Системное программное обеспечение

11. Питерсон Дж. Теория сетей Петри и моделирование систем: Пер. с англ. –

М.: Мир, 1984. – 264 с.

Лекция 9 Макроязыки.

План

1.Определения макрокоманд и макрогенерации. Примеры макрокоманд. Макроязыки и препроцессоры.

2.Трансляторы с языка ассемблера. Макроязыки и макрогенерация.

3.Международные стандарты языков Фортран, Паскаль, Ада, Си, Си++. Стандарт Си ANSI/ISO.

4.Стандарты SQL - SQL/89 и SQL/92. Assembler под Win: введение в

программирование для Win32.

5.Ресурсы и меню. Первое окно.

Разработка программ на языке ассемблера – достаточно трудоемкий процесс, требующий зачастую простого повторения одних и тех же многократно встречающихся операций. Примером может служить последовательность команд, выполняемых каждый раз для организации стекового дисплея памяти при входе в процедуру или функцию.

Для облегчения труда разработчика были созданы так называемые макрокоманды. Макрокоманда представляет собой текстовую подстановку, в ходе выполнения которой каждый идентификатор определенного вида заменяется на цепочку символов из некоторого хранилища данных. Процесс выполнения макрокоманды называется макрогенерацией, а цепочка символов, получаемая в результате выполнения макрокоманды, – макрорасширением.

Процесс выполнения макрокоманд заключается в последовательном просмотре текста исходной программы, обнаружении в нем определенных идентификаторов и замене их на соответствующие строки символов. Причем выполняется именно текстовая замена одной цепочки символов (идентификатора) на другую цепочку символов (строку). Такая замена называется макроподстановкой.

Для того чтобы указать, какие идентификаторы на какие строки необходимо заменять, служат макроопределения. Макроопределения присутствуют непосредственно в тексте исходной программы. Они выделяются специальными ключевыми словами либо разделителями, которые не могут встречаться нигде больше в тексте программы. В процессе обработки все макроопределения полностью исключаются из текста входной программы, а содержащаяся в них информация запоминается в хранилище данных для обработки в процессе выполнения макрокоманд.

Макроопределение может содержать параметры. Тогда каждая соответствующая ему макрокоманда должна при вызове содержать строку символов вместо каждого параметра. Эта строка подставляется при выполнении макрокоманды везде, где в макроопределении встречается соответствующий параметр. В качестве параметра макрокоманды может оказаться другая макрокоманда, тогда она будет рекурсивно вызвана всякий

раз, когда необходимо выполнить подстановку параметра. В принципе, макрокоманды могут образовывать последовательность рекурсивных вызовов, аналогичную последовательности рекурсивных вызовов процедур и функций, но только вместо вычислений и передачи параметров они выполняют лишь текстовые подстановки.

Макрокоманды и макроопределения обрабатываются специальным модулем, называемым макропроцессором, или макрогенератором.

Макрогенератор получает на вход текст исходной программы, содержащий макроопределения и макрокоманды, а на выходе его появляется текст макрорасширения исходной программы, не содержащий макроопределений и макрокоманд. Оба текста являются только текстами исходной программы на входном языке, никакая другая обработка не выполняется.

Синтаксис макрокоманд и макроопределений зависит от реализации макропроцессора. Но сам принцип выполнения макроподстановок в тексте программы неизменен и не зависит от их синтаксиса.

Например, следующий текст макроопределения определяет макрокоманду push О в языке ассемблера процессора типа Intel 8086:

Семантика этой макрокоманды заключается в записи числа «0» в стек через регистр процессора ах. Тогда везде в тексте программы, где встретится макрокоманда, она будет заменена в результате макроподстановки на последовательность команд:

Это самый простой вариант макроопределения. Существует возможность создавать более сложные макроопределения с параметрами. Одно из таких макроопределений описано ниже.

Глубина такой рекурсии, как правило, сильно ограничена. На последовательность рекурсивных вызовов макрокоманд налагаются обычно существенно более жесткие ограничения, чем на последовательность рекурсивных вызовов процедур и функций, которая при стековой организации дисплея памяти ограничена только размером стека передачи параметров.

Тогда в тексте программы макрокоманда также должна быть указана с соответствующим числом параметров. В данном примере макрокоманда

3dd_abx 4,8

будет в результате макроподстановки заменена на последовательность команд:

add ax.4 add bx.4 add ex.8 push ax

Во многих макропроцессорах возможны более сложные конструкции, которые могут содержать локальные переменные и метки. Примером такой конструкции может служить макроопределение:

Здесь метка loopax является локальной, определенной только внутри данного макроопределения. В этом случае уже не может быть выполнена простая текстовая подстановка макрокоманды в текст программы, поскольку если данную макрокоманду выполнить дважды, то это приведет к появлению

в тексте программы двух одинаковых меток 1 оорах. В таком варианте макрогенератор должен использовать более сложные методы текстовых подстановок, аналогичные тем, что используются в компиляторах при идентификации лексических элементов входной программы, чтобы дать всем возможным локальным переменным и меткам макрокоманд уникальные имена в пределах всей программы.

