ω -Automaten Swen Jacobs Seminar: Logische Aspekte von XML (SS 2003) Betreuer: Tim Priesnitz Universität des Saarlandes - Programming Systems Lab - Gert Smolka

ω-Automaten und S1S x. (P a (x) y. x<y P b (y)) charakterisierende Formel b a a b Büchi-Automat A (a*b + ) ω Sprache L(A)

Überblick ω -Wortautomaten Büchi-Automaten und S1S Verhältnis WS1S und S1S ω -Baumautomaten Muller-Baumautomaten und S2S

Korrespondenz zwischen Büchi und S1S [Büchi62] Jeder Büchi-Automat besitzt eine charakteristische S1S-Formel Zu jeder S1S-Formel gibt es einen entsprechenden Büchi-Automaten Jede S1S-Formel über ω-Wörtern ist äquivalent zu einer WS1S-Formel

Endliche Automaten über ω-Strings Neue Akzeptanzbedingungen über ω-Läufen: Infinity Set In(ρ)={q Q| ω i: ρ(i)=q} Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i

Endliche Automaten über ω-Strings Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i Neue Akzeptanzbedingungen über ω-Läufen: Infinity Set In(ρ)={q Q| ω i: ρ(i)=q} sim

Endliche Automaten über ω-Strings Neue Akzeptanzbedingungen über ω-Läufen: Infinity Set In(ρ)={q Q| ω i: ρ(i)=q} Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i sim

Endliche Automaten über ω-Strings Neue Akzeptanzbedingungen über ω-Läufen: Infinity Set In(ρ)={q Q| ω i: ρ(i)=q} Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i sim

Endliche Automaten über ω-Strings Neue Akzeptanzbedingungen über ω-Läufen: Infinity Set In(ρ)={q Q| ω i: ρ(i)=q} Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i sim

Endliche Automaten über ω-Strings Neue Akzeptanzbedingungen über ω-Läufen: Infinity Set In(ρ)={q Q| ω i: ρ(i)=q} Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i

Büchi: F = {q b } Muller: F = {{q b },Q} Rabin: Ω = {(Ø,{q b })} Strett: Ω = {({q b },Q)} Beispiel: Verschiedene Akzeptanzbedingungen b a a b ω-Wortautomat für (a*b + ) ω qbqb qaqa

Deterministische Büchi- Automaten sind schwächer Charakteristische Sprache (a b)*a ω Es gibt keinen deterministischen Büchi- Automaten, der diese Sprache erkennt a,b a a b

ω-reguläre Ausdrücke u·v ω, u,v reguläre Ausdrücke, v ε Erweiterung auf Sprachen: U·V ω (wobei U,V reguläre Sprachen, V ) ω-reguläre Sprachen sind Büchi-erkennbar [Büchi62]

Korrespondenz zwischen Büchi und S1S [Büchi62] Erfordert Abgeschlossenheit von Büchi-Automaten: –Schnitt –Vereinigung –Komplement –Projektion –Zylindrifikation

Korrespondenz zwischen Büchi und S1S [Büchi62] Erfordert Abgeschlossenheit von Büchi-Automaten: –Schnitt –Vereinigung –Komplement schwer –Projektion –Zylindrifikation

Komplementbildung bei Büchi-Automaten Lösung: –Determinsiere auf einem Umweg über Muller-Automaten [McNaughton66] mittels Safras Construction [Safra88] –Bilde dann das Komplement (leicht) –Gehe zurück zu Büchi-Automat

Determinisierung von Büchi-Automaten Klassische Teilmengenkonstruktion unzureichend: {q 1 }{q 1,q 2 }{q 1,q 2,q 3 } {q 1,q 3 } a,b a q1q1 q2q2 q3q3 Büchi-Automat zugehörige Teilmengenkonstruktion aa b b a a b

Safras Construction [Safra88] Safra-Bäume bilden Makrozustände: {q 1 } a,b a q1q1 q2q2 q3q3 Büchi-Automat {q 1,q 2 }{q 1,q 2,q 3 } {q 3 } {q 1,q 3 } {q 3 } a b b b b a a a Komplexität: 2 O(n·log(n))

Baumautomaten über ω-Bäumen Akzeptanzbedingungen auf jedem Pfad des Laufs: Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i

Baumautomaten über ω-Bäumen Akzeptanzbedingungen auf jedem Pfad des Laufs: Det. Büchi [Büchi62] In(ρ) F, F Q Nichtdet. BüchiIn(ρ) F, F Q Muller [Muller63] In(ρ) F, F 2 Q Rabin [Rabin69, Rabin72] In(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Rabin ChainIn(ρ) E i = In(ρ) F i für ein i Streett [Streett82] In(ρ) E i In(ρ) F i = für alle i

Beispiel: ω-Baumautomat Q={q a,q b } I={q a } Δ= {(q a,a,q a,q a ), (q a,b,q b,q b ), (q b,a,q a,q a ),(q b,b,q b,q b )} Büchi: F={q a } Muller: F={{q a },{q a,q b }} Rabin: Ω={(Ø,{q a })} Streett: Ω = {({q a },Q)} a b a a a a b bbbbba a a qaqa qaqa qaqa qaqa qaqa qaqa qaqa qaqa qaqa qaqa qaqa qbqb qbqb qbqb qbqb Input-Baum T Lauf des Automaten auf T

Büchi-Baumautomaten sind schwächer Betrachte das Komplement der Beispielsprache: Muller: F={{q b }} Rabin: Ω={({q a },{q b })} oder Ω={({q a },Q)} Streett: Ω = {({q b },Q)} Büchi: nicht möglich!

Korrespondenz zwischen S2S und ω-Baumautomaten Erfordert Abgeschlossenheit von Muller-Baumautomaten: –Schnitt –Vereinigung –Komplement –Projektion –Zylindrifikation

Erfordert Abgeschlossenheit von Muller-Baumautomaten: –Schnitt –Vereinigung –Komplement schwer, mittels Spieltheorie –Projektion –Zylindrifikation Korrespondenz zwischen S2S und ω-Baumautomaten

Referenzen [Finkb02] B. Finkbeiner. Vorlesung Automata, Games & Verification, WS 2002/03. [Thomas96] W. Thomas. Languages, Automata, and Logic. Technischer Report für die Univ. Kiel, 1969, pp [Büchi62] J.R. Büchi. On a decision method in restricted second-order arithmetic. Proc Int. Congr. For Logic, Methodology and Philosophy of Science. Stanford Universal Press, Stanford 1962, pp [Muller63] D.E. Muller. Infinite sequences and finite machines. Proc. 4th IEEE Symp. On switching Circuit Theory and Logic Design, 1963, pp [Rabin69] M.O. Rabin. Decidability of second-order theories and automata on infinite trees. Trans. Amer. Math. Soc. 141 (1969), pp [Rabin72] M.O. Rabin. Automata on infinite objects and Churchs problem. Amer. Math. Soc., Providence, RI, [Safra88] S. Safra. On the complexity of ω-automata. Proc. 29th IEEE Symp. on Foundations of Computer Science, 1988, pp