语法分析器
词法分析器原理
词法分析器原理词法分析器（Lexical Analyzer）是编译器中的重要组成部分，用于将输入的源代码分解为一个个词法单元（Token），为语法分析器（Syntax Analyzer）提供分析的基础。
本文将介绍词法分析器的原理和工作流程。
一、概述词法分析器通过扫描源代码字符流，并识别出其中的合法词法单元。
它将源代码转化为一个个标识符、关键字、常数、运算符等基本构件，以供后续阶段进行进一步的处理和分析。
二、工作原理1. 自动机词法分析器通常使用有限自动机（Finite Automaton）来实现。
有限自动机由一系列状态组成，每个状态所接受的输入决定了自动机的状态转移。
利用状态转移规则，自动机可以根据输入字符逐步分析源代码并产生相应的词法单元。
2. 正则表达式为了方便描述词法分析器对输入的词法单元进行匹配，可以使用正则表达式。
正则表达式是一种描述字符模式的工具，它可以定义一类字符串的集合。
词法分析器将正则表达式与状态机相结合，通过模式匹配的方式识别输入字符流中的词法单元。
3. 词法规则词法分析器通过预先定义的词法规则来描述源代码中的不同词法单元。
例如，某个编程语言的词法规则可能包含关键字、标识符、数字、字符串等。
词法规则的定义中常常使用正则表达式来指定某个词法单元的模式。
4. 符号表为了方便后续的语义处理和编译过程，词法分析器通常会维护一个符号表（Symbol Table）。
符号表记录了源代码中出现的标识符、常量等信息，以供后续的语法分析和语义分析使用。
三、工作流程词法分析器的工作流程可以分为以下几个步骤：1. 读取源代码字符流，并初始化状态机。
2. 通过状态转移规则，逐个输入字符进行状态转移，直到达到某个终止状态。
3. 判断当前状态是否为某个词法单元的终止状态，如果是，产生相应的词法单元，并将其记录在符号表中。
4. 继续读取源代码字符流，重复以上过程，直到扫描完整个源代码。
五、总结词法分析器作为编译器的重要组成部分，负责将源代码分解为一个个词法单元，并提供给语法分析器进行进一步的处理。
语法分析器
０ Ｌ
只 要通 过简 单 的递 归运算 ，就能 够很 容 易计 算 出语法 树描 述 的表 达 式 的值 （ 本文只 用数 字 为例 ，且涉 及 的运算 简化 到＋ 、 （ 方 ）三种 ）。 、｝ 乘 ２文 法的 描述 语 法树 的节 点 可 以分 为 两 类 。 不包 含 子 树 的 节 点 的符 号 称 为 终 结符
’
语 法分 析 ，简单 说 就是 让计 算机 读懂 人类 描 述 的语 言 。当然 这种 语 言 要 符合一 定的文 法 ，通 常计 算机语 言 以上下文 无关文 法来 描述 。一 旦计算 机 准 确的分 析出语 句中元 素的语 义，它 就能按 照这 些语义 来完成 各种 工作 。 １语 法分 析 目标
。
电 子
魏鞠 ＶＡＬＬＥ＿ 科 掌 ＿ Ｌ
语 法 分析 器
姜
（． １ 陕西省 电力公司
陕西 西安 ７０３） １０ ２
７ ０ ４ ；２ 西安供 电局 １０８ ．
［ 摘
要］ 语法 分析是许 多程序员遇 到的 问题 ，而 大多数情 况是绕道而 行或知难而 退 。它 不仅 用于语 言编译器 ，还可 以在诸 多方面发 挥作用 。描 述最常用且 高效 文法 语法树 终结符 非 终结符 产生式
的语 法分析方法 ，以实用性为 目的，介绍快速 制作语法 分析器的通用 方法 。 ［ 关键词］ 正则表达式 中图分类号 ：Ｔ ３ 文献标识码 ：Ａ 文 章编号 ：１ ７ － ７ ９ ２ １ ）０ ２ ０ ９ ０ Ｐ ６ １ ５ ７（ ０ ０ １ ０ ２ － １
语法分析器报告
Begin
Repeat
Q:=S[j]
If S[j-1]∈VTthenj:=j-1elsej:=j-2
UntilS[j]<Q
把S[j+1]……S[K]归约为某个N
记录归约产生式序号
K:=j+1
S[K]:=N
End of while
If S[j]<a OR S[j]=a then
j++;
}
strings[m+1]='#';
strings[m+2]='\0';
cout<<"算术表达式"<<id<<"为: "<<oldstrings<<endl;
cout<<"转换为输入串: "<<strings<<endl;
cout<<" 步骤号符号栈优先关系当前分析符剩余输入串动作";
prior_analysis();
cout<<" # < < < < < e3 < ="<<endl;
if((fp=fopen("预处理.txt","r"))==NULL)
{
cout<<"请先将实验文件夹中的预处理.txt文件复制到实验文件夹中!"<<endl;
system("pause");
exit(0);
}
charch=fgetc(fp);
分析器的名词解释
分析器的名词解释分析器（Analyzer）是计算机科学领域中的一个重要概念，它是指一种用于对输入的数据进行处理、解析和分析的工具或程序。
在各个领域中，分析器广泛应用于数据处理、自然语言处理、编译器设计、网络安全等方面。
一、分析器的定义和作用分析器是一种具有实时处理能力的程序，它能够将输入的数据按照预定义的规则解析并进行相应的分析。
其主要作用是将复杂的输入数据转换为有意义的信息，以便进行进一步的处理或提供给其他系统使用。
分析器常常在一个系统中扮演着重要的角色，起到数据过滤、提取、检测、报告等功能。
以编译器为例，编译器中的词法分析器（Lexical Analyzer）和语法分析器（Syntax Analyzer）是两个常见的分析器类型。
词法分析器负责将源代码按照词法规则分解为一系列的标记（Token），而语法分析器则进一步将这些标记组织成语法树，以便进行语义分析和代码生成。
这是编译器中处理源代码的重要环节。
二、分析器的种类和应用1. 词法分析器（Lexical Analyzer）：词法分析器负责将输入的字符序列转换为具有语法含义的词素，即标记。
在编译器设计中，词法分析器通常是编译器的第一个阶段，它将源代码字符流转换为一系列的标记，供后续的语法分析器使用。
词法分析器也常用于文本处理和自然语言处理等领域。
