Пәнін оқыту-әдістемелік кешен 5В060200 «Информатика» мамандығына арналған ОҚУ-Әдістемелік материалдар

Детерминант емеске келтірейік.

• 
  δ – өту функциясы. Аргументтер – мағына және кіру символы, нәтижесінде – мағынаның көптігі (бос – болуы мүмкін).
  
• 
  Егер автомат q_i жағдайында болса,ал кіруге b символы енгізіледі, онда автомат δ(q_i, b) жиын мағынасының жағдайына өтеді. Егер автомат жиын {q_i}, жағдайында болса, онда ол жиын жағдайға өтеді.
  

2 – ші суретте жай детерминант емес шеткі автомат көрсетілген, 0 ден және 1 тізіміне рұқсат беретін бау көрсетілген және ол 00 аяқталады.

Тура осы автомат кесте түрінде:

		0	1
->	q0	{q0, q1}	{q0}
	q1	{q2}	Ø
*	q2	Ø	Ø

Оның жұмысын қарастырайық.

Мысалға, автомат кірісіне «100100» тізбек келіп тұрсын делік.

2. Детерминант емес шекті автомат бойынша детерминант автоматының айырмашылығы?

1. Белгілерді оқу. Лексикалық анализдерді программалау.

2. LEX лексикалық анализаторының құрылымы.
1. Лексикалық талдау.

Программаның берілуі текстік шығаруда компилятор жұмысына өте ыңғайлы сондықтан программа анализінің уақытында кезегі пайда болады немесе лексема пайда болады. Лексемалардың көпшілігі лексикалық класстарға өтеді. Лексемалар бір лексикалық класқа көшеді. Егер олар синтаксистік анализаторда болса. Мысалы: синтаксистік анализ уақытында барлық идентификаторлардыбірдей деп санауға болады. Лексикалық класстардың көлемі өте алуан түрлі. Мысалы: лексикалық класс идентификатордан өте шексіз. Басқа жағынан, лексикалық класстар бар, олар бір ғана лексемадан тұрады. Мысалы көпшілік ішінде if лексемасынан тұрады.

Программалау тілінің көпшілігінде келесі лексикалық класстар бар:

* негізгі сөздер

*идентификаторлар

*жолдық интегралдар

*сандық константтар

Барлық көпшілік ішіне кейбір сандар беріледі. Олардың лексикалық класстың идентификаторы немесе лексикалық класс деп аталады.

Мысалы: const pi = 3.1416.

Паскаль тілінің операиторын қарастырайық. Бұл оператор келесі лексемалардан тұрады:

• 
  Const – лексикалық класс, const LS
  
• 
  Pi лексикалық класс Identifier LS
  
• 
  =- лексикалық класс Relation LS
  
• 
  3.1416- блексикалық класс Number LS
  
• 
  ; - лексикалық класс Semicolon LS
  

Кейбір тілдердің ерекшеліктері бар, олар лексикалық талдауды құрайды. Мұндай тілдер Фортран және Кобол, тілдері конструкциясының алмасуын енгізу жолында позициясы болады. Мысалы: жолды ауыстырғанда Коболда арнайы 6 колонколы символдар қолданылады. Әйтпесе келесі жол дұрыс болмайды. Қазіргі кездегі тілдердің негізгі тенденциясы программалауда текстік программада еркін алмасады. Бір тілден екіншісіне тілдегі символдарды қолдану ережесі пайда болады. Кейбір тілдерде,

Алгол 98 немесе Фортран пробелдері жолдық интегралдарға байланысты.

Мысалы: ДО5= 1,25 операторында ДО кілті сөздің 10- дық нүктесінен анықтауға болады. Басқа жағынан, ДО 5=1,25 операторында біз лексеманы табамыз.

Кілтті сөз ДО нұсқа5, идентификатор 1, оператор =, констант 1, үтір және констант 25. Сондықтан, үтірді кездестіргенше, бізДО – кілтті сөздің деңгейін береді. Бұл жағдайды шешу үшін, FORTRAN 77 әрбір үтірде нұсқа мен индекспен ДО операторында орындалады. Мұндай үтірдің қолданылуы ДО операторын анықтап береді. Қазіргі кезде прогрммалау тілдерінде кілтті сөз анықталмайды. Егер кілтті сөз анықталмаса, онда лексикалық талдау кілтті сөзді анықтайды. Шын мәнінде, нгер лексикалық талдау, мысалы, PL/I келесі операторда толық болады.

If then then then = else ; else; else =then;

Лексикалық анализаторды қарастырғанға дейін, лексема не екенін біліп алуымыз керек.

Лексема (тілдің лексикалық бірлігі) – бұл тілдің құрылымдық бірлігі, ол қарапайым тілдердің символдарынан тұрады және құрамында басқа тілдердің құрылымдық бірліктері болмайды.

Қарапайым сөйлесу тілінің лексемасы сөздер болады. Программалау тілдерінің лексемасы идентификаторлар, тұрақтылар, тілдің негізгі сөздері, операция белгілері және тағы басқа болады.

Программалау тілдерінің құрамы осы тілдің синтаксисімен анықталады.

