Lenguajes de libre contexto. GramáticasGramáticas Una gramática es otra forma de describir un...

Lenguajes de libre contextoLenguajes de libre contexto

GramáticasGramáticasGramáticasGramáticas

Una gramática es otra forma de describir un lenguaje.

Ejemplo: O S P S A T P V A el A un T niño T perro V corre V camina


O S P S A T P V A el A un T niño T perro V corre V camina

Una derivación de "un niño corre":

O S P A T P

A T V un T V un T corre un niño corre


O S P S A T P V A el A un T niño T perro V corre V camina

Lenguaje descrito por esta gramática:

L={"el niño corre", "el niño camina", "un niño corre", "un niño camina", "el perro corre, el perro camina", "un perro corre", "un perro camina"}


Variable o "no-terminal"

T niño

Regla de producción

Terminal


S

aSbS

abaSbS

aabbaaSbbaSbS

aaaabbbbaaaaSbbbb

aaaSbbbaaSbbaSbS

}0:{ nbaL nn

Otro ejemplo:

Algunas derivaciones:

Lenguaje:

Este formalismo permite describir algunos lenguajes que no son regulares.

Gramática: forma generalGramática: forma generalGramática: forma generalGramática: forma general

Una gramática es una tupla G=(V,T,S,P) donde

•T es un conjunto finito de símbolos terminales (es el alfabeto en que estarán escritas las palabras).

•V es un conjunto finito de variables (símbolos que no aparecerán en la palabra final).

•S V es la variable de inicio.

•P es un conjunto finito de reglas de producción de la forma pq, donde p es de la forma (V+T)*V(V+T)* y q es de la forma (V+T)*.

DerivacionesDerivacionesDerivacionesDerivaciones

•T={a,b}•V={S}•S=S•P={SaSb, S}

S

aSbS

Una derivación es la obtención de una palabra u a partir de una palabra v, ambas pertenecientes a (V+T)*, aplicando una regla de producción:

•Si la regla es pq, será aplicable sólo si p está incluida en u, o sea, u=xpy.

•El resultado será v=xqy. Escribimos uv.

abaSbS

DerivacionesDerivacionesDerivacionesDerivaciones

Definimos * como la cerradura transitiva de .

Es decir, u * v ssi u1,u2,...,uk tales queu u1 u2 ... uk v

Además definimos que u * u para todo u.

Definimos el lenguaje descrito por la gramática como el conjunto de todas las palabras de terminales que pueden derivarse a partir de S:

L(G) = { wT*: S * w }

A veces cuando no haya confusión posible, anotaremos * simplemente como

Convención sobre notaciónConvención sobre notaciónConvención sobre notaciónConvención sobre notación

Notación: se suelen usar en este contexto

•Letras minúsculas del comienzo del alfabeto para los terminales.

•Letras minúsculas del final del alfabeto para las palabras (de terminales, o de terminales mezclados con variables).

•Letras mayúsculas para las variables. Cuando por algún motivo esto pueda inducir a confusión, entonces se usan con corchetes: S. Casos típicos: cuando es inevitable usar mayúsculas en los terminales, o cuando una variable tiene un nombre natural (ejemplo: predicado).

Gramáticas de libre contextoGramáticas de libre contextoGramáticas de libre contextoGramáticas de libre contexto

El formalismo general de gramáticas es demasiado poderoso :

puede describir lenguajes más complejos que los que nos interesan (por ahora).

Estudiaremos en este capítulo las gramáticas de libre contexto y sus lenguajes asociados (lenguajes de libre contexto).

Nota: también lo traducen como “de contexto libre”, “independientes del contexto”, etc, etc.

Gramáticas de libre contextoGramáticas de libre contextoGramáticas de libre contextoGramáticas de libre contexto

Def.: una gramática se dice de libre contexto (GLC) ssi en toda regla de producción pq, se tiene que pV.

Es decir, las reglas son de la forma

X w

con w(V+T)*.

¿Por qué interesan?

