Текущая версия |
Ваш текст |
Строка 1: |
Строка 1: |
- | == Определение грамматик типа 0 по Хомскому == | + | == From Ebaums Inc to MurkLoar. == |
- | Если на грамматику G = (N, T, P, S) не накладываются никакие ограничения, то её называют грамматикой типа 0, или грамматикой без ограничений.
| + | We at EbaumsWorld consider you as disgrace of human race. |
- | | + | Your faggotry level exceeded any imaginable levels, and therefore we have to inform you that your pitiful resourse should be annihilated. |
- | == Определение грамматик типа 1 (неукорачивающих) по Хомскому ==
| + | Dig yourself a grave - you will need it. |
- | Если
| + | |
- | # Каждое правило грамматики, кроме S → ε, имеет вид α → β, |α| ≤ |β|
| + | |
- | # В том случае, когда S → ε ∈ P, символ S не встречается в правых частях правил
| + | |
- | то грамматику называют грамматикой типа 1, или неукорачивающей.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение детерминированной машины Тьюринга ==
| + | |
- | '''Детерминированная машина Тьюринга''' — T<sub>m</sub> = (Q, Г, Σ, D, q<sub>0</sub>, F)
| + | |
- | * Q — конечное множество состояний
| + | |
- | * Г — конечное множество символов (конечный алфавит)
| + | |
- | * Σ — входной алфавит, Σ ⊆ Г\{b} (b - пустой символ)
| + | |
- | * D — правила перехода
| + | |
- | ** D: (Q\F) × Г → Q × Г × {L, R}
| + | |
- | * q<sub>0</sub> ∈ Q — начальное состояние
| + | |
- | * F ⊆ Q — множество конечных состояний
| + | |
- | | + | |
- | == Определение недетерминированной машины Тьюринга ==
| + | |
- | '''Недетерминированная машина Тьюринга''' — T<sub>m</sub> = (Q, Г, Σ, D, q<sub>0</sub>, F)
| + | |
- | * Q — конечное множество состояний
| + | |
- | * Г — конечное множество символов (конечный алфавит)
| + | |
- | * Σ — входной алфавит, Σ ⊆ Г\{b} (b - пустой символ)
| + | |
- | * D — правила перехода
| + | |
- | ** D: (Q\F) × Г → 2<sup>Q × Г × {L, R}</sup>
| + | |
- | * q<sub>0</sub> ∈ Q — начальное состояние
| + | |
- | * F ⊆ Q — множество конечных состояний
| + | |
- | | + | |
- | == Определение конфигурации машины Тьюринга ==
| + | |
- | Конфигурацией машины Тьюринга называется тройка (q, w, i), где
| + | |
- | * q ∈ Q — состояние машины Тьюринга
| + | |
- | * w ∈ Г* — вход, помещаемый на ленту машины Тьюринга, w = a<sub>1</sub> … a<sub>n</sub>
| + | |
- | * i ∈ Z — положение головки машины Тьюринга
| + | |
- | | + | |
- | == Определение языка, допускаемого машиной Тьюринга ==
| + | |
- | Язык, допускаемый машиной Тьюринга — множество таких слов w, что, машина Тьюринга, находясь в состоянии (q<sub>0</sub>, w, 1) может достигнуть через конечное число переходов состояния q ∈ F.
| + | |
- | | + | |
- | == Соотношение между языками, порождаемыми грамматиками типа 0 и языками, допускаемыми машинами Тьюринга ==
| + | |
- | Класс языков, допускаемых машиной Тьюринга, эквивалентен классу языков, порождаемых грамматиками типа 0.
| + | |
- | | + | |
- | == Объяснить разницу между недетерминированной и детерминированной машиной Тьюринга ==
| + | |
- | Детерминированная машина Тьюринга из данного состояния по данному символу может сделать не более одного перехода, недетерминированная же таким свойством не обладает.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение линейно-ограниченного автомата ==
| + | |
- | '''Линейно-ограниченный автомат''' — это недетерминированная машина Тьюринга, которая не может выходить за область входной строки.
