LALR-parser

En LALR-parser eller Look-Ahead LR-parser er innenfor informatikken benevnelsen på en forenklet versjon av en kanonisk LR parser. Parseren brukes til en syntaktisk analyse av en tekst i henhold til et sett produksjonsregler som er spesifisert av den formelle grammatikken til et programmeringsspråk. Syntaksen i teksten analyseres bunnen-opp, med detaljer på laveste nivå før man analyserer den overordnede grammatiske struktur. «LR» betyr left-to-right (venstre til høyre) eller høyre-derivering i en kontekstfri grammatikk.
En LALR-parser ble første gang beskrevet av informatikeren Franklin DeRemer, i hans Ph.D.-avhandling Practical Translators for LR(k) languages fra oktober 1969. Der skrev han om de praktiske vanskeligheter som på denne tiden var forbundet med å implementere LR(1)-parsere. En LALR-parser anerkjenner flere former for grammatikk enn en LR(0)-parser, men krever på samme tid det samme antallet tilstander for et språk som kan anerkjennes av begge typen parsere. Derfor krever LALR-parsere mindre minne enn LR(1)-parsere som ikke er LR(0). Det finnes LR(1)-språk som ikke kan håndteres av LALR-parsere; LALR-parsere er likevel tilstrekkelige for de fleste utbredte programmeringsspråk, deriblant Java, selv om grammatikken for mange språk er tvetydig.
Den opprinnelige beskrivelsen spesifiserte ingen algoritme for en slik parser med en formell grammatikk. De første algoritmene ble beskrevet i 1973. I oktober 1982 publiserte DeRemer og Thomas Pennello en algoritme som produserte minne-effektive LALR-parsere. LALR-parsere kan genereres automatisk med LALR-parsergeneratorer som Yacc eller GNU Bison. Den automatisk genererte kode kan deretter forbedres manuelt av håndskrevet kode.

Historie

I 1965 ble LR-parseren (Left to Right, Rightmost derivation) oppfunnet av den amerikanske informatikeren Donald Ervin Knuth ved Stanford University. Denne parseren godtar ethvert deterministisk kontekstfritt språk i en lineært avgrenset tid. Høyre-deriveringer har svært store minnekrav, og å implementere en LR-parser var upraktisk på denne tiden grunn av den begrensede mengden med RAM i datamaskiner.
For å løse dette problemet, foreslo informatikeren Franklin DeRemer ved Massachusetts Institute of Technology (MIT) i 1969 to forenklede versjoner av LR-parseren, nemlig en Look Ahead LR (LALR) parser og en Simpel LR-parser (SLR). Begge hadde mye mindre krav til RAM, men håndterte færre grammatikker, og LALR-parseren var den mest effektive av de to.
I mai 1975 konverterte Bell Laboratories sin C-kompilator til LALR-algortitmen; denne kompilatoren ble tatt i bruk på UNIX versjon 6 og var tidligere blitt implementert ved hjelp av en rekursiv descendant parser.
I 1977 ble minneoptimaliseringer oppfunnet for LR-parseren, men fortsatt var den mindre minne-effektiv enn de forenklede versjonene.
Den 1. august 1977 utga Alfred Aho og Jeffrey Ullman den såkalte «drageboken»; denne klassiske teksten som snart ble en lærebok i kompilatorteknikk, er kjent for sitt omslagsbilde av en ridder som bekjemper en drage. På ridderens lanse stod det skrevet LALR, og denne parseralgoritmen stod sentralt i boken. Den 1. januar 1986 kom andre utgave med Ravi Sethi som medforfatter, og den 10. september 2006 tredje utgave med Sethi og Monica Sin-Ling Lam som medforfattere.
I 1979 kunngjorde Franklin DeRemer og Thomas Pennello en serie optimaliseringer for LALR-parseren som ville forbedre minne-effektiviteten. Deres arbeid ble publisert i oktober 1982.
UNIX versjon 7 ble lansert av Bell Laboratories den 11. januar 1979, og inkluderte den mest omfattende og lett tilgjengelige verktøykjede for kompilator-konstruksjon som noensinne er utviklet. Sentralt i denne verktøykjeden var Yacc, en LALR-parsergenerator. Operativsystemets hovedkompilator, Portable C Compiler (pcc), var også implementert ved hjelp av LALR. PCC var også standard i Berkeley Software Distribution (BSD) frem til lanseringen av 4.4BSD i 1994, da den ble erstattet av GNU C Compiler (GCC). PCC har også blitt benyttet i FreeBSD, OpenBSD, NetBSD og av enkelte Linuxdistribusjoner.
Etter år 2000 har vi sett et paradigmeskifte bort fra LALR-parsere og tilbake til rekursive descendant parsere. Fordi LALR-parseren utfører høyrederivasjoner i stedet for den mer intuitive venstrederivasjon, er forståelsen av dens virkemåte svært vanskelig. Dette gjør det vanskelig og tidkrevende å finne den korrekte og effektive LALR-grammatikk. Av samme grunn er LALR-parseres feilmeldinger ikke alltid forståelige for sluttbrukere. Enhver LR(k > 0)-tabell gjør det likevel trivielt å oppliste de ulike gyldige token når en syntaksfeil inntreffer. Av denne grunn er en rekursiv descendant parser å foretrekke. Den krever mer håndskrevet kode fordi den skal anerkjenne språk på et lavere nivå. De har likevel ikke de spesielle vanskelighetene ved LALR-parsere, fordi de bruker venstrederivering.
Den 23. mai 1987 lanserte GNU første versjon av GNU C Compiler (GCC). Kompilatoren var basert på en LALR-parser generert av Yacc. Den 6. mars 2006 lanserte GNU versjon 3.4.6 av GNU Compiler Collection (GCC).  Den Yacc-baserte LALR-parseren for C og C++ i tidligere versjoner, ble erstattet av en håndskrevet rekursivt descendant parser. Clang, som ble lansert 26. september 2007 som en konkurrent til GCC, har fra starten av benyttet en rekursiv descendant parser.
Den 18. desember 1987 lanserte Larry Wall den første versjonen av det funksjonelle skriptspråket Perl. Dette språket har en større kompleksitet enn noen tidligere språk, og benytter seg aggressivt av en LALR-parser, produsert med Yacc. Den 19. juli 2000 startet arbeidet med Perl 6, en radikal nyimplementasjon av dette språket. Rakudo Perl 6, med første lansering av både kompilatoren og dens moduler den 29. juli  2010, tar likeledes i bruk en rekursiv descendant parser som alternativ til LALR.

