根据文法画出语法树_编译工程5:语法分析(3)
接下来我们讨论自顶向下文法分析方法中的非递归的预测分析。
自顶向下文法分析可以看做是为1. 输入串构造语法分析树的问题,它从语法分析树的根开始,深度优先地按照先根顺序创建语法分析树的各个节点。2.也可以看做是寻找输入串的最左推导的过程。
更通俗地讲,自顶向下分析就是从起始符号开始,不断的挑选出合适的产生式,将中间句子中的非终结符的展开,最终展开到给定的句型。因此,该方法的关键字在于如何挑选出合适的产生式。
我们来看两个例子。
对于下面的文法
S -> aS | bS | c
如何生成句型abac?
可以写出来如下的推导:
Working-string Production
S S -> aS
aS S -> bS
abS S -> aS
abaS S -> c
abac ACCEPT
简单分析一下,这个推导式如何产生的;首先,假设有一个 strcmp 函数来比较符号串 “S” 和 “abac” ,找到第一个不匹配的符号,也就是 “S” 和 “a” ,因此,此时必须将中间句子中的 “S” 展开,才能得到最终句子。将最终句子中不匹配的这个 “a” ,和 S 的三个产生式的右边 aS 、 bS 和 c 相比,可以看出,只能选择 S -> aS 展开,才可以和 “a” 匹配。剩下的部分类似分析。
分析中需要回溯的情况。
看一个例子:
S → rXd | rZd
X → oa | ea
Z → ai
在接收到的输入串是read的时候:
上述产生回溯的原因主要是?
S → rS'
S'-> Xd | Zd
X → oa | ea
Z → ai
再考虑文法
S–> AB
A –> aA | ε
B –> b | bB
假设要分析的句子为: aaab ,首先从起始符号 S 开始。
第 1 步,起始符号只有一个产生式: S -> AB ,所以只能选择这个产生式,用这个产生式的右边代替 S ,于是得到一个中间句子 AB ,将选择的产生式和得到中间句子(working-string)写成列表的形式,如下:
Working-string Production
S S –> AB
AB
第 2 步,从 AB 开始,首先展开 A , A 有两个产生式: A -> aA, A -> ε ,我们对比一下最终句子 aaab 和 目前得到的中间句子 AB ,发现只能选择 A -> aA ,否则将无法推导出 aaab 。因此选择这个产生式,将其右边替换掉中间句子 AB 中的 A ,于是得到中间句子 aAB :
Working-string Production
S S –> AB
AB A –> aA
aAB
继续尝试展开 aAB 中的 A ,再次对比发现,还是只能选择产生式 A -> aA ,得到:
Working-string Production
S S –> AB
AB A –> aA
aAB A –> aA
aaAB
再次应用产生式 A -> aA ,得到:
Working-string Production
S S –> AB
AB A –> aA
aAB A –> aA
aaAB A –> aA
aaaAB
到了这里,可以发现只能使用 A -> ε (否则无法得到 aaab ),应用此产生式后得到:
Working-string Production
S S –> AB
AB A –> aA
aAB A –> aA
aaAB A –> aA
aaaAB A -> ε
aaaB
第 3 步,从 aaaB 开始,按上面同样的原则尝试展开 B ,最终得到:
Working-string Production
S S –> AB
AB A –> aA
aAB A –> aA
aaAB A –> aA
aaaAB A -> ε
aaaB B -> b
aaab ACCEPT
这个例子当中我们希望大家注意什么问题呢?就是空产生式。什么时候可以使用这个空产生式呢?
从上面的讨论中,我们可以知道,在自顶向下的分析过程中,在产生式选择时,
- 对于非空产生式而言,知道这个产生式能产生的字符串的首字符是非常重要的;
- 对于空产生式而言,知道这个空产生式的左部非终结符后面跟着的字符是非常重要的;
同时,我们也可以很容易想到,如果一个非终结符的两个或多个产生式有相同的首字符,那么朝前看一个字符不能解决问题;如果我们希望只通过朝前看一个字符就能确定选择哪个产生式,必须要求同一个非终结符的两个或多个产生式不能有相同的首字符。【还有其他条件】
自顶向下的分析器的构造可以使用和文法相关的两个函数FIRST和FOLLOW来实现。在分析过程中,FIRST和FOLLOW可以使得我们根据下一个输入符号来选择使用哪个产生式。
我们结合FIRST和FOLLOW讨论一下。考虑两个产生式
只要FIRST(
FIRST(
如何在预测分析中求得FIRST集合呢?考虑产生式
A -> a
那就很好理解,A的FIRST集就是{a}。
如果产生式的右部是非终结符呢?
S -> AB
A -> a
那么,
FIRST(A) = {a}
FIRST(S) = {a}
如果产生式的右部是非终结符,并且右部的第一个非终结符还有空产生式呢?
