编译原理上下无关文法和文法分析
编译原理-第四章语法分析-4.2上下文无关文法
编译原理 -第四章语法
1.形式语言 2.例
二、推导
1.定义 2.基本概念 3.例
三、语法分析树
1.定义 推导的图形表示形式，过滤掉了推导过程中对非终结符 应用产生式的顺序，描述如何从文法的开始符号推导出其语言中的一个语句 2.性质 3.例
四、二义性
1.定义 2.原因 在产生句子的过程中某些直接推导有多于一种选择 3.注意 4.例
五、验证文法产生的语言
六、上下文无关文法和正则表达式
1.文法 2.正则表达式 3.正则表达式到上下文无关文法转换 例：
参考——慕课-苏州大学
编译原理中的词法分析与语法分析原理解析
编译原理中的词法分析与语法分析原理解析编译原理是计算机科学中的重要课程，它研究的是如何将源程序翻译成目标程序的过程。
而词法分析和语法分析则是编译过程中的两个重要阶段，它们负责将源程序转换成抽象语法树，为接下来的语义分析和代码生成阶段做准备。
本文将从词法分析和语法分析的原理、方法和实现技术角度进行详细解析，以期对读者有所帮助。
一、词法分析的原理1.词法分析的定义词法分析（Lexical Analysis）是编译过程中的第一个阶段，它负责将源程序中的字符流转换成标记流的过程。
源程序中的字符流是没有结构的，而编程语言是有一定结构的，因此需要通过词法分析将源程序中的字符流转换成有意义的标记流，以便之后的语法分析和语义分析的进行。
在词法分析的过程中，会将源程序中的字符划分成一系列的标记（Token），每个标记都包含了一定的语义信息，比如关键字、标识符、常量等等。
2.词法分析的原理词法分析的原理主要是通过有限状态自动机（Finite State Automaton，FSA）来实现的。
有限状态自动机是一个数学模型，它描述了一个自动机可以处于的所有可能的状态以及状态之间的转移关系。
在词法分析过程中，会将源程序中的字符逐个读取，并根据当前的状态和字符的输入来确定下一个状态。
最终，当字符读取完毕时，自动机会处于某一状态，这个状态就代表了当前的标记。
3.词法分析的实现技术词法分析的实现技术主要有两种，一种是手工实现，另一种是使用词法分析器生成工具。
手工实现词法分析器的过程通常需要编写一系列的正则表达式来描述不同类型的标记，并通过有限状态自动机来实现这些正则表达式的匹配过程。
这个过程需要大量的人力和时间，而且容易出错。
而使用词法分析器生成工具则可以自动生成词法分析器的代码，开发者只需要定义好源程序中的各种标记，然后通过这些工具自动生成对应的词法分析器。
常见的词法分析器生成工具有Lex和Flex等。
二、语法分析的原理1.语法分析的定义语法分析（Syntax Analysis）是编译过程中的第二个阶段，它负责将词法分析得到的标记流转换成抽象语法树的过程。
编译原理知识点总结
编译原理知识点总结编译原理是计算机科学中的一个重要领域，它研究的是将高级程序语言转化为可执行目标代码的原理和方法。
在软件开发过程中，编译器起着至关重要的作用，因此了解编译原理的知识点对于理解和优化程序的性能至关重要。
1. 词法分析：词法分析是编译器的第一步，它将源代码划分为一个个的词法单元，如关键字、标识符、运算符等。
词法分析器通过正则表达式和有限自动机来实现，可以有效地将源代码转化为词法单元流。
2. 语法分析：语法分析是编译器的第二步，它通过语法规则将词法单元流转化为抽象语法树（AST）。
语法分析器使用上下文无关文法来描述语言的语法结构，并通过LL（1）分析、LR（1）分析等算法来构建抽象语法树。
3. 语义分析：语义分析是编译器的第三步，它对抽象语法树进行语义检查和类型推断。
语义分析器会检查变量的作用域、类型是否匹配等语义错误，并生成中间代码或目标代码。
4. 中间代码生成：中间代码生成是编译器的一项重要任务，它将抽象语法树转化为中间表示形式，如三地址码、四地址码等。
中间代码是一种抽象的低级语言，便于后续的优化和目标代码生成。
5. 代码优化：代码优化是编译器的关键环节，它通过对中间代码进行分析和优化，提高程序的执行效率和资源利用率。
常见的代码优化技术包括常量折叠、循环优化、函数内联等。
6. 目标代码生成：目标代码生成是编译器的最后一步，它将中间代码转化为目标机器代码。
目标代码生成器根据目标机器的特性和指令集，生成可执行的目标代码。