| + | |
- | | + | |
- | == Соотношение между языками, порождаемыми грамматиками типа 0 и языками, допускаемыми линейно-ограниченными автоматами ==
| + | |
- | Линейно-ограниченные автоматы распознают контекстно-зависимые языки (то есть языки класса 1). Языки класса 0 распознаются только машинами Тьюринга с неограниченной памятью.
| + | |
- | | + | |
- | <!--
| + | |
- | Часто в определении линейно-ограниченного автомата длину ленты считают равной L = a + b*l, где l - длина входа. ЛОА с таким ограничением принимают тот же класс языков, что и ЛОА с L = l.
| + | |
- | -->
| + | |
- | | + | |
- | <!--
| + | |
- | Так как для любой заданной грамматики типа 0 можно построить машину Тьюринга, которая будет проверять слова, порождаемые данной грамматикой, и при этом в процессе работы будет использовать некое заранее заданное пространство (то есть, данная машина Тьюринга будет являться линейно-ограниченным автоматом), то рассматриваемые языки эквивалентны.
| + | |
- | | + | |
- | это исключительно на моей совести. Нигде этого я не нашёл, пришлось выводить из эквивалентности языков грамматик уровня 0 и МТ — ~~~~
| + | |
- | | + | |
- | Тут используется ограниченность при некотором конкретном вводе, но требуется ограниченность (тем более линейная) для просизвольного ввода длины l. Доказательство неверно, как и доказываемый факт.
| + | |
- | -->
| + | |
- | | + | |
- | == Определение регулярного множества ==
| + | |
- | | + | |
- | '''Регулярное множество''' в алфавите T определяется следующим образом:
| + | |
- | * {} (пустое множество) — регулярное множество в алфавите T
| + | |
- | * {a} — регулярное множество в алфавите T для каждого a ∈ T
| + | |
- | * {ε} — регулярное множество в алфавите T
| + | |
- | * Если P и Q — регулярные множества в алфавите T, то таковы же и множества
| + | |
- | ** P ∪ Q (объединение)
| + | |
- | ** PQ (конкатенация, то есть множество таких pq, что p ∈ P, q ∈ Q)
| + | |
- | ** P* (итерация: P* = {ε} ∪ P ∪ PP ∪ PPP ∪ …)
| + | |
- | * Ничто другое не является регулярным множеством в алфавите T
| + | |
- | | + | |
- | == Определение регулярного выражения ==
| + | |
- | '''Регулярное выражение''' — форма записи [[Конструирование Компиляторов, Определения#Регулярное монжество|регулярного множества]].
| + | |
- | | + | |
- | Регулярное выражение и обозначаемое им регулярное множество определяются следующим образом:
| + | |
- | * ∅ — обозначает множество {}
| + | |
- | * ε — обозначает множество {ε}
| + | |
- | * ''a'' — обозначает множество {''a''}
| + | |
- | * Если РВ ''p'' и ''q'' обозначают множества ''P'' и ''Q'' соответственно, то:
| + | |
- | ** (''p''|''q'') обозначает ''P'' ∪ ''Q''
| + | |
- | ** ''pq'' обозначает ''PQ''
| + | |
- | ** (''p''*) обозначет ''P''*
| + | |
- | * Ничто другое не является регулярным выражением в данном алфавите
| + | |
- | | + | |
- | == Определение праволинейной грамматики ==
| + | |
- | Праволинейная грамматика или грамматика типа 3 по Хомскому — грамматика вида A → w, A → wB, w ∈ T*.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение недетерминированного конечного автомата ==
| + | |
- | '''Недетерминированный конечный автомат''' - M = (Q, Σ, D, q<sub>0</sub>, F)
| + | |
- | * Q — конечное непустое множество состояний
| + | |
- | * Σ — входной алфавит
| + | |
- | * D — правила перехода
| + | |
- | ** Q × ( Σ ∪ {ε} ) → 2<sup>Q</sup>
| + | |
- | * q<sub>0</sub> ∈ Q — начальное состояние
| + | |
- | * F ⊆ Q — множество конечных состояний
| + | |
- | <!-- про epsilon - моя отсебятина, его обычно потом отдельно добавляют -->
| + | |
- | <!-- или от нас требуется только нестрогое определение? -->
| + | |
- | | + | |
- | == Определение детерминированного конечного автомата ==
| + | |
- | '''Детерминированный конечный автомат''' - M = (Q, Σ, D, q<sub>0</sub>, F)
| + | |
- | * Q — конечное непустое множество состояний
| + | |
- | * Σ — конечный входной алфавит
| + | |
- | * D — правила перехода
| + | |
- | ** Q × Σ → Q
| + | |
- | * q<sub>0</sub> ∈ Q — начальное состояние
| + | |
- | * F ⊆ Q — множество конечных состояний
| + | |
- | <!-- или от нас требуется только нестрогое определение? -->
| + | |
- | | + | |
- | == Объяснить разницу между недетерминированным и детерминированным конечным автоматом ==
| + | |
- | Недетерминированный конечный автомат является обобщением детерминированного. Существует теорема, гласящая, что «Любой недетерминированный конечный автомат может быть преобразован в детерминированный так, чтобы их языки совпадали» (такие автоматы называются эквивалентными).
