5 Autómatas de pila 5.1 Descripción informal. 5.2 Definiciones

Transcripción

1 1 Curso Básico de Computación 5 Autómatas de pila 5.1 Descripción informal Un autómata de pila es esencialmente un autómata finito que controla una cinta de entrada provista de una cabeza de lectura y una pila o lista (primero que entra, último que sale). Es decir, los símbolos pueden entrar o salir sólo en el tope de la lista (es decir, en el último elemento de la lista). Cuando un símbolo entra al tope de la lista, el símbolo que estaba en el tope se convierte en el segundo símbolo. Similarmente, cuando un símbolo se quita del tope de la lista, el símbolo previo se convierte en el símbolo tope. 5.2 Definiciones Formalmente un autómata de pila (AP) consiste de una entrada, un control finito y una pila. La pila es una cadena de símbolos en algún alfabeto. El símbolo más a la izquierda de la pila se considera como el tope de la pila. El autómata puede ser no determinístico, ya que tiene un número finito de movimientos para escoger en cada situación. Los movimientos pueden ser de dos tipos. En el primer tipo de movimiento se usa el símbolo de entrada, el símbolo tope de la pila y el estado del control finito, se tienen varias selecciones posibles. Cada una determina el estado siguiente para el control finito y una cadena de símbolos (posiblemente vacía) para reemplazar el símbolo tope en la pila. Después de seleccionar la opción, la cabeza avanza un símbolo. El segundo tipo de movimiento (llamado movimiento-ɛ) es similar al primero, excepto que el símbolo de entrada no se usa, y la cabeza no avanza después del movimiento. Este tipo de movimientos permite al AP manipular la pila sin leer el símbolo de entrada. Finalmente, se definen los lenguajes aceptados por los autómatas de pila. Existen dos caminos; en el primero, el lenguaje aceptado es el conjunto de todas las entradas para las cuales la secuencia de movimientos causa que el autómata de pila llegue al final, después de seguir alguna secuencia de movimientos, a un estado donde la pila está vacía. A este lenguaje se le conoce como el lenguaje aceptado por pila vacía. El segundo camino, es designar algunos estados como finales y definir el lenguaje que acepta como el conjunto de todas las entradas para las cuales alguna selección de movimiento causa que el AP entre en un estado final. Estas dos definiciones son equivalentes. Un AP M es un sistema (Q, Σ, Γ, δ, q 0, Z 0, F ), donde 1. Q es un conjunto finito de estados;

2 Feliú Sagols Troncoso Matemáticas-Cinvestav 2 2. Σ es un alfabeto llamado alfabeto de entrada; 3. Γ es un alfabeto llamado alfabeto de la pila; 4. q 0 Q es el estado inicial; 5. Z 0 Γ es un símbolo particular de la pila llamado símbolo de inicio; 6. F Q es el conjunto de estados finales; 7. δ es una transformación de Q (Σ {ɛ}) Γ a un subconjunto finito de Q Γ. Movimientos La interpretación de δ(q, a, Z) = {(p 1, γ 1 ), (p 2, γ 2 ),..., (p m, γ m )} donde q y p i, 1 i m, son estados, a Σ, Z es un símbolo en la pila, y γ i Γ, 1 i m, es que el AP en el estado q, con entrada a y Z en el tope de la pila puede, para cualquier i, entrar al estado p i, reemplazar el símbolo Z por la cadena γ i, y avanzar la cabeza de lectura de la cinta de entrada un símbolo. Adoptamos la convención que el símbolo más a la izquierda de γ i se coloca en lo más alto de la pila y el símbolo más a la derecha se coloca en lo más bajo de la pila. Note que no se permite escoger el estado p i y la cadena γ j para algún j i en un movimiento. La interpretación de δ(q, ɛ, Z) = {(p 1, γ 1 ), (p 2, γ 2 ),..., (p m, γ m )} es que el AP en el estado q, independiente del símbolo bajo la cabeza de lectura y con Z en el tope de la pila, puede entrar al estado p i y reemplazar Z por γ i para cualquier i, 1 i m. En este caso, la cabeza de lectura no avanza. Ejemplo: La siguiente tabla muestra un AP que acepta {wcw R w (0 + 1) } con la pila vacía. Note que para un movimiento en el cual el AP escribe un símbolo en el tope de la pila, δ tiene el valor (q, γ) donde γ = 2. Por ejemplo, δ(q 1, 0, R) = {(q 1, BR)}. Si γ tenía longitud 1, el AP reemplaza el símbolo tope por un símbolo nuevo y no crece la longitud de la pila. Esto nos permite que γ = ɛ sirva para retirar información de la pila. M = ({q 1, q 2 }, {0, 1, c}, {R, B, G}, δ, q 1, R, ) δ(q 1, 0, R) = {(q 1, BR)} δ(q 1, 1, R) = {(q 1, GR)} δ(q 1, 0, B) = {(q 1, BB)}

