- •Содержание
- •1 Формальные языки и грамматики
- •1.1 Основные понятия теории формальных языков
- •Определение Цепочка, которая не содержит ни одного символа, называется пустой цепочкой и обозначается .
- •1.2 Способы задания языков
- •1.2.1 Формальные грамматики
- •1.2.1.1 Определение формальной грамматики
- •Определение Цепочка (vtvn)* выводима из цепочки в грамматике(обозначается*), если существует последовательность цепочек (n0) такая, что .
- •1.2.1.3 Эквивалентность грамматик
- •1.2.2 Формы Бэкуса - Наура
- •1.2.3 Диаграммы Вирта
- •1.2.5 Механизмы распознавания языков
- •1.2.5.1 Определение распознавателя
- •1.2.5.2 Схема работы распознавателя
- •1.2.5.3 Классификация распознавателей
- •2 Регулярные грамматики и языки
- •2.1 Регулярные выражения
- •2.2 Лемма о разрастании языка
- •2.3 Конечные автоматы
- •2.3.1 Определение конечного автомата
- •2.3.2 Распознавание строк конечным автоматом
- •Существуют следующие способы представления функции переходов: - командный способ.Каждую команду ка записывают в форме , где.
- •2.3.3 Преобразование конечных автоматов
- •2.3.3.1 Преобразование конечного автомата к детерминированному виду
- •Алгоритм Преобразование нка в дка
- •2.3.3.2 Минимизация конечного автомата
- •2.3.3.2.1 Устранение недостижимых состояний ка
- •2.3.3.2.2 Объединение эквивалентных состояний ка Алгоритм Объединение эквивалентных состояний ка
- •2.4 Взаимосвязь способов определения грамматик
- •2.4.1 Построение ка по регулярной грамматике
- •Выход:ка.
- •3 Контекстно-свободные языки и грамматики
- •3.1 Задача разбора
- •3.1.1 Вывод цепочек
- •Определение Цепочка (vtvn)* выводима из цепочки в грамматике(обозначается*), если существует последовательность цепочек (n0) такая, что .
- •3.1.2 Дерево разбора
- •3.1.2.1 Нисходящее дерево разбора
- •3.1.2.2 Восходящее дерево разбора
- •3.1.3 Однозначность грамматик
- •3.2 Преобразование кс-грамматик
- •3.2.1 Проверка существования языка грамматики
- •3.2.2 Устранение недостижимых символов
- •Алгоритм Устранение нетерминалов, не порождающих терминальных строк Вход: кс-грамматика.
- •Алгоритм Устранение недостижимых символов Вход: кс-грамматика.
- •Определим множество достижимых символов z грамматики g, т.Е. Множество
- •3.2.3 Устранение -правил Алгоритм Устранение -правил Вход: кс-грамматика.
- •3.2.4 Устранение цепных правил Алгоритм Устранение цепных правил Вход: кс-грамматика.
- •3.2.5 Левая факторизация правил Алгоритм Устранение левой факторизации правил Вход: кс-грамматика.
- •3.2.6 Устранение прямой левой рекурсии Алгоритм Устранение прямой левой рекурсии Вход: кс-грамматика.
- •3.3 Автомат с магазинной памятью
- •3.3.1 Определение мп-автомата
- •3.3.2 Разновидности мп-автоматов
- •3.3.3 Взаимосвязь мп-автоматов и кс-грамматик
- •3.3.3.1 Построение мп-автомата по кс-грамматике
- •3.3.3.2 Построение расширенного мп-автомата по кс-грамматике
- •3.4 Нисходящие распознаватели языков
- •3.4.1 Рекурсивный спуск
- •3.4.1.1 Сущность метода
- •3.4.1.2 Достаточные условия применимости метода рекурсивного спуска
- •3.4.2 Распознаватели ll(k)-грамматик
- •3.4.2.1 Определение ll(k)-грамматики
- •3.4.2.2 Необходимое и достаточное условие ll(1)-грамматики
- •3.4.2.3 Построение множества first(1, a)
- •3.4.2.4 Построение множества follow(1, a)
- •3.4.2.5 Алгоритм «сдвиг-свертка» для ll(1)-грамматик
- •Шаг 6. Получили следующую цепочку вывода:
- •3.5.1.1.2 Поиск основы сентенции грамматики
- •3.5.1.1.3 Построение множеств l(a) и r(a)
- •3.5.1.1.5 Алгоритм «сдвиг - свертка» для грамматик простого предшествования
- •Шаг 3. Функционирование распознавателя для цепочки (((aa)a)a) показано в таблице 3.9.
