Синтаксический и семантический анализ

 

На этапе синтаксического анализа нужно установить, имеет ли цепочка лексем структуру, заданную синтаксисом языка, и зафиксировать эту структуру. Следовательно, снова надо решать задачу разбора: дана цепочка лексем, и надо определить, выводима ли она в грамматике, определяющей синтаксис языка. Однако структура таких конструкций как выражение, описание, оператор и т.п., более сложная, чем структура идентификаторов и чисел. Поэтому для описания синтаксиса языков программирования нужны более мощные грамматики, чем регулярные. Обычно для этого используют укорачивающие контекстно-свободные грамматики (УКС-грамматики), правила которых имеют вид A ® a, где A Î VN,
a Î (VT È VN) ^*. Грамматики этого класса, с одной стороны, позволяют достаточно полно описать синтаксическую структуру реальных языков программирования; с другой стороны, для разных подклассов УКС-грамматик существуют достаточно эффективные алгоритмы разбора.

С теоретической точки зрения существует алгоритм, который по любой данной КС-грамматике и данной цепочке выясняет, принадлежит ли цепочка языку, порождаемому этой грамматикой. Но время работы такого алгоритма (синтаксического анализа с возвратами) экспоненциально зависит от длины цепочки, что с практической точки зрения совершенно неприемлемо.

Существуют табличные методы анализа ([3]), применимые ко всему классу КС-грамматик и требующие для разбора цепочек длины n времени cn³ (алгоритм Кока-Янгера-Касами) либо cn² (алгоритм Эрли). Их разумно применять только в том случае, если для интересующего нас языка не существует грамматики, по которой можно построить анализатор с линейной временной зависимостью.

Алгоритмы анализа, расходующие на обработку входной цепочки линейное время, применимы только к некоторым подклассам КС-грамматик. Рассмотрим один из таких методов.

 

Метод рекурсивного спуска

 

 

Пример: пусть дана грамматика G =({a,b,c, ^}, {S,A,B}, P, S), где

P: S ® AB^

A ® a | cA

B ® bA

и надо определить, принадлежит ли цепочка caba языку L(G).

 

Построим вывод этой цепочки:

S ® AB^ ® cAB^ ® caB^ ® cabA^ ® caba^

Следовательно, цепочка принадлежит языку L(G).

 

Последовательность применений правил вывода эквивалентна построению дерева разбора методом "сверху вниз":

 

 

 

 

Метод рекурсивного спуска (РС-метод) реализует этот способ практически "в лоб": для каждого нетерминала грамматики создается своя процедура, носящая его имя; ее задача - начиная с указанного места исходной цепочки найти подцепочку, которая выводится из этого нетерминала. Если такую подцепочку считать не удается, то процедура завершает свою работу вызовом процедуры обработки ошибки, которая выдает сообщение о том, что цепочка не принадлежит языку, и останавливает разбор. Если подцепочку удалось найти, то работа процедуры считается нормально завершенной и осуществляется возврат в точку вызова. Тело каждой такой процедуры пишется непосредственно по правилам вывода соответствующего нетерминала: для правой части каждого правила осуществляется поиск подцепочки, выводимой из этой правой части. При этом терминалы распознаются самой процедурой, а нетерминалы соответствуют вызовам процедур, носящих их имена.

 

Пример: совокупность процедур рекурсивного спуска для грамматики
G = ({a,b,c,^}, {S,A,B}, P, S), где

P: S ® AB^

A ® a | cA

B ® bA

будет такой:

 

#include <stdio.h>

int c;

FILE *fp;/*указатель на файл, в котором находится анализируе-мая цепочка */

void A();

void B();

void ERROR(); /* функция обработки ошибок */

void S() {A(); B();

if (c!= '^') ERROR();

}

void A() {if (c=='a') c = fgetc(fp);

else if (c == 'c') {c = fgetc(fp); A();}

else ERROR();

}

void B() {if (c == 'b') {c = fgetc(fp); A();}

else ERROR();

}

void ERROR() {printf("ERROR!!!\n"); exit(1);}

main() {fp = fopen("data","r");

c = fgetc(fp);

S();

printf("SUCCESS!!!\n"); exit(0);

}