Automata đẩy xuống Push Down Automata Nội dung: nhận chuỗi bằng trạng thái kết thúc Chương 6:... Ta đã biết: • Lớp ngôn ngữ chính quy được sinh ra từ văn phạm chính quy và được đoán nhận
Trang 1Automata đẩy xuống (Push Down Automata)
Nội dung:
nhận chuỗi bằng trạng thái kết thúc
Chương 6:
Trang 2Ta đã biết:
• Lớp ngôn ngữ chính quy được sinh ra từ văn phạm chính quy
và được đoán nhận bởi automata hữu hạn
• Lớp ngôn ngữ phi ngữ cảnh được sinh ra từ văn phạm phi ngữ cảnh → câu hỏi: CFG có thể được đoán nhận bởi một automata không? automata đó như thế nào?
Mô tả: gồm các thành phần của một automata hữu hạn với sự bổ
sung thêm một ngăn xếp làm việc (Stack)
0 1 1 0 0 1 0 1
Y
B
R
Bộ điều khiển
Trang 3Ví dụ: xét L = {wcwR | w ∈ (0 + 1)*} được sinh ra từ CFG
S → 0S0 | 1S1 | c
Ta xây dựng PDA như sau:
• Bộ điều khiển có 2 trạng thái q1 và q2
• Stack có 3 ký hiệu: xanh (B), vàng (Y) và đỏ (R)
• Quy tắc thao tác trên automata:
Trang 4Các khái niệm:
• Phân loại PDA: đơn định (DPDA) và không đơn định (NPDA)
• Phép chuyển: có 2 kiểu
✔ Phụ thuộc ký hiệu nhập: với một trạng thái, một ký hiệu tại đỉnh Stack và một ký hiệu nhập, PDA lựa chọn trạng thái kế tiếp, thay thế ký hiệu trên Stack và di chuyển đầu đọc trên băng nhập
✔ Không phụ thuộc ký hiệu nhập (ε – dịch chuyển): ký hiệu nhập không được dùng, đầu đọc không di chuyển
• Ngôn ngữ được chấp nhận bởi PDA
✔ Bởi Stack rỗng
✔ Bởi trạng thái kết thúc
Một ngôn ngữ được chấp nhận bởi PDA khi và chỉ khi nó là một ngôn ngữ phi ngữ cảnh.
Trang 5Định nghĩa: một PDA M là một hệ thống 7 thành phần
M (Q, Σ, Γ, δ, q 0 , Z 0 , F)
• Q : tập hữu hạn các trạng thái
• Σ : bộ chữ cái nhập
• Γ : bộ chữ cái Stack
• δ : hàm chuyển Q x (Σ ∪ {ε}) x Γ → tập con của Q x Γ*
• q0 : trạng thái khởi đầu
• Z0 : ký hiệu bắt đầu trên Stack
• F ⊆ Q : tập các trạng thái kết thúc (nếu PDA chấp nhận chuỗi bằng Stack rỗng thì F = Ø)
Trang 6Hàm chuyển δ:
• Hàm chuyển phụ thuộc ký hiệu nhập
δ(q, a, Z) = { (p1, γ1), (p2, γ2), , (pm, γm) }
• Hàm chuyển không phụ thuộc ký hiệu nhập
δ(q, ε, Z) = { (p1, γ1), (p2, γ2), , (pm, γm) }
Ví dụ: PDA chấp nhận wcwR bằng Stack rỗng
1) δ(q1, 0, R) = {(q1, BR)} 7) δ(q1, c, R) = {(q2, R)}
2) δ(q1, 1, R) = {(q1, YR)} 8) δ(q1, c, B) = {(q2, B)}
3) δ(q1, 0, B) = {(q1, BB)} 9) δ(q1, c, Y) = {(q2, Y)}
4) δ(q1, 1, B) = {(q1, YB)} 10) δ(q2, 0, B) = {(q2, ε)}
5) δ(q1, 0, Y) = {(q1, BY)} 11) δ(q2, 1, Y) = {(q2, ε)}
6) δ(q1, 1, Y) = {(q1, YY)} 12) δ(q2, ε, R) = {(q2, ε)}
Trang 7Hình thái (ID): dùng để ghi nhớ trạng thái và nội dung của Stack
(q, aw, Zα) ⊢ M (p, w, βα) nếu δ(q, a, Z) chứa (p, β) Ngôn ngữ chấp nhận bởi PDA:
