编译原理第四章.
编译原理 第四章习题
S→aA A→Ab|b (1) 构造识别该文法项目活前缀的DFA (2) 判定该文法是否为LR(0)文法。若是的话构造相应的LR分析 表。 (3) 对句子abbb#进行分析。、 6.已知文法G[S] S→ r D D→ D , i D→ i (1) 构造识别该文法项目活前缀的DFA (2) 判定该文法为哪类LR文法？构造相应. 对文法G[S] S→a|∧|(T) T→T,S|S (1) 给出(a,(a,a))和(((a,a),∧,(a)),a)的最左推导。 (2) 对文法G，进行改写，然后对每个非终结符写出不带回 溯的递归子程序。 (3) 经改写后的文法是否是LL(1)的?给出它的预测分析表。 (4) 给出输入串(a,a)#的分析过程，并说明该串是否为G的 句子。 2. 已知文法G[S]： S→MH|a H→LSo|ε K→dML|ε L→eHf M→K|bLM (1)求出各个非终结符的First集Follow集。 (2)判断G是否是LL(1)文法，如果是，构造LL(1)分析表。 3.已知文法G[Z] Z→aAAa A→bF’b F’→F F→cF|c (1) 求出各个非终结符的FIRSTVT 集和LASTVT集。 (2) 判断该文法是否为算符优先文法。（请以a,b,c,’,#的顺 序构造相应的算符优先矩阵。） 4. 设有文法G[S]： S→V V→T|ViT T→F|T+F F→)V*|( (1) 求出各个非终结符的FIRSTVT 集和LASTVT集。 (2) 判断该文法是否为算符优先文法。（请以i,+,*,(,),#的顺 序构造相应的算符优先矩阵） （3）给出（+（i（#的分析过程。 5. 已知文法G[s]
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2021/8/18
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自上而下分析的问题（1）
• 左递归
例：例文法G0[S]:
(1) S→Sa (2) S→b 分析baa是不是文法的句子 按照自上而下的分析思想，选用产生式(1)来推导SSa， 语法树末端结点最左符号为非终结符，所以选用（1）继续 推导SSaSaa 此时语法树末端结点最左符号为非终结符，选用（1） 继续推导SSaSaa Saaa
• 计算FOLLOW集 1.对于文法的开始符号S,置#于FOLLOW(S) 中; 2.若Ａ αBβ是一个产生式,则把 FIRST(β)\{}加至FOLLOW(B)中; 3.若Ａ αB是一个产生式,或ＡαBβ是一个产生式而β =>* (即FIRST(β)）， 则把FOLLOW（A）加至FOLLOW（B）中．
试图用S匹配输入串时，出现：在没有识别任何输入符号的情况下，又 得重新要求S去进行新的匹配，分析过程陷入无限循环
2021/8/18
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自上而下分析的问题（2）
• 回溯
例：G[S]: S→xAy， A→ab｜a
若当前输入串为xay，首先构造的推导SxAy
匹配
进一步推导对A可选择A→ab替换，得SxAy xaby
FIRST(TE’)=｛（，i｝
FIRST(+TE’)=｛+｝
FIRST(FT’)=｛（，i｝
FIRST(*FT’)=｛*｝
FIRST((E))=｛(｝
F
FIRST(i)=｛i｝
i
E
T
E’
T’ + T E’
《编译原理教程》第四章语义分析和中间代码生成