2. 语法分析器（Syntax Analyzer）：语法分析器是编译器的另一个重要组成部分，它将词法分析器生成的标记组织成语法树，并根据指定的语法规则进行分析和处理。
语法分析器通常也被称为解析器（Parser），它可以用于编译器、解释器、语法检查器等领域。
3. 数据分析器（Data Analyzer）：数据分析器用于对大量的数据进行处理和分析，从中挖掘有意义的信息和模式。
数据分析器可以应用于各种领域，如金融、市场调研、医疗、运输等，帮助人们发现数据中的关联性、趋势性和异常情况，并为决策提供支持。
4. 安全分析器（Security Analyzer）：安全分析器是网络安全领域常用的工具，用于分析和检测网络中的安全威胁、漏洞和攻击行为。
语法分析器
语法分析器一．实验目的设计，编制并调试一个语法分析程序，加深对语法分析原理的理解。
可以编译c语言的基本结构，包括循环嵌套和条件嵌套。
二．实验的输入输出(1)执行程序时，可输入源程序的路径，如果输入为空的话，将会编译默认的源程序“./input.dat”(2)如果编译发现有错误，则会输出错误行数，并在结束编译时输出“Complete!”三．语法结构程序:=main()<语句块>语句块:=’{’ <赋值语句> ’}’赋值语句valueStatement: = <int|char> id = expression{,id = expression};循环语句的分析recycleStatement := while(condition){statementBlock}条件语句conditionStatement := if(condition)"{"statementBlock"}"{else if conditionStatement} | else statementBlock条件的分析condition := expression(>= | <= | == | > | < | !=)expression因子的分析factor := (expression)|id|number项的分析term := facto人{*factor|/factor)}表达式的分析expression := term{+term|-term}四．分析器主要代码/** 表达式的分析 expression = term{+term|-term}*/private void expression() {this.term();this.scanNext();while (this.match("+") || this.match("-")) {this.term();this.scanNext();}this.scanBack();}/** 项的分析 term = facto人{*factor|/factor)}*/private void term() {this.factor();this.scanNext();while (this.match("*") || this.match("\\")) {this.factor();this.scanNext();}this.scanBack();}/** 因子的分析 factor = (expression)|id|number*/private void factor() {this.scanNext();if (this.match("id") || this.match("number")) {// ---------------------------------------------------} else if (this.match("(")) {this.expression();this.matchNext(")");} else {System.out.println(row + " Error: factor error!");}}/** 条件的分析 condition = expression(>= | <= | == | > | < | !=)expression */private void condition() {this.expression();this.scanNext();if (this.match("<=") || this.match("==") || this.match(">=") || this.match(">") || this.match("<") || this.match("!=")) {} else {System.out.println(row + " ERROR: condition error!");}this.expression();}/** 条件语句 conditionStatement =if(condition)"{"statementBlock"}"{else* conditionStatement}|else statementBlock*/private void conditionStatement() {this.matchNext("if");this.matchNext("(");this.condition();this.matchNext(")");this.statementBlock();this.scanNext();if (this.match("else")) {this.scanNext();if (this.match("{")) {this.scanBack();this.statementBlock();} else if (this.match("if")) {this.scanBack();this.conditionStatement();} else {System.out.println(row + " ERROR: conditionStatement error!");}} else {this.scanBack();}}/** 循环语句的分析 recycleStatement = while(condition){statementBlock} */private void recycleStatement() {this.matchNext("while");this.matchNext("(");this.condition();this.matchNext(")");this.statementBlock();}/** 