7. 符号表管理：符号表是编译器中用于管理变量、函数等符号信息的数据结构。
符号表包含了符号的名称、类型、作用域等信息，编译器在词法分析、语法分析和语义分析阶段使用符号表进行符号的查找和管理。
8. 错误处理：错误处理是编译器中一个重要的组成部分，它负责检测和报告源代码中的错误。
编译器需要能够准确地定位错误的位置，并给出有意义的错误信息，帮助程序员快速定位和修复错误。
编译原理涉及的知识点非常广泛，上述仅是其中的一部分。
编译原理第5章 LL(1)文法及其分析程序
}
else error( )
}
}
27
5.2 预测分析程序（Predictive
parser）无回溯的自顶向下分析程序
特征——根据下一个(几个）输入符号为当前要处理 的非终结符选择产生式
要求——文法是LL(1)的 第一个L 从左到右扫描输入串 第二个L 生成的是最左推导 1 向前看一个输入符号（lookahead)
第5章 LL(1)文法及其分析程序
5.1 自上而下的语法分析 5.2 预测分析程序
递归下降子程序 表驱动的预测分析程序 5.3 LL(1)分析程序的生成
LL(1)文法 FIRST和FOLLOW集 定义和计算 5.4 非LL(1)文法的改造
1
5.1自上而下的语法分析
1语法分析概念 2自上而下的语法分析的一般过程 3自上而下的语法分析面临的问题
到分析结束。
5
分析算法分类
分析算法可分为：
自上而下分析法：
从文法的开始符号出发，寻找与输入符号 串匹配的推导，或者说，为输入串寻找一 个最左推导。
自下而上分析法：
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。
6
两种方法反映了语法树的两种构 造过程。
自上而下方法是从文法符号开始，将它做为语法
SaASaSbASaabASaabbaSaabbaa
SaASaSbASaSbAaaabAaaabbaa
4
语法分析
在语言的编译实现中，把句子分析的过程称
为语法分析，即完成这个任务的程序称为 语法分析程序或称为识别程序。分析算法 又称识别算法。 从左到右的分析算法，即总是从左到右地识 别输入符号串，首先识别符号串中的最左 符号，进而依次识别右边的一个符号，直
编译原理课程设计之第三章上下文无关文法及分析
14
无关文法及分析
1. 上下文无关文法(即2型文法)的形式定义：
上下文无关文法是一个四元组(VT , VN , P , S)：
① ②
终非结终符 结集 符合 集合VTVN(与VT产的不生左相式部交)
产生式 的右部
③ 产生式或文法规则A→α形成的集合P,
其中A∈VN,α∈(VT∪VN)* 4) 开始符号S，其中S∈VN
25
无关文法及分析
3.2 上下文无关文法的形式定义
1. 上下文无关文法(即2型文法)的形式定义 2. chomsky文法的分类 3. 推导和规约的定义 4. 句型和句子的定义 5. 最左和最右推导 6. 文法定义的语言 7. 递归产生式和递归文法 8. 文法和语言
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
1
无关文法及分析
第三章 上下文无关文法及分析
本章的目的是为语言的语法 描述寻求形式工具，要求该 工具对程序设计语言给出精 确无二义的语法描述。
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
2
无关文法及分析
第三章 上下文无关文法及分析
✓3.1 语法分析过程 ▪ 3.2 上下文无关文法的形式定义
下面的2型文法描述了包含加法、减法和乘法的简 单整型算术表达式的语法结构。
文法G[exp]：
exp → exp op exp exp →(exp) exp → number
34-3 是符合该 语法结构的简单 整型算术表达式 (句子)吗？
op → + | - | *
mcy
编译原理课程设计之第三章上下文
令G是一个如上所定义的文法，则G=(VT,VN,P,S)
编译原理（清华大学出版社）--文法和语言--上下文无关文法及其语法树
