Построение FIRST и FOLLOW

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск

Для данной LL(1)-грамматики оказывается возможным построить нисходящий рекурсивный парсер, который по слову сможет построить его дерево разбора в грамматике или сказать, что слово не принадлежит языку грамматики. Более того, становится возможной даже автоматическая генерация парсеров для таких грамматик[1].

Чтобы написать парсер для LL(1)-грамматики, необходимо построить множества [math] \mathrm{FIRST} [/math] и [math] \mathrm{FOLLOW} [/math], после чего по ним можно составить таблицу синтаксического анализатора.

Построение FIRST[править]

Для построения [math] \mathrm{FIRST} [/math] воспользуемся несколькими леммами, которые следуют прямо из определения. Пусть [math] \alpha, \beta [/math] — цепочки из терминалов и нетерминалов, [math] c [/math] — символ из алфавита.

Лемма (1):
[math] \mathrm{FIRST}(\alpha \beta) = \mathrm{FIRST}(\alpha) \cup (\mathrm{FIRST}(\beta)\ \mathrm{if}\ \varepsilon \in \mathrm{FIRST}(\alpha)) [/math]

Рассмотрим лемму подробней. Пусть правило из нетерминала [math] A [/math] имеет вид [math] A \to X_1 X_2 \dots X_k [/math], где [math] X_i,\ (1 \leqslant i \leqslant k) [/math] — произвольный терминал или нетерминал. Тогда по лемме в [math] \mathrm{FIRST}[A] [/math] нужно добавить [math] \mathrm{FIRST}(X_i) [/math], если для всех [math] 1 \leqslant j \lt i [/math] верно, что [math] X_j \Rightarrow^* \varepsilon [/math].

Лемма (2):
[math] \mathrm{FIRST}(c \alpha) = \{c\}[/math]
[math] \mathrm{FIRST}(\varepsilon) = \{\varepsilon \}[/math]

Псевдокод[править]

Алгоритм строит для каждого нетерминала грамматики [math]\Gamma = \langle \Sigma, N, S, P \rangle[/math] отображение в множество символов. Перед запуском алгоритма необходимо избавиться от бесполезных символов. Изначально каждое правило отображается в пустое множество.

  function constructFIRST():
     for [math]( A  \in N )[/math]
         [math]\mathrm{FIRST}[A] =  \varnothing [/math]
     changed = true
     while changed
         changed = false
         for [math]( A \to \alpha \in P )[/math]
             [math] \mathrm{FIRST}[A]\ \cup =\ \mathrm{FIRST}(\alpha) [/math]
             changed = true if [math] \mathrm{FIRST}[A] [/math] изменился          
Утверждение:
Приведённый алгоритм правильно строит множество [math] \mathrm{FIRST} [/math] для данной грамматики.
[math]\triangleright[/math]

[math] \Leftarrow [/math]

Алгоритм на каждом шаге использует леммы, чтобы построить списки [math] \mathrm{FIRST} [/math] для каждого нетерминала. Поэтому он добавит только те терминалы, которые на самом деле лежат в [math] \mathrm{FIRST} [/math].

[math] \Rightarrow [/math]

Покажем, что алгоритм найдёт все символы из множества [math] \mathrm{FIRST} [/math].

Предположим, что в грамматике возможен вывод [math] A \Rightarrow^* c \gamma [/math], и алгоритм не включил [math] c [/math] в [math] \mathrm{FIRST}[A] [/math]. Докажем индукцией по числу шагов [math] \mathrm{while} [/math], что этого не может быть.