Los lenguajes de programación, y (salvo algunas construcciones particulares) los lenguajes naturales son de libre contexto!!

(Gramáticas regulares(Gramáticas regulares(Gramáticas regulares(Gramáticas regulares

Un caso aún más particular son las GLC en que se pide que todas las reglas de producción sean de las formas

SaTó Sa

Se les llama gramáticas lineales por la derecha. Análogamente se definen las gramáticas lineales por la izquierda, que tienen reglas de la forma STa, ó bien Sa.

Una gramática es regular si es lineal por la derecha, o es lineal por la izquierda.

Gramáticas regularesGramáticas regularesGramáticas regularesGramáticas regulares

L es un lenguaje regular ssi L=L(G) para una gramática regular G.

Ir derivando la palabra corresponde a ir cambiando de estado interno (la variable), y escribiendo.

SFV

A

B

a

a

a

b

a

aB

bBB

aBC

aCA

BS

aAS

C

Nota: en la clase el estado C estaba anónimo, y las producciones que incluyen C estaban resumidas en una sola, AaaB. Lo cambio aquí para respetar el formato definito en la transparencia previa.

Gramáticas regulares)Gramáticas regulares)Gramáticas regulares)Gramáticas regulares)

Ojo: para que G sea regular debe ser lineal por la derecha o por la izquierda, pero no puede mezclar las dos formas :

•SaT•TSb•S

genera {anbn, n0}, que es el clásico ejemplo de lenguaje no regular.

GLC, ejemplosGLC, ejemplosGLC, ejemplosGLC, ejemplos

Volvamos al caso general de GLC. Otro ejemplo:

T

aTbT

TbS

¿Lenguaje? {anbn+1, n0}

Una notación conveniente: cuando el lado izquierdo es el mismo, agrupamos varias reglas de producción en una sola línea mediante “|”:

|aTbT

TbS


Más ejemplos:

|)(| SSSS

donde T={(,)}, V={S}. ¿Lenguaje?

S (S) ()

S (S) (SS) ((S)S) ((S)(S)) (()(S)) (()())

da el lenguaje de los paréntesis bien balanceados.


Más ejemplos:

|| bSbaSaS

donde T={a,b}, V={S}. ¿Lenguaje?

S aSa abSba abbSbba abbbba

es el lenguaje de los palíndromes de largo par:L={ w=u uR, u{a,b}*}

Ejercicio: modificar la gramática para que también genere palíndromes de largo impar (p.ej., aba).

GLC, ejerciciosGLC, ejerciciosGLC, ejerciciosGLC, ejercicios

Ejercicios:

•¿Qué lenguajes describen las siguientes gramáticas?

G2: S XYX aX | bX | aY Ya | Yb | a

G1: S XaaXX aX | bX |

•Escriba una gramática que describa el lenguaje de todas las expresiones regulares válidas sobre el alfabeto {a,b}.

GLC "prototípicas"GLC "prototípicas"GLC "prototípicas"GLC "prototípicas"

Algunas formas típicas de LLC (lenguajes de libre contexto):

•Recursivos•Por partes•Anidados

Algunos ejemplos para tener en cuenta (como “principios de diseño”):

•Recursivo: {anbn, n0}Lo generamos con algo de la forma SaSbEl de los palíndromes es análogo.Idea: hay un "surtidor" al medio que emite letras de manera simétrica.


•Por partes: L={anbnambm, n0, m0}

Lo generamos con algo de la forma SXYLuego a partir de X e Y generamos las dos partes (aprovechando que no tienen relación).

En este caso L=L1L1, con L1={anbn, n0}, de modo que X e Y pueden ser el mismo:

SXXXaXb |


•Anidados: L={anbmambn, n0, m0}

Aquí las “partes independientes” son anbn y bmam que está dentro de la anterior.

Generamos primero lo exterior, luego lo interior.

En este caso particular, tanto lo interior como lo exterior es del tipo recursivo.