编译原理（清华大学出版社）--文法和语言--上下文无关文法及其语法树例2.6 文法G=（{E}，{ ，*，i，（，）}，P，E），其中P为：•E→i•E→E E•E→E * E•E→（E）这里非终结符E表示一类算术表达式，i 表示程序设计语言中的变量，该文法定义了（描述了）由变量、、*、（和）组成的算术表达式的语法结构即：变量是算术表达式，若E1和E2是算术表达式，则 E1 E2、E1 * E2和（E1）也是算术表达式•描述一种简单赋值语句的产生式为：（赋值语句）→i := E•描述条件语句的文法片段为•<条件语句>→if<条件>then<语句>|•if<条件>then<语句>else<语句>语法树（推导树）给定文法G=（V N，V T，P，S），对于G的任何句型都能构造与之关联的语法树（推导树），这棵树满足以下4个条件•每个结点都有一个标记，此标记是V的一个符号•根的标记是S•若一个结点n至少有一个它自己除外的子孙，并且有标记A，则A肯定在V N中•如果结点n的直接子孙从左到右的次序是结点n1,n2,...,n k，其标记分别为A1，A2，...，A k，那么A→A1A2...A k 一定是P中的一个产生式例2.7 G=({S, A}, {a, b}, P, S)，其中P为1.S→aAS2.A→SbA3.A→SS4.S→a5.A→ba•上图是G的一棵推导树，标记S的顶点结点是树根，它的直接子孙为a、A和S三个结点，a在A和S的左边，A在S的左边，S→aAS 是一个产生式•同样A结点至少有一个除它自己以外的子孙（A的直接子孙为S，b和A），A肯定是非终结符•该图的推导树是例2.7的文法G的句型 aabbaa 的推导过程，从左到右读出推导树的叶子标记，aabbaa•推导过程可以多种的，•S=>aAS=>aAa=>aSbAa=>aSbbaa=>aabbaa （最右推导）•S=>aAS=>aSbAS=>aabAS=>aabbaS=>aabbaa （最左推导）•S=>aAS=>aSbAS=>aSbAa=>aabAa=>aabbaa如果在推导的任何一步α=>β，其中α、β是句型都是对α中的最左（最右）非终结符进行替换，称这种推导为最左（最右推导）最右推导，被称为规范推导，由规范推导所得的句型称为右句型或规范句型但一个句型不一定只对应唯一的一棵语法树，例2.6的文法G就有两个不同的最左推导推导1：E => E E => E*E E => i*E E => i*i E => i*i i 推导2：E => E*E => i*E => i*E E => i*i E => i*i i如果一个文法存在某个句子对应两棵不同的语法树，则说这个文法是二义的•来源：。
编译原理的词法分析与语法分析
编译原理的词法分析与语法分析编译原理是计算机科学中的一门重要课程，它研究如何将源代码转换为可执行的机器代码。
在编译过程中，词法分析和语法分析是其中两个基本的阶段。
本文将分别介绍词法分析和语法分析的基本概念、原理以及实现方法。
1. 词法分析词法分析是编译过程中的第一个阶段，主要任务是将输入的源代码分解成一个个的词法单元。
词法单元是指具有独立意义的最小语法单位，比如变量名、关键字、操作符等。
词法分析器通常使用有限自动机（finite automaton）来实现。
在词法分析的过程中，需要定义词法规则，即描述每个词法单元的模式。
常见的词法规则有正则表达式和有限自动机。
词法分析器会根据这些规则匹配输入的字符序列，并生成相应的词法单元。
2. 语法分析语法分析是编译过程中的第二个阶段，它的任务是将词法分析器生成的词法单元序列转换为语法树（syntax tree）或抽象语法树（abstract syntax tree）。
语法树是源代码的一种抽象表示方式，它反映了源代码中语法结构和运算优先级的关系。
语法分析器通常使用上下文无关文法（context-free grammar）来描述源代码的语法结构。
常见的语法分析算法有递归下降分析法、LR分析法和LL分析法等。
递归下降分析法是一种自顶向下的分析方法，它从源代码的起始符号开始，递归地展开产生式，直到匹配到输入的词法单元。
递归下降分析法的实现比较直观，但对于左递归的文法处理不方便。
LR分析法是一种自底向上的分析方法，它使用一个自动机来分析输入的词法单元，并根据文法规则进行规约操作，最终生成语法树。
常见的LR分析法有LR(0)、SLR、LR(1)和LALR等。
LL分析法是一种自顶向下的分析方法，它从源代码的起始符号开始，预测下一个要匹配的词法单元，并进行相应的推导规则。
LL分析法常用于编程语言中，如Java和Python。
3. 词法分析和语法分析的关系词法分析是语法分析的一个子阶段，它为语法分析器提供了一个符号序列，并根据语法规则进行分析和匹配。
