4最新版编译原理精品课件.3 L属性定义的自上而下计算
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中国科学技术大学陈意云编译原理全套参考资料chapter4
中国科学技术大学陈意云编译原理全套参考资料chapter4 第四章语法制导的翻译在3.7节用Yacc写的例子中，我们看到一种有用的描述形式:语言结构的属性附加在代表语言结构的文法符号上，这些属性值由附加在文法产生式的语义动作来计算，这些语义动作在归约对应的产生式时进行计算，由此得到结果。
这种描述形式可用来描述编译器的语义分析，因此本章系统地研究这种称之为“语法制导下的语言翻译”的描述方法及其实现。
它的语义动作(有时称为语义规则)的计算可以产生代码、把信息存入符号表、显示出错信息、或完成其它工作。
语义规则的计算结果就是我们所要的记号流的翻译。
本章讨论语义规则和产生式相联系的两种方式:语法制导的定义和翻译方案。
语法制导定义是较抽象的翻译说明，它隐蔽了一些实现细节;而翻译方案陈述了一些实现细节，主要是指明了语义规则的计算次序。
在第五章说明语义检查和第七章描述中间代码生成时，大量使用这两种方法。
本章还讨论语法制导定义和翻译方案的实现方法。
概念上的方法是，首先分析输入的记号串，建立分析树，然后从分析树得到描述结点属性间依赖关系的有向图，从这个依赖图得到语义规则的计算次序，然后进行计算，最终得到翻译的结果。
实际的实现并不需要按上面步骤逐步进行，本章将讨论几种不同限制下的实现方法。
4.1 语法制导的定义语法制导的定义是上下文无关文法的推广，其中每个文法符号都有一个属性集合，它分成两个子集，分别叫做该文法符号的综合属性集合和继承属性集合。
如果我们把分析树上的结点看成是保存对应文法符号的属性的记录，那么属性对应记录的域。
属性可以表示任何东西:串、数、类型、内存单元，或其它想表示的东西。
分析树结点的属性值由该结点所用产生式的语义规则定义。
在语法制导定义中，我们把其中的文法称为基础文法。
本节介绍语法制导定义的形式及其概念上的实现模型。
4.1.1 语法制导定义的形式在语法制导定义中，每个文法符号有一组属性，每个文法产生式A , ,有一组形式为b := f (c, c, …, c )的语义规则，其中f 是函数，b和c, c, …, c 是该产生式的文法符号的12k12k属性，并且:(1) 如果b是A的属性，c , c , …, c 是产生式右部文法符号的属性或A的其它属12k性，那么b叫做文法符号A的综合属性。
编译原理04自上而下语法分析PPT课件
5
❖ 例4.1：假定有文法(4.1) S→xAy A→**|*
分析输入串x*y（记为α）。
S
S
S
x Ay
x Ay x A y
***来自(a)(b)(c)
6
❖ 由上例看到，自上而下分析法存在许多困难和缺点
文法的左递归性P+ Pα使分析陷入无限循环 回溯的不确定性，要求我们将已经完成工作推倒重来 虚假匹配问题 难于知道出错位置 效率低，代价高，实践价值不大
END
③ 化简上述文法
11
例4.3：考虑文法：SQc|c
Q Rb|b
R Sa|a
消除左递归。
解：将终结符排序为R、Q、S。对于R不存在直接左递归。把R带入 到Q中有关的候选式： Q Sab|ab|b
现在Q同样不含直接左递归，把它带入S的有关候选式：
S Sabc|abc|bc|c 经消除S的直接左递归后我们们得到整个文法
❖ 下图表明了语法分析器在编译程序中的地位
源程序
词法分析器
单词符号 取下一
语法分析器
语法 分析树
单词符号
后续部分
符号表
❖ 按照语法分析树的建立方法，我们可以粗略地把语法分析方 法分为两类：一类是自上而下分析法，另一类为自下而上分 析法
3
例：自顶向下构造最左推导（aabbaa) SaASa A SbA SS ba
执行任务。这个候选就是那个终结首符集含a 的
14
❖ 如何把一个文法改造成任何终结首符集的所有候选首符集两 两不相交呢？其办法是提取公共左因子
❖ 假定关于A 的规则是 A1| 2| … |n| 1| 2|… |m （其中每个不以开头）
那末，可以把这些规则改写成： A A’| 1| 2|… |m A’ 1 | 2 | …| n
❖ 例4.1：假定有文法(4.1) S→xAy A→**|*
分析输入串x*y（记为α）。
S
S
S
x Ay
x Ay x A y
***来自(a)(b)(c)
6
❖ 由上例看到，自上而下分析法存在许多困难和缺点
文法的左递归性P+ Pα使分析陷入无限循环 回溯的不确定性，要求我们将已经完成工作推倒重来 虚假匹配问题 难于知道出错位置 效率低，代价高，实践价值不大
END
