Parsery LL(1) Teoria kompilacji. Dr inż. Janusz Majewski Katedra Informatyki

Transkrypt

1 Parsery LL() Teoria kompilacji Dr inż. Janusz Majewski Katedra Informatyki

2 Zadanie analizy generacyjnej (zstępującej, top-down) symbol początkowy już terminale wyprowadzenie lewostronne pierwszy od lewej nieterminal, którym zastępujemy prawą stroną pewnej produkcji Odtworzenie wywodu lewostronnego metodą top-down

3 Istota gramatyki i parsera LL(k) pierwszy od lewej nieterminal Jeśli odpowiedź na każdorazowe pytanie: Którą produkcję A zastosować? jest zawsze jednoznaczna, gramatyka jest klasy LL(k) A a a j a a j a j+ a j+k a j+k+ a n } analizowany łańcuch już wyprowadzone podglądana część wejścia (na ogół k=)

4 Nierekurencyjny analizator top-down

5 Konfiguracja parsera LL Konfiguracja: (ZXXZY, bbb$, 322) stos nieprzeczytana część wejścia wyjście

6 Parser LL(k) G=<V, Σ, P, S> gramatyka opisująca składnię A = <Σ, Γ, Z 0, Δ, M, $> Σ zbiór symboli terminalnych Γ zbiór symboli stosowych Γ = V Σ Z 0 = S symbol początkowy stosu oraz gramatyki Δ alfabet wyjściowy: zbiór numerów produkcji M tablica sterująca parsera M : V $ $ - ogranicznik końca słowa wejściowego * a V * ERROR

7 Parser LL(k) Konfiguracja parsera: Y, x, Y - zawartość stosu Y - wierzchołek stosu x - nieprzeczytana część wejścia - łańcuch numerów produkcji na wyjściu Parser podgląda na wejściu u FIRST ( x) K

8 Działanie parsera LL(k) Automat widzi wierzchołek stosu i k symboli wejściowych. Tablicę M wykorzystuje się, gdy na wierzchołku stosu znajduje się nieterminal. Konfiguracja początkowa: (S, ω$, ε), przy czym: ω analizowane słowo; S symbol początkowy gramatyki

9 Działanie parsera LL(k) Konfiguracja parsera:, x, Y zaś u FIRST x () if Y then if Y a then /*pop*/ a, a,,, else ERROR; (2) if Y V then M Y, u, i then /* wyprowadzenie */ (3) if Y if R Y, x,, x, i /* Y jest produkcją o numerze i */ else ERROR; then if x $ then ACCEPT else ERROR; k

10 Działanie parsera LL(k) Konfiguracja końcowa akceptująca:,$, - ciąg numerów produkcji opisujący rozkład lewostronny * słowa T w gramatyce G. Wówczas L(G)

11 Krok pop wierzchołek stosu taśma wejściowa stos a Y P # R R R P a b a b ab ba b a $ $ q i 4 8b a taśma wyjściowa

12 Krok pop wierzchołek stosu stos taśma wejściowa Y P # R R R P a b a b ab ba b a $ $ q i 4 8b a taśma wyjściowa

13 Krok wyprowadzenia A Bb wierzchołek stosu taśma wejściowa stos A Y P # R R R P a b a b ab ba b a $ $ q i 4 8b a taśma wyjściowa

14 Krok wyprowadzenia A Bb wierzchołek stosu taśma wejściowa stos b B Y P # R R R P a b a b ab ba b a $ $ q i 4 8b 7 taśma wyjściowa

15 Konstrukcja tablicy sterującej M Konstrukcja tablicy M dla parsera LL() We: G N, T, P, Z G jest klasy LL() GBK Wy: tablica V * M : V $ a ERROR gdzie: - zbiór numerów produkcji w gramatyce G

16 Konstrukcja tablicy sterującej M for A P and A - produkcja numer i do begin () for każde a FIRST : a do M A, a :, i ; (2) if FIRST then end; for każde niezdefiniowane A a M A, a : ERROR ; for każde b FOLLOW A do M A, b :, i ; M, do

17 Projektowanie tablicy parsera LL Mając przekształconą gramatykę języka oraz wyznaczone (dla symboli nieterminalnych tej gramatyki) zbiory FIRST i FOLLOW możemy przystąpić do projektowania tablicy parsera LL. ) E TE 2) E +TE 3) E 4) T FT 5) T *FT 6) T 7) F (E) 8) F id

18 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E +, $, ) T (, id +, $, ) T *, +, $, ) F (, id *, +, $, ) ) E TE 2) E +TE 3) E 4) T FT 5) T *FT 6) T 7) F (E) 8) F id

19 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E TE () E TE () E +, $, ) T (, id +, $, ) T *, +, $, ) F (, id *, +, $, ) ) E TE 2) E +TE 3) E 4) T FT 5) T *FT 6) T 7) F (E) 8) F id

20 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E TE () E TE () E +, $, ) T (, id +, $, ) T *, +, $, ) F (, id *, +, $, ) T FT (4) T FT (4) ) E TE 2) E +TE 3) E 4) T FT 5) T *FT 6) T 7) F (E) 8) F id

21 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E TE () E TE () E +, $, ) T (, id +, $, ) T *, +, $, ) F (, id *, +, $, ) T FT (4) F id (8) T FT (4) F (E) (7) ) E TE 2) E +TE 3) E 4) T FT 5) T *FT 6) T 7) F (E) 8) F id

