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归纳定义与编程语言基础:CMU 15-312 讲义案例分析
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更新于2024-06-16
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CMU 15-312 编程语言基础讲义深入探讨了归纳定义在编程语言理论中的核心作用。课程由Frank Pfenning教授讲授,第二讲的重点围绕归纳定义的概念及其在语言描述中的应用。归纳定义是一种形式化方法,用于定义和推理编程语言,它涵盖了语法、静态语义和动态语义的描述任务。 首先,课程指出,上下文无关文法可以转化为推理规则的形式,例如,用非终结符M定义的正确匹配括号语言,其文法可以用ε|(M)|MM表示,可以转换为规则如εM, m1, sM, (是)M等。这些规则表明,一个字符串属于语言M当且仅当存在一种推导过程,符合这些规则。 在这个框架下,定理1(括号计数)展示了如何运用规则归纳来证明性质。通过逐个分析每一条推理规则m1、m2和m3,证明如果一个字符串S满足这些规则的前提条件,那么它的括号数量一定相等。这就展示了如何通过归纳逻辑确保性质的正确性,即如果每个规则的前提都满足某种属性,那么结论也将满足该属性。 归纳定义在这个过程中扮演了关键角色,因为它不仅提供了语言的结构描述,还提供了证明语言性质的有效工具。在实际编程语言设计和分析中,归纳定义有助于构建一致性和完备性的证明,这对于理解和验证语言的正确性至关重要。此外,这种形式化的方法也为类型系统、编译器构造和执行模型的定义提供了理论基础。 通过CMU 15-312的学习,学生将掌握如何运用归纳定义处理复杂的语言特性,以及如何通过严格的逻辑推理来保证编程语言的规范性和一致性,这是任何程序员和语言设计者必备的技能。
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L3.4 抽象语法
(v)如果 s F ←→ t expr,那么 s F和 t expr成立。
证明:部分(i)通过案例进行推导(共有10种情况,每种情况对应一个数字)。
部分(ii)通过对给定推导进行规则归纳得出,使用(i)在两种情况下
。
第(iii)、(iv)和(v)部分通过对给定推导的同时规则归纳来得到,其中在一
个情况下使用了第(ii)部分。 总共有6种情况。 在每种情况下,我们可以立
即利用归纳假设对所有子推导进行推理,并从结果中构造出所需判断的推
导。
在实现这样的规范时,我们通常对什么被认为是我们的输入和输出做出
承诺。 如上所述,解析和解析(打印)由此判断来指定。
定义2(解析)
给定一个字符串 s,找到一个术语 ts,使得 s E ←→ t expr或者失败,如果
不存在这样的 t。
其他语法类别存在明显的类似定义。
我们还可以通过确定如果 s E,那么存在一个表示它的抽象语法术语来将解
析与我们对语法类别的定义进一步联系起来。
定理 3
(i) 如果 s D那么存在一个 k使得 s D ←→ k是自然数.
(ii) 如果 s N那么存在一个 k使得 s N ←→ k是自然数.
(iii) 如果 s E那么存在一个 t使得 s E ←→ t是表达式.
(iv) 如果 s T那么存在一个 t使得 s T ←→ t是表达式.
(v) 如果 s F那么存在一个 t使得 s F ←→ t是表达式.
证明: 通过情况分析或与定理 1 的证明类似的直接规则归纳.
现在我们可以改进我们对歧义的概念,以考虑构建的抽象语法。 这比要
求推导的唯一性稍微宽松一些,因为不同的推导仍然可能导致相同的抽象
语法术语。
LECTURE NOTES 2004年9月7日
抽象语法 L3.5
定义 4 (解析的歧义)
如果对于给定的字符串 s存在两个不同的项 t
1
和 t
2
使得 s E ←→ t
1
expr和 s
E ←→ t
2
expr,则解析问题是模糊的。
反解析只是解析的逆过程:我们给定一个项 t并且需要找到一个具体的
语法表示。反解析通常是完全的(每个项都可以反解析)并且本质上是模
糊的(相同的项可以写成多个字符串)。 这种模糊性的一个例子是插入额
外的冗余括号。 因此,任何反解析器必须使用启发式方法在不同的备选字
符串表示之间进行选择。
定义5(反解析)
给定一个项 t使得 t expr,找到一个字符串 s使得 s E ←→ t expr。
使用判断作为实现不同任务的基础能力证明了它们的灵活性。 通常,将
一个判断“翻译”成高级语言(如ML)的实现并不困难,尽管在某些情况下
可能需要相当的独创性和一些高级技术。
我们的小算术表达式语言用来说明各种概念,比如具体语法和抽象语法
之间的区别,但它过于简单,无法展示其他各种现象和概念。 其中最重要
的一个是变量的概念,以及变量绑定和作用域的概念。 为了单独讨论变量