Лексикалық анализатор (немесе сканер) – бұл компилятордың бір бөлігі, ол шығу программасын оқиды және оны мәтінде кіру тілінің лексемасымен белгілейді. Лексикалық анализатордың кірісіне шығу программасының мәтіні түседі, ал шығу ақпараты компилятормен келесі өңдеуге көшеді.

Теориялық жағынан анализатор компилятордың міндеттісі болмайды. Оның барлық функциялары синтаксистік талдаудың қадамында орындалады, өйткені ол толығымен кіру тілінің синтаксисі регламентпен берілген. Сонда бірнеше себептер болады, осы себептер негізінде барлық компиляторлар құрамында лексикалық анализ бар:

• лексикалық анализатор шығу программасының синтаксистік қадамындағы мәтінмен жұмысты жеңілдетеді және өңделетін ақпараттың өлшемін қысқартады.

• мәтінде лексемалар талдауын белгілеу үшін, қарапайым, эффектілік және тоериялық жағынан сараптау техникасы жақсы болса, осы уақытта синтаксистік анализдің қадамында, шығу тілінің құрылымында қиын, күрделі талдау алгоритмдері қолданылады.

• құрылымы бойынша күрделі синтаксистік анализатор және шығу программа мәтіннің арасындағы айырмашылықты сканер көрсетеді.

Лексикалық анализатормен орындалатын функциялар және лексема құрамы, оларды ол шығу программасының мәтінінде белгілейді, олар компилятор версиясына байланысты өзгере алады. Онда қандай функцияларды лексикалық анализатор орындайды және қандай лексема типтерін ол шығыс программасында белгілеуі керек, ал қандай типтерді синтаксистік талдаудың қадамына, осының бәрін компиляторды өңдеуші шешеді. Негізінен лексикалық анализаторлар шығыс программасының айтылуынан ерекшеліктерді орындайды. Сонымен қатар табуляция символдарының және жол аударуларының, сонымен қатар келесі типтер лексемалар символдарының: идентификаторлар, сандық және сандық тұрақтылардың, негізгі кіру тілінің сөздерін, операция белгілерінің және бөлгіштердің ерекшеліктерін орындайды.

Қарапайым түрде лексикалық және синтаксистік анализдер компилятормен орындала алады. Бірақ көптеген программалау тілдеріне, лексикалық анализдің қадамына ақпарат жеткіліксіз болуы мүмкін. Осындай жағдайдың мысалы болып, FORTRAN тіліндегі оператор программасы бола алады. Егер мәтін бойынша DO 10 I=1 оператордың типін анықтауға болмайды.

Басқа тағы мысал бола алатын С тілінің операторы. Оның сыртқы пішіні мынадай болады: k = i+++++j; Бұл оператордың тек бір ғана түсіндірмесі бар: k = i++ + ++j; Оның лексикалық анализаторын табу үшін, барлық операторды аяғына дейін қарап шығу керек. Қате нұсқалары тек семантикалық анализдің қадамында байқалуы мүмкін. (Мысалы, k = (i++)+++j; нұсқасы синтаксистік жағынан дұрыс болады, бірақ С тілінің семантикасымен рұқсат етілмейді). Бұл конструкция дұрыс болу үшін, оған кіретін және операндалар бейнеленуі керек және тілінің операциясына рұқсат беру керек.

Сондықтан көптеген компиляторларда лексикалық және синтаксистік анализаторлар – бұл бір – бірімен байланысты бөліктер.

Лексикалық және синтаксистік анализаторлар арасындағы байланыстардың екі түрлі әдісі бар:

• жүйелік

• параллельдік

Жүйелік нұсқада лексикалық анализатор шығыс программасының мәтінін басынан, аяғына дейін қарастырады. Сонымен қатар бұл мәліметтердің жиынтығын лексемалар кестесі деп атайды. Лексема кестесінде тілдің негізгі сөздері, идентификаторлар және тұрақтылар, ереже бойынша, айтылған кодтарға өзгертіледі. Сонымен қатар идентификаторлар және тұрақтылар үшін, лексема кестелерінің және идентификаторлар кестелерінің арасында байланыс орнатылады.

Бұл нұсқада лексикалық анализатор барлық шығыс программасының мәтінін бір рет басынан аяғына дейін қарастырады. Лексемалар кестесі толығымен құрылады және оған компилятор қайта оралмайды. Барлық келесі өңдеуді компиляцияның келесі фазалары орындайды.

Параллельдік нұсқада шығу мәтінінің лексикалық талдауы қадам бойынша орындалады, сонымен синтаксистік анализатор, келесі тілдің құрамындағы талдауды орындап, сканерге келесі лексема туралы хабарлайды. Сонымен қатар ол қандай лексеманы күту керектігін хабарлайды. Талдау барысында қателік болса “қайта қайтару” орындалуы мүмкін, мәтіннің талдауын басқа негізде орындау үшін. Синтаксистік анализатор келесі тіл құрамының конструкциялық талдауын орындаса, лексикалық анализатор табылған лексемаларды лексема кестесіне және идентификатор кестесіне орналастырып, талдауды сол тәртіппен жалғастырады. Параллельдік нұсқауда берілген синтаксистік және лексикалық анализаторлардың жұмысы 1.1 кестеде көрсетілген.