3 3 Curso Básico de Computación δ(q 1, 1, B) = {(q 1, GB)} δ(q 1, 0, G) = {(q 1, BG)} δ(q 1, 1, G) = {(q 1, GG)} δ(q 1, c, R) = {(q 2, R)} δ(q 1, c, B) = {(q 2, B)} δ(q 1, c, G) = {(q 2, G)} δ(q 2, 0, B) = {(q 2, ɛ)} δ(q 2, 1, G) = {(q 2, ɛ)} δ(q 2, ɛ, R) = {(q 2, ɛ)} Note que la regla δ(q 2, ɛ, R) = {(q 2, ɛ)} significa que el AP, en el estado q 2 con R en el tope de la pila, puede borrar R independientemente del símbolo de entrada. En este caso, la cabeza de lectura no avanza. Descripciones Instantáneas Para describir formalmente la configuración de un AP en un instante dado se usan las Descripciones Instantáneas (DI). Una DI registra el estado y el contenido de la pila. Así definimos una DI como una 3-tupla (q, w, γ), donde q es un estado, w la cadena de entrada y γ la cadena en la pila. Si M = (Q, Σ, Γ, δ, q 0, Z 0, F ) es un AP decimos (q, aw, Zα) M (p, w, βα) si δ(q, a, Z) contiene (p, β). Note que a puede ser ɛ o un símbolo de entrada. Por ejemplo, en el AP del ejemplo anterior, el hecho que (q 1, BG) δ(q 1, 0, G) se expresa como (q 1, 011, GGR) (q 1, 11, BGGR) * Usamos M para denotar la cerradura reflexiva y transitiva de M. Escribimos I i K si la DI I se convierte en K exactamente después de i movimientos. Lenguajes aceptados Para un AP M = (Q, Σ, Γ, δ, q 0, Z 0, F ) definimos L(M), el lenguaje aceptado por estado final como {w (q 0, w, Z 0 ) * (p, ɛ, γ) para algún p F y γ Γ } Definimos N(M), el lenguaje aceptado por pila vacía como {w (q 0, w, Z 0 ) * (p, ɛ, ɛ) para algún p Q} Cuando el lenguaje es aceptado por pila vacía, el conjunto de estados finales es irrelevante, y, en este caso, usualmente el conjunto de estados finales es el conjunto vacío. Ejemplo: El autómata de pila que acepta {ww R w (0 + 1) } es: M = ({q 1, q 2 }, {0, 1}, {R, B, G}, δ, q 1, R, )

4 Feliú Sagols Troncoso Matemáticas-Cinvestav 4 1)δ(q 1, 0, R) = {(q 1, BR)} 2)δ(q 1, 1, R) = {(q 1, GR)} 3)δ(q 1, 0, B) = {(q 1, BB), (q 2, ɛ)} 4)δ(q 1, 0, G) = {(q 1, BG)} 5)δ(q 1, 1, B) = {(q 1, GB)} 6)δ(q 1, 1, G) = {(q 1, GG), (q 2, ɛ)} 7)δ(q 2, 0, B) = {(q 2, ɛ)} 8)δ(q 2, 1, G) = {(q 2, ɛ)} 9)δ(q 1, ɛ, R) = {(q 2, ɛ)} 10)δ(q 2, ɛ, R) = {(q 2, ɛ)} Las reglas (1) a (6) permiten a M almacenar la entrada de la pila. En la regla (3) y (6), M tiene que escoger dos movimientos. M puede decidir a la mitad si la entrada es alcanzada y hacer el segundo movimiento: M va al estado q 2 y prueba para comparar el resto de la entrada con el contenido de la pila. Si M supone lo correcto, y si la entrada es de la forma ww R, entonces la entrada puede ser aceptada, M vacía su pila y así acepta la cadena de entrada. En la siguiente figura se muestran las DI que se generan cuando M procesa la cadena Inicio (q 1, , R) (q 2, , ɛ) (q 1, 01100, BR) (q 1, 1100, BBR) (q 2, 1100, R) (q 2, 1100, ɛ) (q 1, 100, GBBR) (q 1, 00, GGBBR) (q 2, 00, BBR) (q 1, 0, BGGBBR) (q 2, 0, BR) (q 1, ɛ, BBGGBBR) (q 2, ɛ, GGBBR) (q 2, ɛ, R) (q 2, ɛ, ɛ) Aceptar Autómatas de pila determinísticos El AP del primer ejemplo es determinístico en el sentido que a lo más un movimiento es posible en cualquier DI. Formalmente, un AP M = (Q, Σ, Γ, δ, q 0, Z 0, F ) es determinístico si: 1. Para cada q Q y Z Γ, siempre que δ(q, ɛ, Z) es no vacío, entonces δ(q, a, Z) es vacío para toda a Σ;

