Baumautomaten Christian Klein Betreuer : Tim Priesnitz SS 2003 Seminar Logische Aspekte von XML Gert...

Baumautomaten

Christian Klein

Betreuer : Tim Priesnitz

SS 2003 Seminar “Logische Aspekte von XML”

Gert Smolka

Programming Systems Lab

Universität des Saarlandes

Übersicht

• Wortautomaten <-> Baumautomaten • Bottom-up und Top-down Automaten• Unranked Automaten• Tupelautomaten

Motivation• Endliche Automaten erkennen Bäume nur

pfadweise.

f

a b

nicht von DEA erkennbar => Baumautomaten

a -> qa, b -> qb

f(qa, qb) -> qfinal, f(qb, qa) -> qfinal

f(qa, qa) -> qfalsch, f(qb, qb) -> qfalsch

f

b a

Äquivalente Definition von endlichen Automaten• vorher : Δ Teilmenge von Q x Σ -> Q• jetzt : Δ Teilmenge von Q x Σ -> 2Q

p r

q

a a

Darstellung: regulärer Ausdruck auf rechter Seite : (q, a) -> p ∪ rFalls q Startzustand (q, a) -> p ∪ r ∪ ε

-> Angabe der Startzustände nicht mehr benötigt

wird zu : (q, a) -> {p, r}

Zwei Traversierungsstrategien

• klassisch : von vorne nach hinten; akzeptiere wenn am Wortende Endzustand

• weitere Strategie : von hinten nach vorne; starte mit Endzuständen und gehe Δ-Regeln rückwärts, akzeptiere wenn ε am Wortanfang

q0

q2

q1

ba

a

b

σ a b b a b aq q0 q1 q1 q2 q1 q2

ba

q2 (a)-> q1 (b)-> q0 ∪ q1 ∪ q2

(a)-> ε ∪ q0 ∪ q2 (b)-> ε ∪ q1 (b)-> q0 ∪ q1 ∪ q2 (a) -> ε ∪ q0 ∪ q2

Definition Baumautomat

Ein endlicher Baumautomat ist ein Tupel (Q, Σ, F, Δ), mit Alphabet Σ, Zustandsmenge Q, eine Teilmenge F von Q , und Übergangsrelation Δ

Die Regeln aus Δ sind von der Form(q0, σ) -> (q1

1,..., q1n) ∪ ... ∪ (qm

1,..., qmn) für

arity(σ) = n

Baumautomaten gehen zurück auf Doner (1965) und Thatcher & Wright (1965)

Lauf eines Automaten (Q, Σ, F, Δ)

• Lauf r auf Baum t ist Funktion Pos(t) -> Q, so dass für alle p aus Pos(t) gilt :

Wenn n = arity( t(p) ), r(p) = q0 , r(pi) = qi ( i = 1,...,n ),

dann (q0, t(p) ) -> (q1,...,qn) matcht Regel in Δ.

• Ein Lauf heißt erfolgreich, wenn r(ε) in F.

• Sprache L(M) = { t | t ist Σ-Baum und es gibt erfolgreichen Lauf von M auf t}

Automat und Lauf Σ = {and/2, not/1, 0/0,

1/0}Q = {q0, q1} F={q1} Δ = { (q0, 0) -> ε,

(q1,1) -> ε, (q0, not) -> q1, (q1, not) -> q0,(q0, and) -> (q0, q0)

∪ (q0, q1) ∪ (q1, q0)

(q1, and) -> (q1, q1) }

and

and not

not 1 0

0

q1

q1 q1

q1 q0 q0

q0

Bottom-up vs. Top-down

Zwei spezielle Strategien Lauf zu berechnen :

• von den Blättern zur Wurzel ( Bottom-up )

F beschreibt Endzustände

• von der Wurzel zu den Blättern ( Top-down )

F beschreibt Startzustände

Bottom-up Berechnung

Δ = { (q0, 0) -> ε, (q1,1) -> ε, (q0, not) -> q1, (q1, not) -> q0,

(q0, and) -> (q0, q0) ∪ (q0, q1) ∪ (q1, q0), (q1, and) -> (q1, q1) }

Baum: erfolgreiche Berechnung :

Σ = {and/2, not/1, 0/0, 1/0} Q = {q0, q1} F={q1}

and

not and

0 not 1

0 q0

q0 q1 q1

q1q1

q1

Alternative algebraische Charakterisierung

• Stelle Baum durch Term da

• (q0, σ) -> (p1,...,pn) ∪...∪ (q1,..., qn)

wird interpretiert durch Termersetzungsregeln

σ(p1,...,pn) -> q0

...

