12.6. Приклади побудови спадного розпізнавача

Приклад 1.

Побудувати спадний розпізнавач для оператора присвоювання арифметичного виразу. Арифметичний вираз містить: ідентифікатори і, :=, (, ), ;. Кількість вкладених дужок не обмежена. Приклади ланцюжків, що є операторами присвоювання:

i := і+(і+і)+(і+і);

i :=і+і;

i :=і+(і+(і+і)).

1. Будуємо правила граматики. Праву частину оператора присвоювання позначимо нетермінальним символом А. Перше правило матиме вигляд: I  i := A;. Нетермінальний символ А є списком з роздільником. Елементом списку є ідентифікатор і, а роздільником є знак «+». Окрім того, список А може бути розміщеним в дужках. Нетермінальний символ С використовуємо для рекурсії. Таким чином, маємо:

I  i := A; (1)

A  iC (2)

C  +A (3)

A  (А)C (4)

C  $. (5)

2. Визначаємо, чи містить наша граматика непродуктивні символи, а саме знайдемо правило, в правій частині якого розташовано термінальний символ або символ $. {C} – продуктивний символ. Знайдемо правила, в правій частині котрих містяться символи, що вже занесені в список. Якщо такі правила існують, то додаємо в список нетермінальні символи, які розміщені в лівій частині правила:

{C A}

{C A}

{C A I}

Таким чином, у список потрапили всі нетермінальні символи, отже непродуктивних символів немає.

3. Шукаємо недосяжні символи.

Заносимо в список початковий символ граматики {I}.

Шукаємо правило, ліва частина якого вже занесена в список. Додаємо нетермінальні символи правої частини:

{I A}

{I A C}

У список потрапили всі нетермінальні символи, отже недосяжних символів немає.

4. Дана граматика містить правила, що анулюють, та правила, права частина котрих починається з нетермінального символу, отже вона не може бути розділеною та слабко-розділеною граматикою. Визначимо належність даної граматики до LL(1)-граматики.

Аналізуючи складені нами правила, дійдемо висновку, що ліво-рекурсивних правил немає.

5. Побудуємо функцію ПЕРШ:

ПЕРШ (I  і:= A;) = {і}

ПЕРШ (A  iC) = {і}

ПЕРШ (C  +A) = {+}

ПЕРШ (A  (А)C) = {(}

ПЕРШ (C  $) = {$}.

6. Побудуємо функцію СЛІД:

Згідно першого правила СЛІД(А) ={;}. Згідно чевертого правила СЛІД(А) ={)}. Згідно другого правила СЛІД(С) = СЛІД (А). Згідно третього правила СЛІД(А) = СЛІД (С). Має місце зацикленість. Отже СЛІД(А) = СЛІД (С) = {;}  {)} = {;, )}.

7. Побудуємо множину ВИБІР. Для всіх правил, крім правила що анулює, множина ВИБІР дорівнює функції ПЕРШ. Для правила, що анулює, множина ВИБІР дорівнює функції СЛІД.

ВИБІР(I  і:= A;) = ПЕРШ (I  і:= A;) = {і}

ВИБІР(A  iC) = ПЕРШ (A  iC) = {і}

ВИБІР(C  +A) = ПЕРШ (C  +A) ={+}

ВИБІР(A  (А)C) = ПЕРШ (A  (А)C) = {(}

ВИБІР(C  $) = СЛІД(C)  {$} = СЛІД(A)  {$} = {;, )}

Дана граматика є LL(1)-граматикою, тому що для правил, які починаються з однакових нетермінальних символів, множина ВИБІР не містить однакових термінальних символів.

10. Будуємо команди магазинного автомата (розпізнавача):

1)   f(s, i, I) = (s, ;A:=) 7)    f(s, ;, ;) = (s, $)

2)    f(s, i, A) = (s, C) 8)    f(s, ), )) = (s, $)

3)   f(s, +, C) = (s, A) 9)   f(s, :=, :=) = (s, $)

4)   f(s, (, A) = (s, C)А) 10)  f(s, $, h₀) = (s, $)

5)   f*( s, ;, C) = (s, $)

6)   f*( s, ), C) = (s, $)

Кількість команд для кожного правила визначається числом елементів множини ВИБІР. Оскільки п’яте правило є правилом що анулює, то команди магазинного автомата 5 – 6 виконуються без зрушення вхідної головки. Команди 8 – 9 будуються для термінальних символів « ; », « ) » та « := », які розташовані в середині та в кінці правил. Команда 10 використовується для переходу в заключний стан.

