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Vorlesung Compilertechnik Sommersemester 2008 Grundlagen M. Schölzel.

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Präsentation zum Thema: "Vorlesung Compilertechnik Sommersemester 2008 Grundlagen M. Schölzel."—  Präsentation transkript:

1 Vorlesung Compilertechnik Sommersemester 2008 Grundlagen M. Schölzel

2 2 Zeichenketten Es sei eine abzählbare Menge von Zeichen, Alphabet genannt. Eine Zeichenkette w ist eine totale Funktion: Für w schreiben wir auch: w(0)…w(n-1) n ist die Länge der Zeichenkette. Es gibt genau eine Zeichenkette der Länge 0; diese wird mit bezeichnet. Eine Zeichenkette wird auch Wort genannt.

3 3 Formale Sprache n : Menge aller Zeichenketten über mit der Länge n: * : Menge aller endlichen Zeichenfolgen über einem Alphabet : + : Menge aller nicht leeren endlichen Zeichenfolgen über einem Alphabet : Formale Sprache L: L *

4 4 Syntax Syntax einer Sprache L legt fest, welche Zeichenketten über einem gegebenen Alphabet zur Sprache L gehören und welche nicht: Es ist syn(w) = 1 gdw. w L syn ist damit die charakteristische Funktion (Entscheidungsfunktion) der Menge L.

5 5 Operationen auf Wort(meng)en Länge |. | : * eines Wortes ist definiert als: Verkettung.. : * * * zweier Zeichenketten ist definiert als: Wir schreiben für auch kurz. Komplexprodukt.. : ( * ) ( * ) ( * ) zweier Wortmengen ist definiert als: Die Zeichenkette * ist Präfix der Zeichenkette * ( ) gdw. eine Zeichenkette * existiert, so dass =. ist echter Präfix von, falls ein + existiert, so dass =. Spiegelung : * * ist definiert als:.

6 6 Grammatik Mittel zur konstruktiven Definition einer Sprache. Wichtig für den Compilerbau: Neben den Worten, die zu einer Sprache gehören, wird auch eine Struktur der Worte definiert. Grammatik G = (, M, R, S) mit M =, S M und R (( M) * - * ) ( M) * endlich Bezeichnungen: Grundsymble/Terminalsymbole/Terminals M Metasymbole/Nicht-Terminalsymbole/Nonterminals V := M Vokabular Worte * sind terminale Worte (Zeichenketten) Worte ( M) * - * sind nichtterminale Worte (Zeichenketten) Jede Regel (l,r) R besitzt eine linke Seite l und eine rechte Seite r (auch Alternative genannt)

7 7 Ableitungsrelation Durch die Regeln R einer Grammatik ist eine Ableitungsrelation definiert: Statt (a, b) schreiben wir auch a b für den Ableitungsschritt von a nach b Eine Folge von Ableitungsschritten a 1 a 2, a 2 a 3,…, a n-1 a n wird kurz als a 1 a 2 a 3 …a n-1 a n geschrieben und als Ableitung bezeichnet. Durch Bildung des reflexiven und transitiven Abschlusses * von kann die durch G erzeugte Sprache definiert werden als: Mit n wird eine Ableitung mit genau n Schritten bezeichnet Insbesondere folgt aus 0, dass = Mit + wird eine Ableitung mit mindestens einem Schritt bezeichnet

8 8 Semantik Eine Möglichkeit die Semantik einer Programmiersprache zu beschreiben ist die denotationale Semantik Die Semantik ist dann eine Funktion, die jedem Wort einer Sprache L eine Bedeutung zuordnet: Bedeutungen sind in diesem Fall Funktionen, die einen Speicherzustand in einen anderen Speicherzustand transformieren Ein Speicherzustand ist eine Variablenbelegung Zu einem gegebenen Wort aus L kann seine Bedeutung mittels der Semantikfunktion basierend auf der Struktur des Wortes bestimmt werden.

9 9 Funktion eines Compiler Abstrakt kann ein Compiler damit wie folgt beschrieben werden: Q und Z seien zwei Alphabete Q Q * sei eine Quellsprache Z Z * sei eine Zielsprache Ein Compiler ist eine Funktion comp : Q * Z {error} mit Wichtig: Der Compiler kennt die Funktionen sem Q und sem Z nicht.

