下推自动机

下推自动机比有限自动机复杂：除了有限状态组成部分外，还包括一个长度不受限制的栈；下推自动机的状态迁移不但要参考有限状态部分，也要参照栈当前的状态；状态迁移不但包括有限状态的变迁，还包括一个栈的出栈或入栈过程。下推自动机可以形象的理解为，藉由加上读取一个容量无限栈的能力，扩充一个能做${\displaystyle \epsilon }$-转移的非确定有限自动机。

下推自动机存在“确定”与“非确定”两种形式，两者并不等价。（对有限自动机两者是等价的）

每一个下推自动机都接受一个形式语言。被“非确定下推自动机”接受的语言是上下文无关语言。

如果我们把下推自动机扩展，允许一个有限自动机存取两个栈，我们得到一个能力更强的自动机，这个自动机与图灵机等价。

下推自动机作为一个形式系统最早于1961年出现在 Oettinger 的论文中。它与上下文无关文法的等价性是由乔姆斯基于1962年发现的。

PDA 形式定义为 6-元组：

${\displaystyle M=(Q,\ \Sigma ,\ \Gamma ,\ \delta ,\ q_{0},\ F)}$ 这里的

• ${\displaystyle \,Q}$ 是状态的有限集合
• ${\displaystyle \,\Sigma }$ 是输入字母表的有限集合
• ${\displaystyle \,\Gamma }$ 是栈字母表的有限集合
• ${\displaystyle \,\delta }$: ${\displaystyle Q\times \Sigma _{\epsilon }\times \Gamma _{\epsilon }\longrightarrow {\mathcal {P}}(Q\times \Gamma _{\epsilon })}$ 是转移函数
• ${\displaystyle q_{0}}$ 是“开始状态”
• ${\displaystyle F\subset Q}$ 是“接受状态”的集合
• ${\displaystyle \Gamma _{\epsilon }=\Gamma \cup \{\epsilon \}}$
• ${\displaystyle \Sigma _{\epsilon }=\Sigma \cup \{\epsilon \}}$

计算定义 1

对于任何 PDA ${\displaystyle M=(Q,\ \Sigma ,\ \Gamma ,\ \delta ,\ q_{0},\ F)}$，计算路径是一个有序的（n+1）-元组 ${\displaystyle (q_{0},\,q_{1},....,\,q_{n})}$，这里的 ${\displaystyle q_{i}\in Q,n\geq 0}$，它满足如下条件：

(i) ${\displaystyle \ \ (q_{i+1},b_{i+1})\in \delta (q_{i},w_{i+1},a_{i+1})}$ 对于 i = 0, 1, 2,......, n-1,

这里的 ${\displaystyle w_{i+1}\in \Sigma _{\epsilon },\ a_{i+1},\ b_{i+1}\in \Gamma _{\epsilon }}$

(ii) ${\displaystyle \exists \,s_{0},\,s_{1},\,s_{2},\,s_{3},\,\cdots ,\,s_{n}\,\in \Gamma ^{*}}$ 使得

${\displaystyle s_{i}=a_{i+1}t_{i},\,s_{i+1}=b_{i+1}t_{i},\,t_{i}\in \Gamma ^{*}}$

在直觉上，PDA 在计算过程中任何一点上都面对着多种可能性，从栈顶读一个符号并把它替代为另一个符号，从栈顶读一个符号并删除它而不替换，不从栈顶读任何符号但压入另一个符号进去，或什么都不做。所有这些都同时由等式 ${\displaystyle s_{i}=a_{i+1}t_{i}\,}$ 和 ${\displaystyle s_{i+1}=b_{i+1}t_{i}\,}$ 来支配。${\displaystyle s_{i}\,}$ 是紧接在第 i+1 次转移移动之前的栈内容，而 ${\displaystyle a_{i+1}\,}$ 是要从栈顶去除的符号。${\displaystyle s_{i+1}\,}$ 是紧接在第 i+1 次转移移动之后栈内容，而 ${\displaystyle b_{i+1}\,}$ 是在第 i+1 次转移移动期间要增加到栈上的符号。