... Begin

For i: = 1 to N do

Лексикалық анализатор тұрақтылар және идентификатор сияқты объектілермен қарым қатынаста болады. Тұрақтылар және идентификаторлар тілі – көп жағдайда қайталанбас болады және қайталанбас грамматикаларының көмегімен жазылуы мүмкін. Қайталанбас тілдердің анықтамасы соңғы автоматтар болады. Мынадай ережелер болады, осы ережелер арқылы кез келген қайталанбас грамматика үшін детерминировалданған емес соңғы автомат құрылуы мүмкін. Әрбір кіру тізбегінің тілі үшін соңғы автомат сұраққа жауап қайтарады.

Сканер келесі іс - әрекеттерді орындау керек:

• лексеманың шекарасын толық анықтауы керек, олар шығу мәтінінде берілмеген;

• ақпаратты сақтау үшін, белгілі бір іс - әрекеттерді орындауы керек.

Лексемалардың шекараларын анықтау.

Лексемалардың шекараларын белгілеу қателіктер туғызады. Өйткені кіру программасының мәтінінде лексемалар арнайы символдармен шектелмеген. Егер сканер – программасының терминында айтатын болсақ, онда лексемалардың шекараларын анықтау – бұл дегеніміз кіру символдарының жалпы ағымына кіретін жолдардың белгіленуі. Жалпы түрде бұл мақсат қиын болуы мүмкін, онда сканердің параллельдік жұмысы керек болды (лексикалық анализатордың), синтаксистік талдаудың және семантикалық талдаудың да жұмысы керек болды. Көптеген кіру тілдеріне лексема шекаралары берілген терминалдық символдармен шешіледі. Бұл символдар – пробелдер, операция белгілері, коментарий символдары, сонымен қатар бөлінділер (үтірлер, нүктелі үтірлер және тағы басқа). Бұндай терминалдық смиволдардың жиынтығы кіру тілінің синтаксисіне байланысты болады.

Маңыздысы, операция белгілері лексемалар болады және оларды жіберуге болмайды.

Ереже бойынша сканерлер келесі принцип бойынша жүзеге асады: кіру ағымы мәтінінің кезекті символы лексемаға әрдайым қосылады. Егер символ лексемаға қосылмаса, онда ол лексеманың шекарасы және келесі лексемасының басы болып табылады. (егер символ бос бөлгіш бомаса – пробел, табуляция символы немесе жолдың ауыстыруы). Бұндай принцип лексема шекарасын дұрыс анықтауға мүмкіндік бермейді.

Мысалы, жоғарыда көрсетілген С тілінің жолы k = i +++++ j; лексемаларға келесі түрде бөлінеді:

K = I ++ ++ +j; - және бұл бөлу дұрыс емес, компилятор қолданушыға қате туралы хабарлама жібереді.

Лексикалық анализатор түзу жұмыс істейді, егер берілген шығу мәтінінде (шығу тілінің символдар тізбегіне) және ағымдағы көрсеткіш онда лексеманы анықтайды, лексикалық анализатордың тура жұмысында оның синтаксистік танытумен байланыста болуы мүмкін.

Лексикалық анализатор тура жұмыс істемейді, берілген түрдің лексемасы және көрсеткіштің ағымдағы түрінде ол көрсеткіштің оң жағында орналасқан лексеманы анықтайды, және егер ол талап ететін түрге сәйкес келсе, онда көрсеткішті мәтін белгінің оң жағына жылжытады. Тура нұсқасына қарағанда берілген лексикалық анализаторға кірген кезде күтудегі лексеманың типін беру керек. Сондықтан лексикалық анализдің тура емес жұмысында оның синтаксистік танытумен параллельдік байланыс болуы керек.

Енді сканерлердің практикалық орындалуын қарастыруға болады: Компилятордың құрамында бір емес, бірнеше лексикалық анализатор болуы мүмкін. Олардың әрқайсысы анықталған лексеманың типін тексеру және таңдау үшін арналған.

Сонымен қарапайым лексикалық анализатордың компиляторда жұмысын келесі түрде бейнелеуге болады:

• кіру ағымынан бір символ таңдалады, ол қандай сканер іске қосылатынына байланысты (символ қате болуы мүмкін);

• жіберілген сканер негізгі тілде программаның кіру символының ағымын қарастырады, келесі символды анықтағанша талап ететін лексемаға кіретін символдарды белгілейді, ол лексеманы шектеуі керек.

• белгіленген лексема туралы анықтаманың табысты анықталуы лексема кестелерін және идентификаторлар кестесіне енгізіледі, алгоритм бірінші қадамға қайтады және кіру ағымының символдарын қарастыруға жалғастырады. Жалғасы сканерлер тоқталған жерден басталады;

• егер танылу дұрыс орындалмаса қате туралы хабарлама келеді, ал қалғаны сканердің жұмысына байланысты болады – оның жұмысы тоқтатылады немесе келесі лексеманы орындайды. (алгоритмнің бірінші қадамына өту жүріп жатыр).

Лексикалық анализатордың құрылу автоматизациясы (LEX программасы).

Лексикалық танушылар (сканерлер) – бұл компилятордың маңызды бөлігі ғана емес. Сонымен қатар лексикалық анализ басқа да облыстарда қолданылады, мысалға компьютерде мәтіндік ақпаратты өңдеумен байланысты. Ең алдымен, лексикалық анализ барлық командалық процессорларды және утилиттерді талап етеді. Сонымен қатар, енгізілу мәтінінің лексикалық анализін барлық мәтіндік редакторлар және мәтіндік процессорлар қолданады.