控制流分析和数据流分析案例
总结词
控制流分析和数据流分析是编译器设计中两种重要的 语义分析技术。
详细描述
在控制流分析案例中，我们以一个具有条件语句和循环 的程序为例，分析其控制流图（Control Flow Graph， CFG）。CFG是一个有向图，用于表示程序中各个基本块 之间的控制流程关系。通过CFG，编译器可以检测到潜 在的程序错误，如死代码和无限循环。在数据流分析案 例中，我们使用数据流方程来跟踪程序中变量的值在执 行过程中的变化。我们以一个简单的程序为例，该程序 包含一个变量在函数调用后被修改的情况。通过数据流 分析，我们可以确定变量的最新值，以便在后续的语义 分析中使用。
定义
三地址代码是一种中间代码形式，它由一系列的三元组操作数和 操作符组成。
特点
三地址代码具有高度规范化，易于分析和优化，且易于转换成目 标代码。
常见形式
常见的三地址代码有三种基本形式，即加法、减法和赋值。
循环优化
定义
循环优化是指在编译过程中，对循环结构进行优化， 以提高目标代码的执行效率。
常见方法
将源程序分解成一个个的词素或标记。
语法分析
根据语言的语法规则，将词素或标记组合成一个个的语句或表达式。
语义分析
对语法分析得到的语句或表达式进行语义检查，确保其语义正确。
中间代码生成
基于语义分析的结果，生成中间代码。
02
语义分析技术
类型检查
类型检查是编译过程中对源代码进行语义分析的重要环节，其主要目的是 确保源代码பைடு நூலகம்类型安全。
常见的循环优化方法包括循环展开、循环合并、循环 嵌套等。
优化效果
通过循环优化，可以减少循环的次数，提高程序的执 行效率。
编译原理 第7讲(第四章)
DFA的最小化就是寻求最小状态DFA
最小状态DFA的含义: 没有多余状态(死状态) 没有两个状态是互相等价(不可区别)
两个状态s和t等价：应满足 兼容性—同是终态或同是非终态 传播性—从s或t出发读入某个aa) 到达的状态等价
两个状态s和t不等价，则称两个状态是可区别
DFA等价的例子
C和D同是终态,读入a到达C和F, C和F同是 终态, C和F读入a都到达C,读入b都到达E. C和D等价
5. St={[Si Sk... Se]，其中[Si Sk... Se]S 且{Si , Sk,,... Se}Kt}
定义对状态集合I的几个有关运算：
1. 状态集合I的ε-闭包，表示为ε-closure(I)，定 义为一状态集，是状态集I中的任何状态S经任意 条ε弧而能到达的状态的集合。 状态集合I的任何状态S都属于ε-closure(I)。 2. 状态集合I的a弧转换，表示为move(I,a)定义为 状态集合J，其中J是所有那些可从I中的某一状态 经过一条a弧而到达的状态的全体。
应满足兼容性同是终态或同是非终态传播性从s或t出发读入某个aa到达的状态等价两个状态s和t不等价则称两个状态是可区别dfa等价的例子c和d同是终态读入a到达c和fc和f同是c和f读入a都到达c读入b都到达ec和d等价dfa对于一个dfa存在一个最小状态dfa结论
第四章 词法分析
1. 词法分析程序 2. 正规式、正规文法和正规集
a
a b 6 a
4 a 7 a b
a 1
b
b
3 b
5 b
a b
2
DFA的最小化—例子1
5、经观察P3不能再划分了。 令1代表{1,2}消去2, 令6代表{6,7}消去2，得到DFA M ’
编译原理第四章(6-6)
(3) 若状态i为X→ α · A β, A∈Vn
则从i引ε弧到所有A → · r的状态 (4) 将NFA确定化为 DFA M.