赋值语句分析 valueStatement = <int|char> id = expression{,id = expression};*/private void intValueStatement() {int nowRow = this.row;this.matchNext("int");this.matchNext("id");this.scanNext();if (this.match("=")) {this.expression();} else {this.scanBack();}this.scanNext();while (this.match(",")) {this.matchNext("id");this.scanNext();if (this.match("=")) {this.expression();} else {this.scanBack();}if (this.row != nowRow) {System.out.println(row + " ERROR: intValueStatement error!");}this.scanNext();}this.scanBack();}private void charValueStatement() {int nowRow = this.row;this.matchNext("char");this.matchNext("id");this.scanNext();if (this.match("=")) {this.expression();} else {this.scanBack();}this.scanNext();while (this.match(",")) {this.matchNext("id");this.scanNext();if (this.match("=")) {this.expression();} else {this.scanBack();}if (this.row != nowRow) {System.out.println(row + " ERROR: intValueStatement error!");}this.scanNext();}this.scanBack();}/** 语句块的分析*/private void statementBlock() {this.matchNext("{");this.statementSequence();this.matchNext("}");}/** 语句串的分析*/private void statementSequence() {this.scanNext();while (this.match("if") || this.match("while") ||this.match("id")|| this.match(";") || this.match("int") ||this.match("char")) {if (this.match("if")) {this.scanBack();this.conditionStatement();} else if (this.match("while")) {this.scanBack();this.recycleStatement();} else if (this.match("id")) {this.matchNext("=");this.expression();this.matchNext(";");} else if (this.match("int")) {this.scanBack();this.intValueStatement();} else if (this.match("char")) {this.scanBack();this.charValueStatement();} else if (this.match(";")) {}this.scanNext();}this.scanBack();}public void parseMain() {this.matchNext("main");this.matchNext("(");this.matchNext(")");this.statementBlock();System.out.println("Complete!");}五．小结通过此次语法分析器的编写，不仅使我更清楚的熟悉了语法分析文法，同时也再次巩固了词法分析的知识。
（1）语法分析器
（1）语法分析器 BISON(2013-02-16 11:45:30)转载▼标签：it分类：数据库BISON⽤于语法分析器的⾃动⽣成，这个⼯具可以在⽹上下载获得。
化点时间学习这个⼯具的⽤法，并⽤于SQL语⾔的分析，可以让我们把精⼒专注在语法规则上，⽽不是具体的分析函数编写上。
对整个DBMS来说，使⽤⾃动化⼯具进⾏语⾔处理程序的⾃动⽣成，使得语⾔分析模块成为最可靠最⽅便维护的模块之⼀。
BISON源⽂件的结构我们需要按照BISON的要求，书写BISON的源程序（gramma.y），然后由BISON把它翻译为C ⽂件。
因此，BISON是编译程序的翻译器。
BISON的源⽂件通常由⼋个部分组成：⼀．⾃由定义部分:%{%}这部分被BISON原封不动地复制到输出的.C⽂件中。
⼆．语法栈的联合(UNION)结构语法分析程序使⽤⼀个堆栈来存放规约到的各个语法成分，堆栈⽤⼀个数组表⽰，这个数组的每个元素需要能够描述每⼀个语法成分，所以采⽤⼀个UNION：%union{}Union中的每⼀个项，都是⼀个语法规则的每⼀个⾮终结符；以整数四则表达式为例：exp : exp ‘+’ exp| exp ‘-‘ exp| exp ‘*’ exp| exp ‘/’ exp| ‘(‘ exp ‘)’| lt_integer;lt_integer: LT_INTEGER;有两个语法规则，对应了两个⾮终结符号: exp 是表达式， lt_integer表⽰整数常量（LT_INTEGER表⽰词法分析程序返回的⼀个确认为整数的单词）。