10 10 Chomsky-Hierarchie Die Chomsky-Hierarchie klassifiziert Grammatiken ausschließlich auf Grund der Struktur ihrer Regeln nach: Typ-0 – Grammatiken, Typ-1 – Grammatiken, Typ-2 – Grammatiken, Typ-3 – Grammatiken.

11 11 Typ-0 – Grammatiken Regeln entsprechen der allgemeinen Form: R (V * - * ) V * Es ist 0 := {L(G) | G ist Typ 0 – Grammatik} genau die Menge der aufzählbaren Sprachen. Konsequenz: Nicht alle Sprachen aus 0 können mit Compilern übersetzt werden.

12 12 Typ-1 – Grammatiken Regeln entsprechen der Form R (V * - * ) V + mit der Einschränkung, dass für alle (, ) R: ein A M,, V *, V + ex., so dass = A und = (kontextsensitive Regeln) oder | | | | (nicht verkürzende Regeln) gilt. Es ist 1 := {L(G) | G ist Typ-1 – Grammatik} eine Menge von entscheidbaren Sprachen. In dieser Klasse liegen praktisch alle Programmiersprachen

13 13 Typ-2 – Grammatiken: kontextfreie Grammatiken (kfG) Regeln entsprechen der Form: R M V * Es ist 2 := {L(G) | G ist Typ-2 – Grammatik} die Menge der kontextfreien Sprachen. Reihenfolge der Ersetzung der Metasymbole in einem Wort beeinflusst nicht dessen Ableitbarkeit zu einer terminalen Zeichenkette. Diese Klasse ist besonders wichtig für den Compilerbau. Mittels kontextfreier Grammatiken wird eine Obermenge (in der Regel sogar eine echte Obermenge) K einer Programmiersprache P beschrieben: P K.

14 14 Typ-3 – Grammatiken Regelmenge entspricht der Form: R M ((M * ) * ) oder R M (( * M) * ) Es ist 3 := {L(G) | G ist Typ-3 – Grammatik} die Menge der regulären Sprachen. Diese Klasse von Sprachen spielt bei der Zerlegung des Quelltextes eine Rolle (vgl. Scanner)

15 15 Backus-Naur-Form (BNF) Schreibweise für die Regeln einer kontextfreien Grammatik Wir fassen Grammatikregeln (A, 1 ),…, (A, n ) mit der gleichen linken Seite zu einer BNF-Regel A ::= 1 | … | n zusammen ( i wird die i-te Alternative genannt, kurz: [A,i]). Alternativen sind also beginnend bei 1 nummeriert und durch | getrennt. Grundsymbole werden in Gänsefüßchen eingefasst. Metasymbole werden ohne Gänsefüßchen geschrieben und dürfen aus Buchstaben, Zahlen und Unterstrich zusammengesetzt werden. Das Metasymbol auf der linken Seite der ersten BNF-Regel wird als Startsymbol aufgefasst. Beispiel: S::="a" S "b" S | "b" S "a" S | A A::= | "c" A

16 16 Notationen und Bezeichnungen für kfG Bei einer Ableitung 1 2 … n handelt es sich um eine Linksableitung/Rechtsableitung, wenn in jedem Ableitungsschritt das am weitesten links/rechts stehende Metasymbol in i ersetzt wurde (0 < i

17 17 Erweiterte BNF Verkürzende Schreibweisen: Iteration: Auswahl: Optionale Auswahl: A ::= … | B | … B ::= B C | C A ::= … | C + | … A ::= … | B | … B ::= B C | A ::= … | C * | … A ::= … | C | … C ::= 1 | … | n A ::= … | { 1 | … | n } | … A ::= … | C | … C ::= 1 | … | n | A ::= … | [ 1 | … | n ] | …

18 18 Geordneter Baum Eine Knotenmenge B * ist ein geordneter Baum, falls gilt: B ist endlich, Wenn i B, dann auch ( ist der Vater des Knotens i), mit * und i, Wenn (i+1) B, dann auch i ( i ist der linke Bruder des Knotens (i+1)), mit * und i.