Лексикалық анализаторды құруға арналған көптеген программалар бар. Олардың арасынан ең танымалысы LEX программасы.

LEX – сканерлерді генерациялауға арналған прграмма (лексикалық анализатордың).

LEX программасының нәтижесі, программалау тілінің кейбіреуінде болады, ол ену файлын оқиды және одан берілген айтылуларды белгілеп алады.

LEX программасының тарихы UNIX операциялық жүйесінің тарихымен тығыз байланыста. Бұл программа OC UNIX утилиттердің құрамында пайда болады, қазіргі уақытта осы типтің әрбіріне кіреді.

Қазіргі кезде кез келген OC үшін LEX программасының көптеген түрлері бар.

LEX тің жұмыс принципі өте жеңіл: оған енгізілуге мәтіндік файл беріледі, ал шығу кезінде сканер программасының шығу мәтінімен файл алынады. Сканердің шығу программасының мәтіні кез келген кітапханалардың кез келген функцияларымен толықтырылуы мүмкін. Осындай жағдайда LEX лексикалық анализатордың өңделуін жеңілдетеді.

1. 
   Шығарылған синтаксистік талдау.
   
2. 
   LL(1) - грамматикасы.
   
3. 
   Рекурсивтік түсу.
   
4. 
   КС-грамматикасының бейнеленуі.
   
5. 
   Сол жақ рекурсияның жойылуы. Сол жақ факторизация.
   
6. 
   Енгізілген синтаксистік талдау. LL(1)-анализаторы.
   
7. 
   Синтаксистік талдаудың құру және қолдану кестесі. LR талдауының ерекшелігі және нұсқасы.
   

Берілген бөлімде мысал ретінде талдау және арифметикалық есептеу мағынасын аламыз. Қарапайым мысалдан күрделі мысалға өте отырып, бір толыққанды калькулятор құраймыз. Берілген арифметикалық өрнекті операцияны санай алатын және м ауыспалы функцияны қолдана отырып, жақша арқылы жүзеге асырып өзгерте алатын.

Синтаксистік талдау – бұл процесс, онда лексем таблицасы орнатылады. Ол құрылымды шартты қамтамассыз етеді. Формуляцияланған және синтаксистік тілде анықалғаны анық.

Синтаксистік тілдің негізгі тапсырмасы – программа құрылымын талдау. Ереже сияқты құрылым ішінде ағаш түсіндіріледі, контексті еркін грамматикалық тілге сәйкес келетін. Қазіргі уақытта көбінесе LL(1)-талдау және LR(1)-талдау және оның варианты қлданылады. Рекурсивті жіберу көбінесе синтаксистік анализаторды қолмен программалағанда қолданылады, LR(1)-автоматты жүйе синтаксистік анализаторда қолдана отырып орындайды.

Синтаксистік талдаудың нәтижесі синтаксистік ағаш таблица объектісіне жіберу болып табылады. Синтаксистік талдаудың процесінде қателар табылады, программа құрылымымен байланысты.

Контекстік тілдің этаптары программа бөліктеріне тәуелділігі анықталады, контексті еркін синтаксистік жазылған.

Бұл негізхгі байланыс «суреттеу - қолдану», объектіге анализ типі, облысты талдау түрлері, параиетрлер сәйкестігі, белгілер және тағы басқа. Контексті талдау объект таблицасы нәтижесінде объектіні суреттеу ақпаратты толықтырады.

Ассемблер таблицасының құрылымы жоғарғы жылдамдығые іздеу қамтамассыз ету арқылы таңдалады. Команда таблицасы және директив әрқашанда мәлімет қоры болып табылады. Олар бір рет толтырылады – Ассемблерді өңдегенде, одан кейін өзгертілмеген болып қалады.

Бұл таблицалар тура хеширлеу функциясын құрады, мнемониканы таблицадағы адрес жазуы жүзеге асырады.

Тырысы мағынасын және функцияны хеширлеуді таңдауға ие. Таблицада коллизиялардың болмауы. Толтырылған таблицалар бір рет жүзеге асырылады, ал өту қайта-қайта шығару арқылы, бұл шығындар өтеледі.

Символ таблицасы динамикалы қалыптасады. 1-өткелдегі жұмыс нәтижесі. Сол таблицадағы іздеу 1-деңгей өткелде жүзеге асады.

Бұл таблицаның құрылымы тура өту таблицасы сияқты дұрыс емес. Сондай-ақ коллизиялардың дұрыс еместігі. Сондықтан символ таблицадағы іздеу дихотомиялық болуы мүмкін, бұл үшін таблица реттелген болуы керек.

Жаңа аттар таблицаға қосылады «бір-бірлеп», және әрбіруінің қосылғаннан кейін таблицфның реттелуі қалпына келтірілуі керек, алгоритмді сорттау қолдану, шығушы реттелген мәліметтер.

Бұл түсінік басқа таблицаға қатысы бар, жұмыс барысында Ассемблерде үлкен мүлшердегі таблица және сыртқы жадыға орналастыру және күрделі әдістер оның организацясын қолданылады. Мысалы, -В+ ағаш.

