata bahasa bebas konteks:
S AB | b
A BA | a
B AS | b
Periksalah apakah untai ‘aaab’ termasuk ke dalam bahasa tersebut
Pertama-tama kita akan membuat tabel untuk Vij ( Vkolom, baris) sebagai berikut:
a a a b
i
1 2 3 4
1
2
3
4
Kita ketahui n = 4. Dari algoritma langkah (1) dan(2) kita bisa mengisi baris
pertama pada tabel, sebagai berikut:
Untuk V11, kita periksa variabel yang bisa menurunkan ‘a’, dari A a kita isi V11
= {A}
= {A}
= {A}
Untuk V41, kita periksa variabel yang bisa menurunkan ‘b’, dari B b dan S b
kita isi V41 = {S,B}

52
Dari haisl tersebut kita bisa mengisi tabel:
a a a b
i
1 2 3 4
1 A A A S,B
2
3
4
Selanjutnya kita akan mengisi baris ke –2 sampai n sebagai berikut:
Pada baris ke –2 (k = 1) :
Untuk V12, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V11-V21, yaitu A-A, variabel yang bisa
menurunkan AA adalah tidak ada, maka V12 kita isi ∅
Untuk V22, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V21-V31 ,yaitu A-A, variabel yang bisa
menurunkan AA adalah tidak ada, maka V22 kita isi ∅
Untuk V32, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V31-V41 ,yaitu A,S-B, variabel yang bisa
menurunkan AS atau AB adalah S dan B, maka V32 kita isi {S,B}
a a a b
i
1 2 3 4
1 A A A S,B
2 ∅ ∅ S,B
3
4
Pada baris ke –3 (k = 1 sampai 2)
Untuk V13, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V11-V22 & V12-V31, yaitu A-∅ & ∅-A,
variabel yang bisa menurunkannya adalah tidak ada, maka V13 kita isi ∅
Untuk V23, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V21-V32 & V22-V41, yaitu A-SB & ∅-SB,
variabel yang bisa menurunkan AS atau AB adalah S dan B, maka V23 kita isi
{S,B}
a a a b
i
1 2 3 4
1 A A A S,B
2 ∅ ∅ S,B
3 ∅ S,B
4
j
j
j

53
Pada baris ke –4 (k = 1 sampai 3):
Untuk V14, periksa Vik-Vi+k, j-k, berarti V11-V23 & V12-V32 & V13-V41, yaitu A-SB
& ∅-SB, variabel yang bisa menurunkan AS atau AB adalah S dan B, maka V14
kita isi {S,B}
a a a b
i
1 2 3 4
1 A A A S,B
2 ∅ ∅ S,B
3 ∅ S,B
4 S,B
Terlihat pada tabel, simbol awal S termuat di V14, maka untai ‘aaab’ dapat
diturunkan oleh tata bahasa tersebut.
Pohon penurunan untuk untai ‘baaba’
j
S
A
B
B A
C
C
B
B
A B
a
a
b

54
PERTEMUAN XI
PENGHILANGAN REKURSIF KIRI
Aturan Produksi Rekursif
Aturan Produksi yang rekursif memilki ruas kanan (hasil produksi) yang memuat
simbol variabel pada ruas kiri. Sebuah aturan produksi dalam bentuk:
A βA
merupakan aturan produksi yang rekursif kanan
β=(V∪T)* atau kumpulan simbol variabel dan terminal
Contoh aturan produksi yang rekursif kanan:
S dS
B adB
Produksi dalam bentuk:
A Aβ
Merupakan aturan produksi yang rekursif kiri, contohnya:
S Sd
B Bad
Produksi yang rekursif kanan menyebabkan pohon penurunan tumbuh ke kanan,
sebaliknya Produksi yang rekursif kiri menyebabkan pohon penurunan tumbuh ke kiri.
Bisa dilihat pohon penurunanpada gambar 11.1 dari tata bahasa bebas konteks dengan
aturan produksi:
S aAc
A Ab | ε

55
S
Gambar 11.1 Pohon penurunan sebuah CFG yang rekursif kiri
Dalam banyak penerapan tata bahasa, rekursif kiri tak diinginkan. Untuk
menghindari penurunan yang bisa mengakibatkan loop kita perlu menghilangkan sifat
rekursif kiri dari aturan produksi. Penghilangan rekursif kiri disini memungkinkan suatu
tata bahasa bebas konteks nantinya diubah ke dalam bentuk normal Greibach.
Tahapan Penghilangan Rekursif Kiri
Langkah-langkah penghilangan rekursif kiri:
Pisahkan aturan produksi yang rekursif kiri dan yang tidak, misal:
Aturan produksi yang rekursif kiri:
A Aα1 | Aα2 | Aα3 | ....... Aαn
Aturan produksi yang tidak rekursif kiri (termasuk produksi ε):
A β1 | β2 | β3 | ........ βm
Dari situ kita bisa tentukan α1, α2, .... αn, dan β1, β2, .... βm dari setiap aturan
produksi yang memiliki simbol ruas kiri yang sama
Lakukan penggantian aturan produksi yang rekursif kiri, menjadi sebagai berikut:
1) A β1Z | β2Z | .... βmZ
2) Z α1 | α2 | α3 | .... αn
3) Z α1Z | α2Z | α3Z | .... αnZ
a A c
A b
A b
A b