四种文法的类型(编译原理)
四种文法的类型（编译原理）在编译原理中，文法是描述一种语言的形式规则的形式化规范。
根据规则的定义方式和特点，可以将文法分为四类类型，分别是正规文法、上下文无关文法、上下文有关文法和无限制文法。
下面将对这四种文法类型进行详细介绍。
1. 正规文法（Regular Grammar）：正规文法是一种最简单的文法类型，也是最严格的限制。
它的产生式右部只能是终结符或一个终结符紧跟一个非终结符，不允许使用任何其它的形式。
正规文法通常用于描述正则语言，而正则语言可以用有限自动机（如DFA、NFA）来识别和生成。
正规文法常用于词法分析中的正则表达式的产生。
2. 上下文无关文法（Context-Free Grammar）：上下文无关文法是一种描述语言结构的文法，它具有比正规文法更高的表达能力。
这种文法的产生式右部可以是终结符或非终结符的任意组合顺序。
上下文无关文法通常用于描述上下文无关语言，而上下文无关语言可以用上下文无关文法来生成和识别。
上下文无关文法是编译器设计和分析的主要方法之一，包括语法分析和语法制导翻译等。
3. 上下文有关文法（Context-Sensitive Grammar）：上下文有关文法是一种更加灵活的文法，它的产生式右部除了可以是终结符和非终结符的任意组合外，还可以根据上下文条件改变生成式。
产生式的左部和右部可以有相同数量的非终结符，但右部至少有一个符号。
上下文有关文法常用于描述上下文有关语言，也被用于描述自然语言处理等。
4. 无限制文法（Unrestricted Grammar）：无限制文法是一种最灵活的文法类型。
它的产生式左部和右部可以是任意长度的终结符和非终结符的组合，没有任何限制和约束条件。
无限制文法通常用于描述递归可枚举语言，递归可枚举语言是图灵机可以识别的语言。
无限制文法被广泛应用于编译器的各个阶段，包括语法制导翻译和语义分析等。
综上所述，正规文法、上下文无关文法、上下文有关文法和无限制文法是编译原理中常用的四种文法类型。
编译原理语法分析—自上而下分析
对文法G的任何符号串=X1X2…Xn构造集 合FIRST()。
1. 置FIRST()＝FIRST(X1)\{}；
2. 若对任何1ji-1，FIRST(Xj)， 则把FIRST(Xi)\{}加至FIRST()中； 特别是，若所有的FIRST(Xj)均含有， 1jn，则把也加至FIRST()中。显 然，若＝则FIRST()＝{}。
T→T*F | F
F→(E) | i
经消去直接左递归后变成：
E→TE E→+TE | T→FT T→*FT | F→(E) | i
(4.2)
例如文法G(S): S→Qc|c Q→Rb|b R→Sa|a
虽没有直接左递归，但S、Q、R都是左递归的
SQcRbcSabc
(4.3)
一个文法消除左递归的条件： 不含以为右部的产生式 不含回路。
即A的任何两个不同候选 i和 j FIRST(i)∩FIRST( j)＝
当要求A匹配输入串时，A就能根据它所面临的第
一个输入符号a，准确地指派某一个候选前去执
行任务。这个候选就是那个终结首符集含a的。
提取公共左因子:
假定关于A的规则是 A→ 1 | 2 | …| n | 1 | 2 | … | m (其中，每个 不以开头)
*
特别是，若S A ，则规定
＃FOLLOW(A)
构造不带回溯的自上而下分析的文法条件
1. 文法不含左递归，
2. 对于文法中每一个非终结符A的各个产生式 的候选首符集两两不相交。即，若
A→ 1| 2|…| n 则 FIRST( i)∩FIRST( j)＝ (ij)
3. 对文法中的每个非终结符A，若它存在某个 候选首符集包含，则
1)算符优先分析法：按照算符的优先关系和结 合性质进行语法分析。适合分析表达式。
编译原理第三章语法分析
递归下降程序:
void F() { if(lookahead= =’i’) match(‘i’); else if(lookahead= =’(’) { match(‘(’); E(); if(lookahead= =’)’) match(‘)’); else error(); } else error(); }
输入串
id+id*id;# id+id*id;# id+id*id;# id+id*id;# id+id*id;# +id*id;# +id*id;#
动作