Бұл идеяның логикалық жалғасуы, рекурсивтік көшуге байланысты , ол енгізу тізбегінде бірнеше символдарды қолданумен қатар , альтернативті біреуін ғана қолданумен түсіндіріледі. Егерде альтернативті алгоритмді таңдайтын болсақ, онда ереже бойынша, грамматикалық әртүрлі тізбектері бар екендігін көреміз. Сонымен қатар грамматикалар классы пайда болды, бұл негізгі принципке арналған- альтернативті бір тізбекті таңдасақ, онда көршілік мүмкіндіктердің негізінде бірнеше кезекті тізбек символдарын кездестіреміз. Бұл тізбекті біз LL (1) грамматикасы деп атаймыз. Шынымен, жұмыс алгоритмі бұларға өте оңай келмейді, қарастырылған жоғарыдағы алгоритм рекурсивті өтуге сәйкес келеді.

Грамматика LL(k),k>0 деген қасиетпен иемденген. Егер әрбір шығару қадамы бірмағыналы, кезектіальтернативті МП- автоматында жеткілікті стектегі символдармен берілсе, онда бірінші қарастырылған k символы ағымдағы қалыптан енгізу тізбегіндегі символдарға беріледі.

Бұл грамматика LL(k) грамматикасы деп аталады, егер ол LL(k) қасиетімен k>0 болса.

LL (1) атының өзі анықтамалық мағына береді.Бірінші литер ‘left’ сөзінен шыққан және мынадай мағына береді: енгізу тізбегі символдармен оқылады солдан оңға қарай. Екінші литер сонымен қатар ‘left’ сөзінен шыққан және мынадай мағына береді: жұмыс барысында солжақтық шығару қолданылады. (1) орына грамматика классының аты бүтін санмен беріледі, ол мынаны көрсетеді, қарастырылған қаншама символ бірмағыналы альтернативті болуы тиіс. Сонымен қатар LL(1) грамматикасы,LL(2) грамматикасы және т.б класстар да бар. Барлық LL(k) грамматикасы k>0 болғанда LL грамматикасына жатады. Бұл грамматикалдағы енгізу тізбегіндегі алгоритмді өңдеу, «к» алгоритмдік атаумен белгіленген. Оның орындалу принципі көбінесе МП – автоматының айырмашылығымен және әрбір қадамның жұмысты к символымен қарастыруын береді.

LL(1) грамматикасына келесі қасиеттер тән:

• 
  Барлық LL(1) грамматикасы, әрбір k>0 –де бірмағыналы болуы керек.
  
• 
  LL(1) грамматикасының к-санында анықталғаның немесе анықталмағаның қадағалайтын немесе тексеретін алгоритм бар. Сонымен қатар, айқын, барлық граммаикалар рекурсивтік көшіруде белгілі- бір әдіспен LL(1) грамматикасының ішкі классы болып табылатындығы мәлім. Яғни, әрбір грамматика рекурсивтік көшуде белгілі –бір әдіспен LL(1) грамматикасында анықталады.
  

Ол программалау тілдерінде синтаксистік конструкцияда мүмкіндіктері мол болады. Белгілі, kc – тілінде детерминал LL(k) – грамматикасымен беріледі. Бірақта LL-грамматикасын қолдануға өте ыңғайлы. Оны сызықтық характеристикамен құрылады.

LL (1) грамматикасы үшін жұмыс алгоритмі өте оңай. Ол екі шартпен бекітіледі, ол қадамдарды таңдауда альтернативте тексеріледі. Мәліметтерді шығаруда бұл шарттарға сәйкес символдарда беріледі және МП – автоматында есептеледі.

Бұл шарттарды былай анықтауға болады:

• 
  Альтернативті ереже бойынша А→х, егер а€FIRST(1,x)
  
• 
  Альтернативті ереже бойынша А→λ, егер а€ Follow(1,A)
  

LL (1) грамматикасындағы шарт қатты болып келеді. Осы көптеген грамматикалар LL (1) грамматикасының класстары болып есептеледі. Мысалы, ең қарапайым грамматика G({a},{S},S) бұл шартқа сәйкес келмейді. Кейбір кезде грамматиканы құру ережесі, олардың LL (1) грамматикасын шығаруда айқындалады. Мысалы жоғарыда көрсетілген грамматика G(a) түрінде туындаған. Мұндай формадағы LL (1) грамматикасымен түсіндіріледі.

МП-автоматтың жұмысын программалау үшін , енгізу тізбегінде келесі тілдік символдарды өңдеу керек. Бұларға екі ережеден беріледі. Бұл екеуі де терминалдық символдардан басталады. Бұл түрді λ ережесін қосып, өзгертейік. Нәтижесінде жаңа грамматика аламыз.

P:

S→TR

T→EF

E→S|a|b
G-құрылған грамматикасы G шығару грамматикасында эквиваленцияланады. Бұған көз жеткізуге болады, егер λ- ережесінің алгоритмін қолдансақ, келтірілген грамматикалар G- грамматикасын береді, ол шарт бойынша берілген алгоритм болады. Осыған орай біз эквивалентті грамматиканы аламыз, бірақ ол формальді әдіспен алынбаған.

Бұл грамматика LL (1) грамматикасы болып табылады. Бұған көз жеткізу үшін , FIRST және Follow көпшілігін құрайық.

