| Реферат на тему:
Побудова алгоритму LA(1)-аналізу
1. Правила побудови
Нехай G
=(X
, N
, P
, S
) – LA(1)-граматика без e -правил, можливо, розширена. Опишемо побудову програми синтаксичного аналізу слів мови L
(G
). Програма буде містити процедури, іменами яких є відповідні їм нетермінали граматики.
Процедура, відповідна нетерміналу A
, описує аналіз ланцюжків, вивідних із A
. Цими ланцюжками є слова мови або їхні підслова. Алгоритм процедури такий. Нехай A
®
w
1
|…|wk
– усі продукції з нетерміналом A
ліворуч, a
1
a
2
…an
– ланцюжок, початок якого треба виводити з A
. Спочатку визначається, якій із множин first(w
1
), … , first(wk
) належить символ a
1
. Нехай нею буде first(w
1
), і в найпростішому випадку w
1
=Y
1
Y
2
…Ym
, де Yi
– термінал або нетермінал. Початок ланцюжка має виводитися з Y
1
.
Якщо Y
1
– термінал, то перевіряється рівність a
1
=Y
1
.
Якщо Y
1
– нетермінал, то з a
1
починається частина слова, вивідна з Y
1
, і для аналізу початку ланцюжка a
1
a
2
… викликається процедура Y
1
.
В обох випадках, після перевірки рівності або повернення з виклику Y
1
, за деякого j
³
2 початок непроаналізованої частини ланцюжка aj
aj
+1
… повинен виводитися з Y
2
тощо. Перший символ непроаналізованої частини ланцюжка називатимемо поточним
.
Отже, за правими частинами wi
продукцій будуються фрагменти процедури A
; вони виконуються, коли поточний символ ланцюжка міститься у відповідній множині first ( wi
).
Зробимо уточнення програми та правил побудови процедур. Нехай w
– слово, що аналізується, ch – його поточний символ, функція getc задає добування наступного символу слова, змінна finch позначає спеціальний символ, що повертається функцією getc після закінчення слова w
. Нехай ok – бульова змінна, що є ознакою належності w
Î
L
(G
), а процедура error задає присвоювання ok:=false
. Тілом програми є
begin
ok := true
;
ch := getc;
S; { виклик процедури, відповідної }
{ головному нетерміналу }
writeln ( (ch = finch) and
ok )
end
.
Нехай A
є нетерміналом із продукціями A
®
w
1
|…|wk
, а S
1
,…, Sk
позначають множини first(w
1
),…,first(wk
), які не перетинаються. За таких умов тілом процедури A
є складений оператор
begin
if
ch in
S1
then
оператор-для-w1
else
…
if
ch in
Sk
then
оператор-для-wk
else
error
end
Зокрема, якщо Si
містить лише один символ x
, то замість умови chin
Si
можна записати ch = x
.
Праві частини розширених граматик є виразами, складеними з послідовностей символів алфавіту X
і метасимволів, якими є дужки (), [], {} та символи |. Розглянемо праву частину v
розширеного правила як послідовність виразів Y
1
… Yk
, в якій Yi
є або символом з X
È
N
, або виразом вигляду (u
), [u
], чи {u
}, що не міститься всередині інших дужок, де u
– послідовність нетерміналів, терміналів и дужок. За правою частиною v
будується складений оператор із послідовністю операторів, відповідних до Y
1
,…,Yk
. Нехай Y
позначає один із виразів Y
1
,…,Yk
. Відповідний оператор визначається виглядом Y
за наступними правилами.
· Якщо Y
є першим терміналом Y
1
, то оператором є
ch:=getc.
· Якщо Y
є терміналом, але не першим у ланцюжку v
, то оператор має вигляд
if
ch = Y
then
ch:=getc else
error,
тобто треба перевірити збігання поточного символу з Y
та перейти до наступного символу.
