LR(0分析法)
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计1. 引言1.1 研究背景编译原理是计算机科学领域的重要基础课程，而LR(0)语法分析是编译原理中一个关键的内容。
LR(0)语法分析是一种自底向上的语法分析方法，能够准确地判断一个输入串是否是给定文法的句子，同时可以生成句子对应的语法树。
LR(0)语法分析比上下文无关文法分析更为强大，因此被广泛应用于编译器的设计和实现中。
对于学习者来说，理解和掌握LR(0)语法分析并不是一件容易的事情。
传统的教学方法往往是通过讲解和演示来进行，但存在一定的局限性，学生很难深入理解其中的逻辑和原理。
设计一个LR(0)语法分析动态演示系统是十分必要和有意义的。
这样的系统可以通过图形化的界面展示LR(0)语法分析的每个步骤和过程，帮助学生更直观地理解LR(0)语法分析的原理和实现。
1.2 研究目的研究目的是为了通过设计和实现一个LR(0)语法分析动态演示系统，帮助学生和从业者更好地理解和应用LR(0)语法分析算法。
具体来说，研究目的包括但不限于以下几点：通过分析LR(0)语法分析算法的原理和流程，深入探讨其在编译原理中的重要性和应用价值，为用户提供一个直观、动态的学习工具，帮助他们更好地理解和掌握这一算法的核心概念。
通过设计和实现一个功能齐全、易于操作的LR(0)语法分析动态演示系统，提供用户友好的界面和交互功能，使用户可以通过实际操作和观察，加深对LR(0)语法分析算法的认识，并在实践中掌握其使用方法和技巧。
通过系统测试和优化，不断改进系统性能和用户体验，确保系统稳定运行并具有良好的可用性和可靠性，为用户提供一个高质量的学习工具和应用工具。
通过这些努力，旨在提高用户对LR(0)语法分析算法的理解和应用能力，促进编译原理领域的教学和研究工作的发展。
1.3 研究意义编译原理是计算机专业的重要基础课程，而LR(0)语法分析是编译原理中一项重要的内容。
通过设计和实现一个LR(0)语法分析动态演示系统，可以帮助学生更加直观地理解和掌握LR(0)语法分析的原理和算法。
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计
《编译原理》中LR(0)语法分析动态演示系统分析与设计一、引言随着计算机科学领域的不断发展，编译原理作为计算机科学的核心课程之一，对于理解编程语言和编译器的原理和技术具有重要意义。
LR(0)语法分析作为编译器中的重要组成部分，在编译原理课程中具有重要的地位。
为了更好地理解与掌握LR(0)语法分析，本文将课程中的相关理论与实践相结合，提出了一个LR(0)语法分析动态演示系统的设计与分析。
二、LR(0)语法分析概述在编译器的构建中，语法分析是非常重要的一环。
而LR(0)语法分析是一种常用的语法分析方法之一。
LR(0)语法分析使用的是LR(0)自动机进行分析，它是一种自底向上的语法分析方法，它的优势在于可以处理大部分的上下文无关文法（Context-Free Grammar, CFG），并且可以准确地进行语法分析。
LR(0)语法分析是通过构建状态机的方式，根据文法产生式中的右部项目来进行状态转换并最终得到文法的推导序列。
为了更好地理解LR(0)语法分析的原理与过程，我们需要深入学习LR(0)自动机的构建过程、状态转换的规则以及分析过程的具体步骤。
仅仅通过理论学习，学生们往往难以深刻理解LR(0)语法分析的工作原理与流程。
我们需要设计一个能够直观演示LR(0)语法分析过程的系统，通过动态的展示来帮助学生更好地理解LR(0)语法分析的过程和原理。
三、LR(0)语法分析动态演示系统的需求分析为了实现LR(0)语法分析动态演示系统，首先需要进行系统需求分析，明确系统的功能需要和用户需求。
根据LR(0)语法分析的原理与过程，系统的主要功能需求包括：1. 文法输入：能够接受用户输入的文法表达式，包括非终结符、终结符及产生式。
2. LR(0)自动机构建：根据用户输入的文法表达式自动生成LR(0)自动机，并进行展示。
3. 状态转换展示：根据LR(0)自动机中的状态转换规则，动态展示状态之间的转换过程及转换规则。
4. 分析过程展示：根据LR(0)自动机和输入的句子，展示分析过程中状态的变化和产生式的规约过程。
第讲LR分析法
第讲LR分析法LR分析法是一种常用的语法分析方法，可以用于生成语法树，它是自底向上的语法分析方法。