| + | |
- | | + | |
- | == Определение конфигурации конечного автомата ==
| + | |
- | Пусть ''M'' = (''Q'', ''T'', ''D'', ''q''<sub>0</sub>, ''F'') — НКА. Конфигурацией автомата ''M'' называется пара (''q'', ω) ∈ ''Q'' × ''T''*, где ''q'' — текущее состояние управляющего устройства, а ω — цепочка символов на входной ленте, состоящая из символов под головкой и всех символов справа от неё.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение языка, допускаемого конечным автоматом ==
| + | |
- | Автомат ''M'' допускает цепочку ω, если (''q''<sub>0</sub>, ω) ⊦* (''q'', ε) для некоторого ''q'' ∈ ''F''. Языком, допускаемым автоматом ''M'', называется множество входных цепочек,допускаемых автоматом ''M''. То есть:
| + | |
- | * ''L(M)'' = {ω | ω ∈ ''T''* и (''q''<sub>0</sub>, ω) ⊦* (''q'', ε)'' для некоторого ''q'' ∈ ''F''}
| + | |
- | | + | |
- | == Определение ε-замыкания для подмножества состояний НКА ==
| + | |
- | ε-замыкание множества состояний ''R'', ''R'' ⊆ ''Q'' — множество состояний НКА, достижимых из состояний, входящих в ''R'', посредством только переходов по ε, то есть множество
| + | |
- | * S = ⋃<sub>q ∈ R</sub> {p | (q, ε) ⊦* (p, ε)}
| + | |
- | | + | |
- | == Определение расширенной функции переходов для КА ==
| + | |
- | Расширенная функция переходов множества состояний ''R'', ''R'' ⊆ ''Q'' по ''a'' — множество состояний НКА, в которые есть переход на входе ''a'' для состояний из ''R'', то есть множество
| + | |
- | * S = ⋃<sub>q ∈ R</sub> {p | p ∈ D(q, a)}
| + | |
- | | + | |
- | == Определение функции firstpos для поддерева в дереве регулярного выражения ==
| + | |
- | Функция ''firstpos(n)'' для каждого узла ''n'' узла синтаксического дерева регулярных выражений даёт множество позиций, которые соответствуют первым символам в цепочках, генерируемых подвыражением с вершиной ''n''. Построение:
| + | |
- | {|
| + | |
- | !узел ''n''
| + | |
- | !''firstpos(n)''
| + | |
- | |-
| + | |
- | |ε
| + | |
- | |∅
| + | |
- | |-
| + | |
- | |''i'' ≠ ε
| + | |
- | |{''i''}
| + | |
- | |-
| + | |
- | |u | v
| + | |
- | |''firstpos''(''u'') ∪ ''firstpos''(''v'')
| + | |
- | |-
| + | |
- | |u . v
| + | |
- | |if ''nullable''(''u'') then ''firstpos''(''u'') ∪ ''firstpos''(''v'') else ''firstpos''(''u'')
| + | |
- | |-
| + | |
- | |v*
| + | |
- | |''firstpos''(''v'')
| + | |
- | |}
| + | |
- | | + | |
- | == Определение функции lastpos для поддерева в дереве регулярного выражения ==
| + | |
- | Функция ''lastpos(n)'' для каждого узла ''n'' узла синтаксического дерева регулярных выражений даёт множество позиций, которым соответствуют последние символы в цепочках, генерируемых подвыражениями с вершиной ''n''.