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5)LR(0)分析表构造---只适用于LR(0)文法
根据LR(0)文法的 C={ C0 , C1 ,……, Cn } (1)若GO(Ci,a)=Cj , a∈Vt 置ACTION(i,a)=Sj (2)若A→ α· ∈ Ci , 所有a∈Vt (含#) 置ACTION(i,a)=rj (3)若S→δ · ∈ Ck , (S为拓广文法开始符号） 置ACTION(k,#)=acc (4)若GO（Ci,A)=Cj , A∈Vn ,置GOTO(i,A)=j (5)其它：空白（error)
(若其中某项目集已经存在就略去)
4
例题 DFA构造
G[E]:E→E+T∣E-T∣T T →i∣(E) 拓广文法 G[S]:S →E# E→E+T∣E-T∣T T →i∣(E) 所有项目 S → · E# S →E · # S →E# · E→ · E+T E→E · +T E→E+ · T E→ · E-T E→E · -T E→E- · T E→ · T E→T · T→·i T→i· T → · (E) T →(·E) T →(E ·)
8
拓广文法 G[S]: S →E# E→E+T∣E-T∣T T →i∣(E)
0
5
# E
T
( 2 1 i
+ － 3 i ( i
T 6 8
7
i
T 9 +
(
－
T
E ) 10 11
(
4
识别活前缀和可归前缀的FA
9
编译原理 第四章自顶向下语法分析法
若文法的任一非终结符号，其规则右部的各个选择所能推出的终结符号串的头符号集合不满足两两相交的条件时，那么，要构造一个不带回溯的自顶向下的语法分析程序，需要采取什么措施呢？一般可采取改写文法的办法来解决。
（三）改写文法当文法不满足，可改写文法
对每一文法符号X∈V计算FIRST(X)。
（a）若X∈VT,则FIRST(X)={x}
（b）若X∈VN,且有产生式X→a…,a∈FIRST(X)。
（c）若X∈VN,X→ε,则ε∈FIRST(X)。
（d）若X∈VN,Y1,Y2,…，Yi都∈VN,而有产生式X→Y1Y2…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。
二、存在问题及解决办法
（一）左递归问题
自顶向下分析法只有规则排列得合适时，才能正确工作。该法的一个基本缺点是不能处理具有左递归的文法。如下所示。
如：直接左递归和间接左递归
无法确定语法树的终止，
清除直接左递归的较好方法是改
为右递归
如：S→Sa|b改为
S→bS′
S′→aS′|ε
一般情况下，直接左递归的形式可为：
为了自上而下地构造w的语法树，我们首先按文法的识别符号产生根结点S，并让指示器IP指
向输入串的第一符号c。然后，用S的规则（此处左部为S的规则仅有一条）把这棵树发展为
（a）
（b）（c）
图3-1-1
图3-1-1a。我们希望用S的子结从左至右匹配整个输入串w。首先，此树的最左子结是终结符c为标志的子结，它和输入串的第一个符号相匹配。于是，我们就把IP调整为指向下一输入符号a，并让第二个子结A去进行匹配，非终结符A有二个选择，我们试着用它的第一个选择去匹配输入串，于是把语法树发展为图3-1-1b。子树A的最左子结和IP所指的符号相符，然后我们再把IP调为指向下一符号d并让A的第二个子结进入工作。但A的第二个子结为终结符号b，与IP当前指的符号d不一致。因此，A宣告失败。这意味着A的第一个选择此刻不适用于构造w的语法树。这时，我们应该回头（回溯）看A是否还有别的选择。
《编译原理》第4章词法分析
编译原理武汉大学计算机学院编译原理课程组第4章词法分析·词法分析器·单词符号·词法分析程序设计·词法分析器的自动生成4.1 词法分析器与单词符号词法分析程序依据语言词法规则，分析由字符组成的源程序，把它识别为一个一个具有独立意义的最小语法单位，即“单词”，并识别出与其相关的属性(如是标识符，是界限符，还是数，等等)，再转换成长度上统一的标准形式——属性字，把字符串形式的源程序改造成为单词符号串(属性字)形式的中间程序，以供其它部分使用。
