- •1. Начальные сведения о компиляции
- •1.1 Общие сведения о языке программирования и структуре транслятора.
- •1.2 Модель анализа-синтеза компиляции
- •1.3 Понятие прохода. Однопроходные и многопроходные компиляторы
- •1.4 Фазы компилятора
- •1.5 Управление таблицей символов
- •1.6 Обнаружение ошибок и сообщение о них
- •1.7 Фазы анализа
- •2. Лексический анализ
- •2.1 Назначение лексического анализатора
- •2.2 Атрибуты лексем
- •2.3 Общие принципы построения лексических анализаторов
- •2.4 Определение границ лексем
- •2.5 Выполнение действий, связанных с лексемами
- •2.6 Практическая реализация лексических анализаторов
- •2.7 Лексические ошибки
- •2.8 Способы построения лексических анализаторов
- •3. Определение лексем
- •3.1 Строки и языки
- •3.2 Операции над языками
- •3.3 Регулярные выражения
- •3.4 Регулярные определения
- •3.5 Распознавание лексем и регулярные выражения
- •3.6 Диаграммы переходов
- •Конечные автоматы
- •3.7.1 Недетерминированные конечные автоматы
- •3.7.2 Детерминированный конечный автомат
- •Преобразования нка
- •Построение конечного автомата по регулярной грамматике
- •4. Формальные языки и грамматики
- •4.1 Цепочки символов. Операции над цепочками символов
- •4.2 Понятие языка. Формальное определение языка
- •4.3 Способы задания языков
- •4.4 Синтаксис и семантика языка
- •4.5 Особенности языков программирования
- •4.6 Понятие о грамматике языка
- •4.7 Формальное определение грамматики. Форма Бэкуса-Наура
- •4.8 Принцип рекурсии в правилах грамматики
- •Другие способы задания грамматик
- •4.10 Запись правил грамматик с использованием метасимволов
- •4.11 Запись правил грамматик в графическом виде
- •4.12 Классификация языков и грамматик
- •4.12.1 Классификация грамматик по Хомскому
- •4.12.2 Классификация языков
- •4.12.3 Примеры классификации языков и грамматик
- •4.13 Цепочки вывода. Сентенциальная форма. Вывод. Цепочки вывода
- •4.14 Сентенциальная форма грамматики. Язык, заданный грамматикой
- •4.15 Левосторонний и правосторонний выводы
- •4.16 Дерево вывода. Методы построения дерева вывода
- •5. Синтаксический анализ
- •5.1 Основные принципы работы синтаксического анализатора
- •5.2 Роль синтаксического анализатора
- •5.3 Обработка синтаксических ошибок
- •5.4 Контекстно-свободные грамматики
- •5.5 Порождение
- •Деревья разбора и приведения.
- •Неоднозначность грамматик. Устранение неоднозначности
- •5.8 Устранение левой рекурсии
- •Левая факторизация
- •Эквивалентные преобразования кс-грамматик
- •6. Нисходящий анализ
- •6.1 Анализ методом рекурсивного спуска
- •6.2 Предиктивные анализаторы
- •6.3 Нерекурсивный предиктивный анализ
- •6.4 Множества first и follow
- •6.5 Построение таблиц предиктивного анализа
- •6.6 Ll(1)-грамматики
- •7. Восходящий синтаксический анализ
- •7.1 Понятие основы
- •7.2 Стековая реализация пс-анализа
- •Стек Вход
- •Стек Вход
- •7.3 Конфликты в процессе пс-анализа
- •7.4 Синтаксический анализ приоритета операторов
- •7.4.1 Грамматики простого предшествования
- •7.4.2 Грамматики операторного предшествования
- •7.4.3 Использование отношений приоритетов операторов
- •7.4.4 Нахождение отношений приоритетов операторов
- •7.4.5 Обработка ошибок переноса/свертки
- •7.4.6 Алгоритм синтаксического анализа простого предшествования
- •7.4.7 Алгоритм синтаксического анализа приоритета операторов
- •7.5.1 Алгоритм lr-анализа
- •7.5.2 Построение таблиц slr-анализа
- •7.5.3 Операция замыкания
- •7.5.4 Операция goto
- •7.5.5 Построение множеств пунктов
- •7.5.6 Построение таблицы разбора slr-анализа
- •8. Генерация кода. Методы Генерации кода.
- •8.1 Общие принципы генерации кода.
- •8.2 Внутреннее представление программы
- •8.3 Способы внутреннего представления программ.