${\displaystyle a_{i+1}\,}$ 和 ${\displaystyle b_{i+1}\,}$ 二者都可以 ${\displaystyle \epsilon \,}$。

如果 ${\displaystyle a_{i+1}\neq \epsilon \,}$ 而 ${\displaystyle b_{i+1}\neq \epsilon \,}$，则 PDA 从栈读一个符号并把它替代为另一个符号。

如果 ${\displaystyle a_{i+1}\neq \epsilon \,}$ 而 ${\displaystyle b_{i+1}=\epsilon \,}$，则 PDA 从栈读一个符号并删除它而不替换。

如果 ${\displaystyle a_{i+1}=\epsilon \,}$ 而 ${\displaystyle b_{i+1}\neq \epsilon \,}$，则 PDA 简单的增加一个符号到栈上。

如果 ${\displaystyle a_{i+1}=\epsilon \,}$ 而 ${\displaystyle b_{i+1}=\epsilon \,}$，则 PDA 保持栈不变动。

注意当 n=0 时，计算路径就是单元素集合 ${\displaystyle (q_{0})\,}$。

计算定义 2

对于任何输入 ${\displaystyle w=w_{1}w_{2}\cdots w_{m},\ w_{i}\in \Sigma ,m\geq 0}$，M 接受 w，如果存在计算路径 ${\displaystyle (q_{0},\,q_{1},....,\,q_{n})\,}$ 和有限序列 ${\displaystyle r_{0},r_{1},r_{2},\cdots r_{m}\in Q,\ m\leq n}$，使得

(i) 对于每个 i = 0, 1, 2,...m，${\displaystyle r_{i}\,}$ 都在计算路径上。就是说

${\displaystyle \exists f(i)}$ 这里的 ${\displaystyle i\leq f(i)\leq n}$ 使得 ${\displaystyle r_{i}=q_{f(i)}\,}$

(ii) ${\displaystyle (q_{f(i)+1},b_{f(i)+1})\in \delta (r_{i},w_{i+1},a_{f(i)+1})}$ 对于每个 i = 0, 1, 2,...m-1。

这里的 ${\displaystyle a_{f(i)+1}\,}$ 和 ${\displaystyle b_{f(i)+1}\,}$ 定义同于计算定义 1。

(iii) ${\displaystyle (q_{j+1},b_{j+1})\in \delta (q_{j},\epsilon ,a_{j+1})}$，如果 ${\displaystyle q_{j}\notin \{r_{0},r_{1},\cdots r_{m}\}}$

这里的 ${\displaystyle a_{j+1}\,}$ 和 ${\displaystyle b_{j+1}\,}$ 定义同于计算定义 1。

(iv) ${\displaystyle r_{m}=q_{n}\,}$ 且 ${\displaystyle r_{m}\in F}$

注意上述定义不提供测试空栈的机制。要这么做你需要在所有计算开始前在栈上写一个特殊符号，使得 PDA 可以在检测到这个符号的时候有效的识别出栈已经空了。形式的说，实现它可通过介入转移 ${\displaystyle \delta (q_{0},\epsilon ,\,\epsilon )=\{(q_{1},\$)\}}$这里的 $ 是特殊符号。

下面是识别语言 ${\displaystyle \{0^{n}1^{n}|n\geq 0\}}$ 的 PDA 的形式描述：

${\displaystyle M=(Q,\ \Sigma ,\ \Gamma ,\ \delta ,\ q_{1},\ F)}$

• ${\displaystyle Q=\{q_{1},q_{2},q_{3},q_{4}\}\,}$

• ${\displaystyle \Sigma =\{0,1\}\,}$

• ${\displaystyle \Gamma =\{0,\$\}\,}$

• ${\displaystyle F=\{q_{1},q_{4}\}\,}$

• ${\displaystyle \delta (q_{1},\epsilon ,\epsilon )=\{(q_{2},\$),(q_{1},\epsilon )\}\,}$