| + | |
- | Построение ''lastpos''(''n''):
| + | |
- | {|
| + | |
- | !узел ''n''
| + | |
- | !''lastpos(n)''
| + | |
- | |-
| + | |
- | |ε
| + | |
- | |∅
| + | |
- | |-
| + | |
- | |''i'' ≠ ε
| + | |
- | |{''i''}
| + | |
- | |-
| + | |
- | |u | v
| + | |
- | |''lastpos''(''u'') ∪ ''lastpos''(''v'')
| + | |
- | |-
| + | |
- | |u . v
| + | |
- | |if ''nullable''(''v'') then ''lastpos''(''u'') ∪ ''lastpos''(''v'') else ''lastpos''(''v'')
| + | |
- | |-
| + | |
- | |v*
| + | |
- | |''lastpos''(''v'')
| + | |
- | |}
| + | |
- | | + | |
- | == Определение функции followpos для позиций в дереве регулярного выражения ==
| + | |
- | Функция ''followpos(i)'' для позиции ''i'' есть множество позиций ''j'' таких, что существует некоторая строка ''…cd…'', входящая в язык, описываемый регулярным выражением, такая, что позиция ''i'' соответствует вхождению ''c'', а позиция ''j'' — вхождению ''d''.
| + | |
- | | + | |
- | == Сформулировать соотношение между регулярными множествами и языками, допускаемыми КА ==
| + | |
- | Любой конечный автомат распознает регулярное множество цепочек символов входного алфавита.
| + | |
- | Верно и обратное — для любого регулярного языка можно построить распознающий его конечный автомат.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение регулярной грамматики ==
| + | |
- | Регулярные грамматики — праволинейные (A → w, A → wB, w ∈ T*), леволинейные (A → w, A → Bw, w ∈ T*).
| + | |
- | | + | |
- | == Соотношение, между языками, порождаемыми КС-грамматиками, и языками, допускаемыми недетерминированными МП автоматами ==
| + | |
- | Они совпадают.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение контекстно-свободной грамматики ==
| + | |
- | A → α, α ∈ (N ∪ T)*
| + | |
- | | + | |
- | == Определение левостороннего вывода в КС-грамматике ==
| + | |
- | Вывод, в котором в любой сентенциальной форме на каждом шаге делается подстановка самого левого нетерминала, называется '''левосторонним'''.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение правостороннего вывода в КС-грамматике ==
| + | |
- | Вывод, в котором в любой сентенциальной форме на каждом шаге делается подстановка самого правого нетерминала, называется '''правосторонним'''.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение сентенциальной формы ==
| + | |
- | '''Сентенциальная форма''' — цепочка (состоящая, в общем случае, из терминалов и нетерминалов), выводимая из аксиомы грамматики
| + | |
- | | + | |
- | == Определение приведенной грамматики ==
| + | |
- | '''Грамматика''' называется '''приведённой''', если она не содержит бесполезных символов.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение множества FOLLOW(A) ==
| + | |
- | Пусть A — нетерминал. Тогда '''FOLLOW(A)''' — множество терминалов a, которые могут появиться непосредственно справа от A в некоторой [[#Сентенциальная форма|сентенциальной форме]], то есть, множество терминалов a таких, что существует вывод вида S ⇒* uAav для некоторых u и v.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение LR(1) ситуации ==
| + | |
- | LR(1)-ситуацией называется пара [''A'' → α . β, ''a''], где ''A'' → α β — правило грамматики, ''a'' — терминал или правый концевой маркер $. Вторая компонента ситуации называется аванцепочкой.
| + | |
- | | + | |
- | == Сформулировать соотношение между языками, порождаемыми праволинейными грамматиками и языками, допускаемыми КА ==
| + | |
- | Для любой праволинейной грамматики существует конечный автомат, проверяющий порождаемый грамматикой язык. Для любого конечного автомата существует праволинейная грамматика, порождающая проверяемый конечным автоматом язык.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение однозначной КС-грамматики ==
| + | |
- | КС грамматика называется однозначной или детерминированной, если всякая выводимая терминальная цепочка имеет только одно дерево вывода (соотвественно только один левый и только один правый вывод).
