Классическая теория компиляторов
 Скачать 1.25 Mb.
|
|
ОК-ГРАММАТИКИ Несмотря на кажущуюся общность КСГ, при описании естественно- подобных языков существуют ограничения, связанные с различного рода бесконтекстными согласованиями (рода, падежа, числа и т.п.). Для решения проблемы подобных согласований можно ввести еще одну разновидность грамматик – грамматики определенных клауз. Их особенностью является наличие контекстуальных аргументов. Рассмотрим, каким образом может осуществляться согласование родов. Допустим, у нас есть группа существительных (ГС), состоящая из местоимения (Мест), прилагательного (Прил) и существительного (Сущ). Тогда определение ГС, учитывающее согласование родов, может выглядеть так: Гс Мест(k), Прил(k), Сущ(k), ГС 41 При этом k является контекстуальным аргументом, отвечающим за согласование родов. Этот аргумент является логической переменной: Мест(муж) этот Мест(жен) эта Прил(муж) второй Прил(жен) вторая Сущ(жен) строка Сущ(муж) пароль и т.д. На Прологе введение контекстуального аргумента выглядит так: mest(“муж”, ”этот”). pril ("жен", "вторая"). и т.п. СИНТАКСИЧЕСКИ УПРАВЛЯЕМЫЙ ПЕРЕВОД До сих пор мы занимались лишь проблемами анализа – лексического и синтаксического. Настало время решать и основную нашу задачу – задачу синтеза. Выше уже упоминалось о том, что обычно эти две задачи решаются одновременно. Посмотрим, как это происходит. Рассмотрим еще раз грамматику арифметического выражения. S E E T E E+T T F T T*F F a F (E) где E-выражение, T-терм, F-формула, a-идентификатор. Наша первая задача состоит в том, чтобы проанализировать входную фразу и понять, является ли она синтаксически правильной. Для этого можно заняться простым перебором возможных вариантов применения наших правил грамматики, начиная с самого верхнего (начального) символа S. И перебирать варианты мы будем до тех пор, пока не получится фраза, состоящая только из терминальных символов. Это – так называемый левый вывод цепочки. 42 Например, пусть дана фраза: a+a*a. Воспользовавшись данной грамматикой, получим следующую цепочку вывода: SEE+TE+T*FT+T*FF+F*Fa+a*a Следовательно, эта фраза принадлежит нашему языку. Но кроме того, нам хотелось бы, помимо анализа, сделать еще что-нибудь полезное. Например, сформировать попутно какую-нибудь внутреннюю форму представления этой фразы (коли она является корректной). Для этого можно использовать следующий прием: применение каждого правила грамматики будет вызывать выполнение той или иной семантической процедуры. Именно в этом заключается основная идея синтаксически управляемого перевода. Рассмотрим схему перевода, отображающего арифметические выражения из языка L(G 0 ) в соответствующие постфиксные польские записи. Судя по определению постфиксной формы записи, правилу EE+T соответствует элемент перевода E=ET+ (Выражению E+T в польской форме соответствует запись ET+). Строго говоря, элемент перевода E=ET+ означает, что перевод, порождаемый символом E, стоящим в левой части правила, получается из перевода, порождаемого символом E, стоящим в правой части правила, за которым идут перевод, порожденный символом T, и знак +. Рассуждая подобным образом, получим в результате следующую схему перевода: Правило Элемент перевода EE+T E = ET+ ET E = T TT*F T = TF* TF T = F F(E) F = E Fa F = a Определим выход, соответствующий входу a+a*a. Для этого сначала по правилам схемы перевода найдем левый вывод цепочки a+a*a из S. Затем вычислим соответствующую последовательность выводимых пар цепочек. При этом будем дописывать справа от полученной последовательности результат применения соответствующего элемента перевода: (E,E) (E+T, ET+) (T+T, TF+) (F+T, FT+) (a+T, aT+) (a+T*F, aTF*+) 43 (a+F*F, aFF*+) (a+a*F, aaF*+) (a+a*a, aaa*+). Каждая выходная цепочка этой последовательности получается из предыдущей выходной цепочки заменой подходящего нетерминала правой частью элемента перевода, присоединенного к правилу, примененному при выводе соответствующей входной цепочки. Перевод инфиксной формы записи в польскую Схема перевода, рассмотренная выше, является сугубо "прологовской" и с практической точки зрения она малопригодна в силу крайне малой эффективности – основная проблема заключается в