Джулиан Бакнелл - Фундаментальные алгоритмы и структуры данных в Delphi
первая выполняет соединение с начальным состоянием подвыражения, а вторая - с его конечным состоянием. Это конечное состояние является конечным состоянием всего выражения. Вероятно, наиболее сложными конструкциями являются конечные автоматы для выполнения операций "+" и "*".
Рисунок 10.6. Конечные NFA-автоматы выполнения операций в регулярных выражениях
Если вы взглянете на рис. 10.6, то наверняка обратите внимание на ряд интересных свойств. В некоторых конструкциях для создания конечных автоматов определены и используются дополнительные состояния, но это делается вполне определенным образом: для каждого состояния существует один или два перехода из него, причем оба являются бесплатными. Это обусловлено веской причиной - в результате кодирование существенно упрощается.
Рассмотрим простой пример: регулярное выражение "(а|b)*bc" (повторенный ноль или более раз символ а или b, за которым следуют символы b и с). Используя описанные конструкции, можно шаг за шагом состроить конечный NFA-автомат для этого регулярного выражения. Последовательность действий показана на рис. 10.7. Обратите внимание, что на каждом шаге мы получаем конечный NFA-автомат с одним начальным и одним конечным состоянием, причем из каждого нового создаваемого состояния возможно не более двух переходов.
Рисунок 10.7. Пошаговое построение конечного NFA-автомата
Благодаря используемому методу конструирования, можно создать очень простое табличное представление каждого состояния. Каждое состояние будет представлено записью в массиве таких записей (номер состояния является индексом записи в массиве). Запись каждого состояния будет состоять из чего-либо для сравнения и двух номеров состояний для следующего состояния (NextStatel, NextState2). "Что-либо для сравнения" - это шаблон символов, с которым нужно устанавливать соответствие. Им может быть ветвь е, реальный символ, символ операции означающий соответствие с любым символом, класс символов (т.е. набор символов, один из которых должен совпадать с входным символом) или класс символов с отрицанием (входной символ не может быть частью набора, с которым устанавливается соответствие). Будучи построенным, этот массив известен под названием таблицы переходов (trAnsition table). В ней представлены все переходы из одного состояния в другое.
Используя заключительную блок-схему NFA-автомата, показанную на рис. 10.7, можно вручную построить таблицу переходов для регулярного выражения "(a|b)*bc". Результат приведен в таблице 10.1. Мы начинаем с состояния 0 и осуществляем переходы, выполняя сравнение с каждым символом во входной строке, пока не достигнем состояния 7. Реализация алгоритма установки соответствия, использующего подобную таблицу переходов, должна быть очень простой.
Таблица 10.1. Таблица переходов для выражения (a|b)*bc
Теперь, когда мы научились графически представлять NFA-автомат для конкретного регулярного выражения и узнали, что этот конечный NFA-автомат может быть представлен простой таблицей переходов, необходимо объединить оба алгоритма в анализаторе регулярных выражений, чтобы он мог выполнять непосредственную компиляцию таблицы состояний. После этого можно будет приступить к рассмотрению заключительной задачи - сопоставлению строк за счет использования таблицы переходов.
Прежде всего, необходимо выбрать способ представления таблицы состояний. Наиболее очевидный выбор - использование класса TtdRecordList, описанного в главе 2. Этот класс позволяет при необходимости увеличивать размер внутреннего массива. При этом заранее не нужно определять, сколько состояний может существовать для данного регулярного выражения.
В качестве подсказки будем использовать отдельные конструктивные блоки, показанные на рис. 10.6. Простейшим является выражение, которое распознает отдельный символ. Как видно из первой части рисунка 10.6, нам требуется начальное состояние, в котором будет выполняться распознавание символа, и которое будет иметь единственную связь с конечным состоянием (каждый из этих элементов будет также требоваться). Создадим простую подпрограмму, которая будет создавать новое состояние (как запись) и дописывать его в таблицу переходов. Код реализации этого простого метода приведен в листинге 10.7. Как видите, он принимает тип соответствия, символ, указатель на класс символов и две связи с другими состояниями. Конечно, не все из этих параметров будут требоваться для каждого создаваемого состояния. Но проще использовать один метод, который может создавать любой тип записи состояния, нежели целый набор таких методов, по одному для каждого возможного типа состояния.
