第3章 语法分析_文法与推导
第三章 语法分析
第三章语法分析典型例题 :单项选择题3.1.1. 文法 G: S-xSxly 所识别的语言是 _____ （陕西省 1997 年自考题）a. xyxb. (xyx)*c. xnyxn(n ≥ 0)d. x*yx*3.1.2. 文法 G 描述的语言 L(G) 是指 _____ 。
a. L(G)= ｛α |S=α，α ∈ VT* ｝b. L(G)={ α |SA=α , α ∈ VT* ｝c ．L(G)={ α |S=α，α∈ (VT ∪ VN)* ｝ d. L(G)= ｛α |S=α , α∈ (VT ∪ VN)* ｝3.1.3. 有限状态自动机能识别＿。
a. 上下文无关文法b. 上下文有关文法c. 正规文法d. 短语文法3.1.4. 设 G 为算符优先文法， G 的任意终结符对 a, b 有以下关系成立 ____ 。
a. 若 f(a)g(b) ，则 a bb. 若 f(a)<g(b) ，则 a<bc.a~b 都不一定成立d. a~b 一定成立3.1.5 ．茹果文法 G 是无二义的，则它的任何句子α _ ＿。
（西电 1999 年研究生试题）a. 最左推导和最右推导对应的语法树必定相同b. 最左推导和最右推导对应的语法树可能不同c. 最左推导和最右推导必定相同d. 可能存在两个不同的最左推导，但它们对应的语法树相同3.1. 6. 由文法的开始符经。
步或多步推导产生的文法符号序列是 ____ 。
（陕西省 2000 年自考题）a ．短语 b. 句柄 c. 句型 d. 句子3.1.7 ．文法 G ： E-E+TITT-T*P|PP-(E)|I则句型 P+T+i 的句柄和最左素短语分别为 __ ＿。
a. P+T 和 ib. P 和 P+Tc. i 和 P+T+id. P 和 P3.1.8 ．设文法为： S--SA|AA→a|b则对句子 aba ，下面 ____ 是规范推导．a. S=SA=SAA=AAA=aAA=abA=abab. S=SA=SAA=AAA=AAa= Aba =abac. S=SA=SAA=SAa=Sba= Aba =abad. S=SA=Sa=Sba= Aba =aba3.1.9. 文法G: S → b| ∧ |(T)T-T,SIS则 FIRSTVT(T)=____ 。
第3章 语法分析-编译原理及实践教程(第3版)-黄贤英-清华大学出版社
3.2.1 文法的定义
例1：有如下规则
<句子><主语><谓语> <主语><代词>|<名词> <代词>我 <名词>大学生 <谓语><动词><直接宾语> <动词>是 <直接宾语><代词>|<名词>
(表示由…组成)
• 归约:推导的逆过程。
• 直接归约：直接推导的逆过程
几个概念的形式定义
• 直接推导: 如果αβ是文法 G=（Vn,Vt,P,S）
的产生式，γ和δ是Ｖ*中的任意符号，若有符号 串v,w满足： v=γαδ,w=γβδ,则说v直接产生w，(w是v的 直接推导)记作：v=>w 例：S01, 0S0=>0010(直接推导γ＝０,δ＝０) • 如果存在v=>w0=>w1=>w2...=>Wn=w(n>0)，则 称v推导出w（长度为n），记作v+=>w(至少一步) • 若有ｖ=>w或v=w，则记作v*=>w(0步或若干步)
一个非终结符号，β∈V*)
–上例中： G=（Vn,Vt,P,<句子>）
Vn=（<句子>，<主语>，<谓语>，<代词>，<动词>，
<名词>，<直接宾语>）
Vt= (我，是，大学生)
P=
<句子><主语><谓语>
<主语> <代词>|<名词>
03-第3章-语法分析-编译原理-中国科技大学(共13讲)
• 例 ( {id, +, , , (, )}, {expr, op}, expr, P )
expr expr op expr expr expr op +
3.2 语言和文法
• 无二义的文法 stmt matched _stmt | unmatched_stmt matched_stmt if expr then matched_stmt else matched_stmt | other unmatched_stmt if expr then stmt | if expr then matched_stmt else unmatched_stmt
3.2 语言和文法
expr expr + term | term term term factor | factor factor id | (expr)
expr term
term expr factor id term factor id expr + term * factor id id + id id 分析树
3.2 语言和文法
3.2.3 验证文法产生的语言 G : S (S) S | L(G) = 配对的括号串的集合 • 按串长进行归纳：配对括号串可由S推出
–归纳基础： S – 归纳假设：长度小于2n的都可以从S推导出来 – 归纳步骤：考虑长度为2n(n 1)的w = (x) y S (S)S * (x) S * (x) y
编译原理和技术
中国科学技术大学 计算机科学与技术学院 陈意云
清华大学编译原理第二版课后习答案
Lw.《编译原理》课后习题答案第一章第1章引论第1题解释下列术语：（1）编译程序（2）源程序（3）目标程序（4）编译程序的前端（5）后端（6）遍答案：（1）编译程序：如果源语言为高级语言，目标语言为某台计算机上的汇编语言或机器语言，则此翻译程序称为编译程序。
（2）源程序：源语言编写的程序称为源程序。