FIRST көпшілігін құру үшін, шығаруда G- грамматикасын қолданады. Ары қарай алгоритмдер қарастырылады, олар формальді түрде орналсқан.

Бұл жағдайда дайындықты барлық шығару мәләметтерінде формальдауға болады және автоматтандыруға болады.

Бұл іс-әрекеттерді компьютер көмегімен орындауға болады.

Рекурсивтік түсу, көптеген әйгілі трансляторда қолданылады, ол синтаксистік талдаудың ең бірінші детерминироваланған әдісі болып табылады. Бұл әдістің кең қолданылуы, ол орындалуға өте жеңіл, егер компиляторды жазуда программалау тілді қолданады, рекурсивтік процедураларда қолданылады.

Рекурсивтік түсудің негізгі әдісі, әрбір грамматиканың терминалсыздығына процедура сәйкес келеді, ол процедура терминалсыздықты тудыратын тізбекті анықтайды. Сондықтан, МП – түрлендіргіштің модельдеуі рекурстік процедуралардың механизмімен алмасады. Жоғарғы деңгейдегі тілдер қиын стектік механизмдерді қолданады, МП – автоматы орындалуына қарағанда. Рекурсивтік түсудің әдісі уақыт мөлшерін және жадының синтаксистік сараптаудың әдісіне қарағанда жол береді.

Рекурсивтік түсудің әдісі кез – келген LL(1) – грамматикасына қолданылады, ол баламалық оң бөлшектерінің формасында жазылу керек.

Pascal программалау тілін рекурсивтік түсу әдісінің орындалуын көрсету үшін қолданайық. Синтаксистік анализатордың Recurs Method басты модулі, рекурсивтік түсудің әдісін орындайтын, процедураларды шақырады, кіру тізбегі бастапқы грамматиканың символы арқылы жаратылуын тексереді. Егер кіру тізбегі грамматикасымен шығарылған тілге жатса, онда Access (Кіру рұқсаты) процедурасы орындалады, әйтпесе Error (Қате) процедурасы орындалады. Осы кезде кіру тізбегі арнайы символмен аяқталуы тиіс – соңғы маркермен, мысалы (L). Соңғы маркердің кіріспесі қосымша грамматика ережесінің түрінің S’→S . қосылуына сәйкес келеді.

Алгоритмнің жұмысын орындау үшін Next Symb функциясы болу керек, ол кіру тізбегінің символын оқиды және бұл символдың өзгергіш Symb символының мағынасын иемденеді. Процедураларды құрғанда тізбектерді анықтау үшін, грамматиканың терминалсыз символдарымен жасалынған, келесі ережелерге сүйену керек:

Егер ағымдағы символмен грамматика ережесінің оң бөлігінде терминалсыздық болса, оған процедураның шақыруы сәйкес келеді, бұл терминалсызбен жаратылған тізбекті анықтайды.

Егер ағымдағы символмен грамматика ережесінің оң бөлігінде терминал болса, оған шартты оператор сәйкес келеді, терминалдың сәйкес келуіне тексеруді жүзеге асыратын грамматиканың ережелерінен және ағымдағы символдың мағынасы Symb өзгергіштен. Егер символдар сәйкес келсе, онда Next Symb процедурасының шақыруы орындалады, болмаған жағдайда келесі баламаға өту жүзеге асады. Егер барлық баламалар таусылса, Error процедурасының шақыруы орындалады.

Ереженің бос оң бөлімдері процедураның соңына өту талапқа сай болады. Мысалға G1 грамматикасының рекурсивтік түсу әдісімен синтаксистік анализатордың жазылуын көрейік.

Е→ТE’

T→PT’

P→ (E) | I

Грамматиканың ережесін тағы бір ережемен толықтырайық. S → E 1.

G1 грамматикасына рекурсивтік түсуді орындауға арналған процедура 1.1 листингіде көрсетілген.

Листинг 1.1

Procedure Recurs_ Method (List_ Token : tList);

(List_ Token – кіру тізбегі)

Proc_ T;

If Symb = ‘+’ then

Next Symb

Proc_ T;

Proc_ E1

Proc_ P;

If Symb = ‘*’ then

Next Symb

Proc_ P;

Proc_ T1

If Symb = ‘(’ then

Next Symb;

Proc_ E;

If Symb = ‘)’ then

Next Symb;

Else

End

If Symb = ‘i’ then

Next Symb

Else

End (Proc_ P)

{анализдің басында Symb өзгергішінің құрамында тізбектің бірінші символы болады}

Proc_E;

If Symb = ‘i’ then

Else

End (Recurs _ Method);

Тәжірибеде көргендей, шығару қиындықтарын шешу тек КС – грамматикасына анықталған шек қою арқылы ғана мүмкін.

Дәлелденген, КС – грамматиканың эквиваленттік проблемасы алгоритмдік шешілмейтін болады. Бірақ КС – грамматиканың пайдалы эквиваленттік өзгертулердің қатары болады. Бұл тілдің талдалуын жеңілдетуге әкеледі. Грамматика өзгертулерінде мынаны ескеру қажет, грамматика тілдің синтаксистік құрылымын анықтайды, сондықтан оның кез-келген өзгкертулері осы құрылымның өзгеруіне әкеледі.