Пусть за [math] k [/math] шагов алгоритм добавит символы [math] c [/math] в множество [math] \mathrm{FIRST} [/math] для каждого нетерминала [math] A [/math], если [math] A \Rightarrow^k c \gamma [/math]. База индукции для числа шагов [math] 0 [/math] верна, если считать, что для всех терминалов нам известны [math] \mathrm{FIRST} [/math]. Если алгоритм корректно отрабатывает на [math](k-1)[/math]-ом шаге, то он правильно отработает их на [math]k[/math]-ом шаге, потому что

[math] A \Rightarrow \beta \Rightarrow^{k-1} c \gamma [/math]

Для [math] \beta [/math] алгоритм правильно построил [math] \mathrm{FIRST} [/math] по предположению индукции, а для [math] A [/math] он правильно построит по леммам, следовательно, переход доказан.

К тому же, алгоритм завершится за конечное число шагов, так как в [math] \mathrm{FIRST} [/math] для каждого нетерминала не может добавиться больше символов, чем есть в алфавите.
[math]\triangleleft[/math]

Построение FOLLOW[править]

Сформулируем похожие утверждения для построения [math] \mathrm{FOLLOW} [/math].

Лемма (3):
Для каждого правила [math] A \to \alpha B \beta [/math] верно, что [math](\mathrm{FIRST}(\beta) \setminus \{\varepsilon\}) \subset \mathrm{FOLLOW}(B) [/math]
Лемма (4):
Для каждого правила вида [math] A \to \alpha B [/math] или [math] A \to \alpha B \beta,\ \varepsilon \in \mathrm{FIRST}(\beta)[/math] верно, что [math]\mathrm{FOLLOW}(A) \subset \mathrm{FOLLOW}(B) [/math]

Псевдокод[править]

Реализация построения [math] \mathrm{FOLLOW} [/math] получается сразу из лемм. Для алгоритма сначала требуется выполнить построение [math] \mathrm{FIRST} [/math] для грамматики.

  function constructFOLLOW():
     for [math]( A  \in N )[/math]
         [math]\mathrm{FOLLOW}[A] =  \varnothing [/math]
     [math]\mathrm{FOLLOW}[S] =  \{\$\} [/math]   // в стартовый нетерминал помещается символ конца строки 
     changed = true
     while changed
         changed = false
         for [math]( A \to \alpha \in P )[/math]
             for [math]( B : \alpha = \beta B \gamma)[/math]
                 [math] \mathrm{FOLLOW}[B]\ \cup =\ \mathrm{FIRST}(\gamma) \setminus \{\varepsilon\} [/math]
                 if [math] \varepsilon \in \mathrm{FIRST}(\gamma) [/math]
                     [math] \mathrm{FOLLOW}[B]\ \cup =\ \mathrm{FOLLOW}[A][/math]
                 changed = true if [math] \mathrm{FOLLOW}[B] [/math] изменился

Корректность данного алгоритма доказывается точно так же, как и корректность алгоритма конструирования [math] \mathrm{FIRST} [/math].

Пример[править]

Рассмотрим, как будут строиться множества [math] \mathrm{FIRST} [/math] и [math] \mathrm{FOLLOW} [/math] на примере грамматики арифметических выражений. Ограничимся только операциями сложения, умножения и наличием скобок. Числа будем обозначать одной буквой [math] n [/math] для простоты. Интуитивная грамматика для арифметических выражений выглядит следующим образом:

[math] E \to E + E \mid E \times E \mid (E) \mid n [/math]

Однако данная грамматика содержит левую рекурсию, правое ветвление и является неоднозначной. Чтобы избавиться от данных проблем неявно, можно придумать более удачную грамматику для рассматриваемого языка. Например, она может иметь следующий вид:

[math] E \to T + E \mid T \\ T \to F \times T \mid F \\ F \to n \mid (E) [/math]

Данная грамматика содержит только правое ветвление, от которого можно избавиться левой факторизацией, после чего грамматика примет вид:

[math] E \to TE' \\ E' \to +E \mid \varepsilon \\ T \to FT' \\ T' \to \times T \mid \varepsilon \\ F \to n \mid (E) [/math]

А затем для простоты анализирования раскрыть нетерминалы [math] E [/math] и [math] T [/math] в правилах для [math] E' [/math] и [math] T' [/math].