- •3.5.1.2 Грамматика операторного предшествования
- •3.5.1.2.1 Определение грамматики операторного предшествования
- •3.5.1.2.2 Построение множеств Lt(a) и Rt(a)
- •3.5.1.2.4 Алгоритм «сдвиг-свертка» для грамматики операторного предшествования
- •3.5.2 Распознаватели lr(k)-грамматик
- •3.6 Соотношение классов кс-грамматик и кс-языков
- •3.6.1 Соотношение классов кс-грамматик
- •3.6.2 Соотношение классов кс-языков
- •4 Принципы построения языка
- •4.1 Лексика, синтаксис и семантика языка
- •4.2 Определение транслятора, компилятора, интерпретатора и ассемблера.
- •4.3 Общая схема работы компилятора
- •4.4 Лексический анализ
- •4.4.1 Задачи лексического анализа
- •4.4.2 Диаграмма состояний с действиями
- •4.4.3 Функция scanner
- •4.5 Синтаксический анализатор программы
- •4.5.1 Задача синтаксического анализатора
- •4.5.2 Нисходящий синтаксический анализ
- •Теорема Достаточные условия применимости метода рекурсивного спуска
- •4.6 Семантический анализ программы
- •4.6.1 Обработка описаний
- •4.6.2 Анализ выражений
- •4.6.3 Проверка правильности операторов
- •4.7 Генерация кода
- •4.7.1 Формы внутреннего представления программы
- •4.7.1.1 Тетрады
- •4.7.1.2 Триады
- •4.7.1.3 Синтаксические деревья
- •4.7.1.4 Польская инверсная запись
- •Составной оператор begin s1; s2;...; Sn end в полиЗе записывается как s1 s2... Sn.
- •4.7.1.5 Ассемблерный код и машинные команды
- •4.7.2 Преобразование дерева операций в код на языке ассемблера
- •4.8 Оптимизация кода
- •4.8.1 Сущность оптимизации кода
- •4.8.2 Критерии эффективности результирующей программы
- •4.8.3 Методы оптимизации кода
- •4.8.4 Оптимизация линейных участков программ
- •4.8.4.1 Свертка объектного кода
- •4.8.4.2 Исключение лишних операций
- •4.8.5 Оптимизация логических выражений
- •4.8.6 Оптимизация циклов
- •4.8.7 Оптимизация вызовов процедур и функций
- •4.8.9 Машинно-зависимые методы оптимизации
- •4.8.9.1 Распределение регистров процессора
- •4.8.9.2 Оптимизация кода для процессоров, допускающих распараллеливание вычислений
- •5 Формальные методы описания перевода
- •5.1 Синтаксически управляемый перевод
- •5.1.1 Схемы компиляции
- •5.1.4 Практическое применение су-схем
- •5.2 Транслирующие грамматики
- •5.2.1 Понятие т-грамматики
- •5.3 Атрибутные транслирующие грамматики
- •5.3.1 Синтезируемые и наследуемые атрибуты
- •5.3.2 Определение и свойства ат-грамматики
- •5.3.3 Формирование ат-грамматики
- •Решение
Шаг 6. Получили следующую цепочку вывода:
STR(S)R(TR)R(aR)R(a+TR)R(a+(S)R)R(a+(TR)R)R
(a+(bR)R)R(a+(b-TR)R)R(a+(b-aR)R)R(a+(b-a)R)R(a+(b-a))R
(a+(b-a)).
Рисунок 3.3 – Дерево вывода для цепочки (a+(b-a)) в грамматике G
3.5 Восходящие распознаватели языков
3.5.1 Грамматики предшествования
3.5.1.1 Грамматики простого предшествования
3.5.1.1.1 Определение грамматики простого предшествования
Определение Приведенная КС-грамматика G (VN, VT, P, S) называется грамматикой простого предшествования, если выполняются следующие условия.