在LR分析法中，L表示“自左向右扫描输入串的方式”，R表示“反向构建和规约的方式”。
LR分析法包括以下几个步骤：1.构造LR(0)项目集规范族：LR(0)项目集是指在一些语法分析的过程中，每个项目表示对应的产生式的哪一部分已经被扫描过了，哪一部分还没有被扫描过。
根据给定的文法，构造出所有可能的项目集，并将它们进行编号，得到项目集规范族。
2.构造LR(0)项目集规范族的DFA：根据构造出的LR(0)项目集规范族，可以构造出一个DFA（确定性有限自动机）来表示LR(0)语法分析的过程。
DFA的每个状态表示一个项目集，每个转移表示在一个状态下扫描一些符号后转移到另一个状态。
3.构造LR(0)分析表：根据构造出的LR(0)项目集规范族的DFA，可以构造出一个分析表，即LR(0)分析表。
分析表的行表示当前状态，列表示当前输入符号，表格中的每个元素表示下一步应该做的动作，可以是移进一些符号，也可以是规约一些项目。
4.进行LR(0)分析：根据构造出的LR(0)分析表，可以进行LR(0)语法分析。
分析的过程是根据当前状态和输入符号，在分析表中查找对应的动作，并执行该动作。
如果遇到移进动作，就将符号加入到解析栈中，同时移动输入指针；如果遇到规约动作，就从解析栈中弹出一些符号，然后根据规约产生式将新的非终结符加入到解析栈中。
5.构造SLR(1)分析表：LR(0)分析表中存在冲突的情况，无法完全正确地进行语法分析。
为了解决这个问题，需要对LR(0)分析表进行优化，得到SLR(1)分析表。
SLR(1)分析表与LR(0)分析表的结构类似，只是在一些冲突的情况下给出更加具体的动作指令。
6.进行SLR(1)分析：根据构造出的SLR(1)分析表，可以进行SLR(1)语法分析。
与LR(0)分析类似，根据当前状态和输入符号，在分析表中查找对应的动作，并执行该动作。
文法。LR(0)分析表的构造
• P126 识别活前缀的有限自动机 • 对任何一个上下文无关文法，只要能构 造出它的识别可归前缀的有限自动机， 就可以构造其相应的分析表（状态转换 表和动作表）。
#S0x1S1x2...... xmSm
S0S1...... Sm # x1x2..... xm
☆ 状态栈:
S0,S1,…,Sm 状态 S0---初始状态
逻辑上说，一个LR分析器由3个部分组成：
(1) 总控程序，也可以称为驱动程序。对所有的 LR 分析 器总控程序都是相同的。
(2) 分析表或分析函数，不同的文法分析表将不同，同一 个文法采用的 LR分析器不同时，分析表也不同，分析表又 可分为动作表（ACTION）和状态转换（GOTO）表两个部 分，它们都可用二维数组表示。 (3) 分析栈，包括文法符号栈和相应的状态栈，它们均是 先进后出栈。 分析器的动作就是由栈顶状态和当前输入符号所决定。
(1) 分析动作表Action
符号 状态
S0 S1 … Sn
a1
action[S0 , a1] action[S1 , a1] … action[Sn , a1]
a2
action[S0 , a2] action[S1 , a2] … action[Sn , a2]
…
… … … …
at
action[S0 , at] action[S1 , at] … action[Sn , at]
LR分析概述
• LR（k）分析是根据当前分析栈中的符 号串和向右顺序查看输入串的k(k≥0)个 符号就可以唯一确定分析的动作是移进 还是归约以及用哪个产生式归约。 • 从左到右扫描(L)自底向上进行规约(R) (是规范规约）
LR分析的优缺点
1)适合文法类足够大,适用于大多数上下文 无关文法 2)分析效率高 3)报错及时 4)手工实现工作量大 5)可以自动生成 美国Bell实验室推出的编译程序自动构造 工具——YACC：能接受一个用BNF描述的 满足LALR（1）上下文无关文法并对其自 动构造出LALR（1）分析器。
编译原理LR分析（主要是LR（0）分析）
编译原理LR分析（主要是LR（0）分析）⼀、LR分析的基本原理1、LR分析的基本思想LR⽅法的基本思想就是，在规范归约的过程中，⼀⽅⾯要记住已移进和归约出的整个字符串，也就是说要记住历史；⼀⽅⾯能够根据所⽤的产⽣式的推测未来可能碰到的输⼊符号，也就是说能够对未来进⾏展望。
这样，当⼀串貌似句柄的字符串出现在分析栈的顶部时，我们希望能够根据历史和展望以及现实的输⼊符号这三部分的材料，决定出现在栈顶的这⼀串符号是否就是我们要找的句柄。
2、LR分析器的构成采⽤下推⾃动机这种数据模型。
