LR(1)-разбор — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Пример)
(Пример)
Строка 199: Строка 199:
 
# $C\rightarrow d$
 
# $C\rightarrow d$
 
Приведем каноническую таблицу синтаксического анализа для этой грамматики:
 
Приведем каноническую таблицу синтаксического анализа для этой грамматики:
{| cellspacing="0" cellpadding="10" align="center" border="1"
+
{| cellspacing="0" cellpadding="10" align="left" border="1"
! rowspan="2" style="background-color:#EEE"| Состояние
+
! rowspan="2" style="background-color:#EEE;text-align:center"| Состояние
! colspan="3" style="background-color:#EEE" | $ACTION$
+
! colspan="3" style="background-color:#EEE;text-align:center" | $ACTION$
! colspan="2" style="background-color:#EEE" |$GOTO$
+
! colspan="2" style="background-color:#EEE;text-align:center" |$GOTO$
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;"|$c$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$c$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$d$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$d$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$\char36$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$\char36$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$S$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$S$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$C$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$C$
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center;"|$0$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$0$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s3$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(3)$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s4$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(4)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$1$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$1$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$2$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$2$
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$1$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$1$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"| ok
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 10px;text-align:center"| '''Accept'''
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$2$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$2$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s6$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(6)$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s7$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(7)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$5$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$5$
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$3$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$3$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s3$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(3)$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s4$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(4)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$8$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$8$
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$4$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$4$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$r1$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$r(1)$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$r3$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$r(3)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$5$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$5$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$r1$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$r(1)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$6$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$6$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s6$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(6)$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$s7$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$s(7)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$9$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$9$
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$7$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$7$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$r3$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$r(3)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$8$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$8$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$r2$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$r(2)$
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$r2$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$r(2)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|-
 
|-
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$9$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$9$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|$r2$
+
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px;text-align:center"|$r(2)$
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|
 
|style="background-color:#FFF;padding:2px 20px"|

Версия 22:02, 18 сентября 2015

<wikitex> В некоторых случаях SLR-разбор может выдать неправильный результат. В таких случаях используют более сложные методы, такие как LR(1) и LALR-разбор. Рассмотрим первый из них. </wikitex>

Отличия от SLR-разбора

<wikitex> Основным отличием LR(1)-разбора от SLR-разбора является использование предпросмотра (англ. lookahead) символов.

Приведём пример ситуации, в которой SLR-разбор не справится с задачей:

Рассмотрим грамматику вида: $ S \to L=R \mid R \\ L \to *R \mid id \\ R \to L $

Покажем её канонический LR(0)-набор:

$I_0$ $I_1$ $I_2$ $I_3$ $I_4$ $I_5$ $I_6$ $I_7$ $I_8$ $I_9$

$S' \to \cdot S \\ S \to \cdot L = R \\ S \to \cdot R \\ L \to \cdot * R \\ L \to \cdot id \\ R \to \cdot L$

$S' \to S \cdot$

$S \to L \cdot = R \\ R \to L \cdot$

$S \to R \cdot$

$L \to * \cdot R \\ R \to \cdot L \\ L \to \cdot * R \\ L \to \cdot id$

$L \to id \cdot$

$S \to L = \cdot R \\ R \to \cdot L \\ L \to \cdot * R \\ L \to \cdot id$

$L \to * R \cdot$

$R \to L \cdot$

$S \to L = R \cdot$

Рассмотрим ситуацию $I_2$. Если SLR-парсер находится в $I_2$ и очередной входной символ равен $=$, то парсер выполняет свёртку в соответствии с продукцией $R \to L$, что неверно, т.к. в этой грамматике не выводится выражение $R=\ldots$ и парсер должен был выполнить перенос, а не свёртку.

Чтобы решить эту проблему, необходимо хранить в ситуации больший объём информации, который позволит не делать таких ошибочных свёрток. </wikitex>

Канонические LR(1)-ситуации

<wikitex> Основная идея заключается в том, чтобы хранить в ситуациях больше информации, чтобы не производить некорректных свёрток. Добавим в ситуацию второй компонент: терминальный символ. Таким образом, LR(1)-ситуации будут выглядеть следующим образом:

$[A\rightarrow\alpha\cdot\beta, a]$, где первая часть — продукция, а вторая — терминал или маркер конца входной строки $\char36$. Здесь $a$ называется предпросмотром (англ. lookahead) ситуации, а число 1 в LR(1) означает его длину. Теперь мы будем выполнять свёртку в соответствии с продукцией $A\rightarrow\alpha$, только в том случае, если находимся в ситуации $[A\rightarrow\alpha\cdot\beta, a]$ и $a$ — входной символ.

Определение:
Назовём LR(1)-ситуацию $[A\rightarrow\alpha\cdot\beta, a]$ допустимой (англ. valid) для активного префикса $\gamma$, если существует правое порождение $S\Rightarrow^{*}\delta A w\Rightarrow\delta\alpha\beta w$, где верно одно из трёх: либо $\gamma=\delta\alpha$, либо $a$ является первым символом $w$, либо$w=\varepsilon$ и $a=\char36$.