Керексіз символдардың жойылуы.

Алгоритм 1.1 Жиынның анықталуы, КС – грамматиканың терминалсыз өндіретіндер символдары.

Кіру: КС – грамматика G=(N, ∑, P, S).

Шығу: Терминалсыз символдардың жиыны

Np={A| A→ + x, A ε N, x ε ∑+}

Алгоритмнің бейнеленуі:

□ Терминалсыз өндірудің рекурсивтік жиынды құру N p, N p,…; N p,…

Келесі түрде:

1. 
   Қою N p = Ø, i=1.
   
2. 
   Қою N p=N p {A| A→ ά ε P, ά ε (N p ∑ )+}
   
3. 
   Егер N p≠ N p , қоямыз I = i+1 және 2 –ші қадамға өту.
   
4. 
   Қою Np = N p
   

Кіру: КС – грамматика G=(N, ∑, P, S).

Шығу: орындалатын символдардың жиыны Nr ={X| S→ άΧβ, X ε (∑ N), ά ,β ε (∑ N)*}

Алгоритмнің бейнеленуі:

□ орындалатын символдардың рекурсивтік жиынын құру.

1. Қою N r = {S}, I = 1

2. Қою N r = N r {X | A → άΧβ ε R және A ε N r}

3. Егер N r≠ N қою I = i+1 және 2-ші қадамға өту.

4. Қою Nr = N r

Алгоритм 1.3 Керексіз символдарды жою.

Кіру: КС – грамматика G=(N, ∑, P, S), L(G)≠ Ø үшін.

Шығу: КС – грамматика G=(N’, ∑’, P’, S), онда L(G)≠ Ø және керексіз символдар жоқ .

Алгоритмнің бейнеленуі:

1.G грамматиканың Np терминалсыз жиынын құру.

2. Қою G1= (Np, ∑, P1, S), онда P1 P жиынының ережелерінен тұрады, құрамында тек символдары бар.

3. N1 жиынын құру, G1 грамматика символдарының орындалуы.

4. Қою G’ = (N ’, ∑’, P’, S), онда. P1 жиынының ережелерінен тұрады, құрамында тек Nr жиынының символдары бар.

КС – грамматикадағы керексіз символдарды жою үшін 1.1.және 1.2 алгоритмдерін 1.3 алгоритмнің тәртібі бойынша орындау керек. Бұл дегеніміз басында өндірмейтін терминалсыздықты алу, ал содан кейін орындалмайтын символдарды. Егер бұл алгоритмдердің қолданылу тәртібін өзгертсек, онда КС – грамматиканың құрамында керексіз символдар болуы мүмкін.

LR (K) – грамматикасының класс тармағы болады, ол бейнелеудің грамматикасы деп аталады. Бейнелену грамматикасының негізгі белгісі, олар үшін үлгі алгоритмін құру оңай. Синтаксистік сараптаудың тәсілдері, негізгі осындай грамматикаларда салынған.

Синтаксистік анализдің өрлеп келе жатқан әдістерінде сентенциалдық ағымдағы түрде ά негізгі іздеуі орындалады, ол А → ά грамматикасының ережесімен сәйкестікте терминалсыз А символына оралады. Өрлеп келе жатқан синтаксистік талдаудың негізгі проблемасы терминалсыз символдың және негізді іздеуде болады.

Бейнелеу қатынасының түсінігі.

Сентенциалдық форманың тек 2 көршілес символды қарастырғанда, негіздің соңы мен басын табу. Сентенциалдық форма бар άX1X2β онда, X1,X2εN ∑. Немесе талдаудың кейбір кезеңінде X1, символы немесе X2 символы, немесе олар бірігіп негізге кіру керек. Келесі үш оқиғаны қарастырайық:

Х1 – негіздің бөлімі, Х2 символы негізге кірмейді. Х1 символы Х2 символына қарағанда ертерек оралады. Бұл жағдайда айтады, Х1 символы Х2 символынан бұрын болып өтеді және оны былай жазады Х1· >X2. Осыдан айқындалатыны Х1 символы – негіздің соңғы символы (негіздің соңы), кейбір ереженің оң жақ бөлімінің соңғы символы, ал Х2 символы – терминалдық символ.

Екі Х1 және Х2 символдары негізге кіреді, бірге оралады. Әдетте бұл фактті былай белгілейді Х1=Х2. Бұл жағдайда символдар Х1 және Х2 грамматиканың кейбір ережелерінің оң жақ бөліміне кіруі керек. Х2 символы – негіздің бөлімі, ал Х1 негізге кірмейді. Х2 символы Х1 символына қарағанда ертерек орануы керек. Оны былай жазады Х1< ·Х2 . Айқынды, бұл жағдайда Х1 – символы ол негіздің бірінші символы (негіздің басы), бұдан кейбір ереженің оң жақ бөлігінің бірінші символы.

(<·), (=) және (·>), мына символдармен белгіленетін қатыстар, бейнелеудің қатынастары деп аталады.

Грамматиканы ережемен қарастырайық:

1. 
   S → bAb (3) A → a
   
2. 
   A → cB (4) B → Aad
   

b b

Синтаксистік b A b

Ағаш c B d B

a A d

Негіз a cB Aad

c

b
Ағашпен анықталатын a>b c=B a=d

қатынас B>b d>b

Қарапайым грамматиканың белгіленуі.