③ 化简上述文法
11
例4.3：考虑文法：SQc|c
Q Rb|b
R Sa|a
消除左递归。
解：将终结符排序为R、Q、S。对于R不存在直接左递归。把R带入 到Q中有关的候选式： Q Sab|ab|b
现在Q同样不含直接左递归，把它带入S的有关候选式：
S Sabc|abc|bc|c 经消除S的直接左递归后我们们得到整个文法
❖ 下图表明了语法分析器在编译程序中的地位
源程序
词法分析器
单词符号 取下一
语法分析器
语法 分析树
单词符号
后续部分
符号表
❖ 按照语法分析树的建立方法，我们可以粗略地把语法分析方 法分为两类：一类是自上而下分析法，另一类为自下而上分 析法
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例：自顶向下构造最左推导（aabbaa) SaASa A SbA SS ba
执行任务。这个候选就是那个终结首符集含a 的
14
❖ 如何把一个文法改造成任何终结首符集的所有候选首符集两 两不相交呢？其办法是提取公共左因子
❖ 假定关于A 的规则是 A1| 2| … |n| 1| 2|… |m （其中每个不以开头）
那末，可以把这些规则改写成： A A’| 1| 2|… |m A’ 1 | 2 | …| n
第四章 编译原理语法分析--自上而下
13
消除左递归 (P69.)
（1）直接左递归：文法存在产生式 A→Aα。 （2）间接左递归：文法不存在产生式 A→Aα， 但存在推导 A + Aα。
消除直接左递归的方法：引入新的非终结符号A‘，将 关于A的如下产生式 A→Aα|β (α非ε且β不以A打头) 替换为 A →βA‘ A‘ →αA‘｜ε 注意：不要掉了 A‘ →ε
4
自上而下分析法的思想(P66.)
从文法的开始符号出发，逐步向下推导，不断替换和展开非 终结符，去匹配输入符号串(终结符号串、句子)，即寻找输入 串的最左推导，推出句子，（---自上而下的实质） 并按与最左推导相对应的顺序，从文法的开始符号(根结）出 发，自上而下从左到右地建立输入串的语法分析树。---其末 端节点正好与输入符号串相同
3
4.2 自上而下分析法面临的问题
. 本小节首先通过例子P67：
说明自上而下分析的思想 认识自上而下分析时所遇到的主要困难
自上而下分析的主要困难是P66-68 : 文法的左递归性，可能使分析陷入无限循环 回溯的不确定性，要求将已完成的工作推倒重来 为解决这些问题，使得自上而下分析是确定的，考 虑要消除文法左递归和避免回溯。 最后构造确定的有效的自上而下分析器：递归下降 分析器
2
4.1 语法分析器的功能(P66.)
语法分析是编译程序的核心部分。
语法分析是在词法分析识别出单词符号的基础上， 分析并判定（即识别）一串单词符号(称为输入串) 的语法结构是否符合语法规则，是否是文法的一个 句子。
分析判定的方法：
建立输入串α的从文法开始符号S出发的推导 S α1 … αn α 即建立以开始符号S为根的与输入串α相匹配(即α 中的各个符号为叶结点)的语法树
消除左递归 (P69.)
（1）直接左递归：文法存在产生式 A→Aα。 （2）间接左递归：文法不存在产生式 A→Aα， 但存在推导 A + Aα。
消除直接左递归的方法：引入新的非终结符号A‘，将 关于A的如下产生式 A→Aα|β (α非ε且β不以A打头) 替换为 A →βA‘ A‘ →αA‘｜ε 注意：不要掉了 A‘ →ε
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自上而下分析法的思想(P66.)
从文法的开始符号出发，逐步向下推导，不断替换和展开非 终结符，去匹配输入符号串(终结符号串、句子)，即寻找输入 串的最左推导，推出句子，（---自上而下的实质） 并按与最左推导相对应的顺序，从文法的开始符号(根结）出 发，自上而下从左到右地建立输入串的语法分析树。---其末 端节点正好与输入符号串相同
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4.2 自上而下分析法面临的问题
. 本小节首先通过例子P67：
说明自上而下分析的思想 认识自上而下分析时所遇到的主要困难
自上而下分析的主要困难是P66-68 : 文法的左递归性，可能使分析陷入无限循环 回溯的不确定性，要求将已完成的工作推倒重来 为解决这些问题，使得自上而下分析是确定的，考 虑要消除文法左递归和避免回溯。 最后构造确定的有效的自上而下分析器：递归下降 分析器
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4.1 语法分析器的功能(P66.)