包括以下⼏个部分：1.输⼊带2.分析栈：包括状态栈和⽂法符号栈两部分。
(s0,#)为分析开始前预先放在栈⾥的初始状态和句⼦括号。
3.LR 分析表：包括动作表和状态转移表两张表。
3、LR分析表是LR分析器的核⼼部分⼀张LR分析表包括两部分：动作表(ACTION)和状态转换表(GOTO)。
它们都是⼆维数组。
ACTION[s,a]规定了当状态s⾯临输⼊符号a时应采取什么动作(移进、归约、接受和报错)，⽽GOTO[s,X]规定了当状态s⾯对⽂法符号X(终结符或⾮终结符)时的下⼀状态是什么。
显然，GOTO[s,X]定义了⼀个以⽂法符号为字母表的DFA。
不同的 LR 分析法构造LR分析表的⽅法都不同，由此产⽣了不同的LR分析法。
4、LR分析算法置ip指向输⼊串w的第⼀个符号 令Si为栈顶状态 a是ip指向的符号（当前输⼊符号） BEGIN(重复开始) IF ACTION[Si,a]=Sj THENBEGINPUSH j,a (进栈) ip前进(指向下⼀输⼊符号) END ELSEIF ACTION[Si,a]=rj(若第j条产⽣式为A→β) THEN BEGIN pop|β| 项 若当前栈顶状态为Sk pushGOTO[Sk,A] 和A(进栈) END ELSEIF ACTION[Si,a]=acc THEN return (成功） ELSE error END. (重复结束)⼆、LR（0）分析器1、可归前缀与规范句型的活前缀⽂法G[S]：(1) S → aAcBe[1](2) A → b[2](3) A → Ab[3](4) B → d[4]S ÞaAcBe[1]ÞaAcd[4]e[1]ÞaAb[3]cd[4]e[1]Þab[2]b[3]cd[4]e[1]每次归约句型的前部分依次为：ab[2]aAb[3]aAcd[4]aAcBe[1]规范句型的这种前部分符号串称为可归前缀我们把形成可归前缀之前包括可归前缀在内的所有规范句型的前缀都称为活前缀（活前缀就是可归前缀的前缀）如下：e,a,abe ,a,aA,aAbe ,a,aA,aAc,aAcde ,a,aA,aAc,aAcB,aAcBe三、LR分析（⼀）LR分析构造识别活前缀的有穷⾃动机项⽬（item）：在每个产⽣式的右部适当位置添加⼀个圆点构成项⽬。
实验三编译原理综合实验报告——(LR(0)语法分析的实现)
m_pTree->SetControlInfo(IDC_TREE1, RESIZE_BOTH);
m_pTree->SetControlInfo(IDOK, ANCHORE_BOTTOM | ANCHORE_RIGHT);
void CAnalyzeDlg::OnOK()
{
// TODO: Add extra validation here
//CDialog::OnOK();
}
void CAnalyzeDlg::OnCancel()
{
// TODO: Add extra cleanup here
六、实验原理、数据（程序）记录
（一）实验原理：
利用LR(k)类分析算法的四个步骤，分别实现"移进"、"归约"、"成功"、"报错"的分析能力。同时采用相应的数据结构实现分析表的描述。
（二）程序框架:
#include "stdafx.h"
#include "GoData.h"
GoData::GoData()
assert(j != -1);
out.WriteString(GetStepInfo(iStep, Status, Symbol, m_input.Right(m_input.GetLength() - iPos), ToDo, j));
for(i = 0; i < m_g.GetPrecept(ToDo.two).GetRight().length(); i++)
第07章、LR分析法
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三、 LR分析器
1. LR分析器的组成 由3部分组成：总控程序、分析表、分析栈。 2. LR分析器的构造 (1) 构造识别文法活前缀的确定有限自动机 (2) 根据该自动机构造相应的分析表(ACTION表、GOTO表)