5 5 Curso Básico de Computación 2. Para ningún q Q, Z Γ y a Σ {ɛ}, δ(q, a, Z) contiene más de un elemento. La condición 1 impide la posibilidad de escoger entre un movimiento-ɛ y un movimiento que incluya una entrada. La condición 2 impide escoger un movimiento para cualquier (q, a, Z) o (q, ɛ, Z). Asumimos que un AP es no determinístico a menos que se diga lo contrario. Para autómatas finitos, el modelo determinístico y no determinístico son equivalentes con respecto a los lenguajes que aceptan. Pero esto no es verdad para autómata de pila. De hecho ww R es aceptado por un AP no determinístico, pero ningún AP determinístico lo acepta. 5.3 Autómatas de pila y lenguajes libres de contexto Demostraremos un resultado fundamental: que la clase de lenguajes aceptados por AP son precisamente la clase de lenguajes libres de contexto. Primero se probará que el lenguaje aceptado por un AP con estados finales es exactamente el lenguaje aceptado por un AP por pila vacía. Entonces se probará que los lenguajes aceptados por pila vacía son exactamente los lenguajes libres de contexto. Equivalencia en la aceptación por estados finales y pila vacía Teorema 5.1: Si L es L(M 2 ) para algún AP M 2, entonces L es N(M 1 ) para algún AP M 1. Demostración: En resumen, nos gustaría que M 1 simule a M 2, con la opción que M 1 borre su pila siempre que M 2 entre a un estado final. Se usa el estado q e de M 1 para borrar la pila, y el símbolo especial X 0 para marcar el fondo de la pila en M 1, así M 1 no acepta accidentalmente su entrada cuando M 1 vacía su pila sin haber llegado a un estado final. Sea M 2 = (Q, Σ, Γ, δ, q 0, Z 0, F ) un AP tal que L = L(M 2 ). Sea donde δ se define como: M 1 = (Q {q e, q 0}, Σ, Γ {X 0 }, δ, q 0, X 0, ) 1. δ (q 0, ɛ, X 0) = {(q 0, Z 0 X 0 )}. 2. δ (q, a, Z) incluye los elemtos de δ(q, a, Z) para toda q Q, a Σ o a = ɛ, y Z Γ. 3. Para toda q F y Z Γ {X 0 }, δ (q, ɛ, Z) contiene (q e, ɛ). 4. Para toda Z Γ {X 0 }, δ (q e, ɛ, Z) contiene (q e, ɛ).