• ${\displaystyle \delta (q_{2},0,\epsilon )=\{(q_{2},0)\}\,}$

• ${\displaystyle \delta (q_{2},1,0)=\{(q_{3},\epsilon )\}\,}$

• ${\displaystyle \delta (q_{3},1,0)=\{(q_{3},\epsilon )\}\,}$

• ${\displaystyle \delta (q_{3},\epsilon ,\$)=\{(q_{4},\epsilon )\}\,}$

• ${\displaystyle \delta (q,w,a)=\varnothing }$ 对于任何其他状态、输入和栈符号的值。

GPDA 是在一个步骤内写入整个字符串到栈上或从栈上去除整个字符串的 PDA。

GPDA 形式定义为 6-元组 ${\displaystyle M=(Q,\ \Sigma ,\ \Gamma ,\ \delta ,\ q_{0},\ F)}$

这里的 Q, ${\displaystyle \Sigma \,}$, ${\displaystyle \Gamma \,}$, q₀ 和 F 的定义同于 PDA。

${\displaystyle \,\delta }$: ${\displaystyle Q\times \Sigma _{\epsilon }\times \Gamma ^{*}\longrightarrow {\mathcal {P}}(Q\times \Gamma ^{*})}$ 是转移函数。

GPDA 的计算规则同于 PDA，除了 a_i+1 和 b_i+1 现在是字符串而不是符号之外。

GPDA 和 PDA 是等价的，如果一个语言可被一个 PDA 识别，它也可被一个 GPDA 识别，反之亦然。

可以使用下列模拟公式化对 GPDA 和 PDA 的等价性的一个分析式证明：

设 ${\displaystyle \delta }$(q₁, w, x₁x₂...x_m) ${\displaystyle \longrightarrow }$ (q₂, y₁y₂...y_n) 是 GPDA 的转移。

这里的 q₁, q₂ ${\displaystyle \in }$ Q, w ${\displaystyle \in \Sigma _{\epsilon }\,}$, x₁x₂...x_m ${\displaystyle \in \Gamma ^{*}}$, m${\displaystyle \geq }$0, y₁y₂...y_n ${\displaystyle \in \Gamma ^{*}}$, n${\displaystyle \geq }$0。

构造 PDA 的下列转移：

${\displaystyle \delta ^{'}}$(q₁, w, x₁) ${\displaystyle \longrightarrow }$ (p₁, ${\displaystyle \epsilon }$)

${\displaystyle \delta ^{'}}$(p₁, ${\displaystyle \epsilon }$, x₂) ${\displaystyle \longrightarrow }$ (p₂, ${\displaystyle \epsilon }$)

${\displaystyle \vdots }$

${\displaystyle \delta ^{'}}$(p_m-1, ${\displaystyle \epsilon }$, x_m) ${\displaystyle \longrightarrow }$ (p_m, ${\displaystyle \epsilon }$)

${\displaystyle \delta ^{'}}$(p_m, ${\displaystyle \epsilon }$, ${\displaystyle \epsilon }$ ) ${\displaystyle \longrightarrow }$ (p_m+1, y_n)

${\displaystyle \delta ^{'}}$(p_m+1, ${\displaystyle \epsilon }$, ${\displaystyle \epsilon }$ ) ${\displaystyle \longrightarrow }$ (p_m+2, y_n-1)

${\displaystyle \vdots }$

${\displaystyle \delta ^{'}}$(p_m+n-1, ${\displaystyle \epsilon }$, ${\displaystyle \epsilon }$ ) ${\displaystyle \longrightarrow }$ (q₂, y₁)

• 堆叠结构机器
• 确定下推自动机
• 有限自动机
• 上下文无关文法

• non-deterministic pushdown automaton, on Planet Math.
• JFLAP（页面存档备份，存于），simulator for several types of automata including nondeterministic pushdown automata

• 《自动机理论、语言和计算导引》，John E. Hopcroft，Jeffery D. Ullman，徐美瑞译，洪加威校，科学出版社，1986年
• Michael Sipser. . PWS Publishing. 1997. ISBN 978-0-534-94728-6. Section 2.2: Pushdown Automata, pp.101–114.