- •8.4 Синтаксические деревья
- •8.4.1 Дерево разбора. Преобразование дерева разбора в дерево операций
- •Трехадресный код. Типы трехадресных инструкций
- •8.6 Тетрады - многоадресный код с явно именуемым результатом
- •8.8 Косвенные триады
- •8.9 Сравнение представлений: использование косвенного обращения
- •8.10 Ассемблерный код и машинные команды
- •8.11 Обратная польская запись операций
- •8.11.1 Вычисление выражений с помощью обратной польской записи
- •9. Синтаксически управляемая трансляция
- •9.1 Синтаксически управляемые определения
- •9.2 Вид синтаксически управляемого определения
- •9.3 Синтезируемые атрибуты
- •9.4 Наследуемые атрибуты
- •9.5 Графы зависимости
- •9.6 Порядок выполнения
- •9.7 Восходящее выполнение s-атрибутных определений
- •9.7.1 Синтезируемые атрибуты в стеке синтаксического анализатора
- •9.9 Схемы трансляции
- •9.9.1 Восходящее вычисление наследуемых атрибутов.
- •9.9.2 Наследование атрибутов в стеке синтаксического анализатора
- •9.9.3 Замена наследуемых атрибутов синтезируемыми
- •9.9.4 Память для значений атрибутов во время компиляции
- •9.9.5 Назначение памяти атрибутам во время компиляции
- •9.9.6 Устранение копий
6.6 Ll(1)-грамматики
Грамматика, таблица анализа которой не имеет множественных записей, называется LL(1). Первое "L" означает просмотр входного потока слева направо, второе "L" — левое порождение, а "1"— просмотр одного символа из входного потока на каждом шаге для принятия решения о дальнейших действиях.
Для некоторых грамматик таблица разбора М может иметь несколько записей в одной ячейке таблицы. Например, если грамматика G — леворекурсивная или неоднозначная, то таблица разбора М будет иметь как минимум одну ячейку с несколькими записями.
LL(1)-грамматики имеют ряд отличительных свойств. Такая грамматика не может быть неоднозначной или леворекурсивной. Можно показать, что грамматика G является LL(1)-грамматикой тогда и только тогда, когда для любых двух различных ее продукций А→α | β выполняются следующие условия.
-
Не существует такого терминала а, для которого и α, и β порождают строку, начинающуюся c а.
-
Пустую строку может порождать только одна из продукций α или β.
-
Если β=> λ, то а не порождает ни одну строку, начинающуюся с терминала из FOLLOW(A).
Грамматика для арифметических выражений является LL(1)-грамматикой. Грамматика, моделирующая инструкции if-then-else, таковой не является.
Если таблица анализа имеет ячейки с несколькими записями, выход состоит в преобразовании грамматики, устраняющем левую рекурсию, и левой факторизации, чтобы получить грамматику, в таблице анализа которой отсутствуют ячейки с несколькими записями. К сожалению, имеются грамматики, никакие изменения которых не приведут к LL(1)-грамматике. Не существует универсальных правил, с помощью которых ячейки с несколькими записями можно превратить в однозначно определенные без воздействия на язык, распознаваемый синтаксическим анализатором.
Основная сложность в использовании предиктивного анализа состоит в написании для исходного языка такой грамматики, которая позволяет построить предиктивный синтаксический анализатор.
Вопросы
1. На каком алгоритме основана работа распознавателя для LL(1) – распознавателя?
2. Какие преобразования необходимо выполнить с грамматикой, чтобы к ней можно было применить нисходящие методы разбора?
3. Почему распознаватели с возвратами (откатами) назад не нашли широкого применения?
4. Какие грамматики является LL(k)-грамматиками?
5. Как описывается один такт работы LL(1)-анализатора?
7. Восходящий синтаксический анализ
Основной метод восходящего синтаксического анализа - синтаксический анализ типа "перенос/свертка" или сокращенно ПС-анализ. В процессе ПС-анализа дерево разбора для входной строки строится начиная с листа (снизу) и работая по направлению к корню дерева (вверх). Этот процесс можно рассматривать как свертку строки w к стартовому символу грамматики. На каждом шаге свертки некоторая подстрока, соответствующая правой части продукции, заменяется символом из левой части этой продукции, и если на каждом шаге подстроки выбираются корректно, то получается обращенное правое порождение.
Пример 18
Рассмотрим грамматику
S → аАВе
А → Abe | b
В → d
Предложение abbcde сводится к S с помощью следующих шагов:
abbcde
aAbcde
aAdle
аАВе
S
Строка abbcde сканируется слева направо в поисках подстроки, соответствующей правой части какой-либо продукции. Такими подстроками являются b и d. Выбираем крайнее слева b и заменяем его нетерминалом A, который представляет собой левую часть продукции A → b; таким образом, получаем строку aAbcde. Теперь правым частям продукций соответствуют подстроки Abc, b и d. Выбираем для замены подстроку Abc и заменяем ее нетерминалом А в соответствии с продукцией А→Аbс. В результате получаем строку aAde. Заменяя d на B, левую часть продукции В → d, получаем аABе, которая в соответствии с первой продукцией заменяется стартовым символом S. Итак, последовательность из четырех сверток позволяет привести строку abbcde к стартовому символу S. Эти сокращения представляют собой обращенное (т.е. записанное в обратном порядке) правое порождение SaABeaAdeaAbcdeabbcde.