6 Feliú Sagols Troncoso Matemáticas-Cinvestav 6 La regla 1 causa que M 1 entre a la DI inicial de M 2, excepto que M 1 tenga su propio fin de pila marcado con X 0. La regla 2 permite a M 1 simular a M 2. Siempre que M 2 entre a un estado final, las reglas 3 y 4 permiten a M 1 entrar al estado q e y borrar su pila. Uno debe notar que M 2 posiblemente borra toda la pila para alguna entrada x / L(M 2 ). Esta es la razón de que M 1 tenga su propio marcador de fin de pila. Sea x L(M 2 ). Entonces (q 0, x, Z 0 ) * M 2(q, ɛ, γ) para algún q F. Ahora considere a M 1 con entrada x. Por la regla 1, (q 0, x, X 0 ) * M 1(q 0, x, Z 0 X 0 ), Por la regla 2, cada movimiento de M 2 es un movimiento legal para M 1, así (q 0, x, Z 0 ) * M 1(q, ɛ, γ). Si un AP puede hacer una secuencia de movimientos de una DI dada, puede hacer la misma secuencia de movimientos de cualquier DI que se obtiene de la primera insertando una cadena fija de símbolos en la pila abajo del contenido de la pila original. Así (q 0, x, X 0) M 1(q 0, x, Z 0 X 0 ) * M 1(q, ɛ, γx 0 ) Por la regla 3 y 4, (q, ɛ, γx 0 ) * M 1(q e, ɛ, ɛ). Por lo tanto, (q 0, x, X 0 ) * M 1(q e, ɛ, ɛ). y M 1 acepta x con la pila vacía. Recíprocamente, si M 1 acepta a x con la pila vacía, es fácil demostrar que la secuencia de movimientos deben ser: un movimiento dado por la regla 1, luego una secuencia de movimientos dados por la regla 2 donde M 1 simula aceptar x por M 2, luego se borra de M 1 la pila usando las reglas 3 y 4. Por lo tanto, x L(M 2 ). Teorema 5.2: Si L es N(M 1 ) para algún AP M 1, entonces L es L(M 2 ) para algún AP M 2. Demostración: Se quiere que M 2 simule a M 1 y detecte cuando M 1 vacía su pila. M 2 entra a un estado final cuando y sólo cuando esto ocurre. Sea M 1 = (Q, Σ, Γ, δ, q 0, Z 0, ) un AP tal que L = N(M 1 ). Sea M 2 = (Q {q 0, q f}, Σ, Γ {X 0 }, donde δ se define como: δ, q 0, X 0, {q f }) 1. δ (q 0, ɛ, X 0) = {(q 0, Z 0 X 0 )}. 2. Para toda q Q, a Σ {ɛ} y Z Γ, δ (q, a, Z) = δ(q, a, Z). 3. Para toda q Q, δ (q, ɛ, X 0 ) contiene (q f, ɛ).

7 7 Curso Básico de Computación La regla 1 causa que M 2 entre a la DI inicial de M 1, a menos que M 2 tenga su propio fin de pila marcado con X 0. La regla 2 permite a M 2 simular a M 1. Siempre que M 1 borre su pila, entonces M 2, cuando simula a M 1, borra su pila excepto el símbolo X 0. Cuando X 0 aparece en el tope de la pila, la regla 3 hace que M 2 entre al estado final, por eso acepta la entrada x. La demostración de que L(M 2 ) = N(M 1 ) es análoga a la del teorema anterior. Equivalencia entre AP y LLC Teorema 5.3: Si L es un LLC, entonces existe un AP M tal que L = N(M) Demostración: Suponga que ɛ / L(G). Sea G = (V, T, P, S) una GLC en la forma normal de Greibach que genera a L. Sea M = ({q}, T, V, δ, q, S, ), donde δ(q, a, A) contiene a (q, γ) siempre que A aγ está en P. El AP M simula la derivación más a la izquierda de G. Como G está en la forma normal de Greibach, cada forma sentencial en la derivación más a la izquierda consiste de una cadena de terminales x seguida por una cadena de variables α. M almacena el sufijo α de la forma sentencial izquierda en la pila después de procesar el prefijo x. Formalmente se demuestra que 1) S xα por una derivación más a la izquierda si y sólo si (q, x, S) * M (q, ɛ, α) Primero suponga que (q, x, S) i (q, ɛ, α) y se demuestra por inducción sobre i que S xα. Ahora suponga que S i xα por una derivación más a la izquierda y se demuestra por inducción sobre i que (q, x, S) * (q, ɛ, α). Para concluir la demostración, note que (1) con α = ɛ dice S x si y sólo si (q, x, S) * (q, ɛ, ɛ). Es decir, x L(G) si y sólo si x N(M). Teorema 5.4: Si L es N(M) para algún AP M, entonces L es un lenguaje libre de contexto. Demostración: Sea M = (Q, Σ, Γ, δ, q 0, Z 0, ) un AP. Sea G = (V, Σ, P, S) una grámatica libre de contexto, donde V es un conjunto de objetos de la forma [q, A, p], con p, q Q, A Γ {S}. P es el conjunto de producciones 1. S [q 0, Z 0, q] para cada q Q; 2. [q, A, q m+1 ] a[q 1, B 1, q 2 ][q 2, B 2, q 3 ] [q m, B m, q m+1 ] para cada q, q 1, q 2,..., q m+1 Q, a Σ {ɛ}, y A, B 1, B 2,..., B m Γ, de tal forma que δ(q, a, A) contiene (q 1, B 1 B 2 B m ). (Si m = 0, entonces la producción es [q, A, q 1 ] a).

