УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ

УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ

У концептуально-методологічному середовищі композиційного та експлікативного програмування розглядається задача побудови системи взаємопов’язаних адекватних математичних моделей семантики програм символьної обробки, що відображають природну логіку процесів програмування та специфіку предметної облас...

Ausführliche Beschreibung

Gespeichert in:
Bibliographische Detailangaben
Datum:2015
1. Verfasser: Vinnik, V.Yu.
Format: Artikel
Sprache:Ukrainian
Veröffentlicht: PROBLEMS IN PROGRAMMING 2015
Schlagworte:
Online Zugang:https://pp.isofts.kiev.ua/index.php/ojs1/article/view/4
Tags: Tag hinzufügen
Keine Tags, Fügen Sie den ersten Tag hinzu!
Назва журналу:Problems in programming
Завантажити файл: Pdf

Institution

Problems in programming
id pp_isofts_kiev_ua-article-4
record_format ojs
resource_txt_mv ppisoftskievua/fe/728723cafe563be2b1b017aee48b09fe.pdf
spelling pp_isofts_kiev_ua-article-42018-09-26T13:25:54Z УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ Vinnik, V.Yu. У концептуально-методологічному середовищі композиційного та експлікативного програмування розглядається задача побудови системи взаємопов’язаних адекватних математичних моделей семантики програм символьної обробки, що відображають природну логіку процесів програмування та специфіку предметної області. Запропоновано загальне поняття композиційної системи символьної обробки як абстрактну основу такої експлікації та продемонстровано його розгортання до більш конкретних моделей. У концептуально-методологічному середовищі композиційного та експлікативного програмування розглядається задача побудови системи взаємопов’язаних адекватних математичних моделей семантики програм символьної обробки, що відображають природну логіку процесів програмування та специфіку предметної області. Запропоновано загальне поняття композиційної системи символьної обробки як абстрактну основу такої експлікації та продемонстровано його розгортання до більш конкретних моделей. PROBLEMS IN PROGRAMMING ПРОБЛЕМЫ ПРОГРАММИРОВАНИЯ ПРОБЛЕМИ ПРОГРАМУВАННЯ 2015-06-12 Article Article application/pdf https://pp.isofts.kiev.ua/index.php/ojs1/article/view/4 PROBLEMS IN PROGRAMMING; No 1 (2003) ПРОБЛЕМЫ ПРОГРАММИРОВАНИЯ; No 1 (2003) ПРОБЛЕМИ ПРОГРАМУВАННЯ; No 1 (2003) 1727-4907 uk https://pp.isofts.kiev.ua/index.php/ojs1/article/view/4/1 Copyright (c) 2015 ПРОБЛЕМИ ПРОГРАМУВАННЯ
institution Problems in programming
baseUrl_str https://pp.isofts.kiev.ua/index.php/ojs1/oai
datestamp_date 2018-09-26T13:25:54Z
collection OJS
language Ukrainian
topic

spellingShingle

Vinnik, V.Yu.
УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ
topic_facet





format Article
author Vinnik, V.Yu.
author_facet Vinnik, V.Yu.
author_sort Vinnik, V.Yu.
title УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ
title_short УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ
title_full УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ
title_fullStr УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ
title_full_unstemmed УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ
title_sort узагальнена композиційна модель символьної обробки
title_alt УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ
description У концептуально-методологічному середовищі композиційного та експлікативного програмування розглядається задача побудови системи взаємопов’язаних адекватних математичних моделей семантики програм символьної обробки, що відображають природну логіку процесів програмування та специфіку предметної області. Запропоновано загальне поняття композиційної системи символьної обробки як абстрактну основу такої експлікації та продемонстровано його розгортання до більш конкретних моделей.
