Алгоритм Эрли

Определение:

Пусть [math]G = (N, \Sigma, P, S)[/math] — контекстно свободная грамматика и [math]\omega = a_1 a_2 ... a_n[/math] — входная цепочка из [math]\Sigma^*[/math]. Объект вида [math][A \rightarrow X_1 X_2 ... X_k \cdot X_{k+1} ... X_m, i][/math] назовем ситуацией, относящейся к цепочке [math]\omega[/math], если [math]A \rightarrow X_1 ... X_m [/math] — правило из [math]P[/math] и [math]0 \leqslant i \leqslant n[/math] — позиция в [math]\omega[/math]. [math]\cdot[/math] является метасимволом, не принадлежащим ни [math]N[/math], ни [math]\Sigma[/math].

Определение:

Для каждого [math]0 \leqslant j \leqslant n[/math] построим список ситуаций [math]I_j[/math] такой, что [math][A \rightarrow \alpha \cdot \beta , i] \in I_j[/math] для [math]0 \leqslant j \leqslant n[/math] тогда и только тогда, когда для некоторых [math]\gamma[/math] и [math]\delta[/math] существуют выводы [math]S \Rightarrow^* \gamma A \delta, \gamma \Rightarrow^* a_1...a_i[/math] и [math]\alpha \Rightarrow^* a_{i+1} ... a_j[/math].

Определение:

Последовательность списков [math]I_0, I_1, ..., I_n[/math] называется списком разбора для входной цепочки [math]\omega[/math].

Алгоритм Эрли

Построим список разбора для [math]\omega[/math] Строим [math]I_0[/math]
Шаг 1. Если [math]S \rightarrow \alpha \in P[/math], включить [math][S \rightarrow \cdot \alpha, 0][/math] в [math]I_0[/math].
Пока можно включить новые ситуации в [math]I_0[/math] повторяем шаги 2 и 3.
Шаг 2. Если [math][B \rightarrow \gamma \cdot, 0] \in I_0[/math], включить в [math]I_0[/math] ситуацию [math][A \rightarrow \alpha B \cdot \beta, 0][/math] для всех [math][A \rightarrow \alpha \cdot B \beta, 0][/math] из [math]I_0[/math].
Шаг 3. Для всех [math][A \rightarrow \alpha \cdot B \beta, 0] \in I_0[/math], для всех [math]\gamma[/math] таких, что [math]B \rightarrow \gamma \in P[/math] включить [math][B \rightarrow \cdot \gamma, 0][/math] в [math]I_0[/math].
Построение [math]I_j[/math] по [math]I_0, I_1, ..., I_{j-1}[/math].
Шаг 4. Для каждой ситуации [math][B \rightarrow \alpha \cdot a_{j} \beta, i] \in I_{j-1}[/math], [math]a_j[/math]— j-й символ в [math]\omega[/math] включить [math][B \rightarrow \alpha a \cdot \beta, i] [/math] в [math]I_j[/math].
Пока можно включить новые ситуации в [math]I_j[/math] повторяем шаги 5 и 6.
Шаг 5. Если [math][A \rightarrow \alpha \cdot , i] \in I_j[/math], то для каждой ситуации [math][B \rightarrow \gamma \cdot A \beta, k] \in I_{i}[/math] включить [math][B \rightarrow \gamma A \cdot \beta, k][/math] в [math]I_j[/math].
Шаг 6. Для всех [math][A \rightarrow \alpha \cdot B \beta, i] \in I_j[/math], для всех [math]\gamma[/math] таких, что [math]B \rightarrow \gamma \in P[/math] включить [math][B \rightarrow \cdot \gamma, j][/math] в [math]I_j[/math].
Если [math][S \rightarrow \alpha \cdot, 0] \in I_n[/math], то [math]\omega \in L(G) [/math].

Корректность алгоритма

Теорема:

[math][A \rightarrow \alpha \cdot \beta, i] \in I_{j} \Leftrightarrow \alpha \Rightarrow^* a_{i+1}...a_{j}[/math] и [math] \mathcal {9} \gamma [/math] и [math] \delta[/math] такие, что [math]S \Rightarrow^* \gamma A \delta[/math] и [math] \gamma \Rightarrow^* a_1...a_{i}[/math]

