Fordítóprogramok felépítése, az egyes programok feladata. A következő jelölésmódot használjuk: program(bemenet)(kimenet)

Átírás

1 Fordítóprogramok. (Fordítóprogramok felépítése, az egyes komponensek feladata. A lexikáliselemző működése, implementációja. Szintaktikus elemző algoritmusok csoportosítása, összehasonlítása; létrehozásuk és működésük vázlatos ismertetése. Az ATG-k szerepe és alapfogalmai. Kódgenerálás assemblyben alapvető imperatív vezérlési szerkezetekehez.) Csörnyei Z. könyve alapján Fordítóprogramok felépítése, az egyes programok feladata A következő jelölésmódot használjuk: program(bemenet)(kimenet) A fordítóprogram struktúrája: compiler(forrásnyelvű program)(tárgyprogram, lista) input-handler(forrásnyelvű program)(karaktersorozat) : első lépés egy olyan program végrehajtása, amelyik a forrásnyelvű programot a fordítás számára könnyen hozzáférhető karaktersorozattá alakítja. output-handler(forrásnyelvű program, hibák)(lista) : forrásnyelvű sorokból egy listát készít, melyet a háttértárolón, egy fájlban, az oprendszertől függő formátumban helyezi el. source-handler(forrásnyelvű program, hibák)(karaktersorozat, lista): mivel az input- és az output-handlernek is a bemenete a forrásnyelvű program, ezért ezt célszerű egy programba összefoglalni. code-handler(tárgykód)(tárgyprogram) : a compiler által készített tárgykódot is háttértárolón, egy fájlban (pl.: relokálható bináris formátumban) kell elhelyezni. A code-handler ezt a műveletet végzi. Tehát a következő lesz a fordítóprogram struktúrája összefoglalva: source-handler(forrásnyelvű program, hibák)(karaktersorozat, lista) compiler(karaktersorozat)(tárgykód, hibák) code-handler(tárgykód)(tárgyprogram) forrásnyelvű program source-handler lista compiler code-handler tárgynyelvű program A compiler felépítése A felbontás nem szekvenciát jelöl, hanem a fordítóprogramot 3 egymástól jól elkülöníthető funkcionális, működési egységre bontottuk fel.

2 A source-handler és a code-handler végzi el az összes perifériafüggő és az oprendszertől függő műveleteket, a compiler most már ténylegesen csak a fordítással foglalkozik. Az compilernek két nagy feladatot kell megoldania: 1. analizálni a bemeneten kapott karaktersorozatot : a forrásnyelvű program karaktersorozatát részekre bontja és ezt vizsgálja 2. szintetizálnia a tárgykódot : az egyes részeknek megfelelő tárgykódokból építi fel a program teljes tárgykódját Analízis feladatai: 1. lexikális elemző(karaktersorozat)(szimbólumsorozat, lexikális hibák) A karaktersorozatban meghatározza az egyes szimbolikus egységeket, a konstansokat, változókat, kulcsszavakat, operátorokat. Kiszűri a szóköz karaktereket, a forrásnyelvű programba írt kommenteket (ezekből tárgykód nem származik). Több sorba írt utasítás összeállítása (magasszintű nyelveknél) 2. szintaktikus elemző(szimbólumsorozat)(szintaktikusan elemzett program, szintaktikus hibák) program struktúrájának felismerése és ellenőrzése a szimbólimsorozatban az egyes szimbólumok a megfelelő helyen vannak-e, sorrendjük megfelel-e a prognyelv szabályainak, nem hiányzik-e vhonnan egy szimbólum 3. szemantikus elemző(szintaktikusan elemzett program)(analizált program, szemantikus hibák) pl.: megvizsgálja hogy egy adott műveletben megadott szimbóum deklarálva van-e, konstansnak van-e értéke, típusok azonosak-e. Szintézis feladatai: 1. kódgenerátor(analizált program)(tárgykód) Legtöbb fordítóprogram tárgykódként az adott szgép assembly nyelvű vagy gépi kódú programját állítja elő 2. kódoptimalizáló(tárgykód)(tárgykód) Egyszerű esetben: a tárgykódban lévő azonos programrészek felfedezése és egy alprogramba való helyezése, vagy hurkok ciklusváltozótól független részeinek megkeresését és hurkon kívül való elhelyezését jelenti. Bonyolultabb: gépfüggő kódoptimalizáló programok, amleyek pl.: optimális regiszterhasználatot biztosítanak. ANALÍZIS lexikális elemző szintaktikus elemző szemantikus elemző SZINTÉZIS kódgeneráló kódoptimalizáló