publisher PROBLEMS IN PROGRAMMING
publishDate 2015
url https://pp.isofts.kiev.ua/index.php/ojs1/article/view/4
work_keys_str_mv AT vinnikvyu uzagalʹnenakompozicíjnamodelʹsimvolʹnoíobrobki
first_indexed 2025-07-17T10:00:49Z
last_indexed 2025-07-17T10:00:49Z
_version_ 1850411724339937280
fulltext Теоретические и методологические основы программирования © В.Ю. Вінник, 2003 ISSN 1727-4907. Проблемы программирования. 2003. № 1 31 УДК 681.3.06 В.Ю. Вінник УЗАГАЛЬНЕНА КОМПОЗИЦІЙНА МОДЕЛЬ СИМВОЛЬНОЇ ОБРОБКИ У концептуально-методологічному середовищі композиційного та експлікативного програмування розглядається задача побудови системи взаємопов’язаних адекватних математичних моделей семантики програм символьної обробки, що відображають природну логіку процесів програмування та специфіку предметної області. Запропо- новано загальне поняття композиційної системи символьної обробки як абстрактну основу такої експлікації та продемонстровано його розгортання до більш конкретних моделей. Загальна характеристика задачі Символьна обробка (СО) є одні- єю з найважливіших галузей практич- ного програмування, оскільки значну частку потреб сучасного суспільства в автоматизації становлять задачі, що не зводяться до обчислювальної матема- тики. Цим обумовлена поява багатьох мов та систем СО, таких, як Аналі- тик [1], Рефал [2], Снобол [3], та ін., а також побудова ряду теоретичних мо- делей СО, зокрема формальної семан- тики мов СО [4], теорії синтаксичного розбору та її відгалужень [5]. Разом з тим розроблені моделі мають своїм предметом деякі окремі, більш чи менш специфічні аспекти СО та не охоплюють галузі в цілому [6]. З іншого боку, не є універсальними і на- явні мови та системи, оскільки кожна з них орієнтована на певний клас задач СО, можливо, й вельми широкий, але обмежений. Жодна конкретна, вузька модель СО не може бути адекватною даному складному та багатоаспектному предмету. Не вирішує задачу й сукуп- ність розрізнених специфічних моде- лей – через складність встановлення зв’язків між ними. Крім того, предме- том наявних теорій СО є переважно алгоритми обробки символьних даних, а не процеси та засоби конструювання таких алгоритмів, що не задовольняє потребу практичного програмування – діяльності по створенню програм – в адекватному теоретичному підґрунті. Зазначені чинники свідчать, що теоретично та практично важливою за- дачею є побудова загальної теоретич- ної моделі СО як галузі програмування. Опишемо основні вимоги до такої мо- делі, її характеристичні ознаки та очі- кувані переваги. Перш за все абстрактна модель СО має відображати сутність предмету, а не зовнішні, похідні властивості. Абс- трагування від специфічних властивос- тей в той же час повинно бути не без- змістовним, а плідним, креативним, щоб абстрактна модель СО допускала природне розгортання до моделей кон- кретного рівня. Зокрема, абстрактна модель СО має своїми частковими ви- падками наявні специфічні моделі. На- слідком зображення специфічних мо- делей СО як похідних від спільної абс- трактної бази є можливість встановлю- вати між ними зв’язки. З практичної точки зору це дозволило б узгоджено використовувати в спільному техноло- гічному процесі розробки програм різ- ні моделі СО. Іншими словами, одна з особливостей узагальненої моделі СО є її класифікаційна здатність. Більш важ- ливою є прогностична та креативна здатність, яка полягає в тому, що мо- дель СО, хоча й бідна конкретним змі- стом, підтримує скероване прагматич- ними потребами створення специфіч- них моделей СО, надаючи для цього поняттєвий апарат та методологічне середовище