ir 编译原理
编译原理内容介绍
编译原理内容介绍编译原理是计算机科学中的一个重要领域，它研究的是如何将高级编程语言转换成计算机硬件能够直接执行的机器语言的过程。
在计算机科学中，编译原理是一个基础性的领域，涉及到计算机语言、计算机组成原理、最优化技术、算法分析等众多方面知识。
编译原理的研究旨在提高编程效率、代码可读性、运行效率和可移植性等方面，因此具有非常重要的意义。
编译原理主要包括以下几个方面的内容：1. 词法分析词法分析是将高级编程语言中的字符流转换为一系列有意义的词法符号的过程。
词法符号包括关键字、标识符、运算符、分界符等，它们是编程语言的基本组成部分。
词法分析器通常使用有限状态自动机来实现，可以通过正则表达式来定义词法规则。
2. 语法分析语法分析是将词法符号流转换为一个语法树的过程。
语法树是将编程语言的语法结构形式化的一种工具，它能够帮助编译器理解程序的结构和语义，为后续的中间代码的生成和优化提供便利。
语法分析器通常使用上下文无关文法来描述编程语言的语法规则，可以使用递归下降分析、LL分析器、LR分析器等算法来实现。
3. 语义分析语义分析是分析和检查程序的语义正确性的过程，它通常包括类型检查、变量声明的作用域和生命周期、函数调用和参数传递等方面的分析。
语义分析是编译器实现的关键步骤之一，它可以为代码生成和优化提供更准确的信息。
4. 中间代码生成中间代码生成是将语法树转换为具有一定格式的中间代码的过程，中间代码通常是一种类似于汇编语言的低级程序表示形式，它能够方便地被不同的目标平台所接受和执行。
中间代码的生成通常是由语法分析和语义分析过程直接实现，也可以采用优化算法对生成的中间代码进行优化。
5. 代码优化代码优化是对生成的中间代码进行优化的过程，它旨在提高代码的执行效率、减少代码大小和消除不必要的指令等。
代码优化是编译器设计的重要方面，这是因为优化好的代码可以使程序的性能和效率得到显著提升，在实际应用中具有非常重要的意义。
编译原理之语法分析-自下而上分析（二）
编译原理之语法分析-⾃下⽽上分析（⼆）、 （⼀）LR分析法 LR分析定义：从左到右扫描(L)输⼊串，构造最右推导的逆过程(R)，是⾃下⽽上分析法的核⼼。
LR分析法特点：严格的规范规约。
⽐递归下降分析法、LL(1)分析法对⽂法的限制要少得多，适⽤范围⼴，适⽤于⼤多数上下⽂⽆关⽂法描述的语⾔。
分析速度快，能准确定位错误。
LR分析法缺点：⼿⼯构造分析程序⼯作量相当⼤。
LR分析器的组成：总控程序：执⾏分析表所规定的动作，对进⾏操作。
所有的LR分析器相同。
分析栈：⼜分为符号栈和状态栈。
符号栈：存放分析过程中移进或归约的符号。
状态栈：状态栈存放的是状态(标记号)，记录分析过程中从开始的某⼀归约阶段的整个分析历史或预测扫描了能遇到的分析符号分析表：LR分析器的核⼼。
其功能指⽰分析器是移进还是规约，根据不同的⽂法类要采⽤不同的构造⽅法。
(后边会具体描述) LR分析器模型： 根据上图可以看出LR分析程序依次将输⼊串以及当前状态移⼊分析栈，然后根据分析栈和当前输⼊串去查找分析表去判断下⼀步应该进⾏什么操作。
我们最终的⽬的是通过⼀系列操作去构造这个LR分析表。
四种LR分析⽅法以及范围：在后续博客中我们会依次讲解LR(0)、SLR(1)、LR(1)。
图中看出⼀个LR(0)⽂法必定是SLR(1)、LALR(1)和LR（1）⽂法；LALR(1)⽂法必定是LR(1)⽂法。
(⼆)LR(0)分析法基本概念 LR(0)定义：从左到右扫描(L)输⼊串，构造最右推导的逆过程(R)，0代表不向前看任意符号即不进⾏展望或预测。
LR(0)分析法流程（移进-归约）：识别活前缀（⽬的是为了寻找句柄）NFA->DFA->项⽬集规范族(DFA的元素)CLOSURE（求规范族）->GO（DFA边）构造LR（0）分析表 同样先讲解⼏个定义:活前缀、增⼴⽂法(拓⼴⽂法)、LR(0)项⽬。
活前缀(可归前缀)：⽬的是为了寻找LR分析中可归约串(句柄)，采取归约过程前符号栈中的内容，称为可归前缀。
编译原理中LR分析的教学探讨
Ｉ
０ １ Ｓ ５ Ｓ ６
ａｔｎ ｃ ｏ ｉ
＋ （
Ｓ ４ ａｃ ｃ
ｇ ｔ ｏｏ
） 捍 Ｅ
Ｉ
１Ｅ ． Ｆ
３
・ Ｅ
８． Ｅ—＋ Ｔ・
Ｔ
２
２． 一 Ｅ ・ Ｅ
９Ｔ— ・ ． ＋Ｔ Ｆ
『 ｊ
ｌ ２
ｌ ３ １ ４
ｌ ５
０ ６ ｝ Ｓ
０ ６ １３
０１９ ６ ０ １