SaSb | XXbXa |

GLC, un ejemplo más complejoGLC, un ejemplo más complejoGLC, un ejemplo más complejoGLC, un ejemplo más complejo

L={w{0,1}*: w tiene dos bloques de 0’s del mismo tamaño}.

Permitidos: 01011, 001011001, 10010101001No permitidos: 01001000, 01111

10010011010010110 inicio parte central final

A B C

A: , ó termina en 1

C: , ó comienza con 1

00110100D

Cantidad de 0’s: •la misma a cada lado•al menos uno

GLC, un ejemplo más complejoGLC, un ejemplo más complejoGLC, un ejemplo más complejoGLC, un ejemplo más complejo

De modo que descomponemos por partes, y luego aplicamos recursividad en B.

10010011010010110 inicio parte central final

A B C

00110100D

Cantidad de 0’s: •la misma a cada lado•al menos uno

A → | U1U → 0U | 1U | C → | 1U

D → 1U1 | 1

S → ABC

B → 0B0 | 0D0

Derivaciones y árbolesDerivaciones y árbolesDerivaciones y árbolesDerivaciones y árboles

Cuando una derivación pasa por algún punto en que hay más de una variable, significa que habrá varias derivaciones equivalentes, según cuál sea el orden en que aplicamos las producciones:

|

|

YbY

aaXX

XYS

S XY aaXY aaXYb aaaaXYb aaaaXb aaaab

S XY aaXY aaaaXY aaaaY aaaaYb aaaab


Dentro de esta variedad de derivaciones equivalentes, distinguimos la derivación izquierda y la derivación derecha (anotadas por L y R respectivamente).

|

|

YbY

aaXX

XYS


es una producción izquierda: en cada paso reemplazamos la variable que está más a la izquierda.

Una derivación derecha sería:S XY XYb Xb aaXb aaaaXb aaaab


S

YX

a a X Y b

a a X

SL aaaab :


SR aaaab :

S XY XYb Xb aaXb aaaaXb aaaab

Árbol de análisis sintáctico (o “árbol de derivación”): representa la derivación, sin importar el orden:


•En la raíz va S.

•En las hojas, terminales o .

•Las derivaciones extremas, L y R, corresponden a hacer recorridos del árbol en pre-orden y post-orden, respectivamente.

S

YX

a a X Y b

a a X

•Nótese que en este caso hay más de una derivación, pero el árbol es único (no hay otra forma de derivar aaaab).

•No siempre será el caso.

GLC: ambigüedadGLC: ambigüedadGLC: ambigüedadGLC: ambigüedad

E E+E V+E x+E x+E+E x+V+E x+y+E x+y+V x+y+z

E E + E | (E) | V V x | y | z

x + y + z

E

E E+

E E+V

V Vx

y z

E

E E+

E E+ V

V V

x y

z

E E+E E+E+E V+E+E x+E+E x+V+E x+y+E x+y+V x+y+z

•Aquí hay dos árboles distintos, cada uno con una derivación izquierda distinta.


•Los parseadores construyen árboles de análisis sintáctico.•Ese árbol indica cómo se entiende el texto.

Analizador léxico

Parser

precio

id + id

Expresión

asignación

:=Total

iva

Total = precio + iva ;

T o t a l = p r e c i o + i v a ;


La existencia de más de un árbol de derivación puede ser entonces nefasta:

E E + E | EE | (E) | V V x | y | z

x y + z

E

E EE E+V

V Vx

y z

E

E E+

E E V

V V

x y

z

“Primero y+z, luego x eso”

“Primero xy, luego eso + z”


Un caso clásico de ambigüedad en lenguajes de programación: dos ifs, un else.

S

ifif then S else S

if then S

S

ifif then S

ifif then S else S

La mayoría de los lenguajes lo resuelven asignando el else al if más cercano.


Decimos que una gramática G es ambigua, si existe una palabra en L(G) que admite más de un árbol de derivación.

Nota: puede haber más de una derivación sin que indique ambigüedad, siempre y cuando sigan el mismo árbol.