необходимости перебора возможных вариантов применения правил. Для практических нужд более эффективным является следующий метод. Основная идея остается прежней – применение каждого правила грамматики влечет выполнение некоторых действий. Эти действия мы будем называть семантическими программами или процедурами. Пусть задана следующая грамматика арифметического выражения (обратите внимание на то, что она является более расширенной по сравнению с предыдущими вариантами. Здесь появился даже унарный минус!) Z ::= E E ::= T | E+T | E-T | -T T ::= F | T*F | T/F F ::= a | (E) Запишем схему перевода в следующем виде: № Правило Семантическая программа 1 Z ::= E нет ( * ) 2 E ::= T нет ( ** ) 3 E ::= E+T Push('+') ( ** ) 4 E ::= E-T Push('-') ( ** ) 5 E ::= -T Push('@') 6 T ::= F Нет 7 T ::= T*F Push('*') 8 T ::= T/F Push('/') 9 F ::= a Push(a) 10 F ::= (E) Нет 44 Это – явно более приближенный к практическому воплощению вариант. Здесь семантическая процедура Push(X) добавляет в конец выходной цепочки символ X. При этом надо сделать следующие замечания: Правило (1) применимо, если R=# (символ # означает конец анализируемой последовательности); правила (2), (3), (4) применимы, если в R содержится '+', '-', '#' или ')'. Итак, для того, чтобы реализовать алгоритм разбора без полного перебора возможных вариантов применимости правил, нам потребуется стек S и переменная R, которая будет хранить очередной считываемый символ. Алгоритм СУ-перевода выглядит так: сначала в стек S заносится символ #. Далее к содержимому стека мы пробуем применить какое-либо правило из списка. Если ни одно из правил не срабатывает, то в стек заносится очередной символ анализируемой входной последовательности. Проще всего изобразить процедуру разбора на конкретном примере, а сам процесс изобразить в виде некоторой таблицы (в столбце k ... мы будем записывать остаток входной цепочки символов). Рассмотрим разбор выражения "a*(b+c)#": Стек S R k Номер правила Польская цепочка # a *(b+c)# #a * (b+c)# 9 a #F * (b+c)# 6 a #T * (b+c)# a #T* ( b+c)# a #T*( b +c)# a #T*(b + c)# 9 ab #T*(F + c)# 6 ab #T*(T + c)# 2 ab #T*(E + c)# ab #T*(E+ c )# ab #T*(E+c ) # 9 abc #T*(E+F ) # 6 abc #T*(E+T ) # 3 abc+ #T*(E ) # abc+ #T*(E) # 10 abc+ #T*F # 7 abc+* #T # 2 abc+* #E # 1 abc+* #Z # STOP abc+* 45 Признак нормального окончания работы алгоритма: когда в стеке остался единственный символ Z, а текущим символом является ‘#’- символ конца входной последовательности, то мы считаем, что процедура синтаксического анализа завершена успешно. В противном случае (если в стеке есть другие символы) фраза построена неверно. Основной недостаток синтаксически-управляемого перевода (как, впрочем, и всех механизмов, основанных на применении грамматик в явном виде) заключается в том, что фактически мы имеем дело с полным перебором всех возможных вариантов применений правил грамматики. Избежать этого перебора позволяют лишь введенные весьма искусственные соглашения относительно условий применимости тех или иных правил в различных ситуациях (см. те же правила (1), (2), (3) и (4)). Более того, поиск как таковой и в схеме СУ-перевода, и в МП-автоматах, о которых мы будем говорить ниже, категорически недопустим. Вот если бы мы работали с Прологом, то тогда нам не пришлось бы вводить эти правила-ограничители поиска – внутренний механизм Пролога сам перебрал бы все возможные варианты применения правил. Здесь же нам нужно "стопроцентное" попадание в нужное правило. Вернемся вновь к вопросу об унарных операторах. Считается, что унарные операторы имеют наивысший приоритет. Исходя из этого, соответствующий правила грамматики должны записываться в конце списка. Тогда мы получим примерно следующее: … T-F T!F … Т.