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 на конкретном примере один из таких методов – метод рекурсивного спуска.
Дана грамматика G =({a,b,c, ^}, {S,A,B}, P, S), где
P: {S ® AB^, A ® a | cA, B ® bA}
Требуется 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" (рис.4.1):
Рис. 4.1. Последовательность построения дерева разбора
Метод рекурсивного спуска (РС-метод) реализует этот способ следующим образом: для каждого нетерминала грамматики создается своя процедура, носящая его имя. Задача этой процедуры заключается в том чтобы, начиная с указанного места исходной цепочки, найти подцепочку, которая выводится из данного 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.
Для грамматики G, приведенной выше, совокупность процедур рекурсивного спуска будет следующей:
#include <stdio.h>
int c;
FILE *fp; /* указатель на файл, в котором находится