• Ngôn ngữ được chấp nhận bằng trạng thái kết thúc
L (M) = {w | (q0, w, Z0) ⊢* (p, ε, γ) với p ∈ F và γ ∈ Γ*}
• Ngôn ngữ được chấp nhận bởi Stack rỗng
N (M) = {w | (q0, w, Z0) ⊢* (p, ε, ε) với p ∈ Q}
Ví dụ: PDA chấp nhận wcwR bằng Stack rỗng với chuỗi nhập
001c100
(q1, 001c100, R) (q⊢ 1, 01c100, BR) (q⊢ 1, 1c100, BBR) ⊢ (q1, c100, YBBR) (q⊢ 2, 100, YBBR) (q⊢ 2, 00, BBR) ⊢
(q2, 0, BR) (q⊢ 2, ε, R) (q⊢ 2, ε, ε) : Chấp nhận
Trang 8PDA không đơn định (NPDA)
Ví dụ: thiết kế PDA chấp nhận {wwR | w ∈ (0 + 1)*} bằng Stack rỗng
• Không có ký hiệu c để biết thời điểm chuyển từ trạng thái q1 sang q2
✔ Nếu ký hiệu thuộc chuỗi xuôi : giữ nguyên trạng thái q1 và push vào Stack
khỏi Stack
• M({q1, q2}, {0, 1}, {R, B, Y}, δ, q1, R, Ø):
1) δ(q1, 0, R) = {(q1, BR)} 6) δ (q 1 , 1, Y) = {(q 1 , YY),(q 2 , ε)}
2) δ(q1, 1, R) = {(q1,YR)} 7) δ(q2, 0, B) = {(q2, ε)}
3) δ (q 1 , 0, B) = {(q 1 , BB), (q 2 , ε)} 8) δ(q2, 1, Y) = {(q2, ε)}
4) δ(q1, 0, Y) = {(q1, BY)} 9) δ(q1, ε, R) = {(q2, ε)}
5) δ(q1, 1, B) = {(q1, YB)} 10)δ(q2, ε, R) = {(q2, ε)}
Trang 9PDA không đơn định (NPDA)
Ví dụ: các phép chuyển hình thái của PDA chấp nhận chuỗi 001100
thuộc ngôn ngữ {wwR | w ∈ (0 + 1)*} bằng Stack rỗng
Khởi đầu
↓
(q1, 001100, R)
↓
(q1, 01100, BR) → (q2, 1100, R) → (q2, 1100, ε) : Không chấp nhận
↓
(q1, 1100, BBR)
↓
(q1, 100, YBBR) → (q2, 00, BBR)
↓ ↓
(q1, 00, YYBBR) (q2, 0, BR) → (q2, ε , R) → (q2, ε , ε) : Chấp nhận
↓
↓
Trang 10PDA đơn định (DPDA)
Định nghĩa: một PDA M(Q, Σ, Γ, δ, q0, Z0, F) được gọi là đơn định nếu:
• ∀q ∈ Q và Z ∈ Γ: nếu δ(q, ε, Z) ≠ Ø thì δ(q, a, Z) = Ø với ∀a ∈ Σ
• Không có q ∈ Q, Z ∈ Γ và a ∈ (Σ ∪ {ε}) mà δ(q, a, Z) chứa
nhiều hơn một phần tử
Chú ý: đối với PDA thì dạng đơn định và không đơn định là không
tương đương nhau
Ví dụ: wwR được chấp nhận bởi PDA không đơn định, nhưng không được chấp nhận bởi bất kỳ một PDA đơn định nào
Trang 11Tương đương giữa PDA với Stack rỗng và
PDA với trạng thái kết thúc
Định lý 6.1: Nếu một ngôn ngữ phi ngữ cảnh L được chấp nhận bởi
một PDA chấp nhận chuỗi bởi trạng thái kết thúc M2 thì L cũng
được chấp nhận bởi một PDA chấp nhận chuỗi bởi Stack rỗng M1
Cách xây dựng:
Đặt M2(Q, Σ, Γ, δ, q0, Z0, F) và M1(Q ∪ {qe, q0'}, Σ, Γ, δ', q0', X0, Ø)
• δ'(q0', ε, X0) = {(q0, Z0X0)}
• δ'(q, a, Z) chứa mọi phần tử của δ(q, a, Z) với a ∈ (Σ ∪ {ε})
• δ'(q, ε, Z) chứa (qe, ε) với ∀q ∈ F và Z ∈ (Γ ∪ {X0})
• δ'(qe, ε, Z) chứa (qe, ε) với ∀Z ∈ (Γ ∪ {X0})
Trang 12Tương đương giữa PDA với Stack rỗng và
PDA với trạng thái kết thúc
Định lý 6.2: Nếu một ngôn ngữ phi ngữ cảnh L được chấp nhận bởi
