Детерминированный автомат выталкивания - Википедия - Deterministic pushdown automaton

В теория автоматов, а детерминированный автомат выталкивания (DPDA или же DPA) является разновидностью выталкивающий автомат. Класс детерминированных автоматов выталкивания принимает детерминированные контекстно-свободные языки, собственное подмножество контекстно-свободные языки.^[1]

Машинные переходы основаны на текущем состоянии и входном символе, а также на текущем самом верхнем символе стека. Символы ниже в стопке не видны и не имеют немедленного действия. Действия машины включают толкание, выталкивание или замену вершины стопки. Детерминированный автомат выталкивания имеет не более одного допустимого перехода для одной и той же комбинации входного символа, состояния и символа верхнего стека. В этом его отличие от недетерминированного автомата с выталкиванием вниз.

Формальное определение

A (не обязательно детерминированный) КПК ${ displaystyle M}$ можно определить как 7-кортеж:

${ Displaystyle M = (Q ,, Sigma ,, Gamma ,, q_ {0} ,, Z_ {0} ,, A ,, delta ,)}$

куда

• ${ Displaystyle Q ,}$ конечный набор состояний
• ${ Displaystyle Sigma ,}$ конечный набор входных символов
• ${ displaystyle Gamma ,}$ конечный набор символов стека
• ${ Displaystyle q_ {0} , в Q ,}$ это начальное состояние
• ${ Displaystyle Z_ {0} , in Gamma ,}$ это начальный символ стека
• ${ Displaystyle A , substeq Q ,}$, куда ${ displaystyle A}$ это набор принимающих состояний
• ${ displaystyle delta ,}$ - функция перехода, где

${ Displaystyle дельта двоеточие (Q , times ( Sigma , cup left { varepsilon , right }) ​​ times Gamma ,) longrightarrow { mathcal {P}} ( Q times Gamma ^ {*})}$

куда ${ displaystyle *}$ это Клини звезда, означающий, что ${ displaystyle Gamma ^ {*}}$ является "набором всех конечных строк (включая пустой строкой ${ displaystyle varepsilon}$) элементов ${ displaystyle Gamma}$", ${ displaystyle varepsilon}$ обозначает пустой строкой, и ${ Displaystyle { mathcal {P}} (X)}$ это набор мощности набора ${ displaystyle X}$.

M является детерминированный если он удовлетворяет обоим следующим условиям:

• Для любого ${ displaystyle q in Q, a in Sigma cup left { varepsilon right }, x in Gamma}$, набор ${ Displaystyle дельта (д, а, х) ,}$ имеет не более одного элемента.
• Для любого ${ displaystyle q in Q, x in Gamma}$, если ${ Displaystyle дельта (д, varepsilon, х) not = emptyset ,}$, тогда ${ Displaystyle дельта влево (д, а, х вправо) = emptyset}$ для каждого ${ displaystyle a in Sigma.}$

Возможны два критерия приемки: приемка пустой стек и принятие конечное состояние. Эти два не эквивалентны для детерминированного автомата выталкивания (хотя они предназначены для недетерминированного автомата выталкивания). Языки, принятые пустой стек те языки, которые принимаются конечное состояние и без префиксов: ни одно слово в языке не является префиксом другого слова в языке.^{[нужна цитата ]}

Обычный критерий приемки: конечное состояние, и именно этот критерий приемлемости используется для определения детерминированные контекстно-свободные языки.

Признанные языки

Если ${ Displaystyle L (A)}$ это язык, поддерживаемый КПК ${ displaystyle A}$, он также может быть принят DPDA тогда и только тогда, когда есть одно вычисление от начальной конфигурации до принимающего для всех строк, принадлежащих ${ Displaystyle L (A)}$. Если ${ Displaystyle L (A)}$ может быть принят КПК, это контекстно-свободный язык, и, если он может быть принят DPDA, это детерминированный контекстно-свободный язык (DCFL).

Не все контекстно-свободные языки детерминированы. Это делает DPDA строго более слабым устройством, чем КПК. Например, язык L_п четной длины палиндромы в алфавите 0 и 1 имеет контекстно-свободную грамматику S → 0S0 | 1S1 | ε. Если DPDA для этого языка существует, и он видит строку 0^п, он должен использовать свой стек для запоминания длины п, чтобы можно было различить его возможные продолжения 0^п 11 0^п ∈ L_п и 0^п 11 0^п+2 ∉ L_п. Следовательно, после прочтения 0^п 11 0^п, сравнение длины после "11" с длиной до "11" снова сделает стопку пустой. По этой причине струны 0^п 11 0^п 0^п 11 0^п ∈ L_п и 0^п 11 0^п 0^п+2 11 0^п+2 ∉ L_п не отличить.^[2]

Ограничение DPDA одним состоянием снижает класс языков, принятых в LL (1) языки,^[3] который является собственным подклассом DCFL.^[4] В случае КПК это ограничение не влияет на класс принимаемых языков.

Характеристики

Закрытие

Свойства замыкания детерминированных контекстно-свободных языков (принимаемых детерминированным КПК конечным состоянием) кардинально отличаются от контекстно-свободных языков. Например, они (эффективно) закрыты при дополнении, но не закрыты при объединении. Сложно доказать, что дополнение языка, принимаемого детерминированным КПК, также принимается детерминированным КПК.^{[нужна цитата ]} В принципе, следует избегать бесконечных вычислений.

Как следствие дополнения, можно решить, принимает ли детерминированный КПК все слова по своему входному алфавиту, путем проверки его дополнения на пустоту. Это невозможно для контекстно-свободных грамматик (следовательно, не для обычных КПК).

Проблема эквивалентности

Жеро Сенизерг (1997) доказал, что проблема эквивалентности для детерминированного КПК (т.е. для двух детерминированных КПК A и B, является ли L (A) = L (B)?) Разрешима,^[5][6][7] доказательство, которое принесло ему 2002 Премия Гёделя. Для недетерминированного КПК эквивалентность неразрешима.

Примечания

дальнейшее чтение

• Гамбург, Генри; Дана Ричардс (2002). Логические и языковые модели для компьютерных наук. Река Аппер Сэдл, штат Нью-Джерси 07458: Prentice Hall. стр.284 –331. ISBN  0-13-065487-6.CS1 maint: location (связь)