для його розгортання. Основні відомості з експлікативного програмування Зазначені вимоги до моделі СО збігаються з основними засадами екс- плікативного програмування (ЕП) – загальної методології побудови адеква- Теоретические и методологические основы программирования 32 тних моделей програмування [7]. Зга- даємо деякі положення ЕП. Адекватна модель програмування в цілому чи будь-якої достатньо склад- ної його галузі зокрема має вигляд не “монолітної” теорії, що повністю охоп- лює предмет, а системи взаємопо- в’язаних підмоделей тих чи інших його аспектів, побудованих на спільній базі, разом з метамоделлю коректного пере- ходу між моделями. Далі, адекватна модель повинна відображати сутність предмету і в цьо- му сенсі бути його роз’ясненням, екс- плікацією. Сутність програмування в ЕП уточнюється як логіка процесів по- будови програм, конкретніше – як процедура покрокового застосування засобів побудови складніших програм з простіших до наявних програм як “бу- дівельного матеріалу”. Такі засоби ло- гічної побудови, що отримали назву композицій, покладені в основу паради- гми композиційного програмування (КП) [8]. Слід зазначити, що саме в ро- ботах з КП було сформульовано задачу побудови адекватної моделі програму- вання СО та намічено шляхи її вирі- шення [9]. Програмування настільки склад- не та багатоаспектне, що жодна фініт- на сукупність композицій не може бу- ти достатньою наперед [7]. Тим не ме- нше одна з основних тез ЕП полягає в тому, що експлікацію “чистого” про- грамування складає доволі обмежена сукупність композицій [там же]. Цим прикладне програмування розділене на дві складові: з одного боку, загально- значуща, сутнісно-визначальна для програмування в цілому, яку можливо описати наперед, з іншого – специфі- чна, що визначає сутність даного конк- ретного різновиду програмування та потребує окремого опису для кожного часткового випадку. Якщо поняття даних екстенсіо- нально зобразити деякою множиною об’єктів D , то семантика програм як перетворювачів даних відображається функціями типу →D D . Тоді компози- ції можуть екстенсіонально розгляда- тися як операції алгебри таких функцій. Отже, експлікація програмуван- ня в цілому та прикладних галузей програмування зокрема спирається на математичні моделі трьох взаємо- пов’язаних категорій: даних, функцій та композицій, і є підстави вважати моделлю програмування композиційну систему – трійку , ,=S D F K , де D – клас даних; F – множина базових функцій над даними; K – множина композицій. Відносно базових функцій вважається, що вони є найелементар- нішими здійсненними перетвореннями даних. Клас всіх програм, що можливо виразити (побудувати) в даному про- грамуванні, є замикання множини ба- зових функцій F відносно множини композицій K . Поліморфізм поняття програму- вання підтримується даним типом мо- делі як можливість різноманітних кон- кретизацій по кожній складовій, уточ- нення властивостей класів D , F та K . При цьому опорою для введення спеці- альних класів функцій та відповідних композицій є спеціальні властивості даних. Основа експлікації символьної обробки В середовищі ЕП поставлена за- дача адекватного моделювання СО фо- рмулюється як експлікація прикладної логіки програмування СО, причому формою втілення такої експлікації є композиційна система. В [10—16] опи- сано композиційні системи, що відпо- відають найважливішим частковим ас- пектам СО, і подано погляд “знизу” на задачу експлікації СО. В даній статті зробимо узагальнений огляд зазначе- них композиційних систем, що відпові- дає підходу “зверху”. В основі експлікації