（3）目标程序：目标语言书写的程序称为目标程序。
（4）编译程序的前端：它由这样一些阶段组成：这些阶段的工作主要依赖于源语言而与目标机无关。
通常前端包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成这些阶段，某些优化工作也可在前端做，也包括与前端每个阶段相关的出错处理工作和符号表管理等工作。
（5）后端：指那些依赖于目标机而一般不依赖源语言，只与中间代码有关的那些阶段，即目标代码生成，以及相关出错处理和符号表操作。
（6）遍：是对源程序或其等价的中间语言程序从头到尾扫视并完成规定任务的过程。
第2题一个典型的编译程序通常由哪些部分组成？各部分的主要功能是什么？并画出编译程序的总体结构图。
答案：一个典型的编译程序通常包含8个组成部分，它们是词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、中间代码优化程序、目标代码生成程序、表格管理程序和错误处理程序。
其各部分的主要功能简述如下。
词法分析程序：输人源程序，拼单词、检查单词和分析单词，输出单词的机内表达形式。
语法分析程序：检查源程序中存在的形式语法错误，输出错误处理信息。
语义分析程序：进行语义检查和分析语义信息，并把分析的结果保存到各类语义信息表中。
中间代码生成程序：按照语义规则，将语法分析程序分析出的语法单位转换成一定形式的中间语言代码，如三元式或四元式。
中间代码优化程序：为了产生高质量的目标代码，对中间代码进行等价变换处理。
盛威网（）专业的计算机学习网站1《编译原理》课后习题答案第一章目标代码生成程序：将优化后的中间代码程序转换成目标代码程序。
表格管理程序：负责建立、填写和查找等一系列表格工作。
编译原理答案(前三章)
编译原理答案(前三章)第 1 章引论第 1 题解释下列术语：答案：（1）编译程序：如果源语言为高级语言，目标语言为某台计算机上的汇编语言或机器语言，则此翻译程序称为编译程序。
（2）源程序：源语言编写的程序称为源程序。
（3）目标程序：目标语言书写的程序称为目标程序。
（4）编译程序的前端：它由这样一些阶段组成：这些阶段的工作主要依赖于源语言而与目标机无关。
通常前端包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成这些阶段，某些优化工作也可在前端做，也包括与前端每个阶段相关的出错处理工作和符号表管理等工作。
（5）后端：指那些依赖于目标机而一般不依赖源语言，只与中间代码有关的那些阶段，即目标代码生成，以及相关出错处理和符号表操作。
（6）遍：是对源程序或其等价的中间语言程序从头到尾扫视并完成规定任务的过程。
第 2 题一个典型的编译程序通常由哪些部分组成？各部分的主要功能是什么？并画出编译程序的总体结构图。
答案：一个典型的编译程序通常包含 8 个组成部分，它们是词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、中间代码优化程序、目标代码生成程序、表格管理程序和错误处理程序。
其各部分的主要功能简述如下。
词法分析程序：输人源程序，拼单词、检查单词和分析单词，输出单词的机内表达形式。
语法分析程序：检查源程序中存在的形式语法错误，输出错误处理信息。
语义分析程序：进行语义检查和分析语义信息，并把分析的结果保存到各类语义信息表中。
中间代码生成程序：按照语义规则，将语法分析程序分析出的语法单位转换成一定形式的中间语言代码，如三元式或四元式。
中间代码优化程序：为了产生高质量的目标代码，对中间代码进行等价变换处理。
目标代码生成程序：将优化后的中间代码程序转换成目标代码程序。
表格管理程序：负责建立、填写和查找等一系列表格工作。
表格的作用是记录源程序的各类信息和编译各阶段的进展情况，编译的每个阶段所需信息多数都从表格中读取，产生的中间结果都记录在相应的表格中。
916073-编译原理原理与技术-第3章 语法分析
id
id
E E+E E E +E id E + E id id + E id id + id E
E +E
E
*
E id
id
id
3.2 语言和文法
• 文法的优点
–文法为语言给出了精确的、易于理解的语法规范 –自动产生高效的分析器 –可以给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
FIRST(E) = FIRST(T) = FIRST(F) = { ( , id } FIRST(E ) = {+, } FRIST(T ) = {, } FOLLOW(E) = FOLLOW(E ) = { ), $} FOLLOW(T) = FOLLOW (T ) = {+, ), $} FOLLOW(F) = {+, , ), $}
id
+ term
term * factor
factor
id
id id + id id 分析树
3.2 语言和文法
3.2.5 消除二义性 stmt if expr then stmt
| if expr then stmt else stmt | other • 句型：if expr then if expr then stmt else stmt • 两个最左推导： stmt if expr then stmt if expr then if expr then stmt else stmt stmt if expr then stmt else stmt if expr then if expr then stmt else stmt