е. действие унарного оператора (‘-’ или ‘!’) будет направлено на F (F(E), Fa). Если же поместить унарный оператор в правило E-T (или E!T), то оператор будет действовать уже на терм, а это означает, что в выражении "!a*b" сначала будет вычислено произведение a*b, а затем только будет взято его отрицание. АВТОМАТЫ С МАГАЗИННОЙ ПАМЯТЬЮ Мы уже говорили о том, что теория конечных автоматов пригодна только для регулярных грамматик. Для контекстно-свободной грамматики вида G = { {a , +, * , /, - , . , ) , ( } , {E, T, F,}P, E } 46 P = { ET, EE + T, EE – T, TF, TT*F, TT/ F, Fa, F (E) } создать конечный распознающий автомат уже невозможно. Для этого существуют более сложные по своей структуре автоматы – автоматы с магазинной памятью, которые применяются для распознавания фраз контекстно-свободных грамматик. Определение. Автомат с магазинной памятью (МП-автомат или стековый автомат) – это семерка МП = (, Q, Г, q 0 , z 0 , T, P), где – конечный входной алфавит (входной словарь); Q – конечное множество состояний; Г – конечный алфавит магазинных символов; q 0 – начальное состояние управляющего устройства (q 0 Q); z 0 – символ, находящийся в магазине в начальный момент времени (начальный символ), z 0 Г; T – множество терминальных (заключительных) состояний, TQ; P – отображение множества Q({e})Г в множество конечных подмножеств множества QГ * : P: Q({e})Г QГ * Условно МП-автомат можно изобразить так: Входная лента: входные символы a i a 1 a n a 2 a k Конечное управляющее устройство (состояние q i ) Операция чтения Движение ленты Z 1 Z 2 Z m Магазин Z i Г Конфигурацией МП-автомата называется тройка (q,,)Q * Г * , где q – текущее состояние устройства; 47 – неиспользованная часть входной цепочки; первый символ цепочки находится под входной головкой; если = e, то считается, что вся входная лента прочитана; – содержимое магазина; самый левый символ цепочки a считается верхним символом магазина; если a=e, то магазин считается пустым. Такт работы МП-автомата (q,a,Z) (q', ,) Если a=e, то этот такт называется e-тактом. В e-такте входной символ не принимается во внимание и входная головка не сдвигается. Если =e, то верхний символ удаляется из магазина (магазинный список сокращается). Начальная конфигурация МП-автомата – это тройка (q 0 , , Z 0 ), * Говорят, что цепочка допускается МП-автоматом, если (q 0 , , Z 0 ) * (q, e, ) для некоторых qT и Г * На практике более полезным и универсальным является т.н. расширенный МП-автомат МП r = (, Q, Г, q 0 , Z 0 , T, P r ), где P r – отображение множества Q({e})Г * в множество конечных подмножеств множества QГ * , а все остальные символы имеют тот же смысл, что и в определении МП-автомата. В отличие от МП-автомата расширенный МП-автомат обладает способностью продолжать работу и тогда, когда магазин пуст. Теорема. Пусть G = (N,,P,S) – КС-грамматика. По грамматике G можно построить такой МП-автомат R, что L e (R)=L(G). В качестве примера рассмотрим расширенный МП-автомат R, распознающий грамматику G 0 G 0 =({E,T,F},{a,+,*,(,),#},P,E) P = { E E+T|T T T*F|F F (E)|a} Здесь '#' – символ конца входной последовательности. Определим автомат следующим образом: R = (, Q, Г, q 0 , Z 0 , T, P), где Q = {q, r}, 48 Г={E, T, F, $} q 0 = q, Z 0 = $, T = {r}, P: (1) (q,e,E+T) (q,E) (*) (2) (q,e,T) (q,E) (*) (3) (q,e,T*F) (q,T) (4) (q,e,F) (q,T) (5) (q,e,(E)) (q,F) (6) (q,e,a) (q,F) (7) (q,#,$E) (r,e) (8) (q,b,e) (q,b) для всех b{a,+,*,(,)}; Замечание 1. Правила, отмеченные (*), применимы, если следующим символом входной цепочки является '+', или '-', ')' или входная цепочка пуста. Замечание 2. Приоритет выполнения правил определяется содержимым стека. Пусть на входе распознавателя цепочка "a+a*a". Тогда процесс ее распознавания будет выглядеть так: (q,a+a*a#,$) (q, +a*a#, $a) (q, +a*a#, $F) (q, +a*a#, $T) (q, +a*a#, $E) (q, a*a#, $E+) (q, *a#, $E+a) (q, *a#, $E+F) (q, *a#, $E+T) (q, a#, $E+T*) (q, e, $E+T*a) (q, e, $E+T*F) (q, e, $E+T) (q, #, $E) (r, #, e) Следует четко осознавать, что схема СУ-перевода и разбор КС- грамматики с помощью МП-автомата являются эквивалентными. В 49 частности, если мы дополним МП-автомат набором семантических процедур, то МП-автомат, помимо синтаксического разбора, будет уметь формировать и польскую форму записи анализируемой фразы. Более того, МП-автомат можно считать просто более формальным изложением алгоритма СУ-перевода. Например, алгоритм в СУ-перевода гласит: если ни одно из правил не применимо к содержимому стека, то следует поместить в стек очередной символ входной последовательности. В МП-автомате вместо этого используется правило (8). А условие завершения СУ-перевода формулируется правилом (7). Более того, если говорить о конкретной