对应的，这个union可以书写为：%{par_exp_t* exp;int lt_integer;};其中par_exp_t⽤来描述被识别出的exp的信息，int存放被识别出的整数的值。
上⾯的例⼦很简单，所以union只有两个字段；在DM的语法分析程序中，这个UNION⼤约有490个字段，也就是，⼤概有490个语法规则产⽣式。
语法分析器生成器YACC
E : num num
再分析3++5
5
分析器动作 移进 num，转向state 3 按(2)“E : num”归约，goto State 1 移进 +，转向State 4 移进error，转向 state 2 按(3)“E : error”归约，goto State 5, 按(1)“E : E‘+’E”归约，goto State 1 移进 +，转向State 4 移进 num，转向 State 3 按(2)“E : num”归约，goto State 5 按(1)“E : E‘+’E”归约，goto State 1 接受
2.2.3.2 YACC对语义的支持
分析器工作原理：
记号流 归约前栈顶 归约后栈顶 $3 E $2 + $1($$) E ... ... 驱动器 分析表 输出
语义栈对语法制导翻译提供直接支持。语义栈的 类型决定了文法符号的属性，语义栈类型表示能力的 强弱决定了YACC的能力。
<1> YACC默认的语义值类型 YACC语义栈与yylval同类型，并以终结符的yylval 值作为栈中的初值。因为yylval的默认类型为整型，所 以，当用户所需文法符号的语义类型是整型时，无需定 义它的类型。如在下述表达式的产生式中： E ：E '+' E | E '*' E | num ； { $$=$1+$3；} { $$=$1*$3；}
2.2.1 YACC概述
利用YACC进行语法分析器设计的关键，也是如何编写 YACC源程序。 下边首先介绍YACC源程序的基本结构，然后着重讨论 YACC的产生式、YACC解决产生式冲突的方法、以及YACC对语 义的支持和对错误的处理等。
编译-词法分析器-语法分析器实验报告
一、目的编译技术是理论与实践并重的课程，而其实验课要综合运用一、二年级所学的多门课程的内容，用来完成一个小型编译程序。
从而巩固和加强对词法分析、语法分析、语义分析、代码生成和报错处理等理论的认识和理解；培养学生对完整系统的独立分析和设计的能力，进一步培养学生的独立编程能力。
二、任务及要求基本要求：1．词法分析器产生下述小语言的单词序列这个小语言的所有的单词符号，以及它们的种别编码和内部值如下表：单词符号种别编码助记符内码值DIMIFDO STOP END标识符常数（整）=+***，（）1234567891011121314$DIM$IF$DO$STOP$END$ID$INT$ASSIGN$PLUS$STAR$POWER$COMMA$LPAR$RPAR------内部字符串标准二进形式------对于这个小语言，有几点重要的限制：首先，所有的关键字（如IF﹑WHILE等）都是“保留字”。
所谓的保留字的意思是，用户不得使用它们作为自己定义的标示符。
例如，下面的写法是绝对禁止的：IF（5）=x其次，由于把关键字作为保留字，故可以把关键字作为一类特殊标示符来处理。
也就是说，对于关键字不专设对应的转换图。
但把它们（及其种别编码）预先安排在一张表格中（此表叫作保留字表）。
当转换图识别出一个标识符时，就去查对这张表，确定它是否为一个关键字。
再次，如果关键字、标识符和常数之间没有确定的运算符或界符作间隔，则必须至少用一个空白符作间隔（此时，空白符不再是完全没有意义的了）。
例如，一个条件语句应写为IF i>0 i= 1;而绝对不要写成IFi>0 i=1;因为对于后者，我们的分析器将无条件地将IFI看成一个标识符。
这个小语言的单词符号的状态转换图，如下图：2．语法分析器能识别由加+ 减- 乘* 除/ 乘方^ 括号（）操作数所组成的算术表达式，其文法如下：E→E+T|E-T|TT→T*F|T/F|FF→P^F|Pp→(E)|i使用的算法可以是：预测分析法；递归下降分析法；算符优先分析法；LR分析法等。
语法分析器实验报告
词法分析器实验报告实验名称：语法分析器实验内容：利用LL（1）或LR（1）分析语句语法，判断其是否符合可识别语法。
学会根据状态变化、first、follow或归约转移思想构造状态分析表，利用堆栈对当前内容进行有效判断实验设计：1.实现功能可对一段包含加减乘除括号的赋值语句进行语法分析，其必须以$为终结符，语句间以；隔离，判断其是否符合语法规则，依次输出判断过程中所用到的产生式，并输出最终结论，若有错误可以报错并提示错误所在行数及原因2.实验步骤3．算法与数据结构a)LLtable:left记录产生式左端字符；right记录产生式右端字符；ln记录产生式右端字符长度Status：记录token分析情况Token：category，类型；value，具体内容b)根据LL（1）算法，手工构造分析表，并将内容用数组存储，便于查找c)先将当前语句的各token按序存储，当前处理语句最后一个token以#标记，作为输入流与产生式比较，堆栈中初始放入#，x，a为处理输入流中当前读头内容✓若top=a=‘#‘表示识别成功，退出分析程序✓若top=a！=‘#‘表示匹配，弹出栈顶符号，读头前进一个✓若top为i或n，但top！=a，出错，输出当前语句所在行，出错具体字符✓若top不为i或n，查预测分析表，若其中存放关于top产生式，则弹出top，将产生式右部自右向左压入栈内，输出该产生式，若其中没有产生式，出错，输出当前语句所在行，出错具体字符d)以；作为语句终结，每次遇到分号则处理之前语句并清空后预备下语句处理，当遇到$表示该段程序结束，停止继续处理4．分析表构造过程a)x->i=ee->e+t|e-t|tt->t*f|t/f|ff->(e)|i|nnote: i表示变量，n表示数字,!表示空串b)提取左公因子x->i=ee->ea|ta->+t|-tt->tb|fb->*f|/ff->(e)|i|nc)消除左递归x->i=ee->tcc->ac|!a->+t|-tt->fdd->bd|!b->*e|/ff->(e)|i|n5．