Otro motivo que hace nefasta la ambigüedad: para el parser es más fácil encontrar un árbol de derivación si la solución es única.


•La buena noticia: a veces podemos cambiar la gramática por otra equivalente (i.e., mismo lenguaje) pero sin ambigüedad:

E T | E + TT F | T FF (E) | VV x | y | z

E E + E | EE | (E) | V V x | y | z

•Genera lo mismo, pero obliga al árbol a reconocer la prioridad de la multiplicación.

•Java o C++ aplican algo análogo para resolver los else ambiguos.


Las malas noticias:

•A veces un lenguaje es inherentemente ambiguo: sólo existen gramáticas ambiguas que lo describen.

•Si tenemos una gramática ambigua, no existe un algoritmo general que nos diga acaso es intrínsecamente ambigua.

•Y aún si no lo fuera, tampoco hay método infalible para “desambiguarla”.


Ejemplo de lenguaje inherentemente ambiguo (sin demostrar):

}{}{ mmnmnn cbacbaL

||11

aAbA

AcSS

||22

bBcB

BaSS

21 | SSS

•Una palabra de la forma anbncn tiene dos árboles distintos.•Lo que no demostraremos es que para cualquier otra gramática equivalente, pasa lo mismo. Ver Hopcroft.


Ergo:

Se puede tratar de evitar la ambigüedad.

A veces hay que convivir con ella.

Un lenguaje de programación debiera diseñarse con una gramática que evite la ambigüedad (tanto para evitar errores de interpretación, como para facilitar el parseo).

GLC: simplificaciónGLC: simplificaciónGLC: simplificaciónGLC: simplificación

Dada una gramática G, digamos,

S → aSb | bSaSb | TT → S |

Si además nos dan un string w,

•¿Cómo sabemos acaso wL(G)?

•En caso de que esté, ¿cómo obtenemos un árbol de derivación?

•Y en caso de obtenerlo, ¿es único?



S aSb

bSaSb

T

aaSbbabSaSbbaTb

S

baSbaSb...

w=aabbb ¿está?

Por fuerza bruta: podemos intentar generar todas las posibles derivaciones, buscando alguna que genere w.

Problema:

¿Cuándo parar?

...

...



w=aabbb ¿está?

Una idea: parar cuando la palabra que tenemos exceda la longitud de w.

Problema #1: si existen reglas de producción que llevan a , entonces la longitud no necesariamente va aumentando.

S aSb abSaSbb abSabb ababb

Para evitar esos "acortamientos", sería bueno que no hubiera producciones nulas como esa.



w=aabbb ¿está?

Una idea: parar cuando la palabra que tenemos exceda la longitud de w.

Problema #2: podemos quedarnos pegados en loops, si se dan casos en que, por ejemplo S→T, T→S.

S aSb aTb aSb …

Así que sería bueno evitar situaciones de ese tipo también.

Eliminación de producciones nulasEliminación de producciones nulasEliminación de producciones nulasEliminación de producciones nulas

Decimos que una variable X es anulable si existe una derivación

X *

Para determinar las variables anulables, aplicamos un algoritmo de marcado recursivo:

•Marcamos todas las variables X que tengan una regla de producción X.

•Mientras exista una regla de producción de la forma YX1...Xm donde Y no está marcado pero todos los Xi lo están, marcar Y.


Para eliminar las producciones nulas,

(1) Determinar todas las variables anulables, X1,...,Xk

(2) Para cada producción de la forma YuXiv, agregar una producción Yuv. Más en general: si el lado derecho incluye más de una variable anulable, considerar cada combinación de anulación. Por ejemplo, si YuXabYv, y tanto X como Y son anulables, agregamos

•YuabYv•YuXabv•Yuabv


Para eliminar las producciones nulas,

(3) Si Xi es una producción, eliminarla.

(4) Si S es anulable, entonces agregar una producción S (salvo que ya exista).

Esa última salvedad es importante:

•Si no está en el lenguaje de la gramática, entonces S no es anulable y no habrá producciones nulas.