một PDA chấp nhận chuỗi bởi Stack rỗng M1 thì L cũng được chấp nhận bởi một PDA chấp nhận chuỗi bởi trạng thái kết thúc M2
Cách xây dựng:
Đặt M1(Q, Σ, Γ, δ, q0, Z0, F)
và M2(Q ∪ {q0', qf}, Σ, Γ ∪ {X0}, δ', q0', X0, {qf})
• δ'(q0', ε, X0) = {(q0, Z0X0)}
• δ'(q, a, Z) = δ(q, a, Z) với a ∈ (Σ ∪ {ε})
• δ'(q, ε, X0) chứa (qf, ε) với ∀q ∈ Q
Trang 13Tương đương giữa PDA và CFG
Định lý 6.3: Nếu L là một ngôn ngữ phi ngữ cảnh thì tồn tại PDA
chấp nhận chuỗi với Stack rỗng M sao cho L = N(M)
Cách xây dựng:
Đặt G(V, T, P, S) thỏa dạng chuẩn Greibach và L(G) không chứa ε
• δ'(q, a, A) = (q, γ) khi và chỉ khi A → aγ
Đặt M({q}, T, V, δ, q, S, Ø) là PDA chấp nhận L với Stack rỗng
Ví dụ: S → aAA ; A → aS | bS | a
NPDA tương đương M({q}, {a, b}, {S, A}, δ, q, S, Ø) với δ như sau:
1 δ(q, a, S) = {(q, AA)}
2 δ(q, a, A) = {(q, S), (q, ε)}
3 δ(q, b, A) = {(q, S)}
Trang 14Tương đương giữa PDA và CFG
Định lý 6.4: Nếu L được chấp nhận bởi một PDA chấp nhận chuỗi
bởi Stack rỗng thì L là ngôn ngữ phi ngữ cảnh
Cách xây dựng:
Đặt G(V, T, P, S) là CFG, trong đó:
• V là tập các đối tượng dạng [q, A, p]
Đặt PDA M(Q, Σ, Γ, δ, q0, Z0, Ø) chấp nhận L với Stack rỗng
• S là ký hiệu bắt đầu mới được thêm vào
• P là tập các luật sinh dạng
1 S → [q0, Z0, q] với ∀q ∈ Q
2 [q, A, qm+1] → a [q1, B1, q2][q2, B2, q3] [qm, Bm, qm+1]
sao cho δ(q, a, A) có chứa (q1, B1B2 Bm) Nếu m = 0 thì luật sinh có dạng [q, A, q1] → a
Trang 15Tương đương giữa PDA và CFG
Ví dụ: xây dựng CFG tương đương sinh ra ngôn ngữ được chấp
nhận bởi PDA M({q0, q1}, {0, 1}, {Z0, X}, δ, q0, Z0, Ø) với δ như
sau:1 δ(q
0, 0, Z0) = {(q0, XZ0)}
2 δ(q0, 0, X) = {(q0, XX)}
3 δ(q0, 1, X) = {(q1, ε)}
4 δ(q1, 1, X) = {(q1, ε)}
5 δ(q1, ε, X) = {(q1, ε)}
6 δ(q1, ε, Z0) = {(q1, ε)}
Xây dựng: CFG G(V, {0, 1}, P, S)
1 Tập các biến V = [q, A, p] ∪ S
= { S, [q0, X, q0], [q0, X, q1], [q1, X, q0], [q1, X, q1],
[q0, Z0, q0], [q0, Z0, q1], [q1, Z0, q0], [q1, Z0, q1] }
2 Tập các luật sinh P
S → [q0, Z0, q0] | [q0, Z0, q1]
δ1) [q0, Z0, q0] → 0 [q0, X, q0] [q0, Z0, q0] | 0 [q0, X, q1] [q1, Z0, q0]
[q , Z , q ] → 0 [q , X, q ] [q , Z , q ] | 0 [q , X, q ] [q , Z , q ]
Trang 16Tương đương giữa PDA và CFG
δ2) [q0, X, q0] → 0 [q0, X, q0] [q0, X, q0] | 0 [q0, X, q1] [q1, X, q0]
[q0, X, q1] → 0 [q0, X, q0] [q0, X, q1] | 0 [q0, X, q1] [q1, X, q1]
δ3) [q0, X, q1] → 1
δ4) [q1, X, q1] → 1
δ5) [q1, X, q1] → ε
δ6) [q1, Z0, q1] → ε Đặt: [q0, X, q0] = A, [q0, X, q1] = B, , [q0, Z0, q0] = E, , [q1, Z0, q1] = H
S → E | F
E → 0AE | 0BG
F → 0AF | 0BH
A → 0AA | 0BC
B → 0AB | 0BD | 1
D → ε | 1
H → ε
Ta có luật sinh: Giản lược văn phạm:
S → F
F → 0BH
B → 0BD | 1
D → ε | 1
H → ε
S → 0B
B → 0B | 0B1 | 1