类class parser{public:LLtable table[100][100]; //LL(1)表void scanner(); //扫描输入流中内容并分析parser(istream& in); //初始化，得到输入文件地址int getLine() const; //得到当前行数private:int match(); //分析语法stack <char> proStack; //分析堆栈void constructTable(); //建立LL（1）表int getRow(char ch); //取字符所在表中行int getCol(char ch); //取字符所在表中列istream* pstream; //输入流void insertToken(token& t); //插入当前tokenstatus getToken(token& t); //找到tokenint getChar(); //得到当前字符int peekChar(); //下一个字符void putBackChar(char ch); //将字符放回void skipChar(); //跳过当前字符void initialization(); //初始化堆栈等int line; //当前行数token tokens[1000]; //字符表int counter; //记录当前字符表使用范围}6．主要代码void parser::constructTable() //建立LL（1）表{for (int i=0;i<8;i++){for (int j=0;j<9;j++){table[i][j].left=' ';for (int k=0;k<3;k++)table[i][j].right[k]=' ';}}table[0][6].left='x';table[0][6].ln=3;table[0][6].right[0]='i';table[0][6].right[1]='=';table[0][6].right[2]='e';table[1][4].left='e';table[1][4].ln=2;table[1][4].right[0]='t';table[1][4].right[1]='c';table[1][6].left='e';table[1][6].ln=2;table[1][6].right[0]='t';table[1][6].right[1]='c';table[1][7].left='e';table[1][7].ln=2;table[1][7].right[0]='t';table[1][7].right[1]='c';table[2][0].left='c';table[2][0].ln=2;table[2][0].right[0]='a';table[2][0].right[1]='c';table[2][1].left='c';table[2][1].ln=2;table[2][1].right[0]='a';table[2][1].right[1]='c';table[2][5].left='c';table[2][5].ln=0;table[2][5].right[0]='!';table[2][8].left='c';table[2][8].ln=0;table[2][8].right[0]='!';table[3][0].left='a';table[3][0].ln=2;table[3][0].right[0]='+'; table[3][0].right[1]='t'; table[3][1].left='a';table[3][1].ln=2;table[3][1].right[0]='-'; table[3][1].right[1]='t'; table[4][4].left='t';table[4][4].ln=2;table[4][4].right[0]='f'; table[4][4].right[1]='d'; table[4][6].left='t';table[4][6].ln=2;table[4][6].right[0]='f'; table[4][6].right[1]='d'; table[4][7].left='t';table[4][7].ln=2;table[4][7].right[0]='f'; table[4][7].right[1]='d'; table[5][0].left='d';table[5][0].ln=0;table[5][0].right[0]='!'; table[5][1].left='d';table[5][1].ln=0;table[5][1].right[0]='!'; table[5][2].left='d';table[5][2].ln=2;table[5][2].right[0]='b'; table[5][2].right[1]='d'; table[5][3].left='d';table[5][3].ln=2;table[5][3].right[0]='b'; table[5][3].right[1]='d'; table[5][5].left='d';table[5][5].ln=0;table[5][5].right[0]='!'; table[5][8].left='d';table[5][8].ln=0;table[5][8].right[0]='!'; table[6][2].left='b';table[6][2].ln=2;table[6][2].right[0]='*'; table[6][2].right[1]='f'; table[6][3].left='b';table[6][3].ln=2;table[6][3].right[0]='/'; table[6][3].right[1]='f'; table[7][4].left='f';table[7][4].ln=3;table[7][4].right[0]='(';table[7][4].right[1]='e';table[7][4].right[2]=')';table[7][6].left='f';table[7][6].ln=1;table[7][6].right[0]='i';table[7][7].left='f';table[7][7].ln=1;table[7][7].right[0]='n';}int