22 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E TE () E TE () E +, $, ) T (, id +, $, ) T *, +, $, ) F (, id *, +, $, ) T FT (4) F id (8) T *FT (5) T FT (4) F (E) (7) ) E TE 2) E +TE 3) E 4) T FT 5) T *FT 6) T 7) F (E) 8) F id

23 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E +, $, ) T (, id +, $, ) E TE () T FT (4) E TE () T FT (4) T *, +, $, ) T (6) T *FT (5) T (6) T (6) F (, id *, +, $, ) F id (8) F (E) (7)

24 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E +, $, ) T (, id +, $, ) E TE () T FT (4) E +TE (2) ) E TE 2) E +TE 3) E 4) T FT 5) T *FT 6) T 7) F (E) 8) F id E (3) E (3) T *, +, $, ) T (6) T *FT (5) T (6) T (6) F (, id *, +, $, ) F id (8) F (E) (7)

25 Tablica parsera FIRST FOLLOW id + * ( ) $ E (, id $, ) E TE () E TE () E +, $, ) E +TE (2) E (3) E (3) T (, id +, $, ) T FT (4) T FT (4) T *, +, $, ) T (6) T *FT (5) T (6) T (6) F (, id *, +, $, ) F id (8) F (E) (7)

26 Symulacja działania parsera LL Stos Wejście Wyjście E id+id$ E T id+id$ E T F id+id$ 4 E T id id+id$ 48 E T +id$ 48 E +id$ 486 E T+ +id$ 4862 E T id$ 4862 E T F id$ E T id id$ E T $ E $ $ akceptacja

27 Metoda zejść rekurencyjnych () Dla każdego symbolu nieterminalnego gramatyki budujemy procedurę (funkcję) rekurencyjną. Z programu nadrzędnego (głównego) wywoływana jest procedura (funkcja) dla symbolu początkowego gramatyki. (2) Wewnątrz procedury (funkcji) dokonuje się wyboru produkcji na podstawie tokenu podglądanego na wejściu (lookahead). Po dokonaniu wyboru zapewnia się zanotowanie numeru wybranej produkcji (raport). Następnie każdy symbol nieterminalny prawej strony produkcji przekształca się w wywołanie odpowiadającej mu procedury (funkcji), każdy symbol terminalny prowadzi do wywołania operacji match, która sprawdza obecność tego symbolu na wejściu. W przypadku zgodności czyta następny token, w przeciwnym razie sygnalizuje błąd. Symbole z prawej strony produkcji znajdują swoje odpowiedniki w procedurze w tej kolejności, w jakiej są one umieszczone w prawej stronie produkcji. Niemożność dokonania wyboru produkcji wewnątrz procedury sygnalizowana jest błędem.

28 Metoda zejść rekurencyjnych id + * ( ) $ ( ) E TE ( ) E TE ( 2) E TE ( 3) E ( 3) E E E T ( 4) FT T F T ( 4) T FT ( 6) T ( 5) T * FT ( 6) T ( 6) T 8)F id ( 7)F E ( E() { if (lookahead == ID lookahead == ( ) { raport(); T(); E(); } else error(); }

29 Metoda zejść rekurencyjnych id + * ( ) $ ( ) E TE ( ) E TE ( 2) E TE ( 3) E ( 3) E E E T ( 4) FT T F T ( 4) T FT ( 6) T ( 5) T * FT ( 6) T ( 6) T 8)F id ( 7)F E ( E() { if(lookahead == + ) { raport(2); match( + ); T(); E(); } else if (lookahead == ) lookahead == $ ) raport(3); else error(); }

30 Metoda zejść rekurencyjnych id + * ( ) $ ( ) E TE ( ) E TE ( 2) E TE ( 3) E ( 3) E E E T ( 4) FT T F T ( 4) T FT ( 6) T ( 5) T * FT ( 6) T ( 6) T 8)F id ( 7)F E ( T() { if(lookahead == ID lookahead == ( ) { raport(4); F(); T(); } else error(); }

31 Metoda zejść rekurencyjnych id + * ( ) $ ( ) E TE ( ) E TE ( 2) E TE ( 3) E ( 3) E E E T ( 4) FT T F T ( 4) T FT ( 6) T ( 5) T * FT ( 6) T ( 6) T 8)F id ( 7)F E ( T() { if (lookahead == * ) { raport(5); match( * ); F(); T(); } else if(lookahead == + lookahead == ) lookahead == $ ) raport(6); else error(); }

32 Metoda zejść rekurencyjnych id + * ( ) $ ( ) E TE ( ) E TE ( 2) E TE ( 3) E ( 3) E E E T ( 4) FT T F T ( 4) T FT ( 6) T ( 5) T * FT ( 6) T ( 6) T 8)F id ( 7)F E ( F() { if(lookahead == ID) { raport(8); match(id); } else if(lookahead == ( ) { raport(7); match( ( ); E(); match( ) ); } else error(); }

33 Metoda zejść rekurencyjnych error() {... } match(t) int t; { if(lookahead == t) lookahead=gettoken(); else error(); } raport() {... } gettoken() {... } int lookahead; main() { lookahead=gettoken(); E(); /*wywołanie procedury dla symbolu początkowego gramatyki*/ }

34 Metoda zejść rekurencyjnych Wejście: id + id * id