· Якщо Y
є нетерміналом, то оператором є виклик процедури
Y.
· Якщо Y
має вигляд (u
1
|…|um
) і Ti
позначає first(ui
) при i
=1,…,m
, то треба визначити, до якої з множин Ti
належить поточний символ, і виконати оператор, відповідний до ui
:
if
ch in
T
1
then
оператор-для-u1
else
…
if
ch in
Tm
then
оператор-для-um
else
error.
· Якщо Y
має вигляд [u
], T
=first(u
), то за виконання умови chÎ T
треба виконати оператор, відповідний до u
:
if
ch in
T
then
оператор-для-u
.
· Якщо Y
має вигляд {u
}, T
=first(u
), то за виконання умови chÎ T
треба повторювати виконання оператора, відповідного до u
:
while
ch in
T do
оператор-для-u
.
Зокрема, коли ланцюжок u
починається терміналом, тобто u
=xu
1
, де x
Î
X
, то цикл має вигляд
while
ch = x
do
begin
ch := getc;
оператор-для-u1
end
.
Оператори, відповідні до u
, u
1
, … , um
, записуються за цими ж правилами.
2. Побудова аналізатора арифметичних виразів
Розширена LA(1)-граматика G
01
із продукціями E
®
T
{+T
}, T
®
F
{*F
}, F
®
(E
)|a
породжує мову арифметичних виразів. Згідно з наведеними правилами запишемо процедури E, T, F:
procedure
E;
begin
T;
while
ch = '+' do
begin
ch := getc; T end
end
;
procedure
T;
begin
F;
while
ch = '*' do
begin
ch := getc; F end
end
;
procedure
F;
begin
if
ch = '(' then
begin
ch := getc; E;
if
ch = ')' then
ch := getc
else
error
end
else
if
ch = 'a' then
ch := getc
else
error
end
Побудовані процедури взаємно рекурсивні
: тіло E містить виклики процедури T, тіло T – виклики F, а тіло F – виклики E. У мові Паскаль кожне ім'я повинно бути означеним вище від його вживання, тому незрозуміло, в якій послідовності треба записати процедури E, T, F. У таких випадках використовують конструкцію forward
.
Якщо в програмі є взаємно рекурсивні підпрограми, то за правилами мови Паскаль спочатку в блоці охоплюючої їх програми (підпрограми) записуються лише
заголовки
кількох із них (зокрема, однієї), а замість їх блоків пишеться слово forward
, тобто, "попереду". Решту підпрограм розміщують так, щоб вони містили виклики підпрограм, чиї заголовки (разом із блоком чи словом forward
) уже записано вище. Підпрограми, записані спочатку без блоку, розміщаються в кінці зі скороченим заголовком
вигляду
procedure
<ім'я>; або function
<ім'я>.
Список параметрів, дужки й тип функції в скороченому заголовку відсутні
. У даному прикладі процедури E, T, F не мають параметрів, тому скорочені заголовки не відрізняються від повних.
Запишемо програму аналізу арифметичних виразів, вважаючи, що вираз набирається на клавіатурі, а читання його символів задається процедурою getc із модуля Inbuf (розділ 20):
program
Aexan ( input, output );
uses
Inbuf;
var
ch : char;
ok : boolean;
procedure
error;
begin
ok := false; ch := finch end
;
procedure
E; { тут повний заголовок }
forward
;
procedure
F;
… E … { виклик процедури E }
end
;
procedure
T;
… F … { виклик процедури F }
end
;
procedure
E; { тут скорочений заголовок }
… T … { виклик процедури T }
end
;
begin
ok := true
; ch := getc;
E; { виклик процедури, відповідної до }
{ головного нетермінала }
writeln ( (ch = finch) and
ok )
end
.
Як бачимо, всі виклики посилаються на процедури, чиї імена вже означено раніше.
Уживання взаємно рекурсивних підпрограм інколи називається непрямою рекурсією
.
|