1. 词法分析程序的作用如删除注解、空格、回车符、换行符之类非必要信息，把标识符登录入符号表及某些预加工处理等。
4.1 词法分析器与单词符号2.词法分析程序的地位·作为一个独立阶段⑴能独立地研究词法与语法两方面的特性。
⑵词法规则简单，可建立特别适用的有效分析技术，易于实现词法分析程序生成自动化。
⑶可以就同一语言，为每种不同的机器编写一个词法分析程序，而只编写一个共同的语法分析程序。
每当语法分析程序需要一个单词符号时就调用词法分析子程序，每一次调用，词法分析子程序就从源程序中识别出一个单词符号交给语法分析程序。
2.词法分析程序的地位4.1 词法分析器与单词符号·作为一个独立阶段·安排为一个子程序4.1 词法分析器与单词符号3. 单词符号程序语言的单词符号一般可分为五种：关键字、标识符、常数、运算符、界限符。
•单词种别一类一码；一符一码。
•单词符号的属性值反映单词符号特征或特性的值。
如标识符的符号表指针，常数的常数表指针等。
4.2 扫描程序的设计1．预处理如删除注解、空格、回车符、换行符之类非必要信息。
从源程序中处理出一串确定长度的输入字符，并将其装进词法分析程序指定的缓冲区——扫描缓冲区中。
4.2 扫描程序的设计1．预处理2．单词符号的识别——超前搜索•关键字的识别•标识符的识别•常数的识别•算符和界限符的识别4.2 扫描程序的设计状态转换图的实现：将状态转换图看作是通常的程序框图。
编译原理---第4章-语法分析和语法分析程序
X
n
)
•
21 ....
22
...
2
n
(1
2
...
n
)
n1
n
2
...
nn
或表示为: X=XA+B，方程的解为: X=BA*
由于A*=A0+A1+A2+…=I+AA*
(r*=|rr*)
若令A*=Z，则对X=BA*可得X=BZ和Z=I+AZ
X会不会产生左递归？
Z会不会产生左递归？
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2021/4/6
|2A' |…|mA'和A'1A' |2A' |…|nA' |
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2021/4/6
4.1.1 消除文法的左递归
左递归的消除
从线性方程组到矩阵方程
从3类文法到2类文法
只关心产生式右部各符号串的首字符
对n个非终结符X1…Xn，得到矩阵方程
1112...1n
（X
1
X
2
...
X
n
)
（X
1
X
2
...
步骤分析栈余留输入串所用产生式11i匹配12tmft13etfm匹配1516etii匹配17分析成功414预测分析法46sfsfsfsf414预测分析法47步骤分析栈余留输入串所用产生式匹配10esf414预测分析法48步骤分析栈余留输入串所用产生式11ffs12ffii匹配13匹配15fsf16fs匹配17fs匹配19esf20ffs414预测分析法49步骤分析栈余留输入串所用产生式21ffii匹配22匹配24匹配26分析成功42自底向上的语法分析50例文法
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编译原理第四章复习
第4章语法分析和下推自动机1．语法分析语法分析就是识别一个符号串X∈V*，是否为某文法的一个句型（句子），因此是某个推导的构造过程。
在语言的实现过程中，把完成句型(句子)分析的程序称为语法分析程序或识别程序。
2．自上而下分析的概念所谓自上而下分析法，就是从文法的开始符号出发，反复使用各种产生式，寻找“匹配”于输入符号串的推导序列。
3．自下而上分析的概念所谓自下而上的方法则是从输入符号串开始，逐步进行“归约”，直至归约到文法的开始符号。
4．5．下推自动机PDA模型见讲稿1）PDA和FA的模型相比，多了一个下推栈。
2）PDA的动作由三个因素来决定：当前状态、读头所指向符号、下推栈栈顶符号。
3）一个输入串能被PDA所接受，仅当输入串读完，下推栈变空；或输入串读完，控制器到达某些终态。
