AUTOMI A PILA. M.P. Schutzenberger

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Adelaide Marini
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UTOMI PIL Introdotti da. G. Oettinger in utomatic Syntactic nalysis and the pushdown store Proc. Symp. pplied Math., 1961 e da M.P. Schutzenberger in Context free languages and pushdown automata Information and Control, 1963 M.

1 UTOMI PIL Introdotti da. G. Oettinger in utomatic Syntactic nalysis and the pushdown store Proc. Symp. pplied Math., 1961 e da M.P. Schutzenberger in Context free languages and pushdown automata Information and Control, 1963 M.P. Schutzenberger Schutzenberger ( ) è stato un ricercatore e un punto di riferimento per varie generazioni di ricercatori nel campo dei linguaggi formali e l informatica teorica. Ha insegnato alla Facoltà di Scienze dell Università di Parigi (VI e VII).

2 UTOMI PIL: modello mentale a b a b a b a b Controllo B Controllo p C B B In generale ora una mossa dipende dallo stato, dal simbolo in lettura sul nastro di input e dal simbolo in lettura in cima alla pila e la sua esecuzione comporta cambio stato, spostamento testina di lettura e sostituzione simbolo in cima alla pila.

3 UTOMI PIL: Push a b a b a b a b Controllo B Controllo p C B B B Se si ignora il simbolo in cima alla pila si esegue una Push: si inserisce in cima alla pila. Questa può anche essere una ε-mossa (sull input)

4 UTOMI PIL: Pop a b a b a b a b Controllo B Controllo p B B Se si cancella il simbolo in cima alla pila si ottiene la Pop, che può anche essere eseguita con una ε-mossa (sull input)

5 Esempio 1 Un PD che accetta L = {a n b n n > 0} = a,ε;a b,a;ε 0 ε,ε;$ b,a;ε r ε,$;ε s Come nel caso dei DF una parola è accettata solo se si entra in uno stato di accettazione avendo terminato la lettura dell input. Per accettare la parola vuota, si può rendere finale lo stato iniziale.

6 Esempio 2 Un PD che accetta L = {x&rev(x) x è in {0,1}*} 1,ε;1 0,ε;0 1,1;ε 0,0;ε 0 ε,ε;$ &,ε;ε r ε,$;ε s

7 Esempio 3 Un PD che accetta L = {xrev(x) x è in {0,1}*} 1,ε;1 0,ε;0 1,1;ε 0,0;ε 0 ε,ε;$ 1,1;ε 0,0;ε r ε,$;ε s

8 MODELLO FORMLE Un automa pushdown non deterministico, in breve PD da Push Down utomaton, è una 6-pla M = (Q,Σ,Γ,Δ, 0,F) dove 1. Q,Σ,Γ sono insiemi finiti rispettivamente di stati, simboli di input e simboli di pila 2. Δ : Q (Σ {ε}) Γ {ε} P(Q (Γ {ε})) è la funzione di transizione, 3. 0 Q è lo stato iniziale 4. F Q è l'insieme degli stati finali o di accettazione. NOT: P(X) è l insieme dei sottoinsiemi di X.

9 Passi di calcolo Se (,Β) Δ(p,a,), con a Σ {ε},, Β Γ {ε} allora l'automa nello stato p può eseguire uno dei seguenti passi di calcolo, 1. se a Σ,, Β Γ con a in lettura sul nastro di input e in cima alla pila passa nello stato, rimpiazza con Β in cima alla pila e muove la testina di lettura del nastro di input di una cella verso destra. 2. (PUSH) se a Σ, = ε, Β Γ con a in lettura sul nastro di input e indipendentemente dal simbolo in cima alla pila, passa nello stato, impila Β in cima alla pila e muove la testina di lettura del nastro di input di una cella verso destra. 3. (POP) se a Σ, Γ, Β = ε con a in lettura sul nastro di input e in cima alla pila, passa nello stato, elimina dalla cima della pila e muove la testina di lettura del nastro di input di una cella verso destra. Se a = ε, i tre tipi di mosse avvengono senza che la testina di lettura si sposti.

10 Configurazione Come nel caso dei DF, il concetto di configurazione è utile per descrivere la situazione in cui si trova la macchina complessivamente: lo stato, l'input ancora da esaminare e il contenuto della pila. Quindi una configurazione è un elemento di Q Σ* Γ*. La configurazione iniziale è ( 0,x,ε), se 0 è lo stato iniziale e x è la parola input, infatti inizialmente la pila è vuota.