嗣 ＋ ，
ＥＦ ＋
Ｅ ＋Ｔ Ｅ ＃
移 进
ｒ 归 约 ６
ｒ 约 ４归 ｒ 归 约 １
本 文 仍 采 用 最 常 用 到 的四 则 运算 的 文 法 Ｇ：
（ Ｅ ＥＴ １ ） — ＋ （ Ｅ Ｔ ２ ） — （ Ｔ＋ Ｆ ３ ） ＿ （ Ｔ一Ｆ ４ ） ．
Ｆ 灯 Ｅ ＃＋ Ｅ
＋ ＋ ＋ 群 Ｉ
ｆ ６归约 ｒ 归约 ３ ｆ Байду номын сангаас 约 ２ 移 进
题 ． 文将 用 一 个 实 例 ． 用 倒 叙 的 方 法 逐一 讲 解 Ｌ 本 采 Ｒ分 析 法 中 的 各 种 分 析 器 以 及 它 们 之 问 的关 系
２ 实 例 讲 解
Ｄ Ａ 的终 态 ． 以 很 容 易 的绘 出 Ｄ Ａ 的 状 态 转 换 图 ． 是 它 的 Ｆ 可 Ｆ 可 每 一 个 状 态 是 怎 么 获 得 的 呢 ？ 入 可 归 活 前 缀 的 概 念 。 谓 活 前 引 所
从前面的学习可以知道 ． 于任何一种分析句子的方法 ， 对 只 缀 是 指 规 范 句 型 的 一 个 前 缀 ．这 种 前 缀 不 含 句柄 之后 的 任 何 符 之 是 要有 了 分 析表 ， 可 以用 该 分 析 表来 分析 句 子 。 定 已有 该 文 法 号 ， 所 以称 为 活 前 缀 ． 因 为在 右 边 增 添 一 些 终 结 符 号 之 后 ， 就 假 对 首 的 Ｌ 分 析 表 如 图 １那 如 何 用 该 分 析 表 来 分析 句 子 呢 ？ 参 见 文 就 可 以使 它 成 为 一 个 规 范 句 型 。 于 一个 文法 Ｇ． 先 构 造 一 个 Ｒ ， Ｆ 它 Ｆ 献ｆ１可 以很 容 易 的得 到 句 子 如 ｉｉ 的 分 析 过程 如 图 ２ １， ＋ 。分 析 Ｎ Ａ． 能 识 别 文 法 Ｇ 的所 有 活 前 缀 。这 个 Ｎ Ａ 的 每 个 状 态 是 个 Ｌ Ｏ 项 目（ 和 活前 缀 一 一对 应 ） Ｒ（ ） 它 。为 了让 自动 机 有 开 始 句 子 时 仍采 用 文 献ｆ１ 的 Ｌ 分 析 器 模 型 （ 略 ） 为 后 面 讲 解 １中 Ｒ 图 ， 需 增 由 方便 ．将 读 头 下 的符 号 看 成 ” 现 实 ” 已经 进 栈 的符 号看 成 ” ． 历 状 态 ， 对 文 法 Ｇ 进 行 拓 广 ． 加 一 个 产 生 式 Ｅ Ｅ， 此 产 生 式
编译原理第七章
例题
设有文法G（L）
LE，L LE Ea Eb
文法G（L）的LR分析表如下
ACTION表
状态 0 1 2 3 4 5 S3 S4 S5 r3 r4 a S3 b S4 acc r2 r3 r4 2 6 , # E 2
GOTO表
L 1
6
r1
以输入串“a,b,a”为例，给出LR分析 器的分析过程如下表示：
步骤 1 2 3 4 5 0 03 02 025 0254 状态栈 # #a #E #E, #E,b 符号栈 输入符号串 分析动作 a,b,a# S3(移进) ,b,a# r3(规约) ,b,a# S5(移进) b,a# S4(移进) ,a# r4(规约)
6
7 8 9
0252
02525 025253 025252
S4
S6 r2 r2 S8 r3 r3 r3 r2
3
7
r4 r1
r4 r1
r4 r1
以输入串“abbcde”为例，给出LR分析器的分析过程如下表示：
步骤 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 02 024 023 0236 023 0235 02358 02357 状态栈 # #a #ab #aA #aAb #aA #aAc #aAcd #aAcdB 符号栈 输入符号串 分析动作
7.1.2 分析表或分析函数
LR分析表是LR分析器的核心。 分析表由两个子表构成，即动作表（ACTION表）和状 态转换表（GOTO表）。它们都是二维数组形式（数组 名称分别是GOTO和ACTION）。
对于GOTO表。它的一个数组元素GOTO（Sm，Xi）代表一 个状态。表示当状态Sm面临输入符号Xi时转移到的下一个状态 （通常Xi是非终结符）。 对于ACTION表。它的一个数组元素ACTION（Sm, ai）代表一 个动作，表示当状态Sm面临输入符号ai时完成的分析动作（通 常ai是终结符）。动作可以有四种可能，分别是移进、规约、 接受和出错。
编译原理LR1(精选.)