•Si está en el lenguaje de la gramática, entonces S es anulable y la única producción nula será S.


Ejemplo:

S a | Xb | aYaX Y | Y b | X

Anulables: X e Y.

•Eliminamos X •A partir de SXb se agrega Sb, pues X es anulable.•A partir de SaYa se agrega Saa, pues Y es anulable,

S a | Xb | aYa | b | aaX YY b | X


SustituimosM

M

aMbM

aMbS

abM

aMbM

abS

aMbS

Gramática inicial

Anulables: M

Otro ejemplo:

Gramática final

Eliminación de producciones Eliminación de producciones unitariasunitarias


Una "producción unitaria" es de la forma XY; decimos que existe una derivación unitaria entre dos variables X e Y si se tiene X * Y.

Si no hay producciones nulas (y supondremos aquí que ya las eliminamos), entonces X * Y sólo es posible mediante una cadena de producciones unitarias.

Producción

S X -

S Y -

X S X S

X Y -

Y X Y X

Y S Y X S

S aX | YbX SY bY | b | X



Para eliminar derivaciones unitarias:

•Para cada par de variables tales que X * Y, introducimos nuevas producciones: para cada producción no-unitaria de Y, Ys1, Ys2, ..., agregamos Xs1, Xs2, ...

•Se hace simultaneamente para todos los pares X,Y con derivación unitaria.

•Después se eliminan las producciones unitarias, y todo lo redundante (que suele aparecer).



Ejemplo: S aX | YbX SY bY | b | X

•Como X * S, se agregan XaX , XYb•Como Y * X... No se agrega nada.•Como Y * S, se agregan YaX , YYb•Finalmente, eliminamos las producciones unitarias XS y YX.

La nueva gramática quedaría

S aX | YbX aX | YbY bY | b | aX | Yb

Eliminación de variables inútilesEliminación de variables inútilesEliminación de variables inútilesEliminación de variables inútiles

Al ir transformando las gramáticas (manteniendo, recordemos, el mismo lenguaje) pueden aparecer variables o producciones inútiles. Dos formas típicas son:

aXX

XS

S

aSbS

bXY

X

aXX

XS

X es inútil: nunca desaparece, así que no puede formar parte de la derivación de una palabra del lenguaje.

Y es inútil: no hay forma de que aparezca en una derivación!


En general una variable será útil cuando exista una palabra wL(G) en cuya derivación aparezca:

wuXvS •Si esto nunca ocurre, es inútil.

•Una producción es útil sólo si todas sus variables son útiles. De lo contrario, es inútil.

•Para determinar las variables inútiles: son aquellas que no producen strings de terminales, o bien, que no son accesibles desde S.


Para encontrar las variables que producen strings de terminales, definimos un conjunto U=T. Luego iteramos:

•Si existe una variable XU, pero que tiene una producción Xu, uU*, entonces agregamos X a U.

•Si no existe ninguna variable así, salimos de la iteración.

aCbC

aaB

aA

CAaSS

|| U={a,b}

U={a,b,A}U={a,b,A,S}U={a,b,A,S,B}


Las variables que hayan quedado fuera de U son las que no producen strings de terminales, ergo, son inútiles. Las eliminamos, así como todas las producciones en que aparezcan.

aCbC

aaB

aA

CAaSS

|| U={a,b}

U={a,b,A}U={a,b,A,S}U={a,b,A,S,B} aaB

aA

AaSS

|


A continuación eliminamos las variables que no se alcancen desde S. Eso es aplicar recorrido de grafos, de EDA:

aaB

aA

AaSS

|

S A B

Generamos grafo de

dependencia

B no es alcanzable Es inútil.

aA

AaSS

|


Simplificación de gramáticas:

(1)Eliminar producciones nulas

(2)Eliminar producciones unitarias

(3)Eliminar variables inútiles

• (1) y (2) son relevantes para que las cosas que siguen a continuación funcionen.

• (3) es útil para no acarrear lastre, que suele aparecer como subproducto de (1) y (2).