Макроязыки и препроцессоры.

Макроопределения и макрокоманды нашли применение не только в языках ассемблера, но и во многих языках высокого уровня. Там их обрабатывает специальный модуль, называемый препроцессором языка (например, широко известен препроцессор языка С). Принцип обработки остается тем же самым, что и для программ на языке ассемблера – препроцессор выполняет текстовые подстановки непосредственно над строками самой исходной программы. В языках высокого уровня макроопределения должны быть отделены от текста самой исходной программы, чтобы препроцессор не мог спутать их с синтаксическими конструкциями входного языка. Для этого используются либо специальные символы и команды (команды препроцессора), которые никогда не могут встречаться в тексте исходной программы, либо макроопределения встречаются внутри незначащей части исходной программы – входят в состав комментариев (такая реализация существует, например, в компиляторе с языка Pascal, созданном фирмой Borland). Макрокоманды, напротив, могут встречаться в произвольном месте исходного текста программы, и синтаксически их вызов может не отличаться от вызова функций во входном языке.

Всовокупности все макроопределения и макрокоманды в тексте исходной программы являются предложениями некоторого входного языка, который называется макроязыком. Макроязык является чисто формальным языком, поскольку он лишен какого-либо смысла. Семантика макроязыка полностью определяется макрорасширением текста исходной программы, которое получается после обработки всех предложений макроязыка, а сами по себе предложения макроязыка не несут никакой семантики.

Препроцессор макроязыка (макрогенератор) в общем случае представляет собой транслятор, на вход которого поступает исходная программа, содержащая макроопределения и макрокоманды, а результирующей программой является макрорасширение программы на исходном языке. Общая схема работы макропроцессора соответствует схеме работы транслятора – он содержит лексический и синтаксический анализаторы для выделения предложений макроязыка в тексте исходной программы, таблицы идентификаторов для хранения макроопределений, генератор предложений исходного языка для выполнения макроподстановок. Отличием является отсутствие семантической обработки входного макроязыка и фазы подготовки к генерации кода.

Впростейшем варианте реализации макрокоманд, когда выполняются только макроподстановки без параметров и внутренних переменных,

препроцессор макроязыка может быть построен на основе регулярной грамматики и реализован в виде конечного автомата. Более сложные препроцессоры предусматривают синтаксический анализ входных конструкций макроязыка, сопоставимый по сложности с анализом предложений входного языка. Их реализация выполняется на тех же принципах, что и реализация синтаксических анализаторов в компиляторах для языков программирования.

Макрогенератор или препроцессор чаще всего не существует в виде отдельного программного модуля, а входит в состав компилятора. Именно макрорасширение исходной программы поступает на вход компилятора и является для него исходной программой. Макрорасширение исходной программы обычно недоступно ее разработчику. Более того, макроподстановки могут выполняться последовательно при разборе исходного текста на первом проходе компилятора вместе с разбором всего текста программы, и тогда макрорасширение исходной программы в целом может и вовсе не существовать как таковое. Следует помнить, что, несмотря на схожесть синтаксиса вызова макрокоманды принципиально отличаются от процедур и функций, поскольку не порождают результирующего кода, а представляют собой текстовую подстановку, выполняемую прямо в тексте исходной программы. Результаты вызова функции и макрокоманды могут изза этого серьезно отличаться.

Литература

Основная:

1.Молчанов А.Ю. Системное программное обеспечение. Учебник для вузов.

— СПб.: Питер, 2003. — 396 с.

2.Молчанов А.Ю. Системное программное обеспечение. Лабораторный практикум.- СПб.: Питер, 2005.- 284 с.

3.Юров В.И. Assembler. Учебник для вузов. 2-е издание - СПб.: Питер.- 2004.-

637с.

4.Компаниец Р.И., Маньков Е.В., Филатов Н.Е. Системное программирование: Основы построения трансляторов + FD.- М.: КОРОНА принт.- 2004.- 255 с.

5.Фельдман Ф.К. Системное программирование на персональном компьютере.- 2004.- 512

6.Ахо А.,Сети Р., Ульман Дж. Компиляторы: принципы, технологии и инструменты: Пер. с англ. — М.: Издательский дом «Вильямс», 2003. — 768 с.

7.Гордеев А.В., Молчанов А.Ю. Системное программное обеспечение. —

СПб.: Питер, 2002. — 734 с.