| + | |
- | | + | |
- | == Определение неоднозначной КС-грамматики ==
| + | |
- | КС-грамматика G называется неоднозначной, если существует хотя бы одна цепочка α ⊂ L(G), для которой может быть построено два или более различных деревьев вывода.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение контекстно-свободной грамматики без ε-правил ==
| + | |
- | * A → α, α ∈ (N ∪ T)<sup>+</sup>
| + | |
- | * допускается S → ε, если S не входит ни в какую правую часть
| + | |
- | | + | |
- | == Определение вывода в КС-грамматике ==
| + | |
- | Определим на множестве (''N'' ∪ ''T'')* грамматики ''G'' = (''N'', ''T'', ''P'', ''S'') бинарное отношение выводимости «⇒» следующим образом: если ''δ'' → ''γ'' ∈ ''P'', то ''αδβ'' ⇒ ''αγβ'' для всех ''α'', ''β'' ∈ (''N'' ∪ ''T'')*. Если ''α''<sub>1</sub> ⇒ ''α''<sub>2</sub>, то ''α''<sub>2</sub> непосредственно выводима из ''α''<sub>1</sub>.
| + | |
- | | + | |
- | Если ''α'' ⇒<sup>''k''</sup> ''β'' (''k'' ≥ 0), то существует последовательность шагов
| + | |
- | * ''γ''<sub>0</sub> ⇒ ''γ''<sub>1</sub> ⇒ ''γ''<sub>2</sub> ⇒ … ⇒ ''γ''<sub>''k'' − 1</sub> ⇒ ''γ''<sub>''k''</sub>
| + | |
- | где ''α'' = ''γ''<sub>0</sub> и ''β'' = ''γ''<sub>''k''</sub>. Последовательность цепочек ''γ''<sub>0</sub>, ''γ''<sub>1</sub>, ''γ''<sub>2</sub>, …, ''γ''<sub>''k'' − 1</sub>, ''γ''<sub>''k''</sub> в этом случае называется выводом ''β'' из ''α''.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение языка, порождаемого КС-грамматикой ==
| + | |
- | Языком, порождаемым грамматикой ''G'' = (''N'', ''T'', ''P'', ''S'') (обозначается ''L''(''G'')) называется множество всех цепочек терминалов, выводимых из аксиомы, то есть:
| + | |
- | * ''L''(''G'') = {''w'' | ''w'' ∈ ''T''*, ''S'' ⇒<sup>+</sup> ''w''}
| + | |
- | | + | |
- | == Определение недетерминированного МП автомата ==
| + | |
- | Недетерминированный автомат с магазинной памятью (МП-автомат) — семёрка ''M'' = (''Q'', ''T'', ''Г'', ''D'', ''q''<sub>0</sub>, ''Z''<sub>0</sub>, ''F''), где
| + | |
- | # ''Q'' — конечное множество состояний, представляющее всевозможные состояния управляющего устройства
| + | |
- | # ''T'' — конечный входной алфавит
| + | |
- | # ''Г'' — конечный алфавит магазинных символов
| + | |
- | # ''D'' — отображение множества ''Q'' × (''T'' ∪ {ε}) × ''Г'' в множество всех конечных подмножеств ''Q'' × ''Г''*, называемое функцией переходов
| + | |
- | # ''q''<sub>0</sub> ∈''Q'' — начальное состояние управляющего устройства
| + | |
- | # ''Z''<sub>0</sub> ∈''Г'' — символ, находящийся в магазине в начальный момент (начальный символ магазина)
| + | |
- | # ''F'' ⊆''Q'' — множество заключительных состояний
| + | |
- | | + | |
- | == Определение детерминированного МП автомата ==
| + | |
- | Детерминированный автомат с магазинной памятью (МП-автомат) — семёрка ''M'' = (''Q'', ''T'', ''Г'', ''D'', ''q''<sub>0</sub>, ''Z''<sub>0</sub>, ''F''), где
| + | |
- | # ''Q'' — конечное множество состояний, представляющее всевозможные состояния управляющего устройства
| + | |
- | # ''T'' — конечный входной алфавит
| + | |
- | # ''Г'' — конечный алфавит магазинных символов
| + | |
- | # ''D'' — отображение множества ''Q'' × (''T'' ∪ {ε}) × ''Г'' в множество всех конечных подмножеств ''Q'' × ''Г''*, называемое функцией переходов