圆点不在产生式右部最左边的项目称为核，唯一的 例外是S’ → • S。因此用GO（I，X）转换函数得到的J为 转向后状态所含项目集的核。 使用闭包函数（CLOSURE）和转换函数(GO (I,X)) 构造文法G’的LR(0)的项目集规范族，步骤如下： (1) 置项目S’→ • S为初态集的核，然后对核求闭包 CLOSURE（{S’→ • S}）得到初态的项目集； (2) 对初态集或其它所构造的项目集应用转换函数GO (I，X)= CLOSURE(J)求出新状态J的项目集； (3) 重复(2)直到不出现新的项目集为止。
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例：文法G[S]： (1) S → aAcBe (2) A → b (3) A → Ab (4) B → d
a S2 ACTION c e b d # acc S5 r2 r3 r4 r1 S4 S6 r2 r3 r4 r1 3 r2 S8 r3 r4 r1 r2 r3 r4 r1 GOTO S A B 1
是否推导出abbcde?
每次归约句型的 前部分依次为： ab[2] aAb[3] aAcd[4] aAcBe[1]
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二、LR分析要解决的问题
• LR分析需要构造识别活前缀的有穷自动机
可以把文法的终结符和非终结符都看成有 穷自动机的输入符号，每次把一个符号进 栈看成已识别过了该符号，同时状态进行 转换，当识别到可归前缀时，相当于在栈 中形成句柄，认为达到了识别句柄的终态。
wsx(编译原理第07章) LR分析法
LR分析法是给出一种能根据当前分析栈中的 符号串（通常以状态表示）和向右顺序查看输入 串的K个（K>=0）符号就可唯一地确定分析器的 动作是移进还是归约和用哪个产生式归约，因而 也就能唯一地确定句柄。 LR分析法的归约过程是规范推导的逆过程， 所以LR分析过程是一种规范归约过程。
LR(k)分析法可分析LR(k)文法产生的语言 –L ：从左到右扫描输入符号， –R ：最右推导对应的最左归约(反序完成最右推导)
第七章
• • • • • •
LR分析法
LR分析概述 LR(0)分析 SLR(1)分析 LR(1)分析 LALR(1)分析 二义性文法在LR分析中的应用
第1页，102页
• 前一部分我们已讨论过，自底向上分析方法是一种移 进-归约过程。 • 先复习一下：移进-归约分析
• 上一章的优先分析方法是当分析的栈顶符号串形成句 柄时就采取归约动作，因而自底向上分析法的关键问 题是在分析过程中如何确定句柄。 • 算符优先分析法存在的问题 –强调算符之间的优先关系的唯一性，这使得它的 适应面比较窄 –算法在发现最左素短语的尾时，需要回头寻找对 应的头
S
1 * 2 5
d
b
4 3 7
b
e
0
a
A
c B
6 9
第21页，102页
8
步骤 符号栈 输入符号串
动作
移进 移进 归约(A→b) 移进 归约(A→Ab) 移进 移进
S A B
8）
9） 10） 11）
# aAcd
#aAcB #aAcBe #S
e#
e# # #
归约(B→d)
移进 归约(S→aAcBe) 接受
A
对输入串abbcde#的移进-规约分析过程
LR（0）分析法
LR（0）分析法LR(0)是⼀种⾃底向上的语法分析⽅法。
两个基本动作是移进和规约。
具体例⼦如下已知⽂法G[E](1) E→aА(2) E→bB(3) A→cА(4) A→d(5) B→cB(6) B→d编写LR(0)分析算法，⽤于识别符号串是否为合法的句⼦。
设计⽅法a.将⽂法 G[E]拓⼴为⽂法 G[E'](0) S'→E(1) E→aA(2) E→bB(3) A→cA(4) A→d(5) B→cB(6) B→db.构造识别可归约前缀的 NFAc. 将识别可归约前缀的 NFA 确定化成DFAd. 根据识别可归约前缀的 DFA 构造⽂法的 LR(0)分析表表2-1 LR(0)分析表状态a b c d#E A B0S1S231S4S562S7S893acc4S4S5105r4r4r4r4r46r1r1r1r1r17S7S8118r6r6r6r6r69r2r2r2r2r210r3r3r3r3r311r5r5r5r5r5e. 设计 LR(0)分析程序⾃底向上的语法分析的两个基本动作就是，移进与规约。
分析⼀下表 2-1 中⽂法的 LR(0)分析表，可以发现这两个动作在表中都有。
进⼀步分析可知，这些移进与规约动作在表的前⾯终结符列中，因此，这部分称之为 ACTION 表。
表中不但给出了两个基本动作，还给出了规约时，弹出产⽣式右部，压⼊左部之后，应该转换到的状态。