8.Олифер В.Г., Олифер Н.А. Сетевые операционные системы. СПб.: Питер, 2002. — 544

Дополнительная:

1.Малявко А.А. Теория формальных языков: Учеб. пособие: В 3 ч. – Новосибирск: Изд-во НГТУ, 2001. – Ч. 1. – 96 с.

2.Малявко А.А. Теория формальных языков: Учеб. пособие: В 3 ч. – Новосибирск: Изд-во НГТУ, 2002. – Ч. 2. – 96 с.

3.Ф.Льюис, Д. Розенкранц, Р.Стирнз. Теоретические основы проектирования компиляторов. М., Мир, 1979.

4.Л. Бек. Введение в системное программирование. М.,Мир, 1988.

5.В.Е.Котов, В.К.Сабельфельд. Теория схем программ. -М.: Наука, 1978

6.Автоматное управление асинхронными процессами в ЭВМ и дискретных системах /Под ред. В.И.Варшавского. -М.:Наука.

7.Питерсон Дж. Теория сетей Петри и моделирование систем.- М.: Наука. 1984.

8.Минский М. Вычисления и автоматы. - М.: Мир.- 1971.

9.Котов В.Е. Сети Петри. - М.: Наука. - 1984.-

10.Ахо А.,Хопкрофт Дж., Ульман Дж.Построение и анализ вычислительных алгоритмов. - М.: Мир. -1979.

11.Питерсон Дж. Теория сетей Петри и моделирование систем: Пер. с англ. –

М.: Мир, 1984. – 264 с.

Лекция 10 Трансляторы. Основные принципы построения трансляторов

План

1.Система СУПЕР

2.Система YACC

Рассмотрим системы автоматизации построения трансляторов на примере систем автоматизации построения трансляторов СУПЕР и YACC. Приведены структуры этих систем, основные термины и определения и части программного кода реализации систем автоматизации построения трансляторов.

Системы автоматизации построения трансляторов (САПТ) предназначены для автоматизации процесса разработки трансляторов. Очевидно, что для того, чтобы описать транслятор, необходимо иметь формализм для описания. Этот формализм затем реализуется в виде входного языка САПТ. Как правило, формализмы основаны на атрибутных грамматиках. Ниже описаны две САПТ, получившие распространение: СУПЕР [4] и Yacc. В основу первой системы положены LL(1)-грамматики и L-атрибутные вычислители, в основу второй - LALR(1)-грамматики и S-атрибутные вычислители.

1.Система СУПЕР

Программа на входном языке СУПЕР ("метапрограмма") состоит из следующих разделов:

•Заголовок;

•Раздел констант;

•Раздел типов;

•Алфавит;

•Раздел файлов;

•Раздел библиотеки;

•Атрибутная схема.

Заголовок определяет имя атрибутной грамматики, первые три буквы имени задают расширение имени входного файла для реализуемого транслятора. Раздел констант содержит описание констант, раздел типов - описание типов.

Алфавит содержит перечисление нетерминальных символов и классов лексем, а также атрибутов (и их типов), сопоставленных этим символам. Классы лексем являются терминальными символами с точки зрения синтаксического анализа, но могут иметь атрибуты, вычисляемые в процессе

лексического анализа. Определение класса лексем состоит в задании имени класса, имен атрибутов для этого класса и типов этих атрибутов.

В разделе определения нетерминальных символов содержится перечисление этих символов с указанием приписанных им атрибутов и их типов. Аксиома грамматики указывается первым символом в списке нетерминалов. Раздел библиотеки содержит заголовки процедур и функций, используемых в формулах атрибутной грамматики. Раздел файлов содержит описание файловых переменных, используемых в формулах атрибутной грамматики. Файловые переменные можно рассматривать как атрибуты аксиомы.

Атрибутная схема состоит из списка синтаксических правил и сопоставленных им семантических правил. Для описания синтаксиса языка используется расширенная форма Бэкуса-Наура. Терминальные символы в правой части заключаются в кавычки, классы лексем и нетерминалы задаются их именами. Для задания в правой части необязательных символов используются скобки [ ], для задания повторяющихся конструкций используются скобки ( ). В этом случае может быть указан разделитель символов (после /). Например,

A ::= B [ C ] ( D ) ( E / ',' )

Первым правилом в атрибутной схеме должно быть правило для аксиомы.

Каждому синтаксическому правилу могут быть сопоставлены семантические действия. Каждое такое действие - это оператор, который может использовать атрибуты как символов данного правила (локальные атрибуты), так и символов, могущих быть предками (динамически) символа левой части данного правила в дереве разбора (глобальные атрибуты). Для ссылки на локальные атрибуты символы данного правила (как терминальные, так и нетерминальные) нумеруются от 0 (для символа левой части). При ссылке на глобальные атрибуты надо иметь в виду, что атрибуты имеют области видимости на дереве разбора. Областью видимости атрибута вершины, помеченной N, является все поддерево N, за исключением его поддеревьев, также помеченных N.