8 Feliú Sagols Troncoso Matemáticas-Cinvestav 8 Para entender la demostración es útil saber que las variables y producciones en G fueron definidas de modo que una derivación más a la izquierda en G de una cadena x es una simulación del AP M cuando se inserta la entrada x. En particular, las variables que aparecen en cualquier paso de una derivación más a la izquierda en G corresponden a un símbolo en la pila de M durante el proceso de reconocimiento. De manera más precisa, la intención es que [q, A, p] derive x si y sólo si x hace que M borre a A de su pila mediante una secuencia de movimientos que inicia en el estado q y termina en el estado p. Se prueba por inducción que L(G) = N(M) sobre el número de pasos en una derivación en G o en el número de movimientos en M que = 1) [q, A, p] G x si y sólo si (q, x, A) * M (q, ɛ, ɛ) i Primero se demuestra por inducción sobre i que si (q, x, A) (p, ɛ, ɛ), entonces [q, A, p] x. Si i = 1, entonces δ(q, x, A) debe contener (p, ɛ). Así, [q, A, p] x es una producción en G. Ahora suponga i > 1. Sea x = ay y (q, ay, A) (q 1, y, B 1 B 2 B n ) i 1 (p, ɛ, ɛ) La cadena y puede escribirse como y = y 1 y 2 y n, donde y j tienen el efecto de expulsar B j de la pila, posiblemente después de una larga secuencia de movimientos. Existen estados q 2, q 3,..., q n+1, donde q n+1 = p, tales que (q j, y j, B j ) * (q j+1, ɛ, ɛ) en menos de i movimientos. Si aplicamos la hipótesis de inducción [q j, B j, q j+1 ] y j para 1 j n. Considerando que el movimiento inicial fue (q, ay, A) (q 1, y, B 1 B 2 B n ), tenemos que [q, A, p] a[q 1, B, q 2 ][q 2, B 2, q 3 ] [q n, B n, q n+1 ], es una regla de producción en G, así [q, A, p] i ay 1 y 2 y n = x Ahora suponga [q, A, p] x. Se prueba por induccción sobre i que (q, x, A) * (p, ɛ, ɛ). La base, i = 1 es inmediata, ya que [q, A, p] x debe ser una producción en G y por lo tanto δ(q, x, A) debe contener a (p, ɛ). Note que x = ɛ o x Σ. Por inducción, suponga [q, A, p] a[q 1, B 1, q 2 ] [q n, B n, q n+1 ] i 1 x donde q n+1 = p. Entonces se puede escribir x = ax 1 x 2 x n, donde [q j, B j, q j+1 ] x j para 1 j n, cada derivación toma menos de i pasos. Por hipótesis de inducción, (q j, x j, B j ) * (q j+1, ɛ, ɛ) para 1 j n. Si insertamos B j+1 B n al final de cada pila en la anterior secuencia de la DI vemos que 2) (q j, x j, B j B j+1 B n ) * (q j+1, ɛ, B j+1 B n ) Del primer paso en la derivación en x de [q, A, p] se sabe que