Oversikt

Generelt refererer begrepet LALR-parser til en LALR(1)-parser, akkurat som begrepet LR-parser refererer til en LR(1)-parser.Tallet "(1)" er en referanse til et enkelt lookahead under parsingen. På samme måte finnes det LALR(2)-parsere med to lookahead, og LALR(k)-parsere med k antall lookahead, men de er sjeldent i bruk.
LALR(1)-parseren er basert på LR(0)-parseren, så den kan også betegnes som en LA(1)LR(0)-parser, eller mer generelt som en LA(k)LR(0)-parser. Der finnes en to-parameter-familie av LA(k)LR(j)-parsere, for alle kombinasjoner av j og k, som kan bli avledet av LALR(j +k), men disse er sjelden i praktisk bruk.
Som tilfellet er med andre LR-parsere, er LALR-parsere svært effektive i å finne den enkelte korrekte bunnen-opp parsing i et enkelt venstre-til-høyre scan av den innmatede strømmen, fordi den ikke trenger tilbakesporing. Den bruker alltid et lookahead, hvor LALR(1) er det vanligste.

LR-parsere

LALR(1)-parseren er mindre kraftig enn LR(1)-parseren, og kraftigere enn SLR(1)-parseren, selv om de bruker de samme produksjonsreglene. Forenklingen som LALR(1)-parsere introduserer består i å slå sammen regler som har identiske kjerne-elementer, fordi lookahead ikke er kjent under prosessen med å konstruere LR(0). Dette reduserer parserens kraftfullhet, fordi det å ikke kjenne lookahead skaper usikkerhet om neste regel parseren skal velge og kan gi reduser/reduser-konflikter. Alle konflikter som oppstår i en LALR(1)-parser når den anvendes på en entydig LR(1)-grammatikk, er reduser/reduser-konflikter. SLR(1)-parseren foretar ytterligere sammenslåinger, noe som introduserer tilleggs-konflikter.
Standardeksempelet på en LR(1)-grammatikk som ikke kan bli parset av en LALR(1)-parser, og som gir en reduser/reduser-konflikt, er følgende:
  S → a E c
    → a F d
    → b F c
    → b E d
  E → e
  F → e
Under konstruksjonen av LALR-tabellen, vil to tilstander slå seg sammen til en, og etterpå vil lookahead bli tvetydig. Den ene tilstanden med lookahead er:
  E → e. {c,d}
  F → e. {c,d}
En LR(1)-parser vil skape to forskjellige tilstander, hver med en lookahead som ikke er i konflikt, og ingen av dem er tvetydig. I en LALR-parser har denne ene tilstanden motstridende handlinger (gitt lookahead c ellr d, reduser til E eller F), en reduser/reduser konflikt; den ovennevnte grammatikken vil bli erklært tvetydig av en LALR-parsergenerator og konflikter vil bli rapportert.
For å løse problemet, må tvetydigheten bli oppløst ved å velge E, fordi den intreffer før F i grammatikken. Den resulterende parser vil likevel ikke kunne gjenkjenne den gyldige innmatningsekvensen b e c, ettersom den tvetydige sekvensen e c er redusert til (E → e) c, snarere enn den korrekte (F → e) c, men b E c finnes ikke i grammatikken.

LL-parsere

LALR(k)-parsere er ikke sammenlignbare med LL(k)-parsere: for enhver j og k som begge er større enn 0, finnes det en LALR(j)-grammatikk som ikke er en LL(k)-grammatikk, og omvendt. Faktisk er det ubestemmelig hvorvidt en gitt LL(1)-grammatikk er LALR(k) for enhver .
Avhengig av nærværet av tomme derivasjoner, kan en LL(1)-grammatikk være identisk med en SLR(1) eller en LALR(1)-grammatikk. Hvis LL(1)-grammatikken ikke har noen tomme derivasjoner, er den SLR(1) og hvis alle symboler med tomme derivasjoner har ikke-tomme derivasjoner, er det LALR(1). Hvis symbolene som bare har en tom derivasjon eksisterer, kan ikke kan grammatikken være LALR(1).