56
Penggantian diatas dilakukan untuk setiap aturan produksi dengan simbol ruas kiri
yang sama. Bisa muncul simbol variabel baru Z1, Z2 dan seterusnya, sesuai
banyaknya variabel yang menghasilkan produksi yang rekursif kiri.
Hasil akhir berupa aturan produksi pengganti ditambah dengan aturan produksi
semula yang tidak rekursif kiri.
Tahapan-tahapan tersebut bisa dilihat pada Gambar berikut
Gambar 11.2 Tahapan penghilangan rekursif kiri
Contoh, tata bahasa bebas konteks:
S Sab | aSc |dd | ff | Sbd
Pertama-tama kita lakukan pemisahan aturan produksi
S Sab | Sbd
Dari situ kita tentukan:
Untruk simbol ruas kiri S: α1=ab, α2=bd
Aturan produksi yang tidak rekursif kiri:
S aSc | dd | ff
Dari situ kita dapatkan:
Untuk simbol ruas kiri S: β1=aSc, β2=dd, β3=ff
Kita lakukan penggantian aturan produksi yang rekursif kiri:
Untuk yang memiliki simbol ruas kiri S:
S Sab | Sbd, digantikan oleh:
i. S aScZ1 | dd Z1 | ffZ1
ii. Z1 ab | bd
iii. Z1 abZ1 | bd Z1
CFG
mengan
d
Aturan
produksi
Aturan
d k i
Lakukan
penggantian
lk
CFG
bebas
d i

58
S cA
A a | bd
S cAZ1
Z1 ab | b
Z1 abZ1 | bZ1
A a Z2 | bdZ2
Z2 a
Z2 a Z2
*Perhatikan bahwa penghilangan rekursif kiri memunculkan simbol variabel baru, dan
aturan produksi baru yang rekursif kanan.
Contoh lain, terdapat tata bahasa bebas konteks:
S Sa |aAc | c | ε
A Ab | ba
S Sa
A Ab
Untuk simbol ruas kiri S: α1 = a
Untuk simbol ruas kiri A: α1 = b
S aAc | c | ε
A ba
Dari situ kita dapatkan
untuk simbol ruas kiri S:β1 = aAc, β2= c, β3 = ε
untuk simbol ruas kiri A: β1 = ba
*Perhatikan produksi ε termasuk produksi yang tidak rekursif kiri
Untuk yang memilki simbol ruas kiri S:
S Sa, digantikan oleh:
i. S aAcZ1 | cZ1 | Z1
ii. Z1 a
iii. Z1 a Z1
Untuk yang memiliki simbol ruas kiri A:
A Ab, digantikan oleh:
i. A ba Z2
ii. Z2 b

59
iii. Z2 bZ2
S aAc | c | ε
S aAcZ1 | cZ1 | Z1
A ba
A ba Z2
Z1 a
Z1 a Z1
Z2 b
Z2 b Z2

60
PERTEMUAN 12
BENTUK NORMAL GREIBACH
Pengerian Bentuk Normal Greibach
Bentuk normal Greibach merupakan bentuk normal yang memiliki banyak
konsekuensi teoritis dan prkatis. Dalam bentuk normal Greibach kita membatasi posisi
munculnya terminal-terminal dan variabel-variabel. Suatu tata bahasa bebas konteks
(CFG) dikatakan dalam bentuk normal Greibach / Greibach Normal Form, selanjutnya
kita sebut sebagai GNF, jika setiap aturan produksinya ada dalam bentuk:
A aα
a:simbol terminal (tunggal), a ε T
α: rangkaian simbol-simbol variabel (V*)
Atau dengan kata lain, suatu tata bahasa bebas konteks dalam bentuk normal
Greibach bila hasil produksinya (ruas kanan) diawali dengan satu simbol terminal,
slanjutnya bisa diikuti oleh rangkaian simbol variabel. Contoh tata bahasa bebas konteks
dalam bentuk bentuk normal Greibach:
S a | aAB
A aB
B cS
Untuk dapat diubah ke dalam bentuk normaol Greibach, tata bahasa semula haru
memenuhi syarat:
Sudah dalam bentuk normal Chomsky
Tidak bersifat rekursif kiri
Tidak menghasilkan ε
Terdapat dua cara pembentukan bentuk normal Greibach , yaitu melalui substitusi
dan perkalian matriks. Pada bagian berikutnya kita membahasa kedua cara tersebut.
12.2. Pembentukan Bentuk Normal Greibach dengan Substitusi
Secara umum langkah-langkah untuk mendapatkan bentuk normal Greibach :
1. Tentukan urutan simbol-simbol variabel yang ada dalam tata bahasa. Misalkan
terdapat m variabel dengan urutan A1, A2, ...., Am
2. Berdasarkan urutan simbol yang ditetapkan pada langkah (1) seluruh aturan
produksi yang ruas kanannya diawali dengan simbol variabel dapat dituliskan
dalam bentuk
Ah Ai γ
dimana h <> i (rekrusif kiri sudah dihilangkan), γ bisa berupa simbol-simbol
variabel
a. Jika h < i, aturan produksu ini sudah benar ( tidakperlu diubah)