3 A lexikális elemző működése, implementációja A szimbolikus egységek precíz defje reguláris grammatikával, más néven Chomsky 3-as típusú grammatikával, reguláris kifejezésekkel vagy determinisztkus automatával adható meg. Lexikális elemző létrehozásának menete: 1. A szimbolikus egységek leírását a reguláris kifejezések nyelvén adjuk meg, és megkonstruáljuk az ekvivalens determinisztikus véges automatát, 2. elkészítjük a determinisztikus véges automata implementációját (könnyen implementálható a case utasítás használatával) Működésének alapelve, hogy egy szimbólumot mindig a lehető leghosszab karaktersorozatból kell felépíteni. Inputjában benne van az összes benne van az összes szóköz és tabulátor jel (korábban csak a kocsivissza, és soremelés karaktereket hagyta el a source-handler) (tab space)* kiszűrése, nem adja ezeket tovább. Egy szimbólumhoz egy előre megadott kódot rendel, és ez a kód kerül majd bele a lex. elemző outputjába. Tartalmazhat kiegészítő információkat is, pl.: konstans szimbólum típusa, értéke (erre az infokra pl. a szemantikus elemzőnek lesz szüksége). Az információk tárolására az elemzők egy szimbólumtáblát használnak, és a szimbólum kódja után egy pointert helyeznek el, ami a szimbólumhoz tartozó szimbólumtábla bejegyzésre mutat. Működése során fellépő speciális problémák: Kulcsszavak: programozási nyelvben olyan azonosítók, melyeknek speciális célra fenntartott nevük, előre definiált jelentésük van. Eredeti jelentésüktől eltérő módon nem használhatóak. Standard szavak: az előzőek ezekre is fennállnak, azzal a kivétellel hogy jelentésük a programban megváltoztathatóak. Felismerésük egyszerű, ha ezeket speciális karakterekkel írják, vagy speciális elő-és utókarakterekkel jelölik meg. Kezelésükre két módszer van: külön táblázatban tároljuk a kulcsszavakat minden kulcsszót reguláris kifejezéssel írunk le, és megadjuk reguláris kifejezésekhez tartozó automata implementációját Az előreolvasás: a leghosszabb karaktersorozatból álló szimbólum felismerésére törekszik, a szimbólum jobb oldali végpontjának meghatározására gyakran egy vagy több karaktert előre kell olvasnia. Ezért a reguláris kifejezések leírásában bevezetnek a szimbólum jobb oldali végpontjának bevezetésére egy / jelet, melyet előreolvasási operátornak neveznek. pl.: DO / (betű szjegy)* = (betű szjegy)* Direktívák a forrásnyelvekben a direktívák a fordítóprogram működésének vezérlésére szolgál a direktívákat és a a direktívák operandusaiban szereplő szimbólumokat is a lex. elemzőnek kell meghatároznia. A lex. elemzőnek már szintaktikus és szemantikus ellenőrzéseket is kell végeznie, és kódjellegű információt előállítania. pl.: ha a direktíva a feltételes fordítás if direktívája, fel kell ismernie a direktíva összes szimbólumát, majd kiértékelnie az elágazás feltételét, amely