программной реализации обоих методов, то и в том, и в другом случае нам придется пользоваться практически эквивалентными структурами. ОПЕРАТОРНЫЕ ГРАММАТИКИ По-прежнему наша цель – решить задачу анализа входной последовательности и обойтись при этом как можно меньшими затратами на поиск. Метод, о котором пойдет речь далее, основан на понятии приоритета символов анализируемой последовательности, а точнее – приоритета операторов (иногда наряду с термином операторные грамматики используется термин грамматики простого предшествия). Пусть дана входная цепочка символов "….RS…". Попробуем сразу определить, какое правило нам будет удобнее выполнить (точнее, над какой частью цепочки сначала производить операции, т.е. с какого символа начинать). Для этого можно использовать понятие приоритета, основываясь на введенной системе отношений между символами, а именно: для любой цепочки "….RS…" возможны следующие варианты: 1) Если есть правило, заканчивающееся на R, U…R , тогда можно сказать, что R > S. 2) Если есть правило, включающее в себя RS, U…RS… , тогда можно сказать, что R = S. 3) Если же есть правило, начинающееся на S, US… , тогда можно сказать, что R < S. Итак, существуют три варианта отношений между символами: 50 R>S R=S R U U .....R S... основа U…R U…RS... US… .....R S... основа .....R S... основа Здесь предполагается, что S – терминал Алгоритм разбора Нам потребуются два стека: стек операторов OP и стек аргументов ARG. Обозначим через S верхний символ в стеке операторов OP, а через R – входной символ. Далее циклически выполняем следующие действия: (1) Если R – идентификатор, то поместить его в ARG и пропустить шаги 2,3. (2) Если f(S) Построим матрицу, строки которой будут соответствовать f(S), а столбцы – g(R). Для грамматики EE+T | T TT*F | F F(E) | i эта матрица будет выглядеть следующим образом: g(R) + * ( ) # + > < < > > Стек * > > < > > F(S) ( < < < = X ) > > X > > # < < < < > Строки и столбцы # отвечают за ситуацию, когда входная последовательность пуста (и мы должны выполнить то, что осталось в стеке 51 OP), и за начало работы, когда стек пуст и мы должны занести в очередной OP символ. Элементы матрицы 'X' обозначают ошибочную (запрещенную) ситуацию. Условием нормального окончания работы алгоритма является ситуация, когда в стеке находится единственный символ # (S=#), а значение R есть также #. Во всех остальных случаях считается, что разбираемое выражение построено некорректно. Рассмотрим пример разбора выражения (a*b/c+d)*e# S R Arg f(S)?g(R) # (a*b/c+d)*e# # ( a*b/c+d)*e# < #( a *b/c+d)*e# A < #( * b/c+d)*e# A < #(* b /c+d)*e# a, b < #(* / c+d)*e# a, b > #( / c+d)*e# (a*b) < #(/ c +d)*e# (a*b), c < #(/ + d)*e# (a*b), c > #( + d)*e# ((a*b)/c) < #(+ d )*e# ((a*b)/c), d < #(+ ) *e# ((a*b)/c), d > #( ) *e# (((a*b)/c)+d) = # * e# (((a*b)/c)+d) < #* e # (((a*b/)c)+d), e < #* # (((a*b)/c)+d), e > # # ((((a*b/)c)+d)*e) > Достоинством данного метода является его несомненная простота, а также высокая скорость выполнения (не тратится время на поиск правила редукции). Более того, этот метод может быть применен не только для разбора арифметических выражений, но и для анализа фраз контекстно- свободных языков вообще. Однако все эти достоинства напрочь меркнут перед главным недостатком данного метода. Дело в том, что здесь практически отсутствует какая бы то ни была диагностика (и тем более – локализация) ошибок (кроме случая обращения к элементу матрицы X). Во вторых, некоторые ошибки в исходном выражении не диагностируются вовсе. Например, выражения, в которых встречаются идущие подряд скобки «(» и «)». 52 И последнее замечание. Основная наша цель заключалась в формировании некоторой промежуточной формы представления исходной программы. Здесь же происходит непосредственное вычисление выражения. Тем не менее, этот метод пригоден и для формирования как польской формы записи, так и тетрад. Формирование необходимых выходных последовательностей происходит в момент редукции, т.е. в момент вызова процедуры семантической обработки. Например, в стек ARG можно просто помещать последовательно не только операнды, но и операторы, взятые из стека S. Тогда в ARG мы получим польскую форму записи разбираемого выражения. |