S -> AB
A -> a | ε
B -> b
那么,
FIRST(A) = {a,ε}
FIRST(S) = ?
如果产生式的右部是非终结符,并且右部的所有非终结符都有空产生式呢?
S -> AB
A -> a | ε
B -> b | ε
那么,
FIRST(A) = {a,ε}
FIRST(S) = ?
以上是直观的解释,可能比较好懂;如果把FIRST集的规则写出来,可能有点难懂:
对于非终结符
那么,终结符
我们首先看一下,FOLLOW集如何产生。
S -> AB
A -> a | ε
B -> b
来看一下A的FOLLOW集。A后面能跟着什么呢?
这里我们要明确一点,在LL(1)分析方法中,FOLLOW集的作用就是帮忙确认啥时候该用空产生式。
譬如对上面的文法的一个句子 b。应该怎么展开呢?
看到b的时候,知道使用
S->AB
接着要展开A,A看到的依然是b,这是就该使用
A->ε
接下来看到
再看一个例子:
S -> AB
A -> C|a
B -> b
C -> c | ε
这里,对于句子 b,应该如何分析呢?所以,从这里我们能得出什么?
有一个产生式
A -> C
那么,A的FOLLOW集也应该是C的FOLLOW集的子集。
另外,如果A是某些句型的最右符号,那么结束符号$也在A的FOLLOW集中。
对于FOLLOW集而言,
虽然看起来不怎么直观,但是描述的相当精确,我们只需要严格按照这个规则,就可以生成FIRST集和FOLLOW集。
练习:
S -> aS | bS | c
再一个练习:
S–> AB
A –> aA | ε
B –> b | bB
再次使用下面的文法做例子
E->TE'
E'->+TE'|Ɛ
T->FT'
T'->*FT'|Ɛ
F->(E)|id
计算出FIRST集和FOLLOW集。
FIRST(E) = FIRST(T) = FIRST(F) = { ( , id }
FIRST(E') = {+, Ɛ}
FRIST(T') = {*, Ɛ}
FOLLOW(E) = FOLLOW(E') = { ), $}
FOLLOW(T) = FOLLOW (T') = {+, ), $}
FOLLOW(F) = {+, *, ), $}
继续做练习:
S->SS+|SS*|a
这个文法,FIRST集,FOLLOW集是什么?
请对它进行提左公因子、消除左递归。
下面的文法,
S->aS’
S’->aS’AS’|Ɛ
A->+|*
FIRST集,FOLLOW集是什么?
答案:
第一个文法:
FIRST(S)={a}
FOLLOW(S)={a,+,*,$}
第二个文法:
First(S) = First(aS’)={a}
First(S’)= First(aS’AS’) ∪ First(Ɛ)= {a} ∪{Ɛ}= {a, Ɛ}
First(A) = { +,*}
Follow(S) ={$}
Follow(S’)= {$, +,*}
Follow(A)= {a, +,*,$}
计算FIRST和FOLLOW有什么用呢?首先,我们可以用来判断LL(1)文法。其次,可以用来构造自动进行LL文法分析的预测分析表。
如果文法中的任何两个产生式
都满足下列条件:
– FIRST(
)
FIRST(
) =
–若
* Ɛ ,那么FIRST(
)
FOLLOW(A) =
那么文法满足LL(1)文法。
【LL(1)文法由一些明显的特征,譬如,无二义性、无左递归以及没有公共左因子。因此,明显,有以上三个特征的文法,不是LL(1)文法。】
第一个条件很好理解;
第二个条件什么意思呢?
考虑下面的文法:
S->Aa
A->B|C
C->Ɛ
B->a
这个文法非常简单,只能生成串a或者aa。这是两个不同的句型,但这里的问题是,如果只朝前看一个字符a,那么在对A进行展开时,无法判断应该选择哪个产生式,因为如果选择B,B可以产生a,而如果选择C,A自己的后继本身也是a,所以对于输入a,有两种推导方式。
以上对aa以及a的推导对于人而言,可能觉得非常简单,甚至觉得不会出错,但是对于机器而言,要进行判断就不那么容易了。
练习:
下面的文法是否是LL(1)文法,为什么?