6．自顶向下语法分析的基本思想自顶向下的分析也称面向目标的分析方法，也就是从文法的开始符号出发企图推导出与输入的符号串完全相匹配的句子。
自顶向下的分析也可看成是以文法的开始符号为树根，采用最左推导逐步地为输入符号串自顶而下地构造一棵语法树。
如果输入串中的每个终结符恰好自左向右地站在树的每个叶结点上（称语法树与输入串匹配），那么，该输入串就是文法的一个句子，否则不是。
自顶向下的分析方法又可分为确定的和不确定的两种。
7．带回溯的自上而下分析法的缺陷1）如果文法存在左递归，语法分析会无限循环下去。
2）若产生式存在多个候选式，选择哪个进行推导完全是盲目的。
3）回溯会引起时间和空间的大量消耗。
4）如果被识别的语句是错的，算法无法指出错误的确切位置。
8．不带回溯的自上而下分析算法在分析的每一步，根据当前的输入符号和下推自动机的当前状态即可正确决定下一步的动作的语法分析方法。
不带回溯的自上而下分析有两种：不带回溯的递归下降子程序法和预测分析法。
9．推导和分析树、推导树之间的关系每一推导都对应一棵推导树;反之,一棵推导树可以对应多个推导.推导树的叶子节点所对应的符号从左到右的连接得到的符号串是文法的一个句型.如果叶子节点所对应的符号都是终结符,则得到文法的一个句子.由推导树的任一子树的叶子节点所对应的符号串构成该文法的相对于那个子树根的一个短语.推导树<==>某个串的推导(包括最左,最右推导)推导树的根<==> 文法的开始符号推导树的内节点<==>文法的非终结符推导树的叶子节点<==> 文法的终结符或非终结符推导树的子树<==>以该子树的根所对应的那个非终结符开始的推导推导树的叶子节点从左到右的连接<==>该文法的一个句型推导树的完全是终结符的叶子节点的连接<==>该文法的一个句子推导树的子树的叶节点的连接<==>该推导树对应的那个句型相对于该子树根的短语.推导树的直接子树的叶节点的连接<==>该推导树对应的那个句型相对于该子树根的直接短语.推导树的最左直接子树的叶节点的连接<==>该推导树对应的那个句型相对于该子树根的最左直接短语(句柄).10．左递归，直接左递归，间接左递归左递归分为直接左递归和间接左递归直接左递归：A→AB间接左递归：P →AC , A→PB11．消除直接左递归设有文法G=(VN, VT ,P,S)，其中产生式P为A→ Aα|β , α∈V+，β∈ V+且β不以A开头将它转换为等价式:A→β A‟A‟→α A’|ε一般形式见讲稿。
《编译原理及实践教程》第4章自上而下语法分析
– 在上一章词法分析中讲解了如何判断源程序 中单词的正确性，并输出了正确的单词符号。 那么如何知道这些正确的单词是否能构成正 确的语法单位（表达式、语句或程序）呢？
• 语法分析的任务
– 在词法分析识别出正确的单词符号串的基础 上，根据语言定义的语法规则，从单词符号 串中分析并识别出各种语法成分，同时进行 语法检查和错误处理。
<IF语句> if E then S1 else S2 <IF语句> if E then S1 对输入符号串if (a>b) then x=3进行分析时， 当读入符号if时，不能马上确定用哪个候选 式。
β1
提取公共左因子后：
<IF语句> if E then S1 P P else S2 |ε
现有输入串i*i+i, 分析过程是：
思考：产生无限循环的原因？
对左递归文法使用最左推导。
失败：出现死循环
真正原因：文法的产生式有问题。
结论
1. 左递归和回溯问题的产生直接与描述 语言的文法有关 2. 应该改造文法，使其不含左递归和回 溯，才能进行确定的自上而下分析
问题的解决方法
• 消除回溯
改造为等价文法
• 问题2：左递归（无限循环）
左递归：文法中存在某个AVN，有A A。 直接左递归：有产生式A A E 间接左递归：（81页） + T E 例2：设有文法G(E)：
(1) E E+T | T (2) T T*F | F (3) F (E) | i E E … + + T T
• 例4.6 求下列文法中各个非终结符和各个 候选式的First集。 First(F) = { ( ，i }