1) Для каждой упорядоченной пары терминальных и нетерминальных символов выполняется не более чем одно из трех отношений предшествования:
а) Bi = Bj ( Bi, Bj V), если и только если существует правило AxBiBjy P, где x, y V*;
б) Bi < Bj ( Bi, Bj V), если и только если существует правило AxBiDy P и вывод D*Bjz, где A, D VN, x, y, z V*;
в) Bi > Bj ( Bi, Bj V), если и только если существует правило AxCBjy и вывод С*zBi или существует правило AxCDy P и вывод С*zBi и D*Bjw, где A, C, D VN, x, y, z, w V*.
2) Различные правила в грамматике имеют разные правые части.
Определение Отношения =, <, > называют отношениями простого предшествования для символов грамматики.
В основе распознавателя для грамматик простого предшествования лежит правосторонний разбор строки языка. Исходной сентенциальной формой является заданная строка языка, а целевой – начальный символ грамматики. На каждом шаге разбора в исходной цепочке символов пытаются выделить подцепочку, совпадающую с правой частью некоторого правила вывода грамматики, и заменить ее нетерминалом, стоящим в левой части этого правила. Данная операция называется сверткой к нетерминалу, а заменяемая подстрока – основой сентенции. Описанный процесс разбора соответствует построению дерева вывода цепочки снизу вверх (от листьев к корню).
Метод предшествования основан на том факте, что отношения между двумя соседними символами распознаваемой строки соответствуют трем следующим вариантам:
Bi = Bi+1, если символы Bi и Bi+1 принадлежат основе;
Bi < Bi+1, если Bi+1 – крайний левый символ некоторой основы;
Bi > Bi+1, если Bi – крайний правый символ некоторой основы.
3.5.1.1.2 Поиск основы сентенции грамматики
Если грамматика является грамматикой простого предшествования, то для поиска основы каждой ее сентенции надо просматривать элементы сентенции слева направо и найти самую левую пару символов xj и xj+1, такую что xj>xj+1. Окончанием основы сентенции будет xj. Далее просматривать элементы сентенции справа налево, начиная с символа xj до тех пор, пока не будет найдена самая правая пара символов xi-1 и xi, такая что xi-1 < xi. Заголовком основы будет символ xi. Таким образом, будет найдена основа сентенции, имеющая вид xi xi+1…xj-1 xj. Схема поиска основы сентенции грамматики представлена на рисунке 3.4.
x1 |
x2 |
… |
xi-1 |
xi |
xi+1 |
… |
xj-1 |
xj |
xj+1 |
… |
xn |
<… <=… = >…>
Рисунок 3.4 – Схема поиска основы сентенции грамматики
На основе отношений предшествования строят матрицу предшествования грамматики. Строки и столбцы матрицы предшествования помечаются символами грамматики. Пустые клетки матрицы указывают на то, что данные символы не связаны отношением предшествования.
Определение Построение матрицы предшествования основано на двух вспомогательных множествах, определяемых следующим образом:
L(A) = {X | A*Xz}, AVN, XV, zV* - множество крайних левых символов относительно нетерминального символа А;
R(A) = {X | A*zX}, AVN, XV, zV* - множество крайних правых символов относительно нетерминального символа А.
Определение Отношения предшествования можно определить с помощью введенных множеств следующим образом:
Bi = Bj ( Bi, Bj V), если и только если существует правило AxBiBjy P, где AVN, x, y V*;
Bi < Bj ( Bi, Bj V), если и только если существует правило AxBiDyP и Bj L(D), где A, D VN, x, y V*;
Bi > Bj ( Bi, Bj V), если и только если существует правило AxCBjy и Bi R(C) или существует правило AxCDy P и Bi R(C), BjL(D), где A, C, D VN, x, y V*.
Матрицу предшествования дополняют символами н и к (начало и конец цепочки). Для них определены следующие отношения предшествования:
н < X, X V, если X L(S);
к > X, X V, если X R(S).