LR(1)-разбор — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(Канонические LR(1)-таблицы)
Строка 172: Строка 172:
 
</wikitex>
 
</wikitex>
 
=== Канонические LR(1)-таблицы ===
 
=== Канонические LR(1)-таблицы ===
 +
В алгоритме будут использоваться структуры, описанные в [http://neerc.ifmo.ru/wiki/index.php?title=LR(k)-%D0%B3%D1%80%D0%B0%D0%BC%D0%BC%D0%B0%D1%82%D0%B8%D0%BA%D0%B8#.D0.A3.D0.BF.D1.80.D0.B0.D0.B2.D0.BB.D1.8F.D1.8E.D1.89.D0.B0.D1.8F_.D0.BF.D1.80.D0.BE.D0.B3.D1.80.D0.B0.D0.BC.D0.BC.D0.B0_.D0.B0.D0.BD.D0.B0.D0.BB.D0.B8.D0.B7.D0.B0.D1.82.D0.BE.D1.80.D0.B0 конспекте про LL(k) грамматики]
 
==== Алгоритм ====
 
==== Алгоритм ====
 
  <font color=green>// вход: <tex>G'</tex> {{---}} расширенная грамматика</font>
 
  <font color=green>// вход: <tex>G'</tex> {{---}} расширенная грамматика</font>
  <font color=green>// выход: таблица канонического <tex>LR</tex>-анализа с функциями <tex>ACTION</tex> и <tex>goto</tex></font>
+
  <font color=green>// выход: таблицы <tex>ACTION</tex> и <tex>GOTO</tex> канонического <tex>LR</tex>-анализа</font>
 
  '''function''' <tex>\mathtt{getLR1LexTable}(G'):</tex>
 
  '''function''' <tex>\mathtt{getLR1LexTable}(G'):</tex>
 
     <tex> C'(G') \leftarrow \{I_0,I_1..I_n\}</tex> <font color=green>// множество канонических ситуаций для <tex>G'</tex></font>
 
     <tex> C'(G') \leftarrow \{I_0,I_1..I_n\}</tex> <font color=green>// множество канонических ситуаций для <tex>G'</tex></font>
     <tex>\mathtt{fillArray}(ACTION,</tex> <font color=red>'''ошибка'''</font><tex> ):</tex>
+
     <tex>\mathtt{fillArray}(ACTION,</tex> '''Error'''<tex> ):</tex>
 
     '''foreach''' <tex>I_i \in (E(G))\</tex>
 
     '''foreach''' <tex>I_i \in (E(G))\</tex>
         '''if''' <tex>[A\rightarrow \alpha\cdot a\beta, b] \in I_i</tex> <font color=green>// здесь <tex>a</tex> {{---}} терминал</font>
+
         '''if''' <tex>[A\rightarrow \alpha\cdot a\beta, b] \in I_i</tex> '''and''' <tex>GOTO(I_i,a) = I_j</tex> <font color=green>// здесь <tex>a</tex> {{---}} терминал</font>
             <tex>ACTION[i,a] = </tex> <font color=#C98300>'''перенос''' <tex>j</tex></font>
+
             <tex>ACTION[i,a] = </tex> '''Shift'''(<tex>j</tex>)
 
         '''if''' <tex>[A\rightarrow \alpha\cdot, a] \in I_i</tex> '''and''' <tex>A\neq S'</tex>  
 
         '''if''' <tex>[A\rightarrow \alpha\cdot, a] \in I_i</tex> '''and''' <tex>A\neq S'</tex>  
             <tex>ACTION[i,a] = </tex> <font color=#C98300>'''свертка''' <tex>A\rightarrow a</tex></font>
+
             <tex>ACTION[i,a] = </tex> '''Reduce'''(<tex>A \to a</tex>)
 
         '''if''' <tex>[S'\rightarrow S\cdot, \char36] \in I_i</tex>
 
         '''if''' <tex>[S'\rightarrow S\cdot, \char36] \in I_i</tex>
             <tex>ACTION[i,\char36] = </tex> <font color=green>'''принятие'''</font>
+
             <tex>ACTION[i,\char36] = </tex> '''Accept'''
         '''if''' <tex>goto(I_i,A) = I_j</tex>
+
         '''if''' <tex>GOTO(I_i,A) = I_j</tex>
             <tex>goto[i,A]\leftarrow j</tex>
+
             <tex>GOTO[i,A]\leftarrow j</tex>
 
Если в процессе построения обнаружатся конфликтующие действия {{---}} это значит, что грамматика не принадлежит классу LR(1)
 
Если в процессе построения обнаружатся конфликтующие действия {{---}} это значит, что грамматика не принадлежит классу LR(1)
  

Версия 21:21, 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 $ACTION$ $goto$
$c$ $d$ $\char36$ $S$ $C$
$0$ $s3$ $s4$ $1$ $2$
$1$ ok
$2$ $s6$ $s7$ $5$
$3$ $s3$ $s4$ $8$
$4$ $r1$ $r3$
$5$ $r1$
$6$ $s6$ $s7$ $9$
$7$ $r3$
$8$ $r2$ $r2$
$9$ $r2$

</wikitex>

См. также

Источники информации