ЛЕКЦИЯ № 3 ТЕОРИЯ ЯЗЫКОВ И ФОРМАЛЬНЫХ ГРАММАТИК

Алёшин А.В. Теория языков программирования и методы трансляции
скачать (1088.5 kb.)

Доступные файлы (1):

1.doc

1089kb.

16.11.2011 04:20

скачать

содержание

1.doc

1 2 3 4 5 6 7 8 9 ... 13

3.1 Способы определения языков

Описание языков программирования во многом опирается на теорию формальных языков. Эта теория является фундаментом для организации синтаксического анализа и перевода.

Существует два основных способа определения языков:

– механизм порождения или генератор;

– механизм распознавания или распознаватель.

Они тесно связаны. Первый обычно используется для описания языков, а второй для их реализации. Оба способа позволяют описать языки конечным образом, несмотря на бесконечное число порождаемых ими цепочек.

Неформально язык ^ L - это множество цепочек конечной длины в алфавите T. Механизм порождения позволяет описать языки с помощью системы правил, называемой грамматикой. Цепочки (предложения) языка строятся в соответствии с этими правилами. Достоинство определения языка с помощью грамматик в том, что операции, производимые в ходе синтаксического анализа и перевода, можно делать проще, если воспользоваться структурой, предписываемой цепочкам с помощью этих грамматик.

Механизм распознавания использует алгоритм, который для произвольной входной цепочки остановится и ответит «да» после конечного числа шагов, если эта цепочка принадлежит языку. Если цепочка не принадлежит языку, алгоритм ответит «нет». Распознаватели используются непосредственно при построении синтаксических анализаторов и являются как бы их формальной моделью. Распознаватели строятся на основе теорий конечных автоматов и автоматов с магазинной памятью.

^

3.2 Формальные грамматики

Грамматикой называется четверка

G = (N, T, P, S), (3.1)

где N - конечное множество нетерминальных символов

(нетерминалов),

T - множество терминалов (не пересекающихся с N),

S - символ из N, называемый начальным,

Р - конечное подмножество множества, называемого множеством правил:

.

Множество правил ^ Р описывает процесс порождения цепочек языка. Элемент p_i = (, ) множества Р называется правилом (продукцией) и записывается в виде   . Здесь  и  - цепочки, состоящие из терминалов и нетерминалов. Данная запись может читаться одним из следующих способов:

– цепочка  порождает цепочку ;

– из цепочки  выводится цепочка .

Таким образом, правило P имеет две части: левую, определяемую, и правую, подставляемую. То есть правило p_i - это двойка (p_i₁, p_i₂), где p _i₁ =

- цепочка, содержащая хотя бы один нетерминал, p_i₂ =

произвольная, возможно пустая цепочка ( - цепочка).

Если цепочка  содержит p_i₁, то, в соответствии с правилом p_i, можно образовать новую цепочку , заменив одно вхождение p_i₁ на p_i₂. Говорят также, что цепочка  выводится из  в данной грамматике.

Для описания абстрактных языков в определениях и примерах используются следующие обозначения:

– терминалы обозначаются буквами a,b,c,d или цифрами 0,1, ...,9;

– нетерминалы обозначаются буквами A, B, C, D, S (причем нетерминал S - начальный символ грамматики);

– буквы U, V, ..., Z используются для обозначения отдельных терминалов или нетерминалов;

– через , ,  ... обозначаются цепочки терминалов и нетерминалов;

– u, v, w, x, y, z - цепочки терминалов;

– для обозначения пустой цепочки (не содержащей ни одного символа) используется знак ;

– знак «» отделяет левую часть правила от правой и читается как «порождает» или «есть по определению». Например, A  cd, читается как «A порождает cd».

Эти обозначения определяют некоторый язык, предназначенный для описания правил построения цепочек, а значит, для описания других языков. Язык, предназначенный для описания другого языка, называется метаязыком.

Пример грамматики G1:

G1 = ({A, S}, {0, 1}, P, S), (3.2)

где P:

1. S  0A1;

2. 0A  00A1;

3. A  .

Выводимая цепочка грамматики G, не содержащая нетерминалов, называется терминальной цепочкой, порождаемой грамматикой G.

Язык L(G), порождаемый грамматикой G, - это множество терминальных цепочек, порождаемых грамматикой G.