pop(L),push(E;L) pop(E),push(TE’) pop(T),push(FT’) pop(F),push(id) pop(id),next(ip) pop(T’)
形式语言分类
定义：若文法G=(N,T,P,S)的每个产生式α→β中，均有 α∈(N∪T)*N(N∪T)*,且至少含有一个非终结符， β∈(N∪T)*,则称G为0型文法（短语文法）。 ①1型文法（上下文有关文法）：G的任何产生式α→β(S→ε 除外)均满足|α|≤| β| (|x|表示x中文法符号的个数)； ②2型文法（上下文无关文法）：G的任何产生式形如A→β， 其中A∈N，β∈(N∪T)*； ③3型文法（正规文法、线性文法）：G的任何产生式形如A→a 或者A→aB(或者A→Ba）,其中A,B∈N,a∈T*。
定义：将产生式A→γ的右部代替文法符号序列αAβ 中的A得到αγβ的过程，称为αAβ直接推导 出αγβ，记作：αAβαγβ。
编译原理 上下文无关文法 语法分析习题(附答案)_东华大学 姚励
作 业一、选择题1.、程序中出现的错误常数 3.14.15属于__(A)__。
(A) 语法错误 (B) 词法错误 (C) 语义错误 (D) 警告错误2、表达式α0 αn 代表____(B)____ 。
(A) 直接推导 (B) 广义推导 (C) 推导 (D) 间接推导3、文法),},,,{)},(,,*,,({2P +=E F T E i G 其中：产生式P 为： iE F F F T T TT E E |)(|*|→→+→则句型T+T*i+F 中的句柄是__(A)___。
(A) T (B) i (C) T*i (D) i+F4、文法b B a aA A AS AB S →→→,|,|与下列哪个正规式等价__(B)___。
(A)+b aa * (B)b aa * (C)*)(ab (D) *)(ab a ；第二题：（清华大学年考研试题）已知文法G[S]为： S → dABA → aA | aB → Bb | εG[S]产生的语言是什么？（请用自然语言或表达式描述语言特征） 答案：da +b *第三题：（1） 构造一个文法G ，使得：L(G)={a 2m b m |m>0}（2） 构造一个文法G ，使得：L(G)={a n #b n | n>0}（3） 写出以0开头的8进制无符号整数的文法。
答案：(1) S→aaSb | aab(2) S→aSb | a#b(3) S→0 NN→DN | DD→0|1|2|3|4|5|6|7四、有文法G[S]：S → a | ( T ) |εT →T，S | S（1）请给出句子(a，(a，a))的最左、最右推导。
（2）请给出句子(a，(a，a))的短语、直接短语和句柄。
答案：（1）最左推导：S=>（T）=>（T,S）=>（S，S）=>（a，S）=>（a，（T））=>（a，（T，S））=>（a，（S，S））=>（a，（a，S））=>（a，（a，a））最右推导：S=>（T）=>（T，S）=>（T，（T））=>（T，（T，S））=>（T，（T，a））=>（T，（S，a））=>（T，（a，a））=>（S，（a，a））=>（a，（a，a））（2）画出语法树：短语：a、a、a、a,a、(a,a)、a,(a,a)、(a，(a，a)) 直接短语：a、a、a句柄：a (最左一个)五、（复旦大学考研试题）给定文法G[E]：E →−EEE →−EE → aE → bE → c答案：−−a − bc 是G[E]的句子。
编译原理语法分析3(1)
3.1.1 上下文无关文法的定义 正规式能定义一些简单的语言，能表示给定结构的固定次数的重复或者没有指定次数的重复 例：a (ba)5, a (ba)* 正规式不能用于描述配对或嵌套的结构 例1：配对括号串的集合 例2：{wcw | w是a和b的串}
3.1 上下文无关文法
3.2 语言和文法
expr expr + term | term term term factor | factor factor id | (expr)
expr
id
term
factor
id
id
term
*
term
factor
factor
*
expr
expr
+
id
factor
term
id
3.2 语言和文法
3.2.9 形式语言鸟瞰 文法 G = (VT , VN, S, P) 0型文法： ， , (VN VT)*, | | 1 1型文法：| | | |，但S 可以例外 短语文法