Исполнение операторов семантической части правила привязывается к обходу дерева разбора сверху вниз слева направо. Для этого каждый оператор может быть помечен меткой, состоящей из номера ветви правила, к выполнению которой должен быть привязан оператор, и, возможно, одного из суффиксов A, B, E, M.

Суффикс A задает выполнение оператора перед каждым вхождением синтаксической конструкции, заключенной в скобки повторений ( ). Суффикс B задает выполнение оператора после каждого вхождения синтаксической конструкции, заключенной в скобки повторений ( ). Суффикс M задает выполнение оператора между вхождениями синтаксической конструкции, заключенной в скобки повторений ( ). Суффикс E задает выполнение оператора в том случае, когда конструкция, заключенная в скобки [ ], отсутствует.

Пример использование меток атрибутных формул: D ::= 'd' =>

$0.y:=$0.x+1. A ::= B (C) [D] =>

$2.x:=1;

2M: $2.x:=$2.x+1; $3.x:=$2.x;

3E: $3.y:=$3.x; 3: writeln($3.y).

Процедура writeln напечатает число вхождений символа C в C-список, если D опущено. В противном случае напечатанное число будет на единицу больше.

2.Система YACC

В основу системы YACC положен синтаксический анализатор типа LALR(1), генерируемый по входной (мета) программе. Эта программа состоит из трех частей:

%{

Си-текст

%}

%token Список имен лексем

%%

Список правил трансляции

%%

Служебные Си-подпрограммы Си-текст (который вместе с окружающими скобками %{ и %} может

отсутствовать) обычно содержит Си-объявления (включая #include и #define), используемые в тексте ниже. Этот Си-текст может содержать и объявления (или предобъявления) функций.

Список имен лексем содержит имена, которые преобразуются YACCпрепроцессором в объявления констант (#define). Как правило, эти имена используются как имена классов лексем и служат для определения интерфейса с лексическим анализатором.

Каждое правило трансляции имеет вид Левая"часть : альтернатива"1 {семантические"действия"1} | альтернатива"2 {семантические"действия"2} |...

| альтернатива"n {семантические"действия"n}

;

Каждое семантическое действие - это последовательность операторов Си. При этом каждому нетерминалу может быть сопоставлен один синтезируемый атрибут. На атрибут нетерминала левой части ссылка осуществляется

посредством значка $$, на атрибуты символов правой части - посредством значков $1, $2 , . . . , $n, причем номер соответствует порядку элементов правой части, включая семантические действия. Каждое семантическое действие может вырабатывать значение в результате выполнения присваивания $$=Выражение. Исполнение текого оператора в последнем семантическом действии определяет значение атрибута символа левой части.

В некоторых случаях допускается использование грамматик, имеющих конфликты. При этом синтаксический анализатор разрешает конфликты следующим образом:

•конфликты типа свертка/свертка разрешаются выбором правила, предшествующего во входной метапрограмме;

•конфликты типа сдвиг/свертка разрешаются предпочтением сдвига. Поскольку этих правил не всегда достаточно для правильного определения анализатора, допускается определение старшинства и ассоциативности терминалов.

Например, объявление

%left '+' '-'

определяет + и -, имеющими одинаковый приоритет и имеющими левую ассоциативность. Операцию можно определить как правоассоциативную в результате объявления:

%right '^'

Бинарную операцию можно определить как неассоциативную (то есть не допускающую появления объединения двух подряд идущих знаков операции):

%nonassoc '<'

Символы, перечисленные в одном объявлении, имеют одинаковое старшинство. Старшинство выше для каждого последующего объявления. Конфликты разрешаются путем присваивания старшинства и ассоциативности каждому правилу грамматики и каждому терминалу, участвующим в конфликте. Если необходимо выбрать между сдвигом входного символа s и

сверткой по правилу A w, свертка делается, если старшинство правила больше старшинства s или если старшинство одинаково, а правило левоассоциативно. В противном случае делается сдвиг.

Обычно за старшинство правила принимается старшинство самого правого терминала правила. В тех случаях, когда самый правый терминал не дает нужного приоритета, этот приоритет можно назначить следующим объявлением:

%prec терминал

Старшинство и ассоциативность правила в этом случае будут такими же, как у указанного терминала.

YACC не сообщает о конфликтах, разрешаемых с помощью ассоциативности и приоритетов. Восстановление после ошибок управляется пользователем с помощью введения в грамматику "правил ошибки" вида

A error w:

Здесь error - ключевое слово YACC. Когда встречается синтаксическая ошибка, анализатор трактует состояние, набор ситуаций для которого содержит