[math] E \to TE' \\ E' \to +TE' \mid \varepsilon \\ T \to FT' \\ T' \to \times FT' \mid \varepsilon \\ F \to n \mid (E) [/math]

Конструирование FIRST для арифметических выражений[править]

Рассмотрим, как будет выглядеть множество [math] \mathrm{FIRST} [/math] после очередной итераций цикла [math] \mathrm{while} [/math].

После 1ой итерации:

Правило FIRST
[math]E[/math] [math]\{\ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ +,\ \varepsilon\ \} [/math]
[math]T[/math] [math]\{\ \}[/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ \times,\ \varepsilon\ \} [/math]
[math]F[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math]

После 2ой итерации:

Правило FIRST
[math]E[/math] [math]\{\ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ +,\ \varepsilon\ \} [/math]
[math]T[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ \times,\ \varepsilon\ \} [/math]
[math]F[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math]

После 3eй итерации:

Правило FIRST
[math]E[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ +,\ \varepsilon\ \} [/math]
[math]T[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ \times,\ \varepsilon\ \} [/math]
[math]F[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math]

Далее никаких изменений происходить не будет, и на этом алгоритм завершит свою работу.

Конструирование FOLLOW для арифметических выражений[править]

Теперь рассмотрим построение таблицы [math] \mathrm{FOLLOW} [/math] после каждой итераций цикла [math] \mathrm{while} [/math]. Стартовым нетерминалом будет [math] E [/math], поэтому в него добавим сразу [math] \$ [/math].

До цикла while:

Правило FOLLOW
[math]E[/math] [math]\{\ \$ \ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ \}[/math]
[math]T[/math] [math]\{\ \}[/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ \}[/math]
[math]F[/math] [math]\{\ \}[/math]

После 1ой итерации:

Правило FOLLOW
[math]E[/math] [math]\{\ \$,\ )\ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ \$ \ \} [/math]
[math]T[/math] [math]\{\ +,\ \$\ \}[/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ +,\ \$\ \}[/math]
[math]F[/math] [math]\{\ \times, \ +,\ \$\ \} [/math]

После 2ой итерации:

Правило FOLLOW
[math]E[/math] [math]\{\ \$,\ )\ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ \$,\ )\ \} [/math]
[math]T[/math] [math]\{\ +,\ \$\ \}[/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ +,\ \$\ \}[/math]
[math]F[/math] [math]\{\ \times, \ +,\ \$\ \} [/math]

После 3ей итерации:

Правило FOLLOW
[math]E[/math] [math]\{\ \$,\ )\ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ \$,\ )\ \} [/math]
[math]T[/math] [math]\{\ +,\ \$\ ,\ )\ \}[/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ +,\ \$\ ,\ )\ \}[/math]
[math]F[/math] [math]\{\ \times, \ +,\ \$\ ,\ )\ \} [/math]

На этом построение множества [math] \mathrm{FOLLOW} [/math] для грамматики закончится.

Итоговая таблица[править]

Правило FIRST FOLLOW
[math]E[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math] [math]\{\ \$,\ )\ \} [/math]
[math]E'[/math] [math]\{\ +,\ \varepsilon\ \} [/math] [math]\{\ \$,\ )\ \} [/math]
[math]T[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math] [math]\{\ +,\ \$\ ,\ )\ \}[/math]
[math]T'[/math] [math]\{\ \times,\ \varepsilon\ \} [/math] [math]\{\ +,\ \$\ ,\ )\ \}[/math]
[math]F[/math] [math]\{\ n,\ (\ \} [/math] [math]\{\ \times, \ +,\ \$\ ,\ )\ \} [/math]

Используя теорему, можно убедиться, что грамматика арифметических выражений на самом деле является LL(1)-грамматикой.

См. также[править]

Примечания[править]

Источники информации[править]