S ->AB|PQx
A -> xy
B -> bc
P -> dP| ε
Q -> aQ| ε
接下来,我们来看一下,构造出FIRST和FOLLOW之后,怎么样进行自动推导。
预测分析表
预测分析表M[A,a],是一个二维数组,其中,A是一个非终结符号,a是一个终结符号, 或者特殊符号$,也即输入的结束符号。
在构造了预测分析表之后,只有当下一个输入符号a在FIRST(
构造预测分析表的算法如下:
对于文法:
E->TE'
E'->+TE'|ε
T->FT'
T'->*FT'|ε
F->(E)|id
结合上面计算得出的FIRST集和FOLLOW集
FIRST(E) = FIRST(T) = FIRST(F) = { ( , id }
FIRST(E') = {+, Ɛ}
FRIST(T') = {*, Ɛ}
FOLLOW(E) = FOLLOW(E') = { ), $}
FOLLOW(T) = FOLLOW (T') = {+, ), $}
FOLLOW(F) = {+, *, ), $}
对应的预测分析表如下:
其中,
至于为何有这样的规则,我们可以考虑一下,下面的文法:
S->Ɛ
对于这个文法,FIRST集为{Ɛ},FOLLOW集为{$}。那么预测分析表应该是什么呢?
另外可以再看前面的例子:
S –> AB
A –> aA | ε
B –> b | bB
因为A的产生式中有ε,所以A的FOLLOW集,也即{b}也会加入到预测分析表中。
Working-string Production
S S –> AB
AB A –> aA
aAB A –> aA
aaAB A –> aA
aaaAB A -> εaaaB
B -> b aaab
ACCEPT
这里可以看到,当A遇上b的时候,就可以使用A->ε产生式。
表中的空白指示错误。
对于每个LL(1)文法,分析表中的每个条目都唯一地指定了一个产生式或者标明一个语法错误。当然,对于左递归或者二义性文法,M至少会包含一个多重定义的条目。
基于以上内容对文法
S->Aa
A->B|C
C->Ɛ
B->a
构造一下预测分析表。
可以发现,当输入是a时,A->B 以及A->C 都可以被使用。
在构造出预测分析表之后,如何进行文法推导呢?
练习:
构造下面文法的LL(1)分析表。
D -> TL
T -> int | real
L -> id R
R -> , idR | ε
关于LL,我们最后看一段代码,体会一下LL的工作过程。
#include <iostream>
#include <map>
#include <stack>/*grammar:
S->F;
S->(S+F);
F->a;
sentence:a,(a+a),((a+a)+a) */enum Symbols {// the symbols:// Terminal symbols:TS_L_PARENS, // (TS_R_PARENS, // )TS_A, // aTS_PLUS, // +TS_EOS, // $, in this case corresponds to '0'TS_INVALID, // invalid token// Non-terminal symbols:NTS_S, // SNTS_F // F
};/*
Converts a valid token to the corresponding terminal symbol
*/
Symbols lexer(char c)
{switch(c){case '(': return TS_L_PARENS;case ')': return TS_R_PARENS;case 'a': return TS_A;case '+': return TS_PLUS;case '0': return TS_EOS; // end of stack: the $ terminal symboldefault: return TS_INVALID;}
}int main(int argc, char **argv)
{using namespace std;if (argc < 2){cout << "usage:ntll '(a+a)'" << endl;return 0;}// LL parser table, maps < non-terminal, terminal> pair to action map< Symbols, map<Symbols, int> > table;stack<Symbols> ss; // symbol stackchar *p; // input buffer// initialize the symbols stackss.push(TS_EOS); // terminal, $ss.push(NTS_S); // non-terminal, S// initialize the symbol stream cursorp = &argv[1][0];// set up the parsing table 预测分析表;table[NTS_S][TS_L_PARENS] = 2;table[NTS_S][TS_A] = 1;table[NTS_F][TS_A] = 3;while(ss.size() > 0){if(lexer(*p) == ss.top()){cout << "Matched symbols: " << lexer(*p) << endl;p++;ss.pop();}else{cout << "Rule " << table[ss.top()][lexer(*p)] << endl;switch(table[ss.top()][lexer(*p)]){case 1: // 1. S → Fss.pop();ss.push(NTS_F); // Fbreak;case 2: // 2. S → ( S + F ) //使用产生式的右部替换左部ss.pop();ss.push(TS_R_PARENS); // )ss.push(NTS_F); // Fss.push(TS_PLUS); // +ss.push(NTS_S); // Sss.push(TS_L_PARENS); // (break;case 3: // 3. F → ass.pop();ss.push(TS_A); // abreak;default:cout << "parsing table defaulted" << endl;return 0;break;}}}cout << "finished parsing" << endl;return 0;
}
以上的代码体现了之前介绍的LL分析的思想。首先,构造预测分析表,描述了当非终结符遇到特定输入时应该使用哪个产生式;其次,在使用产生式进行处理的,将产生式的右部替换左部即可。
参考:
- https://pandolia.net/tinyc/ch10_top_down_parse.html
- http://blog.reverberate.org/2013/07/ll-and-lr-parsing-demystified.html
- https://www.tutorialspoint.com/compiler_design/compiler_design_top_down_parser.htm
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