3.3 自上而下分析
编译原理(第二版)第3章 文法和语法
〈动词〉::= 是 | 学习
〈直接宾语〉::=〈代词〉|〈名词〉
“我是大学生”是否是该语言的句子？
〈句子〉::=〈主语〉〈谓语〉 〈主语〉::=〈代词〉|〈名词〉 〈代词〉::= 你 | 我 | 他 〈名词〉::= 王明 | 大学生 | 工人 | 英语 〈谓语〉::=〈动词〉〈直接宾语〉 〈动词〉::= 是 | 学习 〈直接宾语〉::=〈代词〉|〈名词〉 〈句子〉
}的文法。
分析：n≧1，所以必须用递归规则。a和b的 个数 一样多，但c的个数不同，所以将生成 含 a,b的部分与生成含e的部分分开，A生成 ab，B生成e. G[Z]:Z→AB
A→aAb|ab
B→eB|ε
4)文法的等价
• 若L（G1）=L（G2），则称文法G1和G2是等价的。
如文法G1[A]：A→0R 与 G2[S]：S→0S1 等价
设 z = abc, 那么 z 的头是： ε ,a ,ab , abc（除 abc 外都是固有头） z 的尾是： ε ,c ,bc , abc（除 abc 外都是固有尾）
4、符号串的运算
符号串的长度：符号串中符号的个数.符号串s的长度 记为|s|。 ε的长度为0 符号串的连接：符号串x、y的连接,是把y的符号写在 x的符号之后得到的符号串xy 例 x=ST,y=abu 则 xy=STabu
|x|=2,|y|=3,|xy|=5
εx = xε= x
方幂：符号串x自身连接n次得到的符号串 xx…xx(n个x)定义为 xn x0=ε , x1=x, x2=xx, x3=xxx x=AB, 则 x0=ε , x1=AB, x2=ABAB, x3=ABABAB 对于 n>0, xn = xxn-1 = xn-1x
例如： 汉语的字母表中包括汉字、数字及标点符号等。 C语言的字母表是由字母、数字、若干专用符号及IF、 FOR之类的保留字组成。
编译原理_课件_第三章_语法分析1
3.2 推导和语法树
推导、规范推导 短语、句柄、素短语 语法树 文法的二义性
30
【例】设有文法G[N]: N →D|ND
D→0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 则句子 12可由三种不同的推导序列推导出来：
(1) N ? ND ? N2 ? D2 ? 12 (2) N ? ND ? DD ? 1D ? 12 (3) N ? ND ? DD ? D2 ? 12
u∈V* ；且 V=VN∪VT。
U称为规则（产生式）左部 ，u称为规则（产生式） 右部。 ? 非终结符号 ：需要进一步定义的符号，不会出现在 程序中。 ? 终结符号 ：不需要再定义，会出现在程序中。
10
注意：
1、VN∩VT=? ，即文法中的任意一个符号要么是非 终结符，要么是终结符。
2、只用一个产生式并不足以定义一个语法范畴， 一般都需要几个产生式，特别是需要含有 递归的 产生式。
6
3.1.1 文法概述
引例1：
<句子>::=<主语><谓语><状语> <主语>::=<名词> <谓语>::=<动词> <状语>::=<介词><名词> <名词>::=Peter | Berry | river <动词>::=swims <介词>::=in 注：<句子>为要定义的目标，称为识别符号或开始符号。
? 形式语言，只是从语法上研究语言。它是抽象的数学系统， 用于模拟程序设计语言的语法，或者是并不很成功地模拟 自然语言如英语的语法。
? 形式语言理论是编译理论的重要基础，它主要研究组成符 号语言的符号串的集合及它们的表示法、结构与特性。
2-3-习题(含解答)
2-3 习题(含解答)目录第1章编译原理概述 (1)第2章PL/O编译程序的实现 (4)第3章文法和语言 (4)第4章词法分析 (13)第5章自顶向下语法分析方法 (28)第6章自底向上优先分析 (39)第7章LR分析 (42)第8章语法制导翻译和中间代码生成 (60)第9章符号表 (67)第10章目标程序运行时的存储组织 (70)第11章代码优化 (73)第12章代码生成 (76)综合练习一 (79)综合练习二 (84)综合练习三 (90)综合练习四 (95)综合练习五 (101)综合练习六 (107)第1章编译原理概述一、选择题1.一个编译程序中，不仅包含词法分析，语法分析，中间代码生成，代码优化，目标代码生成等五个部分，还应包括 (1) 。
其中， (2) 和代码优化部分不是每个编译程序都必需的。
词法分析器用于识别 (3) ，语法分析器则可以发现源程序中的 (4) 。
(1) A.模拟执行器 B.解释器 C.表格处理和出错处理 D.符号执行器(2) A.语法分析 B.中间代码生成 C.词法分析 D.目标代码生成(3) A.字符串 B.语句 C.单词 D.标识符(4) A.语义错误 B.语法和语义错误 C.错误并校正 D.语法错误2.程序语言的语言处理程序是一种 (1) 。
(2) 是两类程序语言处理程序，他们的主要区别在于 (3) 。
(1) A.系统软件 B.应用软件 C.实时系统 D.分布式系统(2) A.高级语言程序和低级语言程序 B.解释程序和编译程序C.编译程序和操作系统D.系统程序和应用程序(3) A.单用户与多用户的差别 B.对用户程序的查错能力C.机器执行效率D.是否生成目标代码3.汇编程序是将翻译成，编译程序是将翻译成。
A.汇编语言程序B.机器语言程序C.高级语言程序D. A 或者BE. A 或者CF. B或者C4.下面关于解释程序的描述正确的是。