19 19 Konkreter Syntaxbaum Sei : B V eine Markierung der Knoten eines geordneten Baums mit den Symbolen einer kfG G = (, M, S, R). Dann ist (B, ) genau dann ein Syntaxbaum, falls gilt: ( ) = S B: Falls ( ) = A M dann i mit (A,[A,i]) R so dass für alle j mit 0 j < |[A,i]| gilt: (.j) = [A,i,j].|[A,i]| B B: Falls ( ) = a, dann gilt.0 B Achtung: Nicht jedes Blatt im konkreten Syntaxbaum ist mit einem Terminalsymbol beschriftet

20 20 Abstrakter Syntaxbaum Sei : B V eine Markierung der Knoten eines geordneten Baums und G = (, M, S, R) eine kfG. Dann ist (B, ) genau dann ein abstrakter Syntaxbaum, falls gilt: ( ) = (S,i) mit 1 i |[S]| B, mit ( ) = (A,i) und [A,i] = 0 A 1 1 A 2 …A n n und i *, A i M gilt: hat genau n Söhne mit den Beschriftungen (A k,n k ), wobei 1 n k |[A k ]|. Das bedeutet, dass im abstrakten Syntaxbaum auf die Knoten, die im konkreten Syntaxbaum mit Terminalsymbolen beschrifteten sind, verzichtet werden kann, wenn an jedem Knoten zusätzlich die Nummer der Alternative gespeichert wird, die zur Ableitung verwendet wurde.

21 21 Linearisierung von Syntaxbäumen Es sei /i := {(, (i. )) | (i., (i. )) } und n ( ) := | dom | Die Front eines konkreten Syntaxbaums mit Beschriftung ist die Linearisierung der Beschriftung seiner mit Terminalsymbolen beschrifteten Blätter und ist definiert als front( ), wobei Präfixlinearisierung eines abstrakten Syntaxbaums mit der Beschriftung ist prelin(, ), wobei Postfixlinearisierung eines konkreten Syntaxbaums mit der Beschriftung ist postlin(, ), wobei

22 22 Erstellen von kontextfreien Grammatiken Nach dem Entwurf einer Grammatik hat diese nicht immer die benötigten Eigenschaften – Ursachen dafür: Grammatik ist mehrdeutig Grammatik hat Linksrekursivitäten Grammatik besitzt -Regeln Grammatik besitzt bestimmte (noch näher zu spezifizierende) Eigenschaften (nicht), die verschiedene Transformationen verhindern Im Folgenden: Betrachtung von Techniken zur (bedeutungserhaltenden) Transformation kontextfreier Grammatiken

23 23 Reduzierte kfG Wir betrachten nur reduzierte Grammatiken G = (, M, R, S), d.h.: G enthält keine Symbole A M, die aus S nicht ableitbar sind G enthält keine Symbole A M, die nicht zu einer terminalen Zeichenkette ableitbar sind

24 24 Eliminierung von -Regeln in kfG Gegeben ist eine kfG G = (, M, R, S) Finden der kleinsten Menge R' mit: Berechnen von R' durch Fixpunktiteration Streichen aller -Regeln in R' Für die kfG G' = (, M, R', S) gilt: L(G) – { } = L(G')

25 25 Eliminierung von Zyklen in kfG Eine kfG besitzt einen Zykel, wenn Ableitungen der Form A + A möglich sind. Entfernen von Zyklen durch Eliminierung von - Regeln und dann von Regeln der Form A B durch: Finden der kleinsten Menge R' mit: Streiche Regeln der Form A B

26 26 Mehrdeutigkeiten Eine kfG G ist mehrdeutig, falls zu einem Wort mit S * unterschiedliche Syntaxbäume existieren. Mehrdeutige Grammatiken sind ungeeignet zur Spezifikation einer Programmiersprache. Eine Sprache L ist mehrdeutig, falls es keine eindeutige Grammatik für L gibt. Drei Möglichkeiten der Behandlung: Mehrdeutigkeit kann nicht eliminiert werden (inherent mehrdeutige Sprache). Transformation der Grammatik in eine eindeutige Grammatik (nicht automatisierbar). In der Praxis wird teilweise mit mehrdeutigen Grammatiken gearbeitet und die Mehrdeutigkeit auf anderem Wege (lernen wir später kennen) behandelt.