9 9 Curso Básico de Computación (q, x, A) (q 1, x 1 x 2 x n, B 1 B 2 B n ) es un movimiento legal de M, así de este movimiento y de (2) se tiene que para j = 1, 2,..., n, (q, x, A) * (p, ɛ, ɛ). La demostración concluye con la observación que (1) con q = q 0 y A = Z 0 dice [q 0, Z 0, p] x si y sólo si (q 0, x, Z 0 ) * (p, ɛ, ɛ) Esta observación, junto con la regla (1) de la construcción de G dice que: S x si y sólo si (q 0, x, Z 0 ) * (p, ɛ, ɛ) para algún estado p. Es decir, x L(G) si y sólo si x N(M). Ejemplo: Sea donde δ es dado por M = ({q 0, q 1 }, {0, 1}, {X, Z 0 }, δ, q 0, Z 0, ), δ(q 0, 0, Z 0 ) = {(q 0, XZ 0 )} δ(q 1, 1, X) = {(q 1, ɛ)}, δ(q 0, 0, X) = {(q 0, XX)} δ(q 1, ɛ, X) = {(q 1, ɛ)}, δ(q 0, 1, X) = {(q 1, ɛ)} δ(q 1, ɛ, Z 0 ) = {(q 1, ɛ)}, Para construir una GLC G = (V, T, P, S) que genere a N(M) sea V = {S, [q 0, X, q 0 ], [q 0, X, q 1 ], [q 1, X, q 0 ], [q 1, X, q 1 ], [q 0, Z 0, q 0 ], [q 0, Z 0, q 1 ], [q 1, Z 0, q 0 ], [q 1, Z 0, q 1 ]}, y T = {0, 1}. Para construir el conjunto de producciones fácilmente, nos damos cuenta que algunas variables pueden no aparecer en alguna derivación que comience a partir del símbolo S. Así, se ahorra esfuerzo si se comienza con las producciones S, luego se añaden las producciones que involucran únicamente aquellas variables que aparecen en el lado derecho de alguna producción que ya está en el conjunto. Las producciones S son: S [q 0, Z 0, q 0 ] S [q 0, Z 0, q 1 ] Luego se añaden las producciones para las variables [q 0, Z 0, q 0 ]. Estas son: [q 0, Z 0, q 0 ] 0[q 0, X, q 0 ][q 0, Z 0, q 0 ] [q 0, Z 0, q 0 ] 0[q 0, X, q 1 ][q 1, Z 0, q 0 ]

10 Feliú Sagols Troncoso Matemáticas-Cinvestav 10 Esas producciones son requeridas por δ(q 0, 0, Z 0 ) = {(q 0, XZ 0 )}. Luego, las producciones para [q 0, Z 0, q 1 ] son: [q 0, Z 0, q 1 ] 0[q 0, X, q 0 ][q 0, Z 0, q 1 ] [q 0, Z 0, q 1 ] 0[q 0, X, q 1 ][q 1, Z 0, q 1 ] Estas son requeridas también por δ(q 0, 0, Z 0 ) = {(q 0, XZ 0 )}. Las producciones para el resto de las variables y los movimientos relevantes del AP son: 1. [q 0, X, q 0 ] 0[q 0, X, q 0 ][q 0, X, q 0 ] [q 0, X, q 0 ] 0[q 0, X, q 1 ][q 1, X, q 0 ] [q 0, X, q 1 ] 0[q 0, X, q 0 ][q 0, X, q 1 ] [q 0, X, q 1 ] 0[q 0, X, q 1 ][q 1, X, q 1 ], porque δ(q 0, 0, X) = {(q 0, XX)}. 2. [q 0, X, q 1 ] 1, porque δ(q 0, 1, X) = {(q 1, ɛ)}. 3. [q 1, Z 0, q 1 ] ɛ, porque δ(q 1, ɛ, Z 0 ) = {(q 1, ɛ)}. 4. [q 1, X, q 1 ] ɛ, porque δ(q 1, ɛ, X) = {(q 1, ɛ)}. 5. [q 1, X, q 1 ] 1, porque δ(q 1, 1, X) = {(q 1, ɛ)}. Al final se tienen las siguientes producciones: S [q 0, Z 0, q 1 ], [q 0, Z 0, q 1 ] 0[q 0, X, q 1 ][q 1, Z 0, q 1 ] [q 0, X, q 1 ] 0[q 0, X, q 1 ][q 1, X, q 1 ] [q 0, X, q 1 ] 1 [q 1, Z 0, q 1 ] ɛ [q 1, X, q 1 ] ɛ [q 1, X, q 1 ] 1 Resumiendo los Teoremas 5.1 al 5.4 se tiene que los siguientes tres enunciados son equivalentes: 1) L es un lenguaje libre de contexto. 2) L = N(M 1 ) para algún AP M 1. 3) L = L(M 2 ) para algún AP M 2.