(1) 解释程序的特点是处理程序时不产生目标代码(2) 解释程序适用于COBOL 和 FORTRAN 语言(3) 解释程序是为打开编译程序技术的僵局而开发的A. (1)(2)B. (1)C. (1)(2)(3)D.(2)(3)5.高级语言的语言处理程序分为解释程序和编译程序两种。
编译原理(3)语法_2(推导与语法树)
图3-4 句子i+i*i的语法树
4、一棵已经完成的语法树无法判断是来自于最左推导还 是最右推导，而使用文法规则的推导过程是有先后之分的。 如果坚持使用最左(或最右)推导，那么一棵语法树就完全 等价于一个最左(或最右)推导
•
棵不同的语法树:
最左推导1
E E E i E i E * E ii* E ii*i
最左推导2
E E * E E E * E i E * E i i* E i i*i
3.2
推导与语法树
3.2.2 语法树与二义性
–
3、语法的二义性
3.2
推导与语法树
3.2.2 语法树与二义性
–
2、子树与短语
•
语法树某个结点连同它的所有后代组成了一棵子树。只含有 单层分枝的子树称为简单子树。 子树与短语的关系十分密切，根据子树的概念，句型的短语、 直接短语、句柄和素短语的直观解释如下：
•
(1) 短语：子树的末端结点(即树叶)
组成的符号串是相对于子树根的短语； (2) 直接短语：简单子树的末端结点 组成的符号串是相对于简单子树根的 直接短语 b
都是指句型中的哪些符号串能够构成短语、直接短语、句
柄。脱离句型，谈论三者是无意义的。
例5.2 文法G E → T | E +T T → F | T * F F → i |（E） i1*i2+i3 是文法G的一个句型吗？ 如果是，求出其句柄。
3.2
推导与语法树
3.2.1 推导与短语
–
4、素短语
编译原理语法分析(1)
例如, 考虑句子 i+i*i 按文法G[E]的推导 最左推导: EE+Ei+Ei+E*E i+i*E i+i*i 最右推导: EE+EE+E*EE+E*i E+i*ii+i*i 注意: 推导过程不唯一, 通常只考虑最左 推导或最右推导。 最右推导又称为规范推导。 规范推导的逆过程称为规范归约。
+ 。 * 意味着或 = , 或 即1 n 1 n 1 n
例如,考虑算术表达式文法G[E]： E→E+E∣E*E∣(E)│i 非终结符E代表一类算术表达式, 从E出发可进行一系列推导, 表达式 i+i*i 的推导如下： E E+E E+E*E E+E*i E+i*i i+i*I 注意: 在每一步推 导中,只能对其中一个 非终结符用其对应的产生式右部的 一个候选式来替换。
文法可表示为 VN为非空非终结符集,且VT∩VN=Φ; (3) S为文法开始符, S∈VN; (4)ξ是产生式的非空有限集, 其中每个 产生式(规则)记作 → 或 ::= 左部∈(VT∪VN)+至少含一非终结符, 右部∈(VT∪VN)*。
B
3.1.3 正规式与上下文无关文法 1. 正规式到上下文无关文法的转换 由正规式构造CFG的一种方法： (1)构造正规式的NFA； (2)若0为初始状态, 则A0为开始符； (3)若存在映射关系f(i,a)=j, 则定义产生式Ai →aAj； (4)若存在映射关系f(i,ε)=j， 则定义产生式Ai →Aj； (5) 若i为终态, 则定义产生式Ai →ε。
产生式 (也称产生式规则或规则) 是 定义语法实体的一种书写规则。一个语 法实体的相关规则可能不止一个, 如: P→1, P→2 , P→n 相同左部的产生式可合并为一个: P→ 1| 2|„| n 其中, i(i=1,2,„,n)称为P的候选式。
编译原理(3)语法_4(自顶向下语法分析：LL(1)分析法)
课本例题3.8 第二步：计算非终结符的FOLLOW集合
G[E]: E→TE' E'→ + TE' | ε T→FT' T'→*FT' | ε F→(E) | i ③由E→TE' 知FOLLOW(E) ⊂ FOLLOW(E' )， 即FOLLOW(E' ) = {),#}； 由E→TE ' 且E ' → ε知FOLLOW(E)FOLLOW(T)，即 FOLLOW(T) = {+,),#}；
特别是当Y1～Yk均含有ε产生式时，应把ε也加到FIRST(X)中。
课本例题3.8 第一步：计算非终结符的FIRST集合 例3.8 试构造表达式文法G[E]的LL(1)分析表，其中： G[E]: E→TE' E'→ + TE' | ε T→FT' T'→*FT' | ε F→(E) | i
[解答] 首先构造FIRST集，步骤如下： ① FIRST(E') = {+, ε}； FIRST(T') = {*, ε}； FIRST(F) = {(, i}； ② T→F… 和E→T…知:FIRST(F) ⊂ FIRST(T) ⊂ FIRST(E) 即有FIRST(F) = FIRST(T) = FIRST(E) = {(,i}。
《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第三章
B．一个非终结符
C．多个终结符
D．多个非终结符
(20) LL(1)分析表需要预先定义和构造两族与文法有关的集
合。
A．FIRST和FOLLOW
B．FIRSTVT和FOLLOW
C．FIRST和LASTVT
D．FIRSTVT和LASTVT
(21) 设a、b、c是文法的终结符且满足优先关系ab和bc,则 。
D．翻译过程
(12) 规范归约中的“可归约串”由 定义。