姓名：刘玉华学号： 20101103846课题：LR(1)分析法指导教师：富玉柱LR(1)分析法1.LR(1)分析法定义LR分析法是一种有效的自底向上的语法分析技术，它能适用于大部分上下文无关文法的分析，一般叫LR(k)分析方法，其中L是指自左(Left)向右扫描输入单词串，R是指分析过程都是构造最右(Right)推导的逆过程(规范归约)，括号中的k是指在决定当前分析动作时向前看的符号个数。
LR（1）项目可以看成两个部分组成，一部分和LR（0）项目相同，这部分成为心，另一部分为向前搜索符集合。
所以只有当面临的输入符属于向前搜索符的集合，才做规约动作，其他情况均出错。
LR（1）方法恰好解决SLR（1）方法在某些情况下存在的无效规约问题。
2. LR(1)分析法的主要思想(1)严格地进行最左归约（识别句柄并归约它）。
(2)将识别句柄的过程划分为由若干状态控制，每个状态控制识别出句柄的一个符号。
(3)分析栈：存放已识别的文法符号和状态,描述的是分析过程中的历史和展望信息。
(4)由一个总控程序来控制整个识别过程。
3. LR(1)分析法的构造方法(Aα→•β,a)的二元式称为LR(1)项目。
其中，Aβα→是文法的一个产生式，a 是终结符，称为搜索符。
文法的LR（1）项目集规范族指文法活前缀的有效的项目集。
(1)构造LR(1)项目集I的闭包函数CLOSURE(I)a)I的任何项目都属于CLOSURE(I)；b)若项目(Aα→•Bβ,a)属于CLOSURE(I)，Bγ→是一个产生式，则对于FIRST(βa)中的每个终结符b，如果(B→•γ,b)原来不在CLOSURE(I)中，则把它加进去；c)重复步骤b)直到CLOSURE(I)不再扩大为止。
(2)构造转换函数即GO函数令I是一个LR(1)项目集，X是一个文法符号，函数GO(I,X)定义为：GO(I,X)=CLOSURE(J)，其中: J={(Aα→X•β,a)|(Aα→•Xβ,a)∈I}。
(完整word版)编译原理报告二LR分析器
LR分析器一、目的和要求通过设计、编制、调试一个典型的语法分析程序，实现对词法分析程序所提供的单词序列进行语法检查和结构分析，进一步掌握常用的语法分析方法。
1、选择最有代表性的语法分析方法，如LL(1) 语法分析程序、算符优先分析程序和LR分析分析程序，并至少完成两个题目。
2、选择对各种常见程序语言都用的语法结构，如赋值语句（尤指表达式）作为分析对象，并且与所选语法分析方法要比较贴切。
⑴实验前的准备按实验的目的和要求，编写语法分析程序，同时考虑相应的数据结构。
⑵调试调试例子应包括符合语法规则的算术表达式，以及分析程序能够判别的若干错例。
⑶输出对于所输入的算术表达式，不论对错，都应有明确的信息告诉外界。
⑷扩充有余力的同学，可适当扩大分析对象。
譬如：①算术表达式中变量名可以是一般标识符，还可含一般常数、数组元素、函数调用等等。
②除算术表达式外，还可扩充分析布尔、字符、位等不同类型的各种表达式。
③加强语法检查，尽量多和确切地指出各种错误。
⑸编写上机实习报告。
二、背景知识※自下而上分析技术－LR(K)方法LR(K)方法是一种自下而上的语法分析方法，是当前最广义的无回溯的“移进- 归约”方法。
它根据栈中的符号串和向前查看的k(k³0)个输入符号，就能唯一确定分析器的动作是移进还是归约，以及用哪个产生式进行归约。
优点：文法适用范围广；识别效率高；查错能力强；可自动构造。
逻辑组成：总控程序＋LR分析表LR分析器的结构：一个LR分析器实际是一个带先进后出存储器（栈）的确定下推自动机，它由一个输入串、一个下推栈和一个带有分析表的总控程序组成。
栈中存放着由“历史”和“展望”材料抽象而来的各种“状态”。
任何时候，栈顶的状态都代表了整个的历史和已推测出的展望。
为了有助于明确归约手续，我们把已归约出的文法符号串也同时放进栈里。
LR分析器的每一动作都由栈顶状态和当前输入符号所唯一确定。