3.2 语言和文法
3.2.9 形式语言鸟瞰 文法 G = (VT , VN, S, P) 0型文法： ， , (VN VT)*, | | 1 1型文法：| | | |，但S 可以例外 短语文法、上下文有关文法
1
2
开始
a
0
a
b
b
3.2 语言和文法
3.2.2 分离词法分析器理由 为什么要用正规式定义词法 词法规则非常简单，不必用上下文无关文法 对于词法记号，正规式描述简洁且易于理解 从正规式构造出的词法分析器效率高
3.2 语言和文法
从软件工程角度看，词法分析和语法分析的分离有如下好处 简化设计 编译器的效率会改进 编译器的可移植性加强 便于编译器前端的模块划分
编译原理文法__上下文无关文法及其语法树-二义性
• 二义性问题不可判定
不存在一个算法, 能在有限步骤内, 确切判定任给的 一个文法是否为二义的 二义性: 存在性证明 无二义性: 可以为无二义性寻找一组充分条件
(3). 二义性证明举例
证明以下文法是二义的 G：〈语句〉→ if〈条件〉then〈语句〉 | if〈条件〉then〈语句〉else〈语句〉 | 其他语句 证明: 找到一个句子, 该句子对应两个不同的语法树
(4).二义性的消除
定义表达式的无二义文法 G' : E→ T | E+T T→ F | T*F F→ (E) | i
* 定义条件语句的无二义文法
G': <语句> → <匹配句> | <非匹配句> <匹配句 >→ if<条件>then<匹配句 >else<匹配句 > | <其他语句> <非匹配句> → if <条件> then <语句 > | if<条件>then<匹配句>else<非匹配句>
规则: 每个else和最近的尚未匹配的then匹配
if c1 then if c2 then s1 else s2
* (5). 先天二义的语言
• 如果产生上下文无关语言的每一个文法都是二 义的，则说此语言是先天二义的。
• There are some languages, for which no unambiguous grammars can be found. Such languages are said to be inherently ambiguous.
二义性的判定?二义性问题不可判定?不存在一个算法能在有限步骤内确切判定任给的一个文法是否为二义的确切判定任给的一个文法是否为二义的?二义性
编译原理_P1003
编译原理_P10031. 语法分析1.1 上下⽂⽆关⽂法的定义---- 正规式能定义⼀下简单的语⾔，能表⽰给定结构的固定次数的重复或者没有指定次数的重复 例如：a(ba)5,a(ba)*---- 正规式不能⽤于描述配对或嵌套的结构 例如1：配对括号串的集合 例如2：{wcw|w是a和b的串}1.2 上下⽂⽆关⽂法是四元组（V T，V N，S,P） 终结符集合 ⾮终结符集合 开始符号，⾮终结符中的⼀个 产⽣式集合，产⽣式形式：A→α分析树⼆义性对结构有两种不同的观点2. 语⾔和⽂法* ⽂法的优点---- ⽂法给出了精确的，易于理解的语法说明----- ⾃动产⽣⾼效的分析器----- 可以给出语⾔定义出层次结构----- 以⽂法为基础的语⾔的实现便于语⾔的修改* ⽂法的问题---- ⽂法只能描述编程语⾔的⼤部分语法，不能描述语⾔中上下⽂有关的语法特征2.1 正规式和上下⽂⽆关⽂法的⽐较2.2 分离词法分析器理由* 为什么要⽤正规式定义词法---- 词法规则⾮常简单，不必⽤上下⽂⽆关⽂法---- 对于词法记号，正规式描述简介且易于理解从软件⼯程⾓度看，词法分析和语法分析的分离有如下好处---- 简化设计----- 编译器的效率会改进---- 编译器的可移植性加强---- 便于编译器前段的模块划分* 是否把词法分析并与语法分析中，直接从字符流进⾏语法分析---- 若把词法分析和语法分析合在⼀起，则必须将语⾔的注释和空⽩的规则反应在⽂法中，⽂法将⼤⼤复杂---- 注解和空⽩由⾃⼰来处理的分析器，⽐注解和空格已由词法分析器删除的分析器要复杂得多2.3 验证⽂法产⽣的语⾔2.4 适当的表达式⽂法2.5 消除⼆义性2.6 消除左递归。
3第三章 上下文无关文法及分析1
例 设有文法 G2=（VN，VT，P，S） 其中，VN={A}、VT={a}、P={ A→Aa, A→ } 试问：此文法描述的语言L(G2)=?