parser::match() //分析语法{ofstream ofs("out.txt",ios::app);char a;int i=0;for (int p=0;p<counter;p++){cout<<tokens[p].value;ofs<<tokens[p].value;}cout<<endl;ofs<<endl<<"ANALYSIS:"<<endl;while(1){if(tokens[i].category=='n' || tokens[i].category=='i')a=tokens[i].category;elsea=(tokens[i].value)[0];if(a==proStack.top()){if(a=='#'){cout<<"This is valid!"<<endl<<endl;ofs<<"This is valid!"<<endl<<endl;return 0;}else{proStack.pop();i++;}}else{if(proStack.top() =='n'|| proStack.top() =='i'){if(a!='#'){cout<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): "<<a<<" cannot be matched"<<endl;ofs<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): "<<a<<" cannot be matched"<<endl;}else{cout<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): Unexpected ending"<<endl;ofs<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): Unexpected ending"<<endl;}cout<<"This is invalid!"<<endl<<endl;ofs<<"This is invalid!"<<endl<<endl;return 0;}else{if((table[getRow(proStack.top())][getCol(a)]).left!=' '){char pst=proStack.top();int n=table[getRow(pst)][getCol(a)].ln;int k=0;ofs<<table[getRow(pst)][getCol(a)].left<<"->"<<table[getRow(pst)][getCol(a)].right[0]<<table[getRow(pst)][g etCol(a)].right[1]<<table[getRow(pst)][getCol(a)].right[2]<<endl;proStack.pop();while (n>0){//cout<<n<<" "<<table[getRow(pst)][getCol(a)].right[n-1]<<endl;proStack.push(table[getRow(pst)][getCol(a)].right[n-1]);n--;}}else{if(a!='#'){cout<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): "<<a<<" cannot be matched"<<endl;ofs<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): "<<a<<" cannot be matched"<<endl;}else{cout<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): Unexpected ending"<<endl;ofs<<"ERROR(LINE "<<getLine()<<" ): Unexpected ending"<<endl;}cout<<"This is invalid!"<<endl<<endl;ofs<<"This is invalid!"<<endl<<endl;return 0;}}}}}实验结果：●输入（in.txt）●输出1输出2（out.txt）实验总结：原本以为处理四则运算赋值将会很困难，但在使用LL（1）后发现，思路还是挺清晰简单的，但在实验过程中，由于LL（1）不能出现左递归和左公因子，不得不将其消除，原本简单的产生式一下变多了，而在产生式理解上也没有原来直观，不过其状态复杂度没有LR高，故仍选择该方法。
编译程序的前端 名词解释
编译程序的前端名词解释编译程序是一种将高级语言转换为机器语言的工具。
它由两个主要的组成部分组成：前端和后端。
前端负责将用户编写的源代码进行词法分析、语法分析和语义分析，生成一个称为中间代码的表示形式。
而后端则负责将中间代码翻译成目标机器可执行的机器代码。
前端在编译程序中起着至关重要的作用。
它主要包括词法分析器、语法分析器和语义分析器。
词法分析器将源代码分解为一个个的标识符（如变量名、函数名等）和关键字，形成一个记号流。
语法分析器则负责根据语法规则检查记号流的结构，并将其转换为一棵语法树。
语义分析器则进一步验证源代码的语义正确性，并生成中间代码。
词法分析器将源代码转换为一个个记号，这些记号是编译器理解和处理源代码所必需的基本元素。
例如，在C语言中，标识符和关键字是记号的一种。
标识符指的是由字母、数字和下划线组成的变量名或函数名，而关键字则是由编程语言定义的特殊单词，具有特定的意义。
语法分析器会根据语法规则检查记号流的结构，并将其转换为一棵语法树。
语法规则定义了语言中合法的语法结构，例如条件语句、循环语句等。
语法分析器可以根据这些规则来分析源代码，判断其是否符合语法规范。
如果不符合规范，语法分析器将抛出一个语法错误。