,我们通过一种新的表达式形式来命名初步结果。例如,
let x = 2*3 in x+x end
应该计算为 12,但只计算 2*3一次。
首先,具体语法,只显示更改或新增的情况。
变量 X : : = (任何标识符)
因子 F : : = N | (E) | let X = E in E end | X
在这里我们忽略了什么构成合法标识符的问题。 假设它应该避免关键字(
如 let, b),特殊符号,如 +,并且被空格包围。 在实际的语言实现中,
词法分析器将输入字符串分解为关键字、特殊符号、数字和标识符,然后
由解析器进行处理。
对于抽象语法的第一种方法是简单地引入一个新的抽象语法类别的变量
[第5.1章]和一个带有三个参数的新操作符let(let(x, e
1
, e
2
)),其中 x是一个变
量, e
1
和 e
2
是
LECTURE NOTES 2004年9月7日
L3.6 抽象语法
表示表达式的术语。 此外,我们允许一个变量 x作为一个术语。 然而,这
种方法并没有明确哪些变量的出现是绑定出现,并且变量出现引用哪个绑
定器。例如,要看到
let x = 1 in let x = x+1 in x+x end end
求值为 4,我们需要知道 x的哪些出现引用哪些值。作用域解析规则[第5.1
章]规定它应该被解释为与
let x
1
= 1 in let x
2
= x
1
+1 in x
2
+x
2
end end
在这里不再存在任何潜在的歧义。 也就是说,变量 x的作用域在
let x = s
1
in s
2
end
是 s
2
但不是 s
1
。
一种统一的技术,用于编码关于变量作用域的信息,称为高阶抽象语法
[第5章]。 我们在术语的语言中添加了一个构造 x.t,它在术语 t中绑定了 x
。 在 t中,每个不被另一个绑定 x.t
′
遮蔽的 x的出现,都指的是所示的顶层
抽象。 这样的变量是一个新的原始概念,特别地,一个变量可以被用作一
个术语(除了通常基于运算符的术语之外)。 我们将通过扩展我们关于具
体和抽象语法之间的判断来进行。
x X s
1
E ←→t
1
expr s
2
E ←→t
2
expr
让 x = s
1
in s
2
end ←→让 (t
1
, x.t
2
) expr
x X
x E ←→x expr
并允许表达式
x expr
t
1
expr t
2
expr
让 (t
1
, x.t
2
) expr
请注意,我们将标识符 x翻译为同名的变量x在高阶抽象语法中。 此外
,我们将高阶抽象语法中的变量视为一种新的术语,因此我们不会明确检
查 x是否实际上是变量——这是暗示它们是变量的。
我们强调 let-表达式的作用域解析规则直接编码在高阶抽象表示中。
我们在第4讲[第5.3章]中研究了这种表示背后的规则。
LECTURE NOTES 2004年9月7日
抽象语法 L3.7
我们可以用更紧凑的符号表示法将算术表达式的抽象语法语言形式化。
nat : : = 0 | 1 | · · ·
expr : : = 数字(自然数) |加(表达式,表达式) |乘(表达式,表达式)
|变量 | let(表达式, x.表达式)
作为一个具体的例子,考虑字符串
let x
1
= 1 in let x
2
= x
1
+1 in x
2
+x
2
end end
在抽象语法中,它将被表示为
let(数字(1), x
1
.let(加(变量
1
,数字(1)), x
2
.加(变量
2
, x
2
)))
LECTURE NOTES 2004年9月7日
关于
静态和动态语义的讲义
15-312:编程语言基础
Frank Pfenning
第4讲
2004年9月9日
在本讲中,我们将以一个非常简单的例子来说明编程语言的静态和动态
语义的基本概念:算术表达式语言增加了变量和定义。
静态和动态语义是抽象语法(术语)的属性,而不是具体语法(字符串)的
属性。 因此,在这里我们将专门处理抽象语法。
静态语义可以进一步分解为两个部分:变量
作用域和类型规则。 它们确定如何解释变量,并且
辨别有意义的表达式。 正如我们在上一节课中看到的,变量
作用域直接编码到表示抽象语法的术语中。
在本讲座中,我们进一步讨论了控制变量绑定的规律在术语中。 第二步将
以归纳定义的判断形式给出类型规则。 对于算术表达式来说,这并不是很
有趣只包含一个类型,但它用来说明思想。
动态语义在不同的语言
和不同的抽象级别之间变化更大。 我们只会在这里简要介绍一下
在下一节课中继续讨论这个主题。
变量绑定的基本原则称为词法作用域是绑定变量的名称不应该有影响。
换句话说,一致地重命名程序中的变量不应该影响其含义。 下面的一切都
将遵循这个原则。
我们现在将“变量的一致重命名”这个概念更加明确化。[第5.3章]中的发
展将同时替换视为一种
补充说明 NOTES 2004年9月9日
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