11. Розпізнаємо ланцюжок i:=i+(i+i); відповідно до побудованих правил:

(s,i:=i+(i+i);$,h₀I) ├1

(s, :=i+(i+i);$,h₀;A:=) ├10

(s,i+(i+i);$,h₀;A) ├2

(s, +(i+i);$,h₀;C) ├3

(s, (i+i);$,h₀;A) ├4

(s,i+i);$,h₀;C)A) ├2

(s, +i);$, h₀;C)С) ├3

(s, i);$, h₀;C)A) ├2

(s, );$,h₀;С)C) ├6

(s, );$,h₀;C)) ├9

(s, ;$,h₀;C) ├5

(s, ;$,h₀;) ├8

(s,$, h₀) ├11

(s,$,$)

Ланцюжок розпізнано.

Приклад 2.

Побудувати спадний розпізнавач для оператора виведення write або writeln. Оператор може містити в дужках список ідентифікаторів і та коментарів ‘t‘. Приклади ланцюжків:

write(‘t’,і);

writeln(‘t’,і, і);

write(і, і).

1. Будуємо правила граматики. Нетермінальним символом А позначимо частину ланцюжка яка знаходиться після термінальних символів write або writeln. Нетермінальним символом В позначимо список операторів і та коментарів ‘t‘ з роздільником «,». Нетермінальний символ С використаємо для рекурсії.

I  write A; (1)

I  writeln A; (2)

A  (B) (3)

A  $ (4)

B  ’t’C (5)

B  iC (6)

C  , B (7)

C  $ (8)

2. Дана граматика не містить марних символів та ліворекурсивних правил.

3. Дана граматика містить правила, що анулюють, та правила, права частина яких починається з нетермінального символу, отже, вона не може бути розділеною та слабко-розділеною граматикою. Визначимо належність даної граматики до LL(1)-граматики.

ВИБІР(I  write A;) = ПЕРШ(I  write A;) = {write}

ВИБІР(I  writelnA;) = ПЕРШ(I  writelnA;) = {writeln}

ВИБІР(A  (B)) = ПЕРШ (A  (B)) = {(}

ВИБІР(A  $) = СЛІД(А) = {$,;}

ВИБІР(B  ’t’C) = ПЕРШ (B  ’t’C) = {‘}

ВИБІР(B  iC) = ПЕРШ(B  iC) = {i}

ВИБІР(C  , B) = ПЕРШ(C  , B) = {,}

ВИБІР(C  $) = СЛІД(С) = СЛІД(В) = {),$}

Дана граматика є LL(1)-граматикою, тому що множина ВИБІР для правил, які починаються з однакових лівих нетермінальних символів, не містить однакових термінальних символів.

4. Будуємо команди розпізнавача:

1)    f (s, write, I) = (s, h₀;A)

2)    f (s, writeln, I) = (s, h₀;A)

3)    f (s, (, A) = (s, h₀)B)

4)    f ^*(s, ; , A) = (s, $)

5)    f ^*(s, $, A) = (s, $)

6)    f (s, ‘, B) = (s, C’t)

7)    f (s, i, B) = (s, C)

8)    f (s, , , C) = (s, B)

9)     f *(s, ),C) = (s, $)

10)    f *(s, $, C) = (s, $)

11)    f (s, ; , ;) = (s, $)

12)    f (s, ) , )) = (s, $)

13)    f (s, ’, ‘) = (s, $)

14)    f (s, t, t) = (s, $)

15)    f (s, $, h₀) = ($, $)

5. Розпізнаємо заданий ланцюжок:

(s, writeln(‘t’,і, і);$ h0I) ├1

(s, (‘t’,і,і);$ h0;A) ├3

(s, ‘t’,і,і); $ h0;)B) ├6

(s, t’,і,і);$ h0;)C’t) ├14

(s, ’,і,і);$ h0;)C’) ├13

(s, ,і,і);$ h0;)C) ├8

(s, і,і);$ h0;)B) ├7

(s, ,і);$ h0;)C) ├8

(s, і);$, h0;)B) ├7

(s, );$, h0;)C) ├9

(s, );$, h0;) ) ├12

(s, ; $, h0;) ├11

(s, $, h0) ├15

($, $, $)

Ланцюжок розпізнано.

Контрольні запитання

1. Як працює спадний розпізнавач?

2. Яка граматика називається розділеною або простою?

3. Які типи команд розпізнавача можуть бути зіставлені з кожним правилом граматики?

4. Яка граматика називається слабкорозділеною?

5. Як будується функція ПЕРШ(µ)?

6. Як будується функція СЛІД(µ)?

7. Як будується множина ВИБІР(B µ)?

8. Які граматики називаються LL(K)–граматиками?

9. Як будуються команди розпізнавача для LL(K)–граматик?

10. Побудувати спадний розпізнавач для фрагмента програми, яка описує список змінних цілого і символьного типів.

171