语义分析器的主要任务是验证源代码的语义正确性。
它会检查变量的声明和使用是否一致，函数调用的参数是否匹配等。
例如，在C语言中，如果一个变量在使用之前没有声明，语义分析器将发出一个错误提示。
语义分析器还可以执行类型推导，将编译器自动推断出表达式中的数据类型。
词法、语法和语义分析器紧密合作，它们共同构建了编译程序的前端。
通过这些分析，编译程序可以根据源代码生成中间代码，中间代码是一个与具体机器无关的表示形式。
它通常采用一种称为三地址码的形式，其中每个语句最多包含三个操作数。
生成中间代码是编译程序的一项重要工作，因为它将源代码转换成了更加抽象和独立于机器的形式。
这样一来，即使计算机架构发生变化，后端只需要负责将中间代码翻译成新架构的机器代码，而无需对前端进行修改。
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∴该文法不是LL(1)文法。
SAB | bC Ab |ε BaD |ε CAD | b DaS | c
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§5.3 某些非LL(1)文法到LL（1）文法的等价变换
1. 相同左部的产生式中，右部由相同的非终结符开始是否
可以进行确定的自顶向下分析？ 提取左公共因子： A 1 | 2 A A‟ A‟ 1 | 2 A 1 | ... | n | 1 | ... | m
(a) 若X∈VT，则First(X)＝{X}
(b) 若X∈VN，且有产生式X→a…，a∈VT， 则 a∈First(X)
(c) 若X∈VN，X→ε,则ε∈First(X) (d) 若X， Y1，Y2，…，Yn都∈VN，且有产生式X→Y1 Y2 …Yn； 当Y1 Y2 … Yi-1都 * ε时，(其中1≤i≤n)，则First(Y1)-{ε}、 First(Y2) -{ε} 、…、First(Yi-1)- {ε}、First(Yi)都包含在First(X)中 (e) 当(d)中所有Yi * ε,(i=1,2,…n)，则 First(X)=First(Y1)∪First(Y2)∪…∪First(Yn)∪{ε} (f)反复使用上述(b)～(e)步直到每个符号的First集合不再增大为止
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例5.5 若文法G[S]为： SAB | bC Ab |ε BaD |ε CAD | b DaS | c 该文法是LL(1)文法吗？
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1) 求出能推出ε的非终结符：S、A、B
2)计算First集:
根据定义计算：对每一文法符号X∈V， 计算First(X)
∩Select(Aβ)＝Ф ，其中α、 β不能同时
ε
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例5.3 文法：
Select(SaA)={a} Select(Sd)={d} S → aA S→d A → bAS A→ε
Select(AbAS)={b}
Select(Aε)={a,d,#} 所以
Select(SaA)∩Select(Sd) ={a}∩{d} ＝Ф Select(AbAS)∩Select(Aε) = {b}∩{a,d,#}＝Ф
T
若α
* ε ，则规定ε ∈ First(α)，称First(α)为α的
开始符号集（首符号集）
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例5.3 若有文法G3[S]: S → aA|d A →bAS|ε 识别输入串w=abd是否是G3[S]的句子
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定义5.2：
设G=(VN ，VT ，P ，S)是上下文无关文法，A ∈ VN ，
SAB | bC Ab |ε BaD |ε CAD | b DaS | c
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由以上最终计算结果得： Follow(S)={#} Follow(A)={a,#,c} Follow(B)={#}
SAB | bC Ab |ε BaD |ε CAD | b DaS | c
S → pA|qB A →cAd|a
B →dB|c
识别输入串w= pccadd是否是G1[S]的句子
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例5.2 若有文法G2[S]: S → Ap |Bq A →a|cA B →b|dB 识别输入串w=ccap是否是G2[S]的句子
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定义5.1： 设G=(VN ,VT , P , S)是上下文无关文法， * a β， a ∈ V ， α,β ∈ V*} First(α)={a | α
文法中不含左公共因子只是LL（1）文法的必要条件， 而不是充分条件； 对文法进行提取左公共因子变换后，有时会使某些产 生式变成无用产生式；
有些文法不能在有限步骤内提取完公共因子。
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2. 产生式中含左递归，能否进行确定的自顶向下分析？ ① A Aβ ② A Bβ B Aa A,B∈VN， a,β ∈ V* 例5.10 SSa Sb 输入串：baaa# 含左递归不能进行确定的自上而下分析 间接左递归 A∈VN， β ∈ V* 直接左递归
S是开始符号，＃是输入串的结束符。 Follow(A)={a | S * μAβ且a ∈ VT， a ∈First(β)，μ ∈ VT*， β ∈ V+} * * 若S μAβ且β ε ，则＃ ∈ Follow(A) 也可以定义为： * Follow (A)={a | S „Aa „, a ∈ VT｝ 若有S * „A，则规定＃ ∈ Follow(A)