</wikitex>

Построение множеств LR(1)-ситуаций

<wikitex> Метод построения похож на метод для $LR(0)$-разбора, с двумя изменёнными функциями: $closure(I)$ — замыкание множества ситуаций, и $goto(X,I)$ — функция переходов в автомате по символу $X$.

Лемма:
$$\forall{b} \mid b\in FIRST(\beta\alpha): [A\rightarrow\alpha\cdot B\beta, a]\in I\Rightarrow [B\rightarrow\cdot\gamma, b]\in closure(I)$$ Другими словами, при построении замыкания вторая часть добавленных ситуаций должна принадлежать $FIRST(\beta\alpha)$
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Рассмотрим ситуацию вида $[A\rightarrow\alpha\cdot B\beta, a]$ в множестве ситуаций, допустимых для некоторого активного префикса $\gamma$. Тогда существует правое порождение $S\Rightarrow^{*}\delta Aax\Rightarrow\delta\alpha B\beta ax$, где $\gamma=\delta\alpha$. Предположим, что $\beta ax$ порождает строку терминалов $by$. Тогда для каждой продукции вида $\forall{B\rightarrow\eta}\exists{\eta}$ мы имеем порождение $ S\Rightarrow^{*}\delta Bby\Rightarrow\delta\eta by$. Таким образом, $[B\rightarrow\cdot\eta,b]$ является допустимым для $\gamma$. Заметим, что $b$ может быть первым терминалом, порожденным из $\beta$, либо, возможно что $\beta$ порождает $\varepsilon$ слева: $\beta ax\Rightarrow^{*}by$, следовательно $b=a$. Таким образом, $b\in FIRST(\beta ax)$. Поскольку $x$ не может содержать первый терминал из $by$, то $FIRST(\beta ax)=FIRST(\beta a)$

Значит, $b\in FIRST(\beta a)$.
[math]\triangleleft[/math]

</wikitex>

Псевдокод

<wikitex> Псевдокод построения множеств $closure$ и $goto$, а также множества ситуаций $items$:

 Item[] closure(Item[] I):
     bool changed
     Item[] J = I   
     repeat
         changed = false
         for $[A\rightarrow\alpha\cdot B\beta, a]\in I$
             for $(B\rightarrow\gamma)\in G'$
                 for $b\in FIRST(\beta\alpha)$
                     J.add($[B\rightarrow\cdot\gamma,b]$)
                     changed = true
     until not changed
     return J

 Item[] goto(Item[] I, X):
     Item[] J $=\varnothing$
     for $[A\rightarrow\alpha\cdot X\beta, a]\in I$
         J.add($[A\rightarrow\alpha X\cdot\beta, a]$)
     return $closure(J)$

 Item[][] items($G'$):
     bool changed
     Item[][] $C = \{closure({S'\rightarrow\cdot S,\char36})\}$
     repeat
         changed = false
         for Item[] $I\subset C$
             for $X \in symbols(G')$ //по всем символам грамматики
                 if $goto(I,X)\neq\varnothing$ and $goto(I,X)\not\subset C$
                     C.add($goto(I,X)$)
                     changed = true
     until not changed
     return C

</wikitex>

Пример

<wikitex> Рассмотрим следующую грамматику $G'$:

  • $S'\rightarrow S$
  • $S\rightarrow CC$
  • $S\rightarrow cC|d$

Запустим процедуру $items(G')$. Она начинается с вычисления $closure([S\rightarrow S', \char36])$. Это правило вида $[A\rightarrow\alpha\cdot B\beta, a]$, где $A=S';\alpha=\varepsilon;B=S;\beta=\varepsilon;a=\char36$. Т.к. в таком случае $FIRST(\beta\alpha) = {\char36}$, то мы добавим только правило $[S\rightarrow\cdot CC,\char36]$.

Продолжив вычислять замыкание таким образом, мы добавим во множество ситуаций $[C\rightarrow\cdot C, c]$, $C\rightarrow\cdot C, d]$, $C\rightarrow\cdot d, c]$, и $C\rightarrow\cdot d, d]$. Т.к. ни одна из новых ситуаций не имеет вид $[A\rightarrow\alpha\cdot B\beta, a]$ (справа от точки во всех ситуациях терминалы), то функция $closure$ завершает свою работу и начальное множество ситуаций в данном случае равно:

Рис. 1 Множества ситуаций и их переходы

$$I_0: \{[S'\rightarrow \cdot S, \char36],[S\rightarrow\cdot CC,\char36],[C\rightarrow\cdot C, c/d],[C\rightarrow\cdot d, c/d]\}$$ Следующим шагом процедуры $items$ будет вычисление функции переходов автомата $goto(I_0,X)$ для всех символов $X$ грамматики $G'$:

