Устранение левой рекурсии

Определение:

Говорят, что контекстно-свободная (КС) грамматика [math]\Gamma[/math] содержит непосредственную левую рекурсию (direct left recursion), если она содержит правило вида [math]A \to A\alpha[/math].

Определение:

Говорят, что КС-грамматика [math]\Gamma[/math] содержит левую рекурсию (left recursion), если в ней существует вывод вида [math]A \Rightarrow^* A\alpha[/math].

Методы нисходящего разбора (top-down parsers) не в состоянии работать с леворекурсивными грамматиками. Проблема в том, что продукция вида [math]A \Rightarrow^* A\alpha[/math] может применяться бесконечно долго, так и не выработав некий терминальный символ, который можно было бы сравнить со строкой. Поэтому требуется преобразование грамматики, которое бы устранило левую рекурсию.

Устранение непосредственной левой рекурсии

Опишем процедуру, устраняющую все правила вида [math]A \to A\alpha[/math], для фиксированного нетерминала [math]A[/math].

1. Запишем все правила вывода из [math]A[/math] в виде: [math]A \to A\alpha_1\,|\,\ldots\,|\,A\alpha_n\,|\,\beta_1\,|\,\ldots\,|\,\beta_m [/math], где
   • [math]\alpha[/math] — непустая последовательность терминалов и нетерминалов ([math]\alpha \nrightarrow \varepsilon [/math]);
   • [math]\beta[/math] — непустая последовательность терминалов и нетерминалов, не начинающаяся с [math]A[/math].
2. Заменим правила вывода из [math]A[/math] на [math]A \to\beta_1A^\prime\, |\, \ldots\, |\, \beta_mA^\prime \,|\, \beta_1 \,|\, \ldots \,|\, \beta_m[/math].
3. Создадим новый нетерминал [math]{A^\prime} \to \alpha_1{A^\prime}, |\, \ldots\, |\, \alpha_n{A^\prime} | \alpha_1\, |\, \ldots\, |\, \alpha_n[/math].

Изначально нетерминал [math]A[/math] порождает сроки вида [math]\beta\alpha_{i0}\alpha_{i1} \ldots \alpha_{ik}[/math]. В новой грамматике нетерминал [math]A[/math] порождает [math]\beta{A^\prime}[/math], а [math]A^\prime[/math] порождает строки вида [math]\alpha_{i0}\alpha_{i1} \ldots \alpha_{ik}[/math]. Из этого очевидно, что изначальная грамматика эквивалентна новой.

Алгоритм устранения произвольной левой рекурсии

Пусть [math]N = \lbrace A_1, A_2, \ldots , A_n \rbrace[/math] — упорядоченное множество всех нетерминалов.

for все нетерминалы [math]A_i[/math] 
  for все нетерминалы [math]A_j[/math], такие, что [math] 1 \leq j \lt  i [/math] и 
    рассмотреть все правила вывода из [math]A_j[/math]: [math]A_j \to \delta_1 | \ldots | \delta_k[/math].
    заменить каждое правило [math]A_i \to A_j \gamma[/math] на [math]A_i \to \delta_1\gamma | \ldots | \delta_k\gamma[/math].
  устранить непосредственную левую рекурсию для [math]A_i[/math].

На [math]i[/math] итерации внешнего цикла все правила вида [math]A_i \to A_j \gamma[/math] где [math] j \lt i [/math] заменяются на [math]A_i \to \delta_1\gamma | \ldots | \delta_k\gamma[/math] где [math]A_j \to \delta_1 | \ldots | \delta_k[/math]. Таким образом остается только избавиться от непосредственной рекурсии для [math]A_i[/math]. Очевидно, что одна итерация алгоритма не меняет язык, а значит язык получившийся в итоге грамматики совпадает с исходным.

Алгоритм не работает для грамматик с [math]\varepsilon[/math] переходами и с грамматиками имеющими [math]A \Rightarrow^+ A[/math]. Поэтому для произвольной грамматики необходимо сначала воспользоваться алгоритмом алгоритмом удаления [math] \varepsilon [/math]-правил.

Проблема этого алгоритма в том, что в зависимости от порядка нетерминалов в множестве размер грамматки может получиться экспоненциальным. Пример грамматики для которой имеет значение порядок нетерминалов

[math]A_1 \to 0 | 1[/math]

[math]A_{i+1} \to {A_i}0[/math] для [math]1 \leq i \lt n[/math]

Упорядочим множество нетерминалов по возрастанию индексов. Легко заметить, что правила для [math]A_i[/math] будут представлять из себя все двоичные вектора длины [math]i[/math], а значит размер грамматики будет экспоненциальным. Если упорядочить нетерминалы по убыванию в грамматике изменений не будет.

Пример

Дана грамматика

[math]A \to S\alpha [/math]

[math]S \to S\beta | A\gamma | b[/math]

Среди правил [math]A[/math] непосредственной рекурсии нет, поэтому во время первой итерации внешнего цикла ничего не происходит. Во время второй итерации внешнего цикла правило [math] S \to A\gamma [/math] переходит в [math] S \to S\alpha\gamma [/math].

Грамматика имеет вид

[math]A \to S\alpha [/math]

[math]S \to{S}{\beta} | {S}{\alpha}{\gamma} | \beta[/math]

Устраняем левую рекурсию для [math]S[/math]

[math] S \to\beta{S_1}[/math]

[math] {S_1} \to\beta{S_1} | \alpha\gamma{S_1}[/math]

Литература

• Хопкрофт Д., Мотвани Р., Ульман Д. — Введение в теорию автоматов, языков и вычислений, 2-е изд. : Пер. с англ. — Москва, Издательский дом «Вильямс», 2002. — 528 с. : ISBN 5-8459-0261-4 (рус.)
• Robert C. Moore — Removing Left Recursion from Context-Free Grammars