27 27 Beispiel: Mehrdeutige Grammatiken (1) Grammatik zur Erzeugung arithmetischer Ausdrücke: E ::= E "+" E | E "*" E | | E "–" E | E "/" E | "(" E ")" | "n" Eindeutige Grammatik (ohne Prioritäten): E ::= T | T "+" E | T "*" E | T "–" E | T "/" E T ::= "n" | "(" E ")" Eindeutige Grammatik (mit Prioritäten, Operatoren rechtsassoziativ): A ::= M "+" A | M "–" A | M M ::= T "*" M | T "/" M | T T ::= "n" | "(" A ")" Eindeutige Grammatik (mit Prioritäten, Operatoren linksassoziativ): A ::= A "+" M | A "–" M | M M ::= M "*" T | M "/" T | T T ::= "n" | "(" A ")"

28 28 Beispiel: Mehrdeutige Grammatiken (2) Mehrdeutigkeit bei if-then-else (Dangling-Else): Stmt OtherStmt | "IF" Expr "THEN" Stmt | "IF" Expr "THEN" Stmt "ELSE" Stmt Gewünschte Bedeutung: ELSE soll zum letzten IF THEN ohne ELSE gehören Eindeutige Grammatik: Stmt MStmt | OStmt MStmt "IF" Expr "THEN" MStmt "ELSE" MStmt | OtherStmt OStmt "IF" Expr "THEN" Stmt | "IF" Expr "THEN" MStmt "ELSE" OStmt

29 29 Eliminierung von direkten Linksrekursivitäten Ein Metasymbol A einer Grammatik G besitzt eine direkte Linksrekursivität, falls es Regeln der Form A A 1 | … |A n | 1 | … | m gibt, wobei A M und 1,…, n, 1,…, m V * Falls alle 1,…, m nicht mit A beginnen, Eliminierung der Linksrekursivität mittels Ersetzung von A A 1 | … |A n | 1 | … | m durch: A 1 A' | … | m A' A' 1 A' | …| n A' | Eine Grammatik G besitzt eine direkte Linksrekursivität, falls es in G ein Metasymbol mit einer direkten Linksrekursivität gibt.

30 30 Beispiel: Eliminierung direkter Linksrekursivitäten Direkt linksrekursive Grammatik: A A "+" M | A "–" M | M M M "*" T | M "/" T | T T "n" | "(" A ")" Transformierte Grammatik: A MA' A' "+" M A' | "–" M A' | M T M' M' "*" T M' | "/" T M' | T "n" | "(" A ")" Problem: Assoziativität der Operatoren hat sich geändert!

31 31 Eliminierung von indirekten Linksrekursivitäten Eine kfG G besitzt eine indirekte Linksrekursivität, falls Ableitungen der Form A + A möglich sind, wobei A M und V * Grammatiken darf keine -Regeln und Zyklen enthalten: A 1,…,A n seien die Metasymbole der Grammatik, R die Regelmenge for i = 1 to n do for j = 1 to i-1 do Ersetze in R alle Regeln der Form A i A j durch A i 1,…, A i k, wobei A j 1,…, A j k alle Regeln zum Metasymbol A j in R sind od Eliminiere alle direkten Linksrekursivitäten von A i od

32 32 Links-Faktorisierung Eliminieren eines gemeinsamen Präfixes mehrerer Alternativen zum selben Metasymbol: (A, 1 ),…, (A, n ) wird ersetzt durch (A, A'), (A', 1 ),…, (A', n ), wobei A' ein neues Metasymbol ist

33 33 Prinzipieller Aufbau eines Compilers Parser Quell- text Scanner Zwischen code und Symbol- tabelle Zwischen code und Symbol- tabelle Ziel- code Zielcode- erzeugung Zielcodeunab- hängige Optimierungen Kontext- prüfung Zielcodeabhängige Optimierungen Frontend Backend Steuerfluss im Compiler Datenfluss im Compiler Beschreibung der erkannten Sprache durch Typ 3 Grammatiken Beschreibung der erkannten Sprache durch Typ 2 Grammatiken Ersetzt die Beschreibung der Programmiersprache durch eine Typ 1 Grammatik

34 Ende der Grundlagen Weiter zur Lexikalischen AnalyseLexikalischen Analyse


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