При $X=S$: $$closure({[S'\rightarrow S\cdot,\char36]}) = \varnothing$$ Мы не добавили ни одной ситуации, т.к. точка является крайней справа. Таким образом, $$I_1: \{[S'\rightarrow S\cdot,\char36]\}$$ При $X=C$: $$I_2 = closure(\{[S\rightarrow C\cdot C,\char36]\})$$ $$I_2 = \{[S\rightarrow C\cdot C,\char36],[C\rightarrow\cdot cC,\char36],[C\rightarrow\cdot d,\char36]\}$$ При $X=c$: $$I_3 = closure(\{[C\rightarrow c\cdot C,c/d]\})$$ $$I_3 = \{[C\rightarrow c\cdot C,c/d],[C\rightarrow\cdot cC,c/d],[C\rightarrow\cdot d,c/d]\}$$ При $X=d$: $$I_4 = closure(\{[C\rightarrow d\cdot ,c/d]\})$$ $$I_4 = \{[C\rightarrow d\cdot,c/d]\}$$ На этом завершается выполнение цикла из процедуры $items$ для $I_0$. $$goto(I_1, *)=\varnothing$$ $$I_5 = goto(I_2, C) = closure(\{[S\rightarrow CC\cdot,\char36]\})=\{[S\rightarrow CC\cdot,\char36]\}$$ $$I_6 = goto(I_2, c) = closure(\{[C\rightarrow c\cdot C,\char36]\})$$ $$I_6=\{[C\rightarrow c\cdot C,\char36],[C\rightarrow \cdot cC,\char36],[C\rightarrow \cdot d,\char36]\}$$ Обратим внимание, что $I_6$ отличается от $I_3$ только правыми частями ситуаций. Такое явление является частым в LR(1)-анализе, из-за него результирующая таблица будет неоправданно большой. LALR-анализ борется с этим явлением. Продолжим: $$I_7 = goto(I_2, d) = closure(\{[C\rightarrow d\cdot ,\char36]\}) = \{[C\rightarrow d\cdot ,\char36]\}$$ На этом рассмотрение $goto(I_2)$ завершено, переходим к $goto(I_3)$: $$I_8 = goto(I_3, C) = closure(\{[C\rightarrow cC\cdot ,c/d]\}) = \{[C\rightarrow cC\cdot ,c/d]\}$$ В множествах $I_4$ и $I_5$ все ситуации имеют точки в крайнем положении справа, следовательно эти множества не имеют $goto$ $$goto(I_6, c) = I_6$$ $$goto(I_6, d) = I_7$$ $$I_9 = goto(I_6, C) = \{[C\rightarrow cC\cdot,\char36]\}$$ Остальные множества ситуаций не дают нам значений $goto$, процедура $items$ завершает работу. </wikitex>

Канонические LR(1)-таблицы

В алгоритме будут использоваться структуры, описанные в конспекте про LL(k) грамматики

Алгоритм

// вход: [math]G'[/math] — расширенная грамматика
// выход: таблицы [math]ACTION[/math] и [math]GOTO[/math] канонического [math]LR[/math]-анализа
function [math]\mathtt{getLR1LexTable}(G'):[/math]
   [math] C'(G') \leftarrow \{I_0,I_1..I_n\}[/math] // множество канонических ситуаций для [math]G'[/math]
   [math]\mathtt{fillArray}(ACTION,[/math] Error[math] ):[/math]
   foreach [math]I_i \in (E(G))\[/math]
       if [math][A\rightarrow \alpha\cdot a\beta, b] \in I_i[/math] and [math]GOTO(I_i,a) = I_j[/math] // здесь [math]a[/math] — терминал
           [math]ACTION[i,a] = [/math] Shift([math]j[/math])
       if [math][A\rightarrow \alpha\cdot, a] \in I_i[/math] and [math]A\neq S'[/math] 
           [math]ACTION[i,a] = [/math] Reduce([math]A  \to a[/math])
       if [math][S'\rightarrow S\cdot, \char36] \in I_i[/math]
           [math]ACTION[i,\char36] = [/math] Accept
       if [math]GOTO(I_i,A) = I_j[/math]
           [math]GOTO[i,A]\leftarrow j[/math]

Если в процессе построения обнаружатся конфликтующие действия — это значит, что грамматика не принадлежит классу LR(1)

Таблица, построенная в результате применения алгоритм называется канонической таблицей LR(1)-анализа.

Пример

<wikitex> Рассмотрим следующую грамматику $G$:

  1. $S\rightarrow CC$
  2. $C\rightarrow cC$
  3. $C\rightarrow d$

Приведем каноническую таблицу синтаксического анализа для этой грамматики:

Состояние $ACTION$ $GOTO$
$c$ $d$ $\char36$ $S$ $C$
$0$ $s(3)$ $s(4)$ $1$ $2$
$1$ Accept
$2$ $s(6)$ $s(7)$ $5$
$3$ $s(3)$ $s(4)$ $8$
$4$ $r(1)$ $r(3)$
$5$ $r(1)$
$6$ $s(6)$ $s(7)$ $9$
$7$ $r(3)$
$8$ $r(2)$ $r(2)$
$9$ $r(2)$

</wikitex>

См. также

Источники информации