LR分析器模型图分析器的任何一次移动都是根据栈顶状态S m和当前输入符号a i，去查看ACTION表并执行ACTION （S m，a i）规定的动作，直至分析成功或失败。
编译原理 第06章_LR分析法(3)
的。将同心集合并为： I5,12: L→i•, =/# I4,11: L→*•R, =/# R→•L, =/# I7,13: L→*R•, =/# L→•*R, =/# I8,10: R→L•, =/# L→•i, =/#
6.4 LALR(1)分析法
我们看到合并同心集后的项目集其核心 部分不变，仅搜索符合并。对合并同心集后 的项目集的转换函数为GO(I,X)自身的合并， 这是因为相同的心之转换函数仍属同心集， 例如： GO(I4,11, i)=GO(I4, i)∪GO(I11, i)= I5,12 GO(I4,11, R)=GO(I4, R)∪GO(I11, R)= I7,13 GO(I4,11, *)=GO(I4, *)∪GO(I11, *)= I4,11
0. S' →S 1. S →L=R
2. S →R 3. L →*R
4. L →i 5. R →L
6.4 LALR(1)分析法
3. 若LALR(1)项目集族中不存在归约一 归约冲突，则该文法是LALR(1)文法。对例 中的文法，由于合并同心集后不存在归约— 归约冲突，所以该文法是LALR(1)文法。
S'→•S,# I0: R→•L,# S→•L=R,# L I :R→L•,# L→• * R,# S→•R,# 10 L I2:S→L•=R,# L→•i,# L→•*R,=/# L R→L•,# * i L→•i,=/# i R I11: L→*•R,# R→•L,# I3: S→R•,# I12: L→i•,# R→•L,# * i L→• * R,# R L→ * •R,=/# I4: I13:L→*R•,# L→•i,# R→•L,=/# I5: L→i•,=/# L→•*R,=/# R * i I7: L→*R•,=/# L→•i,=/#
最新编译原理第4章 语法分析 自下而上 LR分析法说课讲解
a.文法开始符号的形如S’→•S的项目为NFA的唯一 初态；文法的所有LR(0)项目构成的状态都是识别文
法的规范句型的活前缀的终态。活前缀识别态
编译原理第4章 语下而上(自动生成)
法
分
算符优先-最左素短语
析
规范归约-句柄
概
述
自上而下(手动，自动生成)
递归下降-消除左递归 LL(1)分析法- LL(1)分析表
图1
LR分析法是一种自下而上进行规范归 约的语法分析方法, L指自左向右扫描输入串, R指最右推导(规范归约)。
LR分析程序生成器：自动生成LR分 析程序的程序。
LR分析器（分析表）的分类：
1. LR(0)表构造法。这种方法的局限性较大、但它 是建立其它较一般的LR分析法的基础。
2.简单LR（简称SLR）表构造法。虽然一些文法不 能构造SLR分析表，但是，它是一种比较容易实 现又很有使用价值的方法。
3.规范LR表构造法。这种分析表能力最强，能够适 用一大类文法，但实现代价高，或者说，分析表 的体积非常大。
① 文法G
(1)EE+T
(2) ET
(3) TT *F
(4) TF
(5) F(E)
② 分析表（图 ）
(6) Fi
③ 分析表中记号的含义
➢sj： ➢rj： ➢acc：
把下一状态 j 和现行输入符号 a 移进栈； 按第 j 个产生式进行归约； 接受；
➢空白格：出错标志，报错
状态
i
0
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。
编译原理课件04(5)LR分析法
4.5.1 LR分析器的逻辑结构和工作过程
若当前读到的输入符号是‘*’ ，根据文法 可知‘*’的优先级高于‘＋’，栈顶尚未形成 句柄，则应将‘*’移入栈中； 若当前读到的输入符号是‘＋’或）或‘$’ 时，根据文法可知栈顶已形成句柄，则应将符 号串E＋T归约为E； 若当前读到的输入符号不是上述四种符号之 一，则表示输入串有语法错误。 由此可知，LR分析器的每一步分析工作，都 是由栈顶状态和现行输入符号所唯一确定的。
