рефераты конспекты курсовые дипломные лекции шпоры

Раздел Программирование
/
Приклад 2.

Реферат Курсовая Конспект

Выберите учебное заведение

Приклад 2.

Приклад 2. - раздел Программирование, Методические указания к выполнению лабораторных работ по курсу ПСП Побудувати Спадний Розпізнавач Для Оператору Виводу Write Або Writeln. Операт...

Побудувати спадний розпізнавач для оператору виводу write або writeln. Оператор може містити в дужках список операторів і і коментарів ‘t ‘.

1. Будуємо правила граматики

1. I®write A;|writelnA;

2. A®(B)

3. A®$

4. B®’t’C

5. B®iC

6. C®, B

7. C®$

2. Дана граматика не містить марних символів і не містить ліворекурсивні правила.

3. Дана граматика містить анулюючі правила та правила, права частина котрих починається з нетермінала, отже вона не може бути розділеною та слаборозділеною граматикою. Визначимо належність даної граматики до LL(1) - граматики.

1. ВИБІР(I®write A;|writelnA; )={write, writeln }

2. ВИБІР (A®(B))={ (}

3. ВИБІР(A®$)=Слід(А)={$,; }

4. ВИБІР(B®’t’C )={ ‘}

5. ВИБІР(B®iC )={i }

6. ВИБІР( C®, B)={, }

7. ВИБІР(C®$)=Слід(С)=Слід(В)={),$ }

Дана граматика є LL(1) – граматикою, так як множина ВИБІР для правил, що починаються з однакових терміналів не містить однакових символів.

4. Будуємо команди розпізнавача:

1. f(s, write, I)=(s, h₀;A)

2. f(s, writeln, I)=(s, h₀;A)

3. f(s, (, A)=(s, h₀)B)

4. f^*(s, ; , A)=(s, $)

5. f^*(s, $, A)=(s, $)

6. f(s, ‘, B)=(s, C’t)

7. f(s, i, B)=(s, C)

8. f(s, , , C)=(s, B)

9. f^*(s, ),C)=(s, $)

10. f^*(s, $, C)=(s, $)

11. f(s, ; , ;)=(s, $)

12. f(s, ) , ))=(s, $)

13. f(s, ’, ‘)=(s, $)

14. f(s, t, t)=(s, $)

15. f(s, $, h ₀)=($, $)

5. Розпізнаємо заданий ланцюжок:

(s, writeln(‘t’,I,I); h₀I ) – 1

(s, (‘t’,I,I); h₀;A ) – 3

(s, ‘t’,I,I); h₀;)B ) – 6

(s, t’,I,I); h₀;)C’t ) – 14

(s, ’,I,I); h₀;)C’) – 13

(s, ,I,I); h₀;)C ) – 8

(s, I,I); h₀;)B ) –7

(s, ,I); h₀;)C ) – 8

(s, I); , h₀;)B) – 7

(s, ); , h₀;)C) – 9

(-(s, ); , h₀;)) – 12

(s, ; , h₀;) – 11

(s, $, h₀) – 15

($,$)

Ланцюжок розпізнано.

9. Література.

1. Альфред Ахо, Рави Сети Джеффри Ульман . Компиляторы. Принципы , технологии, инструменты.:Москва-Санкт-Петербург-Киев:Вильямс, 2001 г.-767 с.

2. Гордеев А.В. Молчанов А.Ю. Системное программное обеспечение. Учебник.- Санк-Петербург, 2002 г.- 734 с.

3. А. Ахо, Дж.Ульман. Теория синтаксического анализа перевода и компиляции М.:Мир,1978.-612с

4. Р. Хантер. «Проектирование и конструирование компиляторов».-М.: Финансы и статистика, 1984.

Развернуть

Открыть в широком формате

– Конец работы –

Эта тема принадлежит разделу:

Методические указания к выполнению лабораторных работ по курсу ПСП

Національний технічний університет... Харківський політехнічний інститут... Кафедра Обчислювальна техніка та програмування...

Если Вам нужно дополнительный материал на эту тему, или Вы не нашли то, что искали, рекомендуем воспользоваться поиском по нашей базе работ: Приклад 2.

Что будем делать с полученным материалом:

Если этот материал оказался полезным ля Вас, Вы можете сохранить его на свою страничку в социальных сетях:

Все темы данного раздела:

Умови задач.
1. Змінні цілого типу. Оператор вводу. 2. Змінні символьного типу. Оператор виводу. 3. Масиви чисел . 4. Оператор циклу з параметром. 5. Оператор циклу с передум

Граматика типу 1
Граматики типу 1, яка називають також контекстно-залежними граматиками, не допускають використання будь-яких правил. Правила висновку в таких граматиках повинні ма

Граматика типу 2
Граматики типу 2 називають контекстно-вільними або безконтекстними граматиками ( КВ-граматики чи Б-граматики). Правила висновку таких грамати

ПОБУДОВА ПРАВИЛ ГРАМАТИКИ
Основою створення правил граматики є спосіб виділення структури заданої множини ланцюжка . Цей спосіб передбачає ділення ланцюжка на частини таким чином, щоб виявити частини, які повторюються , і я

Алгоритм побудови правил граматики
1. Виписати кілька прикладів із заданої множині ланцюжків. 2. Проаналізувати структуру ланцюжків, виділяючи початок і кінець, де повторюються символи чи групи символів. 3. Ввести

Приклад.
Маємо граматику: R = {I®aIa, I®bAd, I®c, A®cBd, A®aAd, B®dAf }, знаходимо, що тут непродуктивними є символи А і B.Після виключення правил

Приклад.
Маємо граматику: R = { I ®aIb, I ®c, A ®bI, A ®a }, знаходимо, що A є недосяжним символом. КВ-граматика називається приведено

Приклад
Маємо граматику: R={ E ® E + T | T , T ® T *F | F, F ® (E ) | a}. Правило E ® E + T | T перетворимо в пр

Виключення ланцюгових правил
Правило граматики виду A ® B, де A,B ÎVA, називається ланцюговим.Для КВ-граматики Г, що містить ланцюгові

LL(1) - граматики
Розділені і слаборозделені граматики являються підкласом граматик більш загального виду, що називаються LL(1) граматиками. Граматика називається LL(1) граматикою · права частина кожного пр

Побудова магазинного автомата
Для граматик, що задовольняють умовам LL(1) граматик, справедливо наступне твердження: Для кожної LL(1) граматики можна побудувати детермінований магазинний автомат М, що допускає мова, по

Приклад 1.
1. Побудувати спадний розпізнавач для оператору присвоювання арифметичного виразу. Арифметичний вираз містить: ідентифікатори і, :=, (, ), ; . Кількість вкладених дужок не обмежена. 1. Буд