A．直接短语
B．最右直接短语
C．最左直接短语
D．最左素短语
(13) 规范归约是指 。
A．最左推导的逆过程
B．最右推导的逆过程
C．规范推导
D．最左归约的逆过程
(14) 文法G[S]：S→aAcB | Bd
A→AaB | c
B→bScA | b
则句型aAcbBdcc的短语是 。
A．Bd
B．cc
C．a
D．b
(15) 文法G[E]：E→E+T | T
T→T*P | P
P→(E) | i
则句型P+T+i的句柄和最左素短语是 。
A．P+T和T
B．P和P+T
C．i和P+T+i
D．P和P
(16) 采用自顶向下分析，必须 。
A．消除左递归
B．消除右递归
C．消除回朔
D．提取公共左因子
(17) 对文法G[E]：E→E+S | S
满足ab、a⋖b和a⋗b三种关系之一 D．文法可存在…QR…的句型且任何终结符对(a,b)满足
ab、a⋖b和a⋗b三种关系
(23) 任何算符优先文法 优先函数。
编译原理复习汇总
复习汇总一、第一章概述1.文法与自动机的等价1)0型文法—图灵机2)1型文法—线性有界非确定图灵机3)2型文法—非确定下推自动机4)3型文法—有限状态自动机2.编译技术的应用1)语法制导的结构化编辑器2)程序格式化工具3)软件测试工具4)程序理解工具5)高级语言的翻译工具6)等等3.从面向机器的语言到面向人类的语言（结合第二章第9小点理解）1)面向机器的语言：机器指令，汇编语言2)面向人类的语言：通用程序设计语言，数据查询语言，形式化描述语言（正规式,产生式）等等。
4.各语言的分类（结合第二章第9小点理解）1)过程式语言，面向对象语言：通用程序设计语言。
2)函数语言：面向特点领域的，递归特性。
例如LISP语言3)说明性，非算法式语言：LEX/YACC,SQL。
4)脚本式语言：Shell语言5.语言之间的转换（李静PPT41）1)高级语言之间的转换一般称为预处理或转换。
2)高级语言翻译成汇编语言或机器语言称之为编译。
3)把汇编语言翻译成机器语言称之为汇编。
4)将一个汇编语言程序汇编为可在另一台机器上运行的机器指令称之为交叉汇编。
5)把机器语言翻译成汇编语言称之为反汇编。
6)把汇编语言翻译成高级语言称之为反编译。
6.编译器和解释器1)编译器●源程序的翻译和翻译后的程序的运行是两个不同的阶段。
◆编译阶段：用户输入源程序，经过编译器的处理，生成目标程序。
◆目标程序的运行阶段：根据要求输入数据，得出结果。
2)解释器（凡是可以采用编译器的地方均可以采用解释器）●解释器把翻译和运行结合到一起，编译一段源程序，紧接着就执行它。
这种方式称为解释。
7.解释器的优点（对比与编译器）1)具有较好的动态特性。
2)具有较好的移植特性。
8.解释器的缺点（对比于编译器）1)相比于编译器需花费大量的时间。
2)占用更多的内存空间。
9.编译器的工作阶段（结合第二章6小点红色部分理解）1)源程序->词法分析器->语法分析器->语义分析器->中间代码生成器->代码优化器->目标代码生成器->目标代码2)工作过程中的每个阶段均采用了符号表管理器，出错处理器。
第三章习题解答
第三章 语法分析
对产生式V′→ε |[E] 有：FIRST(ε)∩FIRST(‘[’]= Φ； FIRST(‘[’)∩FOLLOW(V′)={[}∩{#,+,]}=Φ；
对E′→ε | +E 有：FIRST(ε)∩FIRST(‘+’)= Φ； FIRST(‘+’)∩FOLLOW(E′)={+}∩{ ] }=Φ。 故文法G[V′]为LL(1)文法。
第三章 语法分析 表3-12 习题3.24的SLR(1)分析表
状态
ACTION
GOTO
b
d
i
#
T
E
H
0
r3
s3
1
2
1
acc
2
s4
3
r2
4
r6
s6
r6
5
5
s7
r1
6
r4
r4
7
s8
8
r5
r5
第三章 语法分析
序号 状态栈 符号栈 产生式 输入串
10
#
E→ε bibi# 归约 r3
2 02
#E
bibi# 移进
第三章 语法分析
表3-8 优先关系表
a
b
c
a
⋖⋗
⋖≡
⋗
b
⋖
⋖⋗
≡
c
⋗
⋗
由于表中的优先关系不唯一，故文法G[S]不是算符优 先文法。
第三章 语法分析 (4) 消除文法G[S]的左递归： S→aSb | P P→bPc | bQc Q→aQ′ Q′→aQ′| ε 提取公共左因子后得到文法G′[S]: S→aSb | P P→bP′ P′→Pc | Qc Q→aQ′ Q′→aQ′| ε
编译原理第三版选择题详解
《编译原理第三版》（选择题）详解第一章绪论【解答】(1) 编译程序可以将用高级语言编写的源程序转换成与之在逻辑上等价的目标程序，而目标程序可以是汇编语言程序或机器语言程序。
故选A。
(2) 分多遍完成编译过程可使整个编译程序的逻辑结构更加清晰。
故选B。
(3) 构造编译程序应掌握源程序、目标语言和编译方法这三方面内容。
故选D。
(4) 编译各阶段的工作都涉及到构造、查找或更新有关表格，即编译过程的绝大部分时间都用在造表、查表和更新表格的事务上。
故选D。
(5) 由(1)可知，编译程序实际上实现了对高级语言程序的翻译。
故选D。
第二章词法分析【解答】(1) 由教材第一章1.3节中的词法分析，可知词法分析所遵循的是语言的构词规则。
故选B。
(2) 词法分析器的功能是输入源程序，输出单词符号。
故选B。
(3) 词法分析器输出的单词符号通常表示为二元式：(单词种别，单词自身的值)。
故选B。