Aumento de longitud en la derivaciónAumento de longitud en la derivaciónAumento de longitud en la derivaciónAumento de longitud en la derivación

Sea G una gramática sin producciones nulas ni unitarias.

Entonces, en una derivación, cada paso aumenta la longitud de la palabra, o bien lo mantiene constante pero a costa de reducir la # de variables.

¿Motivo? Cada paso de la derivación reemplaza una variable X por algo, pero ese "algo" no es ni tampoco es una variable "desnuda". Alternativas:

•Reemplazar por una expresión con más de un símbolo: la expresión se alarga.

•Reemplazar por un símbolo terminal: queda con la misma longitud, pero con una variable menos.

Aumento de longitud en la derivaciónAumento de longitud en la derivaciónAumento de longitud en la derivaciónAumento de longitud en la derivación

En ese caso sí podemos aplicar la fuerza bruta para evaluar acaso un string w pertenece a una gramática G:

•Probamos todas las derivaciones de largo a lo más |w| (es decir, todas las combinaciones de a lo más |w| reglas de producción).

•Esa es ahora una cantidad finita, así que podemos probarlas en tiempo finito. En el peor de los casos, probamos |P|+|P|2+...+|P||w| combinaciones.

•wL(G) ssi alguna de esas derivaciones la genera.

La buena y mala noticiaLa buena y mala noticiaLa buena y mala noticiaLa buena y mala noticia

Es buena noticia: existe algoritmo para saber si una palabra está en el lenguaje.

La mala noticia: es pésimo.

La cantidad de casos crece exponencialmente en la medida que crece |w|.Para un código Java de 200 líneas, el tiempo de ejecución sería astronómico ( 10200).

Existe algoritmo más eficiente, pero requiere transformar la gramática un poco más.

Forma Normal de Chomsky (FNC)Forma Normal de Chomsky (FNC)Forma Normal de Chomsky (FNC)Forma Normal de Chomsky (FNC)

Una gramática está en la forma normal de Chomsky (FNC) si cada producción (a excepción de S, si que existe) es de una de las dos siguientes formas:

XYZ o bien Xa

donde, como de costumbre, X,Y,ZV, aT.

bA

SAA

aS

ASS

aaA

SAA

AASS

ASS

Está en FNC

No está en FNC


Teorema: Para toda gramática de libre contexto G, existe una gramática de libre contexto G' en forma normal de Chomsky que es equivalente a G (es decir, L(G)=L(G')).

Para demostrarlo, tenemos que ver que podemos transformar cualquier GLC hasta que quede en FNC.

1. Eliminamos las producciones nulas, unitarias, inútiles.2. Eliminamos los lados derechos "mixtos":


Para eliminar los lados derechos mixtos, creamos una nueva variable T por cada terminal . Reemplazamos cada por el T respectivo, y agregamos un producción T.

AcB

aabA

ABaS

cT

bT

aT

ATB

TTTA

ABTS

c

b

a

c

baa

a

Ojo: si alguna producción ya era de la forma X, la dejamos así (no la cambiamos a XT). Así evitamos introducir producciones unitarias.


3. Reemplazamos toda producción de la forma AC1C2...Cn por una cadena de produccionesAC1V1, V1C2V2, ... , Vn-2Cn-1 Cn

donde los V1,...,Vn-2 son nuevas variables, intermedias.

cT

bT

aT

ATB

TTTA

ABTS

c

b

a

c

baa

a

cT

bT

aT

ATB

TTV

VTA

BTV

AVS

c

b

a

c

ba

a

a

2

2

1

1


Y listo.

•Llevar GLC a la forma normal de Chomsky es relativamente fácil.

•Tener la GLC en FNC sirve para varias cosas, prácticas y teóricas.

•La más importante: para parsear en tiempo polinomial en |w|.

cT

bT

aT

ATB

TTV

VTA

BTV

AVS

c

b

a

c

ba

a

a

2

2

1

1

CYKCYKCYKCYK

Algoritmo CYK (Cocke-Younger-Kasami):

Input: una GLC G en FNC, y una palabra w.