例如，当前状态为 9，状态 9 为句柄识别态，查表得：r2，表⽰使⽤第⼆个产⽣式E→bB 进⾏规约。
规约动作分为两步：第⼀步弹出句柄 bB，从识别⽂法可归约前缀的 DFA 中可知，弹出句柄 bB后，从当前状态为 9 回到状态 0；第⼆步就是压⼊左部 E，从当前状态 0，转换到状态 3。
在表中的第 0 ⾏第 E 列中就给出状态 3。
分析表可知，表中的⾮终结符列填⼊的是某⼀规约动作，压⼊产⽣式左部（⾮终结符）之后，转换到的状态。
因此，这部分称之为 GOTO 表。
编译原理LR分析法
编译原理是研究如何将高级语言程序转换成等价的低级机器语言程序的学科， LR分析法是其中一种重要的语法分析方法。
何为编译原理
编译原理是计算机科学的一个分支，研究将高级语言程序转换为等价的底层机器代码的过程。它涉及词法分析、 语法分析、语义分析、优化和代码生成等多个阶段。
LR分析法的概述
LR分析法的步骤
1
1. 构建LR项集族
基于文法的产生式，生成LR(0)项集族，
2. 构建LR分析表
2
包括起始项集和其它项集。
根据LR项集族和文法的终结符和非终结
符，构建LR分析表，包括移进、规约和
接受操作。Leabharlann 33. 进行语法分析
使用构建的LR分析表，对输入的符号串 进行逐步解析，直到接受或出错。
构建LR分析表
项集的闭包
通过对项集进行闭包运算，计算 出项集中的所有项。
项集的转移
根据项目集的状态和接收符号， 进行项集的状态转移。
规约项的处理
确定规约的产生式和规约动作， 构建规约表。
LR分析表的使用
使用构建的LR分析表，可进行能够解析输入符号串的自底向上语法分析。它 根据输入符号和栈顶符号，执行移进、规约或接受操作来推导和验证语法结 构。
优缺点和应用
优点
具有广泛适用性，支持大多 数上下文无关文法。解析效 率高，能够快速生成语法树。
缺点
对于某些复杂的语法，可能 需要构建大型的分析表。编 写LR分析器的难度较高。
应用
LR分析法被广泛用于编译器 设计、解析器生成器和语法 分析工具的开发中。
LR分析法是一种自底向上的语法分析方法，用于构建一个确定性的有限状态 自动机（LR自动机）以解析各种语法结构。它具有广泛的应用，包括编译器 设计和语法分析工具的开发。
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LR（0）分析法一．实验目的熟练掌握自下而上的语法分析方法，会构建ACTION集和GOTO集，并能用程序实现对输入串的分析过程。
二．实验内容对于一个给定的文法，如G[E]:E->E+T|TT->T*F|FF->(E)|id对于任意给定的输入串进行语法分析，利用移入-归约分析算法输出对应的动作部分。
三．实验步骤1.先构造对应于文法G[E]的ACTION表和GOTO表:ACTION表的S和r信息存放至sym中;ACTION表的S和r的下表信息存放至snum中;GOTO表中的信息存放至go2中。
2.调用action函数判断是按哪个式子进行归约的。
3.调用go函数对不同的非终结符进行判断，调用go2.4.调用error函数对错误信息进行处理。
四、源代码：#include<iostream>#include<stack>using namespace std;stack<char> symbol;stack<int> state;char sen[50];char sym[12][6]={//符号表{'s',' ',' ','s',' ',' '},{' ','s',' ',' ',' ','a'},{'r','r','s','r','r','r'},{'r','r','r','r','r','r'},{'s',' ',' ','s',' ',' '},{'r','r','r','r','r','r'},{'s',' ',' ','s',' ',' '},{'s',' ',' ','s',' ',' '},{' ','s',' ',' ','s',' '},{'r','r','s','r','r','r'},{'r','r','r','r','r','r'},{'r','r','r','r','r','r'}};char snum[12][6]={//数字表{5,0,0,4,0,0},{0,6,0,0,0,0},{2,2,7,2,2,2},{4,4,4,4,4,4},{5,0,0,4,0,0},{6,6,6,6,6,6},{5,0,0,4,0,0},{5,0,0,4,0,0},{0,6,0,0,11,0},{1,1,7,1,1,1},{3,3,3,3,3,3},{5,5,5,5,5,5}};int