4.5.1 LR分析器的逻辑结构和工作过程
接受（acc): 表示分析成功。此时，分析栈 中只剩文法开始符号S'和当前读到的 输入符号是‘$’。即输入符号串已经 结 束。 报错：表示输入串含有错误，此时出现栈顶 的某一状态遇到了不该遇到的输入符 号。
见表
4.5.1 LR分析器的逻辑结构和工作过程
4.5.2 LR（0）分析法
这也就是说，在LR分析过程中的任何 时刻，栈中的文法符号应是某一规范句型 的活前缀，这是因为一旦句型句柄在栈的 顶部形成，就会立即被归约，因此，只要 输入串已扫描过的部分保持可归约成一个 活前缀，那就意味着所扫描过的部分是正 确的。
4.5.2 LR（0）分析法
这样一来，我们对句柄的识别就变成 对规范句型活前缀的识别。 例如，对前例，文法G[S]的规范句型 aaAbb的句柄是aAb，栈中符号串为aaAb， 此句型的活前缀为ε,a,aa,aaA,aaAb，它们 均不含句柄右边符号b。
例 1 设文法G′为： 0. S'→S 1. S→A 2. S→B 3. A→aAb 4. A→c 5. B→aBb 6. B→d 相应于文法的LR分析表如下表所示。
状 态 a
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 S4 r1 r2 S4 r4 r6
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ir 编译原理
IR（Intermediate Representation），中间表示，是编译器中的一个重要概念。
它在编译过程中起到了连接语法分析器和代码生成器的作用，是将源程序转换为目标程序的中间层次。
IR 定义了一种结构化的形式，描述了程序的结构和语义，并为后续的代码生成，代码优化和代码分析提供了基础。
在编译过程中，IR 是程序的语义模型。
它能把源程序转化为特定的中间表示形式，将程序和计算机硬件之间的抽象障碍降至最小。
IR 提供了一种结构化的表示形式，可以对程序执行期间的状态进行模拟和计算，并为编译器的重要优化提供支持。
在编译器中，IR 的实现通常采用抽象语法树（AST），中间代码（IC）和三地址代码（TAC）等形式。
AST 是一种结构化的表示形式，把源程序按照语法结构组织成一棵树形结构，每个节点表示一个语法结构，其中的子节点表示它的子结构。
AST 通常作为编译器进行语法分析之后的中间形式，它提供了非常直观的程序结构图以及对编译器后续优化和代码生成的准确性保证。
IC和TAC 是两种针对机器级的中间表示形式，IC 是一种指令序列，记录源程序的计算和控制流程，可以直接映射到目标代码。
TAC 是一种常见的三地址代码表示形式，包括操作数、操作符和结果寄存器，它是 IC 的一种形式，通过将表达式转换成若干个简单的语句，可以方便的进行优化。
在编译器的编译过程中，IR 扮演着非常重要的角色。
首先，它可以作为语义模型，帮助编译器检测程序的语义错误；其次，它可以作为编译器的一个中间形式，方便对程序进行代码优化；最后，它可以作为目标代码生成器的输入，直接转化为目标程序。
当然，在 IR 的设计和实现中，需要考虑到以下几个方面：
首先是 IR 的性质，它需要具备可读性、可维护性、可扩展性、可移植性等良好的特性，保证它能对编译器进行准确的描述和分析。
其次是 IR 的设计目标，它需要适合于各种编译器中的使用，为编译器的优化、静态分析等提供支持。
最后是 IR 的实现细节，包括抽象语法树构建、中间代码生成、三地址代码转换等。
总之，在编译器的设计和实现中，IR 扮演着非常重要的角色。
它是源程序和目标程序之间最重要的中间层次，是语义分析、代码优化和代码生成的核心部分。
不同于源代码和目标代码的特定语法，IR可以用最简单和最普遍的方式形现程序语法和中间计算结果，为不同平台上的应用程序提供了通用的解决方案。