(4) 由S→xSx | y可知该文法所识别的语言一定是：y左边出现的x与y 右边出现的x相等。
故选C。
(5) 虽然选项A、B、D都满足题意，但选项D更准确。
故选D。
(6) 3型文法即正规文法，它的识别系统是有限状态自动机。
故选C。
(7) NFA可以有DFA与之等价，即两者描述能力相同；也即，对于任一给定的NFA M，一定存在一个DFA M'，使L(M)=L(M′)。
故选B。
(8) DFA便于识别，易于计算机实现，而NFA便于定理的证明。
故选C。
(9) 本题虽然是第二章的题，但答案参见第三章3.1.3节。
即选C。
第三章语法分析【解答】(1) 参见第四章4.1.1节，语义分析不像词法分析和语法分析那样可以分别用正规文法和上下文无关文法描述，由于语义是上下文有关的，因此语义分析须用上下文有关文法描述。
即选B。
(2) 2型文法对应下推自动机。
故选C。
(3) 由于不存在：3型语言 2型语言 1型语言 0型语言。
故选D。
(4) 最左简单子树的末端结点组成的符号串为句柄。
编译原理作业参考答案
T,
「,ST,
2.利用P76表的LL(1)分析表写出表达式(i + i)*i的预测分析过程。
步骤
符号栈
输入串
所用的产生式
0
#E
(i+i) *i#
1
#E' T
(i+i) *i#
E TE‘
编译程序：把输入的源程序翻译成等价的目标程序（汇编语言或机器语 言），
然后再执行目标程序（先编译后执行），执行翻译工作的程序称为编译程序。
解释程序：以该语言写的源程序作为输入，但不产生目标程序。按源 程序中语句动态顺序逐句的边解释边执行的过程，完成翻译工作的程序称 为解释程序。
2、什么叫“遍”
指对源程序或源程序的中间形式（如单词，中间代码）从头到尾扫描一 次，并作相应的加工处理，称为一遍。
优化：对中间代码进行优化处理。
目标代码生成：把中间代码翻译成目标语言程序。
4、编译程序与解释程序的区别
编译程序生成目标程序后，再执行目标程序；然而解释程序不生成目标 程序，边解释边执行。
5、有人认为编译程序的五个组成部分缺一不可，这种看法正确吗
编译程序的5个阶段中，词法分析，语法分析，语51分析和代码生成生 成是必须完成的。而中间代码生成和代码优化并不是必不可少的。优化的 目的是为了提高目标程序的质量，没有这一部分工作，仍然能够得到目标 代码。
(G)
={
(0 1
29)+)
或L
(G)
={
为数字串｝
(2)
最左推导
:N
ND
DD
3D 34
N
ND
NDD
DDD 5DD 56D
568
最右推导
编译原理-语法分析
自顶向下的语法分析方法简单直观，易于实现，但可能存在 左递归和回溯的问题。
自底向上的语法分析
01
自底向上的语法分析方法从源代码中的每个符号出发
，逐步归约到文法的起始符号。
02
该方法通常采用LR(0)、SLR(1)、LALR(1)等算法进行
实现。
03
自底向上的语法分析方法可以避免回溯问题，但需要
• 随着人工智能和机器学习技术的不断发展，可以利用这些技术来辅助语法分析 过程，提高语法分析的准确性和效率。例如，可以使用机器学习算法来自动识 别和处理语法规则和歧义问题。
• 另外，随着软件工程和代码质量的重视程度不断提高，对编译器和语法分析器 的要求也越来越高。未来的研究需要更加注重编译器和语法分析器的可维护性 和可扩展性，以满足不断变化的软件需求。
词法分析的算法
自底向上算法
自底向上算法是从源代码的左向右进行扫描，并从下到上构建语法结构。常见 的自底向上算法有预测分析法和移进-规约法。
自顶向下算法
自顶向下算法是从语法结构的顶层开始，向下进行推导，直到找到与源代码相 匹配的语法结构。常见的自顶向下算法有规范分析法和贪婪分析法。
语法分析概述
语法分析是编译过程的核心环节，其任务是将源代码分解成一系列的语法 结构，以便后续的语义分析和代码生成。
自底向上的算法，通过构建归 约表进行移进和规约操作。
LALR(1)算法
扩展的LR(0)算法，能够处理 更广泛的文法，生成更小的归 约表。
03
语义分析
语义分析概述
01
Байду номын сангаас02
03
语义分析是编译过程的 一个阶段，它是在语法
分析之后进行的。
语义分析的主要任务是 检查源代码的语义是否 正确，例如变量是否已 经声明，类型是否匹配
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。
第三章 语法分析
由A′→ABl得FIRST(′l′)FOLLOW(B)，即FOLLOW(B)={l}；
由A→aA′得FOLLOW(A)FOLLOW(A′)，即FOLLOW(A′)={#,d}； 由B→dB′得FOLLOW(B) FOLLOW(B′)，即FOLLOW(B′)={l}。
第三章 语法分析 (2) 构造预测分析表的方法如下： ① 对文法G[A′]的每个产生式A→α 执行②、③
SaAcB
aAcbScA aAcbScc aAcbBdcc aAcbbdcc
退六步： aAaBcbbdcc 退五步： AaB，bbdcc 退四步： AaB，bd，c
退三步： AaB，bd
退两步： AaB，b 退一步：AaB
aAaBcbbdcc
句型aAaBcbbdcc的短语：AaB，b，bd，c， bbdcc， aAaBcbbdcc 句型aAaBcbbdcc的直接短语： AaB，b，c 句型aAaBcbbdcc的句柄： AaB
第三章 语法分析
G [A′]：A→aA′ A′→ABl | ε B→dB′ B′→bB′| ε