Введем отношение _G непосредственного вывода на множестве

, которое записывается следующим образом:

 _G  (3.3)

Данная запись читается:  непосредственно выводима из  для грамматики G = (N, T, P, S) и означает: если  – цепочка из множества

и    – правило из Р, то  _G .

Через _G⁺ обозначим транзитивное замыкание (нетривиальный вывод за один и более шагов). Тогда  _G⁺  читается как:  выводима из  нетривиальным образом.

Через _G^* обозначим рефлексивное и транзитивное замыкание (вывод за ноль и более шагов). Тогда  _G^*  означает:  выводима из .

Пусть ^K – k-я степень отношения . То есть, если  ^K , то существует последовательность ₀₁₂₃ ... _k из к+1 цепочек

 = ₀, ₁, ... _i_{- 1}  _i, 1 ≤ i ≤ k и _k =  (3.4)

Пример выводов для грамматики G1:

S  0A1  00A11  0011; (3.5)

S ¹ 0A1; S ² 00A11; S ³ 0011; (3.6)

S ⁺ 0A1; S ⁺ 00A11; S ⁺ 0011; (3.7)

S * S; S * 0A1; S * 00A11; S * 0011, (3.8)

где 0011  L(G1).

^

3.3 Грамматики с ограничениями на правила

Несмотря на большое разнообразие грамматик, при построении трансляторов нашли широкое применение только ряд из них, имеющих некоторые ограничения. Это связано с практической целесообразностью использования определенных типов правил, так как сложность их построения непосредственно влияет на сложность построения трансляторов. По виду правил выделяют несколько классов грамматик. В соответствии с классификацией Хомского грамматика G называется:

– праволинейной, если каждое правило из Р имеет вид:

A  xB или A  x, (3.9)

где A, B - нетерминалы,

x - цепочка, состоящая из терминалов;

– контекстно-свободной (КС) или бесконтекстной, если каждое правило из Р имеет вид: A  , где A  N, а  

, то есть является цепочкой, состоящей из множества терминалов и нетерминалов, возможно пустой;

– контекстно-зависимой (КЗ) или неукорачивающей, если каждое правило из P имеет вид:   , где ||  ||. То есть, вновь порождаемые цепочки не могут быть короче, чем исходные, а, значит, и пустыми (другие ограничения отсутствуют);

– грамматикой свободного вида, если в ней отсутствуют выше упомянутые ограничения.

Пример праволинейной грамматики:

G2 = ({S,}, {0,1}, P, S), (3.10)

где P:

1. S  0S;

2. S  1S;

3. S  ,

определяет язык {0, 1}*.

Пример КС-грамматики:

G3 = ({E, T, F}, {a, +, *, (,)}, P, E), (3.11)

где P:

1. E  T;

2. E  E + T;

3. T  F;

4. T  T * F;

5. F  (E);

6. F  a.

Данная грамматика порождает простейшие арифметические выражения.

Пример КЗ-грамматики:

G4 = ({B, C, S}, {a, b, c}, P, S), (3.12)

где P:

1. S  aSBC;

2. S  abc;

3. CB  BC;

4. bB  bb;

5. bC  bc;

6. cC  сc,

порождает язык { aⁿ bⁿ cⁿ }, n ≥ 1.

Примечание 1. Согласно определению каждая праволинейная грамматика является контекстно-свободной.

Примечание 2. По определению КЗ-грамматика не допускает правил: А  , где  - пустая цепочка. Т.е. КС-грамматика с пустыми цепочками в правой части правил не является контекстно-зависимой. Наличие пустых цепочек ведет к грамматике без ограничений.

Соглашение. Если язык L порождается грамматикой типа G, то L называется языком типа G.

Пример: L(G3) - КС язык типа G3.

Наиболее широкое применение при разработке трансляторов нашли КС-грамматики и порождаемые ими КС-языки. В дальнейшем при изучении КС-языков будут рассматриваться только полезные для нас с практической точки зрения (теория языков весьма обширна и для детального ее изучения необходимо много времени). Для получения углубленных знаний рекомендуется обратиться к фундаментальной монографии Ахо и Ульмана [14].

1 2 3 4 5 6 7 8 9 ... 13

Скачать файл (1088.5 kb.)

Алёшин А.В. Теория языков программирования и методы трансляции - файл 1.doc

Доступные файлы (1):

1.doc