Қарапайым белгілеуге негізделген синтаксистік анализ, άβώ тізбегінің 3 қатысын шығаруда қолданылады. (<·), (=) және (·>) келесі түрде

□ Егер β – негіз, онда көршілес ά тізбек символдарының арасында (<·) немесе (=) қатынас орындалады;

□ ά тізбегінің соңғы символы арасында және β тізбегінің 1 символының арасында (<·) қатысы орындалады;

□ негіздің көршілес символдардың арасында (=) қатысы орындалады;

□ β тізбегінің соңғы символы арасында және ώ тізбегінің 1 символы арасында (·>)қатысы орындалады;

КС – грамматикасы үшін бейнелену қатынасы G=(N, ∑, P, S). жиында анықталады. (N ∑ { })X (N ∑ { ε }) келесі түрде:

▪ X< ▪Y, егер P грамматика ережесінің жиынында A→αXBβ ережесі және шығуы бар болса B+Yγ;

▪ X=Y, егер P – да A→αXγβ түрдегі ереже бар болса;

▪ X ▪>a, егер P- да A→αβγβ түрдегі ереже бар болса және шығу бар болса;

▪ < ▪Х барлықтарға арналған Х, әрбір үшін S→ +X α ;

▪ Y ▪>E барлықтарға арналған Y, әрбір үшін S → +α Y;

Сол жақ рекурсияны жою.

Программалау тілдерінде рекурсиямен және рекурсивті алгоритмдермен танысайық.Рекурсия-абстрактілі ойлау қабілетін дамытады,әртүрлі түрлерде (математикада,синтаксистік анализде,трансляцияда,көне өңдеуде,құрылымды мәліметтерді өңдеуде,шахматтық есептерде қолданылады.)Оларды қолдану процесстермен жүзеге асады.Алгоритм рекурсивті болады.

Егер ол өз-өзімен рекурсивті болса,тағы да алгоритм тік рекурсивті болады.Егер ол өзін-өзі орындаса,математикада белгілі мысалдардың бірі-рекурсивті алгоритм болып факториалды функция есептеледі.Бұл анықтама мына түрде болады:

F(n)=n+f(n-1), егер n>0

F(0)=1

Мұндағы F(n) функциясы f(n-1) функциясынан өтеді,ол f(n-2) функциясын анықтайды. Осыған орай,бұл мысалда рекурсия F денгейді құрайды.Осындай процесс шексіз болу үшін рекурсивті анықтама айнымалыны анықтауы керек

Рекурсивтік алгоритмдерді жазуда шартты мағыналарда Маккрати формасында қолдануға болады.Ол мынадай түрде болады:

[b1-a1,b2-a2,…bn-1-an-1,an], bi(i=1.2…n-1) шарты мағына береді.Шартты айтылудың мағынасы солдан оңға қарай шартпен есептеледі.Ол bi шарты табылмағанша,аі мағына береді.Маккарти формасына мысал ретінде н-факториалын алуға болады.

F(n)=[(n>1)-n+f(n-1),1]

В-рекурсивтік алгоритмін қарастырайық.

Алг длинцел в

Мағынасы

Басы

Егер n>1

Онда

f-n+f(n-1)

Сонда

f-1

соңы

Программалаушы бұл жазылымды нақты реттік анықтамаға сәйкес орындалады.

Алг длинцел faktorial

Мағынасы n

Длинцел р,к

Басы

Р-1

К үшін 2 n 1 қадамы орындалады.р-р+к

Цикл соңы

Factorial-p

Соңы

Рекурсивтік функция автоматты түрде локальда обьектілермен байланысады. Әрқашан рекурсивтік алгоритм ағымдағы локальды мағынамен беріледі. Ереже облысында аттар әрекеті идентификаторда орналасады.

Басқа мысал болып рекурсивтік алгоритмдердің Евклид алгоритмлерінде жұмыс істеуі болып табылады.

Бұл қарапайым әдісте рекурсия терендігі мысалымызда мағынасын береді. Жазылымда Евклид алгоритмдік рекурсиясы мына түрде болады.

Gcd(u,v)=[(v=0)-u,gcd(v,u mod v)]

Алг длинцел gcd

Мағынасы a,b

Длинцел u,v

Басы

u-(a) v-(b)

Егер v=0

Онда

Gcd-u

Сонда

Gcd-gcd(v,u,mod v)

әйтпесе

соңы егер

қайтымды болса,

соңы

алгоритмнің орналасуы

алгоритм Euclid_recursive

алг длинцел gsd

конст one-‘----------------------------‘

длинцел a,b

басы

шығару two

шындыққа шығару

шығару a,b

енгізу ch=’y’

шығару two

егер ch=’y’

цикл-соңы

шығару two

соңы

Қорытындылай келе Герон рекурсивтік алгоритмін Маккарти формасында жазайық.

Heron (a,x,)=[(x-a/x)/2)<-x,heron(a,(x+a/x)/2)]

Алг зат

Мағынасы a,x

Басы

Егер [(x-a/x)+0.5]Онда

Heron-x

әйтпесе

heron-heron (a,(x+a/x)+0.5)

соңы егер

қайтымды болса,

соңы