Output: acaso wL(G) [y fácilmente se puede pedir que además dé un árbol de derivación, en caso de respuesta positiva]

Idea: determino las variables que producen todas las subpalabras de w de largo 1. Luego las que producen todas las subpalabras de w de largo 2. Etc...

CYKCYKCYKCYK

•Para una palabra de largo k dada (digamos, u), consideramos las posibles formas de descomponerla en 2 palabras más cortas.

•Si para una descomposición u=v1v2 se tiene que X * v1, Y * v2 (esa información ya está en la tabla), y existe ZXY (eso lo miro en la gramática), entonces Z*u.

wL(G) ssi al final S es una de las variables que producen w.

CYKCYKCYKCYK

Ejemplo, con gramática:

bB

ABB

aA

BBA

ABS

aabbby palabra

a

a b b b

aa ab bb bb

aab abb bbb

aabb abbb

aabbb

Subpalabras de largo k, partiendo de posición j

k \ j 1 2 3 4 5 1

2

3

4

5

CYKCYKCYKCYK

aA

aA

bB

bB

bB

aa ab bb bb

aab abb bbb

aabb abbb

aabbb

bB

ABB

aA

BBA

ABS

Variables que generan las subpalabras de largo 1

CYKCYKCYKCYK

aA

aA

bB

bB

bB

aa abS,B

bbA

bbA

aab abb bbb

aabb abbb

aabbb

bB

ABB

aA

BBA

ABS

Variables que generan las subpalabras de largo 2

CYKCYKCYKCYKaA

aA

bB

bB

bB

aa abS,B

bbA

bbA

aabS,B

abbA

bbbS,B

aabbA

abbbS,B

aabbbS,B

bB

ABB

aA

BBA

ABS

Variables que generan las subpalabras de largo 5 (o sea, w)

CYKCYKCYKCYK

•Es fácil modificar CYK para que me entregue un árbol de derivación: cada vez que ponemos una variable en la tabla, debemos recordar por qué la pusimos.

•Luego con esa información recuperamos el árbol.

•CYK llena una tabla de tamaño |w|2.

•Para cada item de la tabla hay que hacer algo de trabajo. Se puede demostrar que el tiempo de ejecución es |w|3. Mucho mejor que |P||w|.

PDA (Autómatas de pila)PDA (Autómatas de pila)PDA (Autómatas de pila)PDA (Autómatas de pila)

•Antes teníamos la correspondencia lenguajes regulares autómatas finitos.

•También para los LLC existe, no sólo un tipo de gramática, sino también un tipo de máquina que los reconoce.

•Como los lenguajes regulares son un subconjunto propio de los LLC, el nuevo tipo de máquina es una generalización del que teníamos antes.


•Al AF le agregamos una pila (stack). Memoria potencialmente infinita, pero de acceso restringido.

•El resultado es un autómata de pila, autómata apilador, o en inglés pushdown automaton (PDA).

Input Pila

Estados


•A medida que el PDA lee su input, puede sacar o guardar símbolos en la pila.

•Sus cambios de estados, y lo que haga con la pila, dependerán de lo que va leyendo en el input y de lo que saque de la pila.

•Los PDA que veremos, salvo que se indique lo contrario, son no deterministas : hay transiciones , más de una transición para una misma situación, etc...

•Hay más de una forma de definir el lenguaje reconocido; de momento será "a la antigua", mediante estados de aceptación.


Un poco de notación extra:

•La pila tiene su propio alfabeto, (que puede coincidir en parte con el del input).

•Existe un símbolo especial $ que señala "el fondo" de la pila. Al comienzo es todo lo que la pila contiene.