σ(q1,...,qn) -> q0

Lauf durch Termersetzung

and( not( and( 1, 1 ) ), and( not( 0 ), 1 ) )

Δ = { (q0, 0), (q1,1), (q0, not)-> q1, (q1, not)-> q0, (q0, and)-> (q0, q0) ∪ (q0, q1) ∪ (q1, q0), (q1, and)-> (q1, q1) }



-> and( not( and( q1, q1 ) ), and( not( q0 ) , q1 ) )





-> and( not( q1 ) , and( q1, q1) )





-> and( not( q1 ) , and( q1, q1) )

-> and ( q0, q1)





-> and( not( q1 ) , and( q1, q1) )

-> and ( q0, q1)

-> q0 wird also nicht akzeptiert


Deterministische Bottom-up Baumautomaten

Definition: Ein Bottom-up Baumautomat heißt deterministisch, wenn es in Δ keine zwei Regeln (qo, σ) -> REGEXP1 ∪ (q1,..., qn) und (p0, σ) -> REGEXP2 ∪ (q1,..., qn) gibt.

Satz : Für jede Sprache L, die von einem nichtdeterministischen Bottom-up Automaten erkannt wird, gibt es einen deterministischen Bottom-up Automaten M, so dass L = L(M).

(Beweisidee : Teilmengenkonstruktion)

Berechnung bei Top-down Automaten

and

and not

1 0 0

q1 q1

not

q0 q0

q0 q0

q1 q0 q1

ok ok X

q0 q1

q1 q0 q0

ok ok ok

• det. Bottom-up kann Top-down nichtdet. sein (und umgekehrt!)

• Top-down werden genau dieselben Bäume erkannt

Deterministische Top-down Automaten

Definition: Ein Top-down Automat heißt deterministisch, wenn es in Δ keine Regel gibt, bei der die rechte Seite mehr als eine Zustandsmenge hat und |F| < 2 .

Satz : Es existieren erkennbare Sprachen , die nicht von einem deterministischen Top-down Automat erkannt werden können.

Sprache, die det. Top-down nicht erkannt werden kann

not

and

0 1

not

and

1 0

not

and

1 1

a

b

c d

a

b

c d

a

b

c d

ist in Sprache

ist in Sprache

ist NICHT in Sprache

(0,c) -> ε

(1,d) -> ε

(1,c) -> ε

(0,d) -> εwird akzeptiert

DEA -> det. Top-down Automaten

Aus DEA M=(Q, Σ, Δ, S, F) (klassische Darstellung) konstruiere Baumautomaten (Q, Σ‘, Δ‘, F‘) mit :

• Buchstaben aus Σ -> unäre Funktionssymbole

• zusätzliche Konstante # (symbolisiert Wortende)

• F‘ = S

• Δ‘ = Δ plus Regeln (q, #) für alle q aus F

a

b

a

#

aba

DEA -> det. Top-down Automaten

q0

q2

q1

ba

a

b ba

a

b

b

a

b a

#

q0

q0

q1

q1

q2 q1

q2

Übersicht Sprachenklassen

Sprachen von deterministischen

Top-down Automaten

erkennbar = von Bottom-up- oder nicht-deterministischen Top-down Automaten akzeptierte Sprachen

DEA/NEA-Sprachen

erkennbare Sprachen

Abschlusseigenschaften

Satz: Erkennbare Sprachen sind abgeschlossen unter Schnitt, Vereinigung und Komplementbildung.

Satz: Die Menge der Sprachen von det. Top-down Automaten ist abgeschlossen unter Schnitt und Vereinigung.