4 ha false akkor nem szabad a sorokban szereplő szimbólumokat elemeznie addig, amíg egy endif vagy egy else direktívát nem talál. Hibakezelés Ha a lexikális elemző egy karaktersorozatnak nem tud egy szimbólumot sem megfeleltetni, akkor azt mondjuk, hogy a karaktersorozatban lexikális hiba van Leggyakoribb okai: illegális karakterek karakterek felcserélődése karakterek hiánya Nem célszerű hiba esetén az elemzést megszakítani, így vmilyen hibaelfedő algoritmusra van ilyenkor szükség, amely lehetőséget biztosít arra hogy az elemzés a lehető legkevesebb karakter kihagyásával folytatódjon Leggyakrabban előforduló hibák és lehetséges hibaelfedő módszereik Nem megengedett (illegális) karakter a karaktersorozatban: 2 megoldás lehetséges 1. nem foglalkoznak a beolvasott karakterrel, az elemzést a következő, még nem vizsgált karakterrel folytatják 2. tetszőleges karakterrel (ált. space) karakterrel helyettesítik Kulcsszavak írása történhet speciális karaktertípussal vagy speciális zárójelezéssel. Ekkor a kulcsszavak elemzésénél az illegális karakter miatti hibák kiküszöbölhetők. Hiányzó karaktereknek gyakran az a hatásuk, hogy a lexikális elemző nem tudja a szimbólumokat elkülöníteni egymástól. Számok formátumhibája Karakterstringek és kommentek terminátorainak hiányai vagy hibái. Ezek kezelésére különösen nagy gondot kell fordítani. Szintaktikus elemző algoritmusok csoportosítása, összehasonlítása; létrehozásuk és működésük vázlatos ismertetése Felülről-lefelé elemzések Def.: Ha A α P, akkor az xaβ mondatforma legbaloldalibb helyettesítése xαβ, azaz xaβ xαβ Def.: Ha az S x * levezetésben minden helyettesítés legbaloldalibb helyettesítés, akkor ezt a levezetést legbalodalibb levezetésnek nevezzük. Teljes visszalépéses elemzés algoritmusa: c 1,c 2,...,c n az elemzendő szimbólumsorozat. Az elemzés állapotait az (s,i,α,β) négyesekkel írjuk le, ahol s az állapot típusa q = normálállapot b = visszalépés t = az elemzés vége legbal

5 i az input szövegre mutató pointer α a vizsgált mondatforma elemzésének történetét tartalmazó verem tartalma β a vizsgált mondatformát tartalmazó verem tartalma Kezdőállapot: (q, 1, ε, S#) Állapotátmenetek: szintaxisfa építése az első szabállyal: ha A 1 γ 1, akkor (q, i, α,αβ) (q, i, αa 1, γ 1 b) input szimbólum olvasása: c i = a akkor (q, i, α,aβ) (q,i+1,αa,β) c i a akkor (q, i, α,aβ) (b,i,α,aβ) visszalépés az input szövegben: (b,i,αa,β) (b,i-1,α,aβ) következő alternatív helyettesítési szabály keresése: (b,i,αa j, γ j b) ha i=1, A=S és az S-nek csak j helyettesítési szabálya van, akkor az algoritmus szintaktikus hiba detektálásával befejeződik: (b,1,αs j,γ j β) (t,1,αs j,γ j β) ha van A j+1 γ j+1 szabály, akkor (b,i,αa j, γ j β) (q,i,αa j+1,γ j+1 β) egyébként, azaz már felhasználtuk az A minden alternatíváját, (b,i,αa j, γ j β) (b,i, α, Αβ) sikeres befejezés (q,n+1,α,#)(t,n+1, α, ε) Korlátozott visszalépéses elemzés: A teljes visszalépéses elemzés olyan módosítással, hogyha eljutottunk egy S xaβ * levezetéshez, és A α k helyettesítés következik, amiből visszajutunk oda, ahol ezt a szabályt alkalmaztuk, akkor a teljes visszalépéses elemzés A α k helyett a következő A α k+1 szabályt alkalmazza, és az elemzés folyatódhat tovább. A korlátozott visszalépéses elemzés azonban ezt a A α k+1 -re való áttérést már nem hajtja végre, az elemzést szintaktikus hiba találásával befejezi. Az egyszerű LL(1) grammatika Def.: A G grammatikát egyszerű LL(1) grammatikának nevezzük, ha ε-mentes minden helyettesítési szabály jobb oldala terminális szimbólummal kezdődik, alternatívák esetén a jopbb oldalak kezdő terminálisai páronként különbözőek, azaz A a 1 α 1 a 1 α 1 a k α k, ahol ai aj, ha i j Az elemző táblázat kitöltése: (bβ,i), ha X β az i-edik helyettesítési szabály pop, ha X = b M[X,b] = accept, ha X = # és b=# error egyébként. Az elemzés állapotai (ay#, Ya#, v): (még nem elemzett szöveg, az elemzés mondatformájának még nem elemzett része, szabályok sorszáma) Kezdőállapot: (x#, S#, ε)