Pila

$

q1 q2a, b c

leo del input

saco guardo

•En el grafo de transiciones tendremos que anotar lo que se saca y guarda en la pila.

q1 q2a, b c

a

b tope

input

pila

a

Reemplazaeh

$eh

$

c

q1 q2ca ,

a a

Guardab

eh

$eh

$

bc

input

pilatope

("push")

q1 q2ba,

a a

Sacab

eh

$eh

$

input

pila

tope

("pop")

q1 q2 ,a

a a

Sin cambiob

eh

$eh

$

btope

input

pila

q1

q2a, b c

q3a, b c

q1 q2cb,

No determinismo Transición


Recordatorio: también se escribe a veces como “” o bien como “”.


Formalmente, un PDA es una tupla

M = ( Q, , q0, F )

•Q es un conjunto finito de estados es el alfabeto de entrada es el alfabeto de la pila•q0 es el estado inicial•FQ son los estados de aceptación es la función de transición,

: Q({})({}) 2Q({})

PDA, ejemploPDA, ejemploPDA, ejemploPDA, ejemplo

Ejemplo: (ojo, aquí )

,

a, a

b, a q0 q1 q2 q3

b, a

, $ $

a, a

b, a 0q q1 q2 q3

Input

a a a b b b

estadoactual

b, a

, , $ $

Pila

$


a, a

b, a q0 q1 q2 q3

Input

a a a b b b

b, a

, , $ $

$

Pila


a, a

b, a q0 q1 q2 q3

Input

a a a b b b

$

a

b, a

, , $ $

Pila


a, a

b, a q0 q1 q2 q3

Input

a a a b b b$

aa

b, a

, , $ $

Pila


a, a

b, a q0 q1 q2 q3

Input

a a a b b b

$

aaa

b, a

, , $ $

Pila


a, a

b, a q0 q1 q2 q3

Input

a a a b b b$

a

b, a

, , $ $

a

Pila


a, a

b, a q0 q1 q2 q3

Input

a a a b b b$

b, a

, , $ $

a

Pila


a, a

b, a q0 q1 q2 q3

Input

a a a b b b

b, a acepta

, , $ $

$Pila



}0:{ nbaL nn

a, a

b, a q0 q1 q2 q3

b, a

, , $ $

En general, el lenguaje que este PDA acepta es

PDA, otro ejemploPDA, otro ejemploPDA, otro ejemploPDA, otro ejemplo

, $ $q1 q2

bb

aa

,

,

, q0

bb

aa

,

,

}{)( RwwML

Input

Pila

$

, $ $q1 q2

bb

aa

,

,

, q0

bb

aa

,

,

a ab b


Input

a ab

Pila

$

, $ $q1 q2

bb

aa

,

,

, q0

bb

aa

,

,

ab


Input

Pila

$

, $ $q1 q2

bb

aa

,

,

, q0

bb

aa

,

,

aa ab b

b


Input

Pila

$

, $ $1q q2

bb

aa

,

,

, q0

bb

aa

,

,

a ab b a


Input

Pila

$

, $ $q1

bb

aa

,

,

, q0

bb

aa

,

,

a ab b

acepta

q2


Guardando stringsGuardando stringsGuardando stringsGuardando strings

q1 q2a, b w

Símbololeído

Símbolosacado

Stringguardado

Guardando stringsGuardando stringsGuardando stringsGuardando strings

q1 q2a, b cdf

a

b top

input

pila

a

Guardar

eh h

e

cdf

stringguardado

$ $

Y otro ejemplo...Y otro ejemplo...Y otro ejemplo...Y otro ejemplo...

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

}:{)( ba nnwML

Input

a ab b ba

$

Pila

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

Input

a ab b ba

$

Pila

0

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

Input

a bb b a

$

Pila

a

$

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

0

Input

a bb b a

$

Pila

a

1

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

Input

a bb b a

$

Pila

a

11

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

Input

a bb b a

$

Pila

a

1

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

1

Input

a bb b a

$

Pila

a

1

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

Input

a bb b a a

$

Pila

$$, q1 q2

a, $ 0$a, 0 00a,1

b, $ 1$b, 1 11b, 0

acepta

Lenguajes de libre contexto. GramáticasGramáticas Una gramática es otra forma de describir un...

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