специфічної сутності СО лежить поняття про слово як про характерний різновид об’єктів даних. Слід зазначити, що дане поняття доволі поліморфне та допускає різно- манітні уточнення, які відображають особливості різних систем СО. Тому на верхньому рівні абстракції недоцільно обмежуватися жорсткою фіксацією певної моделі слів (наприклад, тради- Теоретические и методологические основы программирования 33 ційною моделлю в термінах вільної на- півгрупи). В першому наближенні по- няття слова відобразимо гранично абс- трактно, екстенсіонально – як множи- ну ⊆DW . Не можна не брати до уваги іс- нування в СО також і деяких несимво- льних даних, що відіграють певну до- поміжну роль. Для різних систем СО можуть бути характерні свої суто спе- цифічні типи несимвольних даних. В той же час є принаймні один тип да- них, загальнозначущий для всякого програмування та включений до ядра ЕП і КП. Експлікативний аналіз понят- тя програмування показує, що, неза- лежно від природи об’єктів даних, за- гальною та сутнісно важливою харак- теристикою є обробка одночасно суку- пності об’єктів, в якій кожен член іде- нтифіковано іменем. Адекватну мате- матичну модель явища іменування да- ють поняття іменної множини та імен- ної функції. Нехай ∆ – клас об’єктів-дено- татів, V – клас імен. Іменна множи- на (ІМ) є об’єктом d вигляду ( ) ( ){ }1 1, , , ,n nv x v x… , де 1x , …, nx ∈∆ – до- вільні; 1v , …, nv ∈V – попарно різні. Через prk R позначимо проекцію від- ношення R по k -й компоненті. Якщо 1pr d V= , то d називають V -іменною множиною (V -ІМ). Класи ІМ, V -ІМ позначимо ( )∆NS , ( )V ∆NS . Якщо клас ∆ зрозумілий з контексту, пише- мо просто NS . Умова попарної нерів- ності імен означає, що ім’я не може мати одночасно кілька різних значень (денотатів) – принцип однозначності іменування. Іншими словами, для будь- якої іменної множини d та імені v з ( )1,v x d∈ та ( )2,v x d∈ слідує 1 2x x= . Іменними функціями (ІФ) нази- вають функції, аргументами та (або) значеннями яких є ІМ. За допомогою ІФ адекватно відображається семанти- ка програм, що є перетворювачами над абстрактною пам’яттю. Базовими ІФ є функції іменування та розіменування. Композиції над ІФ, які називають ком- позиціями іменного рівня, відобража- ють типові засоби конструювання про- грам [7] та дозволяють моделювати будь-який стиль або парадигму про- грамування, зокрема функціональну та імперативну [17]. Властивості компози- цій іменного рівня детально досліджу- валися в роботах з КП та ЕП (див. [7] та бібліографію до неї), тому не будемо на них зупинятися. Для поточного розгляду суттєво, що оскільки основним для СО типом простих даних є слова (клас W ), то ха- рактерний тип відношень іменування уточнюється за допомогою класу ( )NS W . Таким чином, для експлікації поняття даних є підстави постулювати принаймні включення ( )⊇ ∪D W NS W . Для спрощення розгляду приймемо ( )= ∪D W NS W . Таким чином, модель СО наслі- дує загальну модель “чистого” програ- мування, що складається з поняття ІМ, базових функцій над ІМ і композицій іменного рівня, та доповнює її засоба- ми, які відображають символьну спе- цифіку. Побудова моделі конкретної мови або системи СО зводиться до опису конкретних властивостей кла- су W , базових функцій над словами та специфічно символьних композицій. Літерна обробка Дане відгалуження СО характе- ризується розглядом слів виключно крізь призму властивості бути зістав- леними з літер [13, 14]. Поняття зістав- леності в свою чергу уточнюється за допомогою операцій правого припису- вання літер, які взято за базові опера- ції над словами. Нехай A – скінченна множина деяких об’єктів, які за озна- ченням називаємо літерами. Кожній літері ставиться у відповідність тоталь- на функція ξ типу →W W , яка зміс- товно відповідає приписуванню літе- ри ξ справа до заданого слова. За ос- нову побудови класу слів береться по- рожнє слово Λ – виділений (індивіду- алізований) об’єкт з класу W . До базо- вих функцій над словами вводиться Теоретические и методологические основы программирования 34 функція-константа Λ така, що ( ) DfdΛ ≡ Λ для будь-якої ІМ d . Тоді клас W уточнюється як замикання множини { }Λ відносно множини опе- рацій { }|ξ ξ= ∈AF A . Очевидно, що для довільного P∈W можливо за допомо- гою базових функцій виразити функ- цію-константу P таку, що ( ) DfP d P≡ . Для скорочення замість ( )Pξ писати- мемо Pξ . Очевидне базове припущення про літерні структури слів полягає в тому, що літерна зіставленість харак- теризує слово вичерпним чином. Це означає, що рівність P Q= має місце тоді й тільки тоді, коли або P = Λ та Q = Λ , або P P ξ′= , Q Q ζ′= , причому P Q′ ′= та ξ ζ= . Звідси слідує наступ- ний принцип літерної обробки, що по- лягає у здійсненності розпізнавання літерної структури слова. Для кожного слова P∈W можливо встановити, чи мають місце рівності P = Λ та P P ξ′= для фіксованого ξ відносно невідомо- го P′ . Природною подальшою конкре- тизацією є введення композиції правої іменної літерної диз’юнкції. Якщо функція b іменна V -арна з областю значень W , 0f , …, Nf – іменні функції, відповідно 0V , …, NV - арні, v – ім’я, то ( )0 1, , , ,v Nh b f f f= if …A є V -арна, 0 NV V V V= ∪ ∪…∪ , іменна фу- нкція, така, що ( ) ( ) ( ) ( ) 0 1 1 , , , , , ,N N f d P f d P Q h d f d P Q ξ ξ = Λ  ′ ==    ′ = … якщо якщо якщо де ( )P b d= , ( ){ },d d v Q′ = ∇ . Порядок на множині слів озна- чується індуктивно, тобто конструю- ється з елементарних операцій над словами: P Pξ ; якщо P Q , Q R , то P R . Доведено, що композиційна сис- тема літерної обробки слів забезпечує породження усієї сукупності обчислю- ваних функцій над словами, тобто є повною. Зокрема, в даній композицій- ній системі неважко виразити поняття конкатенації – асоціативної бінарної операції i над словами та дуальне до нього поняття – похідну композицію деконкатенаційного циклу по всіх зо- браженнях заданого слова P у вигляді 1 2P Q Q= i в порядку зростання або спадання слова 1Q . Конкатенаційна обробка Експлікацією поняття слова, ос- нованою виключно на операції конка- тенації, є вільна напівгрупа W віднос- но операції i з одиницею Λ без виді- леної множини твірних [12]. Базовою функцією над словами є конкатенація, представлена іменною функцією ,catu v над словами, яка іменній множині ( ) ( ){ }1 2, , ,u Q v Q ставить у відповідність слово 1 2Q Qi . Для слів постулюється можли- вість розпізнати рівність. Безпосеред- нім продовженням даного припущення є введення композиції =if диз’юнкції по порівнянню, яка іменним функці- ям 1b , 2b та 1f , 2f ставить у відповід- ність іменну функцію ( )1 2 1 2, , ,h b b f f== if , таку, що ( ) ( ) ( ) 1 1 2 2 1 2 , , , , f d P P h d f d P P ==  ≠ якщо якщо де ( )1 1P b d= , ( )2 2P b d= . Порядок на множині слів озна- чується денотативно, шляхом опису властивостей: якщо P Q R= i , то P Q (тоді Q називається початком сло- ва P ). Аналіз змісту поняття обробки слів приводить до висновку, що конка- тенаційна обробка може вважатися конструктивною лише тоді, коли кож- не слово має скінченну множину поча- тків. Отже, коректним є поняття най- більшого та найменшого власного по- Теоретические и методологические основы программирования 35 чатку заданого слова, і