11 Passi di calcolo La relazione di transizione sulle configurazioni descrive una mossa dell automa M, è denotata M ed è così definita: per p, Q, a Σ {ε}, x Σ*,,Β Γ {ε} e γ Γ* (p,ax,γ) M (,x,βγ) se (,Β) in Δ(p,a,).

12 ccettazione Dato un PD M = (Q,Σ,Γ,Δ, 0,F) il linguaggio accettato da M, L(M), è L(M) = {x x Σ* e ( 0,x,ε) M *(,ε,γ), per F e γ Γ*}, cioè l insieme delle parole in input per l automa che determinano una seuenza di configurazioni in cui la prima è uella iniziale e l ultima, completata la lettura dell input, è in uno stato finale. In un modello formale alternativo ma che si dimostra euivalente si considerano accettate le parole allo svuotamento della pila, indipendetemente dallo stato di arrivo.

13 Esempio 1 Un PD che accetta L = {a n b n n > 0} = a,ε;a b,a;ε 0 ε,ε;$ b,a;ε r ε,$;ε s Come nel caso dei DF una parola è accettata solo se si entra in uno stato di accettazione avendo terminato la lettura dell input. Per accettare la parola vuota, si può rendere finale lo stato iniziale.

14 Esercizi Esiste un PD per L={a i b j c k i=j o j=k, con i,j,k 0}? a,ε;a b,a;ε c,ε;ε 0 ε,ε;$ ε,ε;$ 1 3 ε,ε;ε a,ε;ε ε,ε;ε 2 b,ε;b 4 ε,$;ε ε,ε;ε s c,b;ε 5 La parola vuota è accettata in 0. La prima scelta in 0 controlla che le a siano nello stesso numero delle b (anche 0). La seconda verifica che le b siano nello stesso numero delle c, ε,$;ε s

15 Esempi di linguaggi accettati da un { x {0,1}* n 0 (x) = n 1 (x)} PD 1,$;$ 1,$;1$ 1 0,$;0$ ε,ε;1 1,1;11 0,0;00 1,0;ε 0,1;ε 0 ε,ε;$ ε,$;ε s

16 utomi Push Down Deterministici Un PD M = (Q,Σ,Γ,Δ, 0,F) è deterministico se per ogni Q, a Σ {ε} e B Γ {ε} (Δ(,a,B)) 1 per ogni Q e, a Σ Δ(,ε,B) Δ(,a,B) = per B Γ {ε} Δ(,a,ε) Δ(,a,B) = per B Γ Così se c è una ε-mossa eseguibile in un certo stato e con un certo simbolo in cima alla pila allora uella è l'unica mossa eseguibile in uello stato e con uel simbolo in cima alla pila. Così se c è una mossa che non dipende dal simbolo in lettura in cima alla pila, uella deve essere l unica mossa possibile.

17 Esempi IL PD mostrato tale che L() = {a n b n n 0} è deterministico a,ε;a b,a;ε 0 ε,ε;$ b,a;ε r ε,$;ε s

18 Esempi il PD mostrato tale che L() = Pal = { xrev(x) {0,1}* x = rev(x)} è non deterministico. 1,ε;1 0,ε;0 1,1;ε 0,0;ε 0 ε,ε;$ ε,ε;ε ε,ε;ε r ε,$;ε s Si può dimostrare che non esiste un DPD per Pal.

19 Esempi il PD tale che L() = { x&rev(x) {0,1}* x = rev(x)} è deterministico. 1,ε;1 0,ε;0 1,1;ε 0,0;ε 0 ε,ε;$ &,ε;ε r ε,$;ε s

20 Determinismo e non determinismo differenza del caso dei DF, esistono linguaggi accettati da un PD che non possono essere accettati da un DPD. Quindi L(PD), la classe dei linguaggi accettati dai PD, contiene strettamente L(DPD), la classe dei linguaggi accettati dai PD deterministici, in breve L(DPD) L(PD).

21 Esercizi Esiste un PD per L={a n b m 0<n m 2n}? La soluzione prevede che il simbolo Z di fine pila sia presente nella pila all inizio del calcolo.

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