Follow(C)={#}
Follow(D)={#}
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4)计算Select集:
Select(S→AB)=(First(AB)－{ε }) ∪ Follow(S)={b,a,#} Select(S→bC)=First(bC)={b} Select(A→ε )=(First(ε )－{ε }) ∪Follow(A)={a,c,#} Select(A→b)=First(b)={b} Select(B→ε )=First(ε )∪Follow(B)={#} Select(B→aD)=First(aD)={a} Select(C→AD)=First(AD)={a,b,c} Select(C→b)=First(b)={b} Select(D→aS)=First(aS)={a} Select(D→c)=First(c)={c}
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问题：以下程序语句的语法 是否正确？ int i = 0; int count = 0; while(i<=10) count++; 类似于： 输入串abba是否是给定 语言的句子？
S a b b B B B a
• 递归子程序法 • 预测分析法
• 算符优先分析法 • LR分析法
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由此算法可计算例5.5文法各非终结符的First集： First(S)={First(A)-{ε }}∪{First(B)-{ε }}∪{ε }∪{b} ={b,a,ε } First(A)={b}∪{ε }={ b,ε } First(B)={ε }∪{a}={a,ε }
SAB | bC Ab |ε BaD |ε CAD | b DaS | c
∴该文法是LL(1)文法。
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例5.4 文法：
Select(SaAS)＝{a} Select(Sb)＝{b} SaAS
S b
AbA Aε
Select(AbA)＝{b}
Select(Aε)＝{a,b} 所以
Select(SaAS)∩Select(S b) ={a}∩{b} ＝Ф Select(A bA)∩Select(Aε)= {b}∩{a,b}≠Ф
∴该文法不是LL(1)文法。
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5.2 LL(1)文法的判别
注意：假定所给文法是经过压缩的（不包含多余规则） 判断LL(1)文法的步骤：
1）求出能推出ε的非终结符
2）求出文法中所有非终结符的First集 3）求出文法中所有非终结符的Follow集 4）求出每个产生式的Select集 5）求相同左部产生式的Select集的交集，并给出结论。
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定义5.3：
给定产生式Aα，A ∈ VN， α ∈ V*，
(α *ε) First ( ) Select( A ) * ( ( First ( ) { }) Follow A) (α ε)
定义5.4：
一个CFG是LL(1)文法的充要条件是，对每个非终结符A 的两个不同产生式， Aα， Aβ ，满足Select(Aα)
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由此算法可计算例5.5文法各非终结符的Follow集： Follow(S)={#}∪ Follow(D) Follow(A)=(First(B)－{ε })∪ Follow(S) ∪ First(D) Follow(B)=Follow(S) Follow(C)=Follow(S) Follow(D)=Follow(B)∪Follow(C)
A A‟ | 1 | ... | m A‟ 1 | ... | n
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练习：提取左公因子 例5.6 SaSb SaS Sε 例5.7 Aad ABc BaA BbB 例5.8 SaSd SAc AaS Ab 例5.9 SAp|Bq AaAp|d BaBq|e
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1）消除直接左递归，把直接递归改写为右递归：
AA| （ 不以 A开头） 消除直接左递归 A A’ A’ A’ | （改写为右递归） 一般情况： A A 1 | ... | A m | 1 | ... | n 消除直接左递归 A 1 A’ | ... | n A’ A’ 1 A’ | ... | m A’ | （1 ... n 不以 A开头）
第五章 自顶向下语法分析方法
田丽芳
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语法分析概览
• 语法分析对单词流进行处理；其最小项目是一个单词。
正规式 单词
错误处理
中间代码
源语言 程序
ห้องสมุดไป่ตู้
词法分析器
获取下一 个单词
语法分析器
语法树
前端剩余 部分处理
符号表
•用文法检验单词流的结构 是否正确、识别正确的语 法、生成语法树 •语法错误处理及恢复
•语法分析的部分技术 问题； •获取更多的单词属性 信息、类型检查、语义 分析等
First(C)={First(A)-{ε }}∪First(D)∪First(b)={b,a,c}
First(D)={a}∪{c}={a,c}
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每个产生式的右部符号串的开始符号集合为： First(AB)={a,b,ε } First(bC)={b} First(ε )＝{ε }