до множини ба- зових функцій можна включити функ- ції деконкатенації 1 ,catu v − та 1 ,catu v − , які до- вільному слову P ставлять у відповід- ність ІМ ( ) ( ){ }1 2, , ,u Q v Q з найменшим (найбільшим) власним початком 1Q . Можна довести, що в компози- ційній системі, побудованій із зазначе- них засобів, можливо виразити похідну композицію деконкатенаційного циклу. Поповнення даної композиційної сис- теми множиною словарних функцій- констант дозволяє виразити семантику довільного нормального алгоритму, а отже й будь-яку обчислювану функцію над словами. Подальший аналіз умови конс- труктивності конкатенаційної обробки дозволяє природним чином зобразити літерну обробку як частковий випадок конкатенаційної. А саме можна довес- ти, що в класі слів існують атомарні слова – такі, які неможливо зобразити конкатенацією двох інших слів. При цьому клас слів W співпадає з множи- ною всіх слів, які будуються конкате- нацією з атомарних слів. Тоді для зве- дення літерної обробки до конкатена- ційної достатньо додатково вимагати скінченності множини атомарних слів та ототожнити їх з літерами. Обернене зведення конкатенаційної обробки до літерної, як зазначено вище, також має місце. Обробка однозначних та неоднозначних структур слів Описана вище модель літерної обробки базується на двох основних властивостях структур слів: по-перше, операції породження слів є унарними, по-друге, слова допускають однознач- ний розбір. Відомо, що потужним ін- струментом експлікації програмування взагалі та його прикладних галузей зо- крема є заперечення у сенсі гегелівсь- кої діалектики [18]. Піддамо запере- ченню першу із зазначених властивос- тей, зберігши в той же час другу. Базовими операціями над сло- вами є іменні функції κ типу ( ) →NS W W , такі, що для будь-якого слова P рівняння ( )d Pκ = відносно невідомої V -арної базової функції κ та V -ІМ d має в точності один розв’язок. В основі специфічної логіки програму- вання лежить, як і у випадку літерної обробки, композиція диз’юнкції, що грунтується на розпізнаванні структу- ри слова. Можна довести, що в компози- ційній системі обробки однозначно структурованих слів можливо виразити будь-яку обчислювану функцію над словами. Очевидний зв’язок з літерним рівнем полягає в тому, що літерні структури є частковим випадком одно- значних структур, де операції κ обмежені лише унарними. Заперечення також і другої влас- тивості літерних структур – однознач- ності розбору – веде до загального поняття структур слів. На відміну від попереднього випадку рівняння ( )d Pκ = відносно невідомої V -арної базової функції κ та V -ІМ d може мати більше одного, але принаймні один розв’язок. Частковим випадком неоднознач- них структур є, очевидно, конкатена- ційні структури. Розгортання поняття обробки неоднозначних слів, як і у ви- падку конкатенаційної обробки, ґрунту- ється на вимозі конструктивності їх об- робки. Наслідком останньої є умова скінченності множини розв’язків рів- няння ( )d Pκ = . Тоді функції κ можна вважати адекватним уточненням понят- тя структури слів в загальному випадку. Рівняння зазначеного вигляду при фіксованому κ цілком природно моделює поняття співставлення сло- ва P зі зразком, заданим структурною функцією κ [15]. Теоретично та практично значу- щий різновид структур слів отримаємо, поєднавши конкатенаційні структури з однозначними. Іншими словами, вся неоднозначність структур слів пере- кладається на операцію конкатенації, тоді як атомарними словами є слова, Теоретические и методологические основы программирования 36 породжені операціями κ однозначної структури слів. Велике значення дано- го типу символьних структур обумов- лене тим, що вони використовуються в розповсюджених мовах та системах СО, наприклад в мові Рефал [16]. Від- повідна композиційна система будуєть- ся як об’єднання композиційних сис- тем конкатенаційної обробки та обро- бки однозначно структурованих слів. 1. Алгоритмический язык Аналитик-74 (ин- формационная часть) / В.