/  
 ДОКУМЕНТІВ 
20298
    КАТЕГОРІЙ 
30
Про проект  Рекламодавцям  Зворотній зв`язок  Контакт 

Побудова алгоритму LA(1)-аналізу, Детальна інформація

Тема: Побудова алгоритму LA(1)-аналізу
Тип документу: Реферат
Предмет: Комп`ютерні науки
Автор: Олексій
Розмір: 0
Скачувань: 561
Скачати "Реферат на тему Побудова алгоритму LA(1)-аналізу"
Сторінки 1   2   3   4   5  
Реферат на тему:

Побудова алгоритму LA(1)-аналізу

1. Правила побудови

Нехай G=(X, N, P, S) – LA(1)-граматика без \xF065 -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\xF0AE w1|…|wk – усі продукції з нетерміналом A ліворуч, a1a2…an – ланцюжок, початок якого треба виводити з A. Спочатку визначається, якій із множин first(w1), … , first(wk) належить символ a1. Нехай нею буде first(w1), і в найпростішому випадку w1=Y1Y2…Ym, де Yi – термінал або нетермінал. Початок ланцюжка має виводитися з Y1.

Якщо Y1 – термінал, то перевіряється рівність a1=Y1.

Якщо Y1 – нетермінал, то з a1 починається частина слова, вивідна з Y1, і для аналізу початку ланцюжка a1a2… викликається процедура Y1.

В обох випадках, після перевірки рівності або повернення з виклику Y1, за деякого j\xF0B3 2 початок непроаналізованої частини ланцюжка ajaj+1… повинен виводитися з Y2 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\xF0CE 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\xF0AE w1|…|wk , а S1,…, Sk позначають множини first(w1),…,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 chinSi 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 Y1 … Yk , в якій Yi є або символом з X\xF0C8 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 Y1,…,Yk. Нехай Y позначає один із виразів Y1,…,Yk. Відповідний оператор визначається виглядом Y за наступними правилами.

Якщо Y є першим терміналом Y1, 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,

Сторінки 1   2   3   4   5  
Коментарі до даного документу
Додати коментар