Entscheidungsprobleme

Membership LOGTIME-complete

Uniform Membership

linear für det., polynomiell für nichtdet. Automaten

Emptiness linear

Intersection non-emptiness

EXPTIME-complete

Finiteness polynomiell

Emptiness of the complement

EXPTIME-complete

Equivalence EXPTIME-complete

Singleton polynomiell

Unranked Automaten [Thatcher, 1967]

• jedes σ aus Σ kann beliebig viele Nachfolger haben

• Regeln in Δ beliebige reguläre Ausdrücke (mit Zeichenmenge Q)

Automat für boolesche Ausdrücke mit ∧,∨ mit beliebig vielen Kindern :Σ ={∧,∨,0,1}

Q={q0, q1}, F={q1}Δ= { (q0,0) -> ε; (q1,1) -> ε; (q0, ∧) -> (0∪1)*0(0∪1)*; (q1, ∧) -> 1*; (q0, ∨) -> 0*; (q1, ∨) -> (0∪1)*1(0∪1)* }

∨

∨ ∧ ∨

0 1 0 1 0

q1

q1 q0 q0

q0 q1 q0 q1 q0

XPATH -> Unranked Automat

Baue Automat für Anfrage /a//b[/a]//b

(/a//b[/a]//b, a) -> Q*(// b[/a]//b)Q*

(//b[/a]//b, b) -> Q*(//b[/a]//b)Q*

∪ Q* /a Q* //b Q*

∪ Q* //b Q* /a Q*

∪ Q*(/a//b)Q*

(/a//b,a) -> Q* //b Q*

(//b,a) -> Q* //b Q*

(//b,b) -> Q*

(/a,a) -> Q*

a

a a

b b a

b a

/a//b[/a]//b

//b[/a]//b /a

//b //b[/a]//b /a

//b /a

Unranked Baum -> Binärer Baum

• alle Symbole zweistellige Prädikate

• # neue Konstante für Blätter

• links Unterbäume, rechts nächstes Kind des Vaters

a

a bb

a b a

a

a #

a b

# # b#

b #

a#

# #

Kodierung

Dekodierung

Automaten auf Baumtupeln

f

f g

b f a

b a

f

f a

g g

b a

ff

ff ga

bg fg a# ##

#b ## ba a# ## ##

## ## ## ## ## ##

• Tupel von Zeichen -> binäre Funktionssymbole

• ## einzige Konstante

Zylindrifikation (an Stelle i)• Tupel um eins erweitern vor i-ter Stelle

Aus (q, s1...si-1si...sk) -> REGEXP1

für jedes σ aus Σ eine Regel

(q, s1...si-1σsi...sk) -> REGEXP1

• erzeugt evtl. nichtdet. Automaten (nur bei Bottom-up)

• Regelmenge wird größer um Faktor | Σ |

Projektion (an Stelle i)• Tupel um eins verkleinern an i-ter Stelle

Aus Regeln (q, s1...si-1σ1si+1...sk) -> REGEXP1

...

(q, s1...si-1σmsi+1...sk) -> REGEXPm

wird eine Regel

(q, s1...si-1 si+1...sk) -> REGEXP1 ∪ ... ∪ REGEXPm

• erzeugt evtl. nichtdet. Automaten (nur bei Top-down)

• Regelmenge wird kleiner

Einfaches Beispiel für Tupelautomaten

• Automat, der { [t,t] | t ist Σ-Baum } erkennt

mit Σ = {f/2, g/1, a/1}Q = {q}

F = {q}

(q, ##) -> ε

(q, aa) -> q

(q, gg) -> q

(q, ff) -> q

Referenzen

• H.Comon, M.Dauchet, R.Gilleron, F.Jacquemard, D.Lugiez, S.Tison and M.Tommasi : Tree Automata and its Applications Kap. 1, 3

Online Version: www . grappa. univ-lille3. fr/ tata

(1997, überarbeitete Fassung 2002)

• Frank Neven : Automata Theory for XML researchers, University of Limburg, 2002

• R.Wilhelm, D.Maurer : Übersetzerbau, Springer 1992(2.Version 1997)

ENDE

Danke fürs Zuhören!

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