FIRST(A)={a} FRIST(A ')={a，} FIRST(B)={d} FRIST(B ')={b，}
FOLLOW(A)={#,d} FOLLOW (A ')={#,d} FOLLOW (B )={l} FOLLOW (B ')={l}
句型aAcbBdcc的短语：Bd，c， bBdcc ， aAcbBdcc 句型aAcbBdcc的直接短语： Bd，c 句型aAcbBdcc的句柄： Bd
第三章 语法分析 3.6 有文法G[S]: S→aAcB|Bd A→AaB|c B→bScA|b
【解答】 (1) 分别画出对应句型aAaBcbbdcc和aAcbBdcc
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Principle of Compiling
例3.2写一文法，使其语言是奇数集合，但不允许出现以0打 写一文法，使其语言是奇数集合，但不允许出现以 打 写一文法 头的奇数。 头的奇数。
M B DD … D A
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Principle of Compiling
0型文法 型文法
0型文法的产生式：α → β， 型文法的产生式： 型文法的产生式 ， α∈ （VN∪VT）+且至少含一 N ∈ 且至少含一V β ∈ （VN∪VT）* 相应语言称为0型语言，又称为递归可枚举集合。 相应语言称为 型语言，又称为递归可枚举集合。 型语言
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Principle of Compiling
文法和语言的分类
Chomsky对文法层次化划分，分为四类： 对文法层次化划分，分为四类： 对文法层次化划分 0型:无约束文法 型 无约束文法 1型:上下文有关文法 型 上下文有关文法 2型:上下文无关文法 型 上下文无关文法 3型:正规文法 型 正规文法
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句型、 句型、句子
对于文法G[S]: 对于文法 * 如果： 称为G的一个句型， 如果： S ⇒ α ，则α称为 的一个句型， 称为 的一个句型 开始符号是最简单的句型。 开始符号是最简单的句型。 如果：α是 G[S]的一个句型 且α∈VT* ， 的一个句型, 如果： 是 的一个句型 ∈ 被称为G[S]的一个句子， 的一个句子 则 α被称为 被称为 的一个句子， 也就是说句子是全部由终结符号组成的句型。 终结符号组成的句型 也就是说句子是全部由终结符号组成的句型。
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习题
• 已知文法 已知文法G[Z]=({Z},{a,b},Z,P) P:Z→ aZb | ab 求该文法确定的语言。 求该文法确定的语言。 • 已知语言为 L(G)={abna | n ≥ 1}，构造产生该语言的 已知语言为: ， 文法。 文法。
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1型文法 型文法
1型文法的产生式：γ1Aγ2 →γ1δγ2 ， 型文法的产生式： 型文法的产生式 其中A 其中 ∈ VN ， γ1, γ2∈ (VN∪VT)* δ ∈ (VN∪VT)+ γ1, γ2为上下文 1型文法也可以定义为： 型文法也可以定义为： 型文法也可以定义为 所有规则的右部都比左部长。 所有规则的右部都比左部长。
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文法的语言
文法的语言：定义为： 文法的语言 定义为： 定义为
L(G[S]) = {α | S ⇒α 并且 α ∈ VT*} 一个文法的语言就是该文法的所有的句子的集合。 一个文法的语言就是该文法的所有的句子的集合。 文法的语言是所有终结符号串所组成的集合的子集， 文法的语言是所有终结符号串所组成的集合的子集，一般是真 子集。 子集。
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2型文法 型文法
2型文法的产生式： 型文法的产生式： 型文法的产生式 A→ δ ，其中A ∈ VN , δ ∈ （VN∪VT）* 。 其中 2型文法又称为上下文无关文法。 型文法又称为上下文无关文法。 型文法又称为上下文无关文法 一般的程序设计语言的语法都使用2型文法描述。 一般的程序设计语言的语法都使用 型文法描述。 型文法描述 2型文法的例子：S →ab|aSb 型文法的例子： 型文法的例子
+
文法和语言有如下关系： 文法和语言有如下关系：
– 给定一个文法 就能从结构上唯一的确定其语言,即: G→L(G) 给定一个文法,就能从结构上唯一的确定其语言 即 就能从结构上唯一的确定其语言 – 给定一种语言 能确定其文法,但不唯一，即: L→G1 或G2 或…。 给定一种语言,能确定其文法 但不唯一 能确定其文法 但不唯一， 。 – 若文法G1和文法 所产生的语言相同，即L(G1) = L(G2)，则 若文法 和文法G2所产生的语言相同， ， 和文法 所产生的语言相同 称文法G1和文法 等价。 和文法G2等价 称文法 和文法 等价。
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文法与语言举例