解：由于从开始符号A出发，可以有 AAaa=a AAa Aaa aa=aa AAa Aaa Aaaa =aaa =aaa 得L(G2)={a，aa，aaa，aaaa，}={an，n>1}
其中符号“*”表示经过0步或多步推导（S=u则称 为0步推导，而Su则称为1步推导，“+”则称为 一步或多步推导）。
仅含终结符的句型称为句子。
• 语言的形式化定义
文法G所描述的语言用L(G)表示，它由文法G所产 生的全部句子组成，即：
L(G)=｛w|wVT+ 且S+w ｝ 这个定义式的意义如下： （1）符号串w是从开始符号推导出来的； （2）w仅由终结符号组成； （3）w称为该语言的句子； （4）L(G)是由所有这样的句子构成的。
• 问题：属于VT+的符号串x,是否一定属于L(G)？
例 设有文法 G1=（VN，VT，P，S） 其中，VN={A}、VT={a}、P={A→a} 试问：此文法描述的语言L(G1)=?
解：由于从开始符号A出发，只能推导出一个句子 a，所以 L(G1)={a}，因此文法G1所定义的语言 L(G1)是有穷语言。 由于VT+ ={a，aa，aaa， }，因此L(G1)只是 VT+ 的一个真子集。
第3章
语言和上下文无关文法及分析
主要内容
文法及语言的表示及定义 分析过程 分析树与抽象语法树 二义性 文法的扩展表示：EBNF和语法图 TINY语言的语法
• 什么是语言？ • 如何描述语言？ • 如何识别语言中的句子？
• 语言的定义
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exp -> exp op exp | (exp) | number op -> + | - | *
BNF
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Introduction
• Parsing is the task of determining the syntax, or structure, of a program. • It is also called syntax analysis. • The syntax of a programming language is usually given by the grammar rules of a context-free grammar. • The rules of context-free grammar are recursive. • Data structures representing the syntactic structure are also recursive – a parse tree or syntax tree.
The Parsing Process
parser Sequence of tokens
Syntax tree
• Usually, the sequence of tokens is not an explicit input parameter, but the parser calls a scanner procedure such as getToken to fetch the next token from the input as it is needed during the parser process.
Context-Free Grammar Rules
• Grammar rules are defined over an alphabet, or set of symbols.
– The symbols are usually tokens representing strings of characters.
Context-Free Grammar Rules (cont)
• The rule defines the structure whose name is to the left of the arrow. • The structure is defined to consist of one of the choices on the right-hand side separated by the vertical bars.
•
Context-free grammar rule consists of a string of symbols
1. Name for a structure. 2. Metasymbol ->. 3. A string of symbols
– Either a symbol from the alphabet – Or a name for a stinition CFL
• • • • A context-free grammar consists of the following: 1) A set T of terminals 2) A set N of nonterminals ( disjoint from T) 3) A set fo productions ,or grammer rles , of the form A a, where A is an element of N and a is an element of (T u N )* • 4) A start symbol S from the set N • A derivation over the grammer G is of the form S=>*w ,where w is belonged to T*.
Context-Free Grammars
• A context-free grammar is a specification for the syntactic structure of a programming language. • Context-free grammar involves recursive rules. • Example:
exp -> exp op exp | (exp) | number Names are written in italic. op -> + | - | * | - metasymbol for choice. Concatenation is used as a standard operation. No repetitions. -> is used to express the definitions of names. Regular expressions are used as components. The notation was developed by John Backus and adapted by Peter Naur. • The grammar rules in this form are said to be in Backus-Naur Form, or BNF.
The language generated by G
• The language ,written L(G) , is defined as the set L(G)= { w is belonged to T*| there exists a derivation S =>* w of G }