Листинг 10.7. Добавление нового состояния в таблицу состояний
function TtdRegexEngine.rcAddState( aMatchType : TtdNFAMatchType;
aChar : AnsiChar; aCharClass : PtdCharSet;
aNextStatel: integer; aNextState2: integer): integer;
var
StateData : TNFAState;
begin
{определить поля в записи состояния}
if (aNextStatel = NewFinalState) then
StateData.sdNextState1 := succ(FTable.Count) else
StateData.sdNextState1 := aNextStatel;
StateData.sdNextState2 := aNextState2;
StateData.sdMatchType := aMatchType;
if (aMatchType = mtChar) then
StateData.sdChar := aChar else
if (aMatchType = mtClass) or (aMatchType = mtNegClass) then
StateData.sdClass := aCharClass;
{добавить новое состояние}
Result := FTable.Count;
FTable.Add(@StateData);
end;
При взгляде на первую часть рисунка 10.6 кажется, что для этой простой подпрограммы распознавания символа нужно создать два новых состояния. В действительности же можно ограничиться созданием только одного - начального состояния - и принять, что конечным состоянием будет следующее состояние, которое требуется добавить в список. Будем считать его "виртуальным" конечным состоянием. Если бы этот подход удалось применить в каждой из подпрограмм синтаксического анализа, можно было бы избавиться от необходимости создания конечного состояния, эквивалентного начальному состоянию другого подвыражения. Поэтому с этого момента будем считать, что все подпрограммы синтаксического анализа будут возвращать свое начальное состояние, и что конечное состояние, если оно действительно существует, будет номером индекса следующего состояния, которое необходимо добавить в таблицу переходов.
Из листинга 10.7 видно, что в действительности при передаче номера специального состояния NewFinalState в качестве номера следующего состояния мы определяем ссылку на индекс следующего элемента, который должен быть добавлен в таблицу переходов. Конечно, этот элемент еще не существует, но мы предполагаем, что он будет существовать, или что произойдет что-либо еще, позволяющее определить новую ссылку.
Код реализации метода распознавания отдельного символа приведен в листинге 10.8. Снова обратившись к листингу 10.5, обратите внимание на то, как был изменен первоначальный метод синтаксического анализа символа. Во-первых, мы больше не генерируем никаких исключений или сообщений об ошибках. Вместо этого мы возвращаем номер специального состояния ErrorState. Мы также отслеживаем код ошибки для каждой происходящей ошибки. Если какие-либо ошибки отсутствуют, новое состояние добавляется в таблицу переходов и возвращается как результат выполнения функции. Естественно, это состояние является начальным состоянием данного выражения. В действительности эта подпрограмма - метод класса машины обработки регулярных выражений.
Листинг 10.8. Синтаксический анализ отдельного символа и добавление его состояния
function TtdRegexEngine.rcParseChar : integer;
var
Ch : AnsiChar;
begin
{если встречается конец строки, это является ошибкой}
if (FPosn^ = #0) then begin
Result := ErrorState;
FErrorCode := recSuddenEnd;
Exit;
end;
{если текущий символ - один из метасимволов, это ошибка}
if FPosn^ in Metacharacters then begin
Result := ErrorState;
FErrorCode := recMetaChar;
Exit;
end;
{в противном случае состояние, соответствующее символу, добавляется в таблицу состояний}
{.. если он является отмененным символом: вместо него нужно извлечь следующий символ}
if (FPosn^ = '') then
inc(FPosn);
Ch := FPosn^;
Result := rcAddState(mtChar, Ch, nil, NewFinalState, UnusedState);
inc(FPosn);
end;
Это было достаточно просто, поэтому давайте рассмотрим другой, более сложный метод, который выполняет синтаксический анализ элемента. Первый случай - выражение заключенное в круглые скобки, - во многом подобен рассмотренному ранее: для него не нужно добавлять никакие новые состояния. Второй случай - класс символов или класс символов с отрицанием - определенно.нуждается в новом конечном автомате. Синтаксический анализ класса символов выполняется так же, как ранее (при этом он обрабатывается как набор диапазонов, каждый из которых может быть отдельным символом или двумя символами, разделенными дефисом). Однако на этот раз нужно записывать символы в класс. Для этого мы используем набор символов, распределенный в куче. Последним шагом является добавление в таблицу переходов нового состояния, которое распознает данный класс, подобно тому, как это было сделано для подпрограммы распознавания символов. Для заключительного случая, кроме уже рассмотренного конечного автомата для распознавания отдельного символа требуется конечный автомат для обработки символа операции "любой символ", т.е. точки ("."). Реализация этого конечного автомата достаточно проста: необходимо создать новое состояние, которое соответствует любому символу. Полный листинг подпрограммы синтаксического анализа элемента приведен в листинге 10.9. Как и в предыдущем случае, начальное состояние для этих выражений возвращается в качестве результата функции, а конечное состояние является виртуальным конечным состоянием.