М. Глушков, Т.А. Гринченко, А.А. Дородницына и др. – Ки- ев, 1977. – 49 с. – (Препр. / Ин-т кибер- нетики АН УССР, № 27). 2. Турчин В.Ф. Язык Рефал и его использова- ние для преобразования алгебраических выражений // Кибернетика. – 1969. – № 3. – С. 58—62. 3. Грисуолд Р., Полонски Дж. Язык программи- рования Снобол-4. – М.: Мир, 1980. – 268 с. 4. Мансуров В.Н. Конструктивные и разви- вающиеся формальные системы. – Сара- тов: Изд-во Сарат. ун-та, 1988. – 196 с. 5. Ахо А., Ульман Дж. Теория синтаксического анализа, перевода и компиляции. – М.: Мир, 1978. – Т.1. – 612 с. 6. Мансуров Н.Н. Реализация расширенного языка Рефал на односвязной списковой памяти: Автореф. дис. ... канд. физ.-мат. наук: 05.13.11 / МГУ им. М.В.Ломоносова, Фак. вычисл. математики и кибернети- ки. – М., 1992. – 16 с. 7. Редько В.Н. Экспликативное программиро- вание: ретроспективы и перспективы // Труды 1-й Междунар. науч.-практ. конф. по программированию «УкрПРОГ-98». – Ки- ев: Кибцентр НАНУ, 1998. – С. 3—24. 8. Редько В.Н. Композиции программ и ком- позиционное программирование // Про- граммирование. – 1978. – № 5. – С. 3—24. 9. Редько В.Н. Универсальные программные логики и их применение // Системное и теоретическое программирование: Тез. докл. IV Всесоюз. симп. – Кишинев, 1983. – С. 310—326. 10. Вінник В.Ю. Про експлікацію символьної обробки: загальна характеристика пробле- ми та методологічні аспекти // Проблемы программирования. – 2002. – № 1—2: Спец. вып. Материалы 3-й Междунар. на- уч.-практ. конф. по программированию «УкрПРОГ—2002». – С. 51—57. 11. Вінник В.Ю. Експлікативні моделі нормаль- них алгоритмів // Вісник Житомир. інж.- технол. ін-ту. Сер.: техн. науки. – 2002. – № 2 (21). – С. 81—87. 12. Вінник В.Ю. Еталонні моделі символьної обробки: конкатенаційний рівень // МКІМ-2002. Міжнар. конф. з індуктивного моделювання, Львів, 20—25 травня 2002: В 4-х т. – Львів: ДНДІ інформаційної інфра- структури, 2002. – Т. 2. – С. 47—53. 13. Вінник В.Ю. Композиційні моделі літерних структур слів // Вісник Київ. Ун-ту. Сер.: фіз.- мат. науки. – 2002. – № 1. – С. 199—207. 14. Вінник В.Ю. Структури функцій символьної обробки літерного рівня // Там же. – № 2. – 10 с. 15. Vinnik V.Yu. On formal models of pattern matching // Proc. of the 5th Intern. sci. conf. “Electronic Computers and Informatics 2002”, Košice—Herľany (Slovakia). – 2002. – P. 57—62. 16. Вінник В.Ю. Композиційна семантика мови Рефал // Вісник Житомир. інж.-технол. ін- ту. Сер. техн. науки. Спец. вип. за матеріа- лами Міжнар. наук.-техн. конф. “Інформа- ційно-комп’ютерні технології 2002”. – 2002. – С. 44—52. 17. Никитченко Н.С., Редько В.Н. Композици- онное и функциональное программирова- ние: сравнительный анализ // Программи- рование. – 1985. – № 2. – С. 15—28. 18. Nikitchenko N.S. Towards Foundations of the General Theory of Transport Domains. – UNU/IIST Report No. 88. – Macau, 1996. – 37 p. Отримано 08.01.03 Про автора Вінник Вадим Юрійович асистент кафедри програмного забезпечення обчислювальної техніки Місце роботи автора: Житомирський державний технологічний університет, м. Житомир Тел. (0412) 41 8542 Ел. пошта: vvin@ratibor.zt.ukrtel.net; vvinnik@ziet.zhitomir.ua

Ähnliche Einträge