6 Az ε-mentes LL(1) grammatika Def.: A G ε-mentes grammatikát ε-mentes LL(1) grammatikának nevezzük, ha minden A nemterminális szimbólumra és k>1-re A α 1 α 2 α k esetén FIRST(α i ) FIRST(α j ) = 0, ha 1 i < j k (FIRST(α) = { α α aβ}) * Az elemző táblázat kitöltése (hasonló az egyszerű LL(1)-hez): (β,i), ha X β az i-edik helyettesítési szabály és b FIRST(β) pop, ha X = b M[X,b] = accept, ha X = # és b=# error egyébként. LL(k) grammatikák Def.: Legyen a FIRST k (α) (k 0) az α-ból levezethető szimbólumsorozatok k hosszúságú kezdő terminális sorozatainak halmaza, azaz FIRST k (α) = {x α xβ * és x = k} {x α x * és x <k} Def.: A G grammatika LL(k) grammatika, ha tetszőleges S waβ * wα 1 β wx S waβ * wα 2 β * wy levezetéspárra FIRST k (x) = FIRST k (y) esetén α 1 = α 2. Def.: Legyen FOLLOW k (β) a β-t tartalmazó mondatformák β utáni szimbólumsorozatainak k hosszúságú terminális prefixeiből álló halmaz, azaz: FOLLOW k (β) = {x S αβγ * és x FIRST k (γ) } és ha ε FOLLOWk(β), akkor legyen FOLLOW k (β) = FOLLOW k (β)\{ε} {#} Tétel: A G grammatika akkor és csak akkor LL(1) grammatika, ha minden A nemterminális szimbólumra A γ δ esetén FIRST 1 (γfollow 1 (A)) FIRST 1 (δfollow 1 (A)) = 0 Def.: A G grammatika erős LL(k) grammatika, ha tetszőleges S waβ * wα 1 β wx S waγ wα * 2 γ * vy levezetéspárra FIRST k (x) = FIRST k (y) esetén α 1 = α 2. Def.: LEFT k (a, g) = FIRST k (x) S waβ * wγβ * wx Def.: Az A nemterminális szimbólumot balfaktorizált szimbólumnak nevezzük, ha minden A γ δ esetén LEFT 1 (A, γ) LEFT 1 (A, δ) = 0

7 LL(1) elemzés táblázattal (β,i), pop, M[X,b] = accept, error ha X β az i-edik helyettesítési szabály és b FIRST 1 (β) vagy (ε FIRST 1 (β) és b FOLLOW 1 (X)) ha X = b ha X = # és b=# egyébként. A rekurzív leszállás módszere accept: terminális szimbólumok vizsgálatára procedure accept(szimbólum) begin if aktuális_szimbólum = szimbólum then következő_szimbólum else error(...) A szimbólumhoz tartozó eljárás procedure A begin T(A) T(A)-t az A-ra vonatkozó helyettesítési szabályok jobb oldalán álló szibólumok határozzák meg: A a szabályhoz rendelt program legyen az accept(a) A B szabályhoz rendeljük hozzá a B eljáráshívást A X 1 X 2...X n tartozzon a következő blokk: begin T(X_1) T(X_2) T(X_n) A α 1 α 2 α k case aktuális_szimbólum of FIRST_1(alpha_1): T(alpha_1) FIRST_1(alpha_2): T(alpha_2) FIRST_1(alpha_n): T(alpha_n) ha van e akkor az a sor FOLLOW_1(A) : skip