Устранение левой рекурсии — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Отмена правки 28696 участника Shagal (обсуждение))
(Отмена правки 28697 участника Shagal (обсуждение))
Строка 45: Строка 45:
 
<div>
 
<div>
 
  for все нетерминалы <tex>A_i</tex>  
 
  for все нетерминалы <tex>A_i</tex>  
   for все нетерминалы <tex>A_j</tex>, такие, что <tex> 1 \leq j < i </tex>
+
   for все нетерминалы <tex>A_j</tex>, такие, что <tex> 1 \leq j < i </tex> и
     Если есть правило вида <tex>A_i \rightarrow A_j \alpha </tex> и правила вывода из <tex>A_j</tex>: <tex>A_j \rightarrow \delta_1 | \ldots | \delta_k</tex>.
+
     рассмотреть все правила вывода из <tex>A_j</tex>: <tex>A_j \rightarrow \delta_1 | \ldots | \delta_k</tex>.
     Заменить каждое правило <tex>A_i \rightarrow A_j \alpha</tex> на <tex>A_i \rightarrow \delta_1\alpha| \ldots | \delta_k\alpha</tex>.
+
     заменить каждое правило <tex>A_i \rightarrow A_j \gamma</tex> на <tex>A_i \rightarrow \delta_1\gamma | \ldots | \delta_k\gamma</tex>.
 
   устранить непосредственную левую рекурсию для <tex>A_i</tex>.
 
   устранить непосредственную левую рекурсию для <tex>A_i</tex>.
 
</div>
 
</div>
  
Смысл вложенного цикла в том, чтобы избавиться от правил вида <tex>A_i \rightarrow A_j\alpha </tex> таких, что <tex> i < j </tex>.
+
Таким образом, после применения алгоритма все правила вывода имеют вид:
 +
*<tex>A \rightarrow c \alpha </tex>, где <tex>c</tex> {{---}} терминал, <tex>A</tex> {{---}} произвольный нетерминал;
 +
*<tex>A_i \rightarrow A_j \alpha </tex>, где <tex>i < j</tex>, <tex>A_i , A_j</tex> {{---}} нетерминалы из исходной грамматики;
 +
*<tex>A_i^{\prime} \rightarrow A_j \alpha </tex>, где <tex>A_i^{\prime}</tex> {{---}} новый нетерминал, <tex>A_j</tex> {{---}} нетерминал из исходной грамматики.
  
После вложенного цикла цепочка выводов вида <tex>A_i \rightarrow A_j \alpha \rightarrow A_k \ldots </tex> точно не придет в <tex>A_i</tex>, а значит для <tex>A_i</tex> может быть применен алгоритм удаление непосредственной левой рекурсии.
+
Если теперь перенумеровать нетерминалы, сохранив порядок для старых и присвоив всем новым меньшие номера, то все правила будут иметь вид:
 +
*<tex>B_i \rightarrow c \alpha </tex>, где <tex>c</tex> {{---}} терминал;
 +
*<tex>B_i \rightarrow B_j \alpha </tex>, где <tex>i < j</tex>.
  
 
==Алгоритм  устранения левой рекурсии==
 
==Алгоритм  устранения левой рекурсии==

Версия 12:42, 3 января 2013

Определение:
Говорят, что контекстно-свободная(КС) грамматика [math]\Gamma[/math] содержит непосредственную левую рекурсию, если она содержит правило вида [math]A \rightarrow 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.

Левая рекурсия может быть:

  • непосредственной(immidiate)

[math]A \Rightarrow A\alpha[/math]

  • произвольной(indirect)

[math]A_0 \rightarrow A_1\alpha[/math]

[math]A_1 \rightarrow A_0\alpha[/math]

Устранение непосредственной левой рекурсии

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

  1. Запишем все правила вывода из [math]A[/math] в виде: [math]A \rightarrow 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 \rightarrow \beta_1A^\prime\, |\, \ldots\, |\, \beta_mA^\prime \,|\, \beta_1 \,|\, \ldots \,|\, \beta_m[/math].
  3. Создадим новый нетерминал [math]A^\prime \rightarrow \alpha_1A^\prime\, |\, \ldots\, |\, \alpha_nA^\prime | \alpha_1\, |\, \ldots\, |\, \alpha_n[/math].

Этот алгоритм не устраняет произвольную левую рекурсию,вызванную двумя или более шагами порождения.

Пример

[math]S \rightarrow Aa|b[/math]

[math]A \rightarrow Ac|Sd|\epsilon[/math]

S леворекурсивен, так как [math]S \Rightarrow Aa \Rightarrow Sda[/math], но эта рекурсия не является непосредственной.

Устранение 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 \rightarrow \delta_1 | \ldots | \delta_k[/math].
    заменить каждое правило [math]A_i \rightarrow A_j \gamma[/math] на [math]A_i \rightarrow \delta_1\gamma | \ldots | \delta_k\gamma[/math].
  устранить непосредственную левую рекурсию для [math]A_i[/math].

Таким образом, после применения алгоритма все правила вывода имеют вид:

  • [math]A \rightarrow c \alpha [/math], где [math]c[/math] — терминал, [math]A[/math] — произвольный нетерминал;
  • [math]A_i \rightarrow A_j \alpha [/math], где [math]i \lt j[/math], [math]A_i , A_j[/math] — нетерминалы из исходной грамматики;
  • [math]A_i^{\prime} \rightarrow A_j \alpha [/math], где [math]A_i^{\prime}[/math] — новый нетерминал, [math]A_j[/math] — нетерминал из исходной грамматики.

Если теперь перенумеровать нетерминалы, сохранив порядок для старых и присвоив всем новым меньшие номера, то все правила будут иметь вид:

  • [math]B_i \rightarrow c \alpha [/math], где [math]c[/math] — терминал;
  • [math]B_i \rightarrow B_j \alpha [/math], где [math]i \lt j[/math].

Алгоритм устранения левой рекурсии

Для произвольной грамматики [math]\Gamma[/math] левую рекурсию можно устранить следующим образом:

  1. Воспользуемся алгоритмом удаления [math] \varepsilon [/math]-правил. Получим грамматику без [math] \varepsilon [/math]-правил для языка [math]L(\Gamma) \setminus \lbrace \varepsilon \rbrace[/math].
  2. Воспользуемся алгоритмом устранения произвольной левой рекурсии.
  3. Если [math]\varepsilon[/math] присутствовал в языке исходной грамматики, добавим новый начальный символ [math]S'[/math] и правила [math]S' \rightarrow S \, | \, \varepsilon [/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. MooreRemoving Left Recursion from Context-Free Grammars