61
b. Jika h > i, aturan produksi belum benar. Lakukan substitusi berulang-ulang
terhadap Ai (ganti Ai pada produksi ini dengan ruas kanan produksi dari variabel
Ai ) sehingga suatu saat diperoleh produksi dalam bentuk
Ah Ap γ (dimana h ≤ p )
i) Jika h = p , lakukan penghilangan rekursif kiri
ii) Jika h < p, aturan produksi sudah benar
3. Jika terjadi penghilangan rekursif kiri pada tahap (2b), sejumlah simbol variabel
baru yang muncul dari operasi ini dapat disisipkan pada urutan variabelsemula
dimana saja asalkan ditempatkan tidak sebelum Ah (di kiri)
4. Setelah langkah (2) & (3) dikerjakan maka aturan-aturan produksi yang ruas
kanannya dimulai simbol variabel sudah berada dalam urutan yang benar
Ax Ay γ ( di mana x < y )
Produksi-produksi yang lain ada dalam bentuk:
Ax a γ ( a = simbol terminal )
Bx γ
( B2 = simbol variabel baru yang akan muncul sebagai akibat dari operasi
penghilangan rekursif kiri )
5. Bentuk normal Greibach diperoleh dengan cara melakukan substitusi mundur
mulai dari variabel Am, lalu Am-1, Am-2, ..... Dengan cara ini aturan produksi dalam
bentuk Ax Ay γ dapat diubah sehinga ruas kanannya dimulai dengan simbol
terminal.
6. Produksi dalam bentuk Bx γ juga dapat diubah dengan cara substitusi seperti
pada langkah (5)
Contoh (tata bahasa bebas konteks sudah dalam bentuk normal Chomsky dan
memenuhi syarat untuk diubah ke bentuk normal Greibach), simbol awal adalah S:
S CA
A a | d
B b
C DD
D AB
Kita tentukan urutan simbol variabel, misalnya S, A, B, C, D (S<A<B<C<D).
*Perhatikan urutan tersebut boleh anda tentukan sendiri, buatlah urutan sedemikian
sehingga memudahkan untuk proses selanjutnya
Kita periksa aturan produksi yang simbol pertama pada ruas kanan adalah simbol
variabel, apakah sudah memenuhi ketentuan urutan variabel:
S CA ( sudah memenuhi aturan karena S<C)
C DD (sudah memenuhi karena C<D)
D AB (tidak memenuhi, karena D>A)

62
Yang belum memenuhi urutan yang telah kita tentukan adalah: D AB, karena
ruas kiri > simbol pertama pada ruas kanan. Maka kita lakukan sibstitusi pada
simbol variabel A, aturan produksi menjadi:
D aB | dB
Setelah semua aturan produksi sudah memenuhi ketentuan urutan variabel, kita
lakukan substitusi mundur pada aturan produksi yang belum dalam bentuk normal
Greibach (‘=>’ dibaca ‘menjadi’):
C DD => C aBD | dBD
S CA => S aBDA | dBDA
*Perhatikan substitusi mundur dimulai dari aturan produksi yang memiliki ruas kiri
dengan urutan variabel paling akhir ( kasus di atas:S<A<B<C<D, maka C lebih dulu
disubstitusikan daripada S )
Hasil akhir aturan produksi yang sudah dalam bentuk normal Greibach :
S aBDA | dBDA
A a | d
B b
C aBD | dBD
D aB | dB
*Perhatikan : setiap substitusi kita lakukan pada simbol variabel pertamapada ruas kanan
( pada aturan produksi yang belum bentuk normal Greibach tentunya ).
Prinsipnya:
Biarkan aturan produksi yang sudah dalam bentuk normal Greibach
Tentukan pengurutan simbol variabel, berdasarkan kondisi aturan produksi yang
ada buatlah urutan sedemikian sehingga memudahkan untuk proses selanjutnya.
Mulailah terlebih dahulu dari seimbol awal.
Lakukan perubahan pada aturan produksi yang belum memenuhi ketentuan urutan
tersebut dan bila perlu selama proses itu bisa dilakukan substitusi dan
penghilangan rekursif kiri
Lakukan substitusi mundur sedemikian rupa sehingga semua aturan produksi akan
diawali dengan tepat sebuah simbol terminal. Proses substitusi mundur dimulai
dari aturan produksi dengan urutan paling akhir.
Lakukan substitusi mundur juga pada aturan produksi baru yang muncul sebagai
hasil penghilangan rekursif kiri.
Contoh lain (simbol awal A):
A BC
B CA | b
C AB | a

Modul tba

More Related Content

What's hot (20)

Viewers also liked (8)

Similar to Modul tba (20)

More from Robbie AkaChopa (20)

Modul tba