go2[12][3]={//go2表{1,2,3},{0,0,0},{0,0,0},{0,0,0},{8,2,3},{0,0,0},{0,9,3},{0,0,10},{0,0,0},{0,0,0},{0,0,0},{0,0,0}};void action(int i,char *&a,char &how,int &num,char &A,int &b)//action函数[i,a] {int j;switch(*a){case 'i':j=0;break;case '+':j=1;break;case '*':j=2;break;case '(':j=3;break;case ')':j=4;break;case '#':j=5;break;default:j=-1;break;}if(j!=-1){how=sym[i][j];num=snum[i][j];if(how=='r'){switch(num){case 1:A='E',b=3;printf("按E->E+T规约\n");break;case 2:A='E',b=1;printf("按E->T规约\n");break;case 3:A='T',b=3;printf("按T->T*F规约\n");break;case 4:A='T',b=1;printf("按T->F规约\n");break;case 5:A='F',b=3;printf("按F->(E)规约\n");break;case 6:A='F',b=1;printf("按F->id规约\n");break;default:break;}}}}int go(int t,char A)//go2[t,A]{switch(A){case 'E':return go2[t][0];break;case 'T':return go2[t][1];break;case 'F':return go2[t][2];break;}}void error(int i,int j,char *&a)//error处理函数{printf("error\n");switch(j){case 1:state.push(5);symbol.push('i');printf("缺少运算对象id\n");break;case 2:a++;printf("不配对的右括号\n");break;case 3:state.push(6);symbol.push('+');printf("缺少运算符\n");break;case 4:state.push(11);symbol.push(')');printf("缺少右括号\n");break;case 5:a++;printf("*号无效,应该输入+号!\n");case 6:a++;}}int main(){int s;char *a;char how;int num;int b;char A;printf("计算机与通信工程学院\n");printf("计算机科学与技术09-2班\n");printf("周璞\n");printf("540907010253\n");while(1){printf("请输入符号串:");scanf("%s",sen);a=sen;state.push(0);while(*a!='\0'){b=0;num=0;how='\0';A='\0';s=state.top();action(s,a,how,num,A,b);if(how=='s'){printf("移进\n");symbol.push(*a);state.push(num);if(*a=='i'){a++;}a++;}else if(how=='r'){for(int i=0;i<b;i++){if(!state.empty())state.pop();if(!symbol.empty())symbol.pop();}int t=state.top();symbol.push(A);state.push(go(t,A));}else if(how=='a')break;else{error(s,num,a);return 0;}}printf("成功接受!\n");}return 0;}调试程序的结果：（1）id+(id)#输入串id+(id)#的分析过程（2）id+((id)#输入串id+((id)#的分析过程。