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Необходимость Докажем по индукции. База: для любой ситуации из [math]I_0[/math] [math]\alpha \Rightarrow^* \varepsilon [/math] и [math]S \Rightarrow^* \gamma A \delta [/math] при [math]\gamma = \varepsilon [/math]. Индукционный переход (и.п.): пусть верно для всех ситуаций из списков [math] I_{i}, i \leqslant j [/math]. Пусть включаем [math][A \rightarrow \alpha \cdot \beta, i] [/math] в [math]I_{j}[/math]. Рассмотрим три случая: Пусть включаем по правилу 4 Тогда [math]\alpha = \alpha' a_{j} , [A \rightarrow \alpha' \cdot a_{j} \beta, i] \in I_{j-1}[/math]. По и.п. [math]\alpha' \Rightarrow^* a_{i+1}...a_{j-1} [/math]и существуют [math]\gamma'[/math] и [math]\delta' [/math] такие, что [math]S \Rightarrow^* \gamma' A \delta', \gamma' = a_1...a_{i} [/math]. Значит [math] \alpha = \alpha' a_{j} \Rightarrow^* a_{i+1}...a_{j}[/math] и при [math]\gamma = \gamma', \delta = \delta' [/math] для [math][A \rightarrow \alpha \cdot \beta, i][/math] утверждение верно. Пусть включаем по правилу 5 Тогда [math]\alpha = \alpha' B , [A \rightarrow \alpha' \cdot B \beta, k] \in I_{i}[/math] и [math] [B \rightarrow \eta \cdot, i] \in I_{j} [/math]. По и.п. [math]\alpha' \Rightarrow^* a_{k+1}...a_{i}, \eta \Rightarrow^* a_{i+1}...a_{j} [/math], откуда [math]\alpha = \alpha' B \Rightarrow^*a_{k+1}...a_{j} [/math]. Также по и.п. существуют [math]\gamma'[/math] и [math]\delta' [/math] такие, что [math]S \Rightarrow^* \gamma' A \delta', \gamma' = a_1...a_{k} [/math]. Значит при [math]\gamma = \gamma', \delta = \delta' [/math] для [math][A \rightarrow \alpha \cdot \beta, i][/math] утверждение верно. Пусть включаем по правилу 6 Тогда [math]\alpha = \varepsilon, i = j, [B \rightarrow \alpha' \cdot A \beta, k] \in I_{j}[/math]. По и.п. [math]\alpha' \Rightarrow^* a_{k+1}...a_{i}[/math] и существуют [math]\gamma'[/math] и [math]\delta' [/math] такие, что [math]S \Rightarrow^* \gamma' B \delta', \gamma' = a_1...a_{k} [/math]. Значит при [math]\gamma = \gamma' \alpha', \delta = \beta \delta' [/math] выполнено [math] S \Rightarrow^* \gamma A \delta[/math], значит для [math][A \rightarrow \alpha \cdot \beta, i][/math] утверждение верно. Достаточность Для всех наборов [math]\tau = {\alpha, \beta, \gamma, \delta, A, i , j} [/math] нужно доказать, что если [math] S \Rightarrow^* \gamma A \delta, \gamma \Rightarrow^* a_1...a_{i}, A \rightarrow \alpha \beta \in P, \alpha \Rightarrow^* a_{i+1}...a{j}[/math], то [math] [A \rightarrow \alpha \cdot B \beta, i] \in I_{j}[/math]. Рангом набора [math] \tau [/math] называется [math] \tau_{1}(\tau) + 2(j + \tau_{2}(\tau) + \tau_{3}(\tau))[/math], где [math]\tau_{1}(\tau)[/math] — длина кратчайшего вывода [math]S \Rightarrow^* \gamma A \delta [/math], [math]\tau_{2}(\tau)[/math] — длина кратчайшего вывода [math]\gamma \Rightarrow^* a_1...a_{i}[/math], [math]\tau_{3}(\tau)[/math] — длина кратчайшего вывода [math]\alpha \Rightarrow^* a_{i+1}...a_{j}[/math]. Докажем утверждение по индукции: База: если ранг [math]\tau[/math] равен 0, то [math]\tau_{1} = \tau_{2} = \tau_{3} = j = i = 0[/math]. Значит [math]\alpha = \gamma = \delta = \varepsilon [/math], [math]A = S[/math], следовательно [math]S \rightarrow \beta \in P[/math]. Значит по правилу 1 [math][S \rightarrow \cdot \beta, 0] \in I_0[/math] Индукционный переход: Пусть ранг [math]\tau[/math] равен [math]r \gt 0[/math], пусть для всех наборов с меньшими рангами утверждение верно. Докажем для набора [math]\tau[/math]. Для этого рассмотрим три случая: [math]\alpha[/math] оканчивается терминалом [math]\alpha = \alpha' a[/math]. [math]\alpha \Rightarrow^*a_{i+1}...a_{j}[/math], значит [math]a = a_{j}[/math]. Рассмотрим набор [math]\tau' = \mathcal {f} \alpha', a_{j} \beta, \gamma, \delta, A, i, j-1 \mathcal {g} [/math]. [math]A \rightarrow \alpha' a_{j} \beta \in P[/math], следовательно ранг [math]\tau'[/math] равен [math]r - 2[/math], так как [math]\tau_{1}(\tau) = \tau_1(\tau'), \tau_2(\tau) = \tau_2(\tau'), \tau_{3}(\tau) = \tau_3(\tau')[/math]. Значит по и.п. [math][A \rightarrow \alpha' \cdot a_{j} \beta, i] \in I_{j-1}[/math], по правилу 4 получаем, что [math][A \rightarrow \alpha \cdot \beta, i] [/math] будет добавлена в [math]I_{j}[/math].

[math]\triangleleft[/math]

Литература

• А.Ахо, Дж. Ульман. Теория синтакcического анализа, перевода и компиляции. Том 1. Синтакcический анализ.