描述语言L={ban | n>=1}的文法： 的文法： 描述语言 的文法 G=({S,A},{a,b},S,P) P:S →bA P:S →AB A →aA | a B →bB | b描述的语言是： 描述的语言是： 描述的语言是 文法G =({S,A,B},{a,b},S,P) 文法 A →aA | a L={anbm | m，n>=1} ，
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3型文法 型文法/RG 型文法
文法产生式：（ ） 或者A→aB 文法产生式：（1） A→a或者 ：（ 或者 或者A→Ba （2） A→a或者 ） 或者 其中A， ∈ 其中 ，B∈ VN，a∈VT。 ∈ 3型文法又称为右（左）线性文法，正则文法，其 型文法又称为右（ 型文法又称为右 线性文法，正则文法， 语言也称为正则语言。 语言也称为正则语言。 3型文法的例子：S →0|1|1A|2B 型文法的例子： 型文法的例子 A →1A|0B B →0|1|0B
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例: G = ({E}, {i, +, *, (, ) } , P , E) P： E → E + E | E * E | ( E ) | i ： 表达式(i)和 的推导： 表达式 和(i+i)*i的推导： 的推导
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Principle of Compiling 产生标识符的文法。 例:产生标识符的文法。 产生标识符的文法 L:“字母”类非终结符, L→a∣b∣…∣z; “字母”类非终结符 ∣ ∣ D:“数字”类非终结符, D→0∣1∣…∣9; “数字”类非终结符 ∣ ∣ T:“字母或数字”类非终结符，则有：T→L∣D； “字母或数字”类非终结符，则有： ∣ ； S:“字母数字串”类，S→T∣ST； “字母数字串” ∣ ； I:“标识符”，I→L∣LS； “标识符” G=({a,b,…,z,0,…,9},{I,S,T,L,D},I,P) … … P:I→L∣LS ∣ S→T∣ST ∣ T→L∣D ∣ L→a∣b∣…∣z ∣ ∣ D→0∣1∣…∣9 ∣ ∣
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第3章 语法分析 章
3.1 文法和语言 3.2 推导与语法树 3.3 自上而下分析方法 3.4 自下而上分析方法 3.5 LR分析法 分析法
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3.1 文 法 和 语 言
文法是程序语言的生成系统; 文法是程序语言的生成系统 自动机则是程序语言的识别系统 用文法可以精确地定义一个语言，并依据该文法构 造出识别这个语言的自动机。 程序语言的词法可用正规文法描述; 语法可用上下文无关文法描述; 语义则要借助于上下文有关文法描述。
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中中位 最 高 位
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最 低 位
Principle of Compiling 最高位允许出现 ～ ，用非终结符B表示 表示； 最高位允许出现1～9，用非终结符 表示； 允许出现 中间部分可出现任意多位数字0～ ，每一位用非终结符D表示 表示； 中间部分可出现任意多位数字 ～9，每一位用非终结符 表示； 最低位只允许出现 、 、 、 、 等奇数 等奇数， 表示。 最低位只允许出现1、3、5、7、9等奇数，用A表示。 只允许出现 表示 由于中间部分可出现任意位，引入了一个非终结符M， 由于中间部分可出现任意位，引入了一个非终结符 ，它包括最 高位和中间位部分。 高位和中间位部分。 文法为： 文法为： G=({0,1,…,9},{N,A,M,B,D},N,P) … P:N→A∣MA ∣ M→B∣MD ∣ /*一位数字 多位数字 一位数字│多位数字 一位数字 多位数字*/ /*仅两位数字 无中间位 多于两位数字 仅两位数字(无中间位 多于两位数字*/ 仅两位数字 无中间位)│多于两位数字
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文法
文法通常表示成四元组G=(VT，VN，S，P)，其中： 文法通常表示成四元组G=(V P)，其中： 为终结符号集， 这是一个非空有限集， (1)VT 为终结符号集 ， 这是一个非空有限集 ， 它的每个 元素称为终结符号； 元素称为终结符号； 为非终结符集， 它也是一个非空有限集， (2)VN 为非终结符集 ， 它也是一个非空有限集 ， 其每个 元素称为非终结符号，且有VT∩VN=Φ； =Φ； 元素称为非终结符号，且有V 为一文法开始符， (3)S为一文法开始符 ， 是一个特殊的非终结符号 ， 即 )S 为一文法开始符 是一个特殊的非终结符号， S∈VN； (4) P是产生式的非空有限集， 其中每个产生式 或称规 是产生式的非空有限集，其中每个产生式(或称规 是产生式的非空有限集 是一序偶(α， ，通常写作α→β或α::=β, α∈(VT∪VN)+ 则)是一序偶 ，β)，通常写作 是一序偶 或 ∈ 且至少有一个非终结符，而β∈(VT∪VN)* 且至少有一个非终结符， ∈