| + | |
- | # ''q''<sub>0</sub> ∈ ''Q'' — начальное состояние управляющего устройства
| + | |
- | # ''Z''<sub>0</sub> ∈ ''Г'' — символ, находящийся в магазине в начальный момент (начальный символ магазина)
| + | |
- | # ''F'' ⊆ ''Q'' — множество заключительных состояний
| + | |
- | Кроме того, должны выполняться следующие условия:
| + | |
- | # Множество ''D''(''q'', ''a'', ''Z'') содержит не более одного элемента для любых ''q'' ∈ ''Q'', ''a'' ∈ ''T'' ∪ {ε}, ''Z''<sub>0</sub> ∈ ''Г''
| + | |
- | # Если ''D''(''q'', ε, ''Z'') ≠ ∅, то ''D''(''q'', ''a'', ''Z'') = ∅ для всех ''a'' ∈ ''T''
| + | |
- | | + | |
- | == Определение конфигурации МП автомата ==
| + | |
- | Конфигурацией автомата с магазинной памятью (МП автомата) называется тройка (''q'', ''w'', ''u''), где
| + | |
- | * ''q'' ∈ ''Q'' — текущее состояние магазинного устройства
| + | |
- | * ''w'' ∈ ''T''* — непрочитанная часть входной цепочки; первый символ цепочки ''w'' находится под входной головкой; если ''w'' = ε, то считается, что входная лента прочитана
| + | |
- | * ''u'' ∈ ''Г''* — содержимое магазина; самый левый символ цепочки ''u'' считается вершиной магазина; если ''u = ε, то магазин считается пустым
| + | |
- | | + | |
- | == Определение языка, допускаемого МП автоматом ==
| + | |
- | Цепочка ''w'' допускается МП автоматом, если (''q''<sub>0</sub>, ''w'', ''Z''<sub>0</sub>)⊢* (''q'', ε, ''u'') для некоторых ''q'' ∈ ''F'' и ''u'' ∈ ''Г''*. Язык, допускаемый МП-автоматом ''M'' — множество всех цепочек, допускаемых автоматом ''M''.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение недетерминированного МП автомата, допускающего опустошением магазина ==
| + | |
- | Цепочка ''w'' допускается МП автоматом, если (''q''<sub>0</sub>, ''w'', ''Z''<sub>0</sub>)⊢* (''q'', ε, ε) для некоторого ''q'' ∈ ''Q''. В таком случае говорят, что автомат допускает цепочку ''опустошением магазина''.
| + | |
- | | + | |
- | == Определение множества FIRST(u) ==
| + | |
- | Если u — любая строка символов грамматики, положим FIRST(u) — множество терминалов, с которых начинаются строки, выводимые из u. Если u ⇒* ε, то ε так же принадлежит FIRST(u).
| + | |
- | | + | |
- | == Определение замыкания множества LR(1) ситуаций ==
| + | |
- | Пусть есть множество ситуаций ''I'' тогда определим функцию ''closure''(''I'') как добавление к ''I'' ситуаций вида [''B'' → .''γ'', ''b''] для каждых ситуации [''A'' → ''α.Bβ'', ''a''], правила вывода ''B'' → ''γ'', принадлежащего ''Г'', каждого терминала ''b'' из ''FIRST''(''βa''), пока это возможно.
| + | |
- | | + | |
- | | + | |
- | //Ильдар:
| + | |
- | Мне кажется это не совсем определение, а процедура построения. Я бы предварительно написал, что замыкание множества LR(1)-ситуаций, допустимых для некоторого активного префикса z, - это множество всех LR(1)-ситуаций, допустимых для этого префикса.
| + | |
- | | + | |
- | == Что такое леворекурсивная грамматика? ==
| + | |
- | '''Грамматика''' называется '''леворекурсивной''', если в ней имеется нетерминал A такой, что существует вывод A ⇒ Au для некоторой строки u.
| + | |
- | | + | |
- | {{Курс Конструирование Компиляторов}}
| + | |