语法分析是编译程序的核心部分。
语法分析是在词法分析识别出单词符号的基础上， 分析并判定（即识别）一串单词符号(称为输入串) 的语法结构是否符合语法规则，是否是文法的一个 句子。
分析判定的方法：
建立输入串α的从文法开始符号S出发的推导 S α1 … αn α 即建立以开始符号S为根的与输入串α相匹配(即α 中的各个符号为叶结点)的语法树
编译原理第4章语法分析自上而下
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
(e) 当(d)中所有Yi * ε,(i=1,2,…n)，则 FIRST(X)=FIRST(Y1)∪FIRST(Y2)∪…∪FIRST(Yn)∪{ε}
一 . 自上而下语法分析方法
给定文法G和源程序串$。从G的开始符 号S出发，通过反复使用产生式对句型中的 非终结符进行替换(推导)，逐步推导出$ 。
是一种产生的方法，面向目标的方法。 分析的主旨是选择产生式的合适的侯选 式进行推导，逐步使推导结果与$匹配。
Ch4 语法分析 4.1 语法分析程序综述 4.1.2 语法分析的方法
计算Select集：
B ε | aD C AD | b
每个产生式的Select集合计算为:D aS | c
Select(SAB)= (first (AB) -{ε}) ∪Follow(S)={b,a,#}
Select(S bC)= first (bC)={b}
因为A B
Select(Aε)=(first (ε) -{}) ∪Follow (A)={c,a,#}
A ε | b B ε | aD C AD | b D aS | c
first(C)={first(A)-{}} ∪first(D) ∪first(b)={a,b, c}
first(D)={a} ∪{c}={a,c}
➢求出每个文法符号的FIRST集合后也就不难求出一个符号 串的FIRST集合
✓若符号串α∈V*，α=X1 X2 … Xn,当X1不能
∪{ε}
ε*,则置 ∈
(e) 当(d)中所有Yi * ε,(i=1,2,…n)，则 FIRST(X)=FIRST(Y1)∪FIRST(Y2)∪…∪FIRST(Yn)∪{ε}
一 . 自上而下语法分析方法
给定文法G和源程序串$。从G的开始符 号S出发，通过反复使用产生式对句型中的 非终结符进行替换(推导)，逐步推导出$ 。
是一种产生的方法，面向目标的方法。 分析的主旨是选择产生式的合适的侯选 式进行推导，逐步使推导结果与$匹配。
Ch4 语法分析 4.1 语法分析程序综述 4.1.2 语法分析的方法
计算Select集：
B ε | aD C AD | b
每个产生式的Select集合计算为:D aS | c
Select(SAB)= (first (AB) -{ε}) ∪Follow(S)={b,a,#}
Select(S bC)= first (bC)={b}
因为A B
Select(Aε)=(first (ε) -{}) ∪Follow (A)={c,a,#}
A ε | b B ε | aD C AD | b D aS | c
first(C)={first(A)-{}} ∪first(D) ∪first(b)={a,b, c}
first(D)={a} ∪{c}={a,c}
➢求出每个文法符号的FIRST集合后也就不难求出一个符号 串的FIRST集合
✓若符号串α∈V*，α=X1 X2 … Xn,当X1不能
∪{ε}
ε*,则置 ∈
编译原理完整课件_第4章 语法分析-自上而下分析
2022/3/20
中南大学软件学院 陈志刚
6
第四章 语法分析-自上而下分析
4.2 自上而下分析面临的问题
➢ 顾名思义，自上而下就是从文法的开始符号出 发，向下推导，推出句子。 • 带回溯的分析方法 • 不带回溯的递归子程序（递归下降）分析方 法
➢ 自上而下分析的主旨： 对任意输入串，试图用一切可能的办法，从文 法开始符号（根结）出发，自上而下地为输入 串建立一棵语法树。或者说，为输入串寻找一 个最左推导。
设 ，有P→Pα|β，若α≠>ε，β不以P开头 （否则不可能消除左递归）。
则改写为：
可消除左递归。
2022/3/20
中南大学软件学院 陈志刚
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第四章 语法分析-自上而下分析
一般地，若 αi≠ε，βj不以P开头， 则可改写为：
从而消除直接左递归。 ■ 例：S→Sabc|Sab|ab ■ 消除直接左递归得：
2022/3/20
中南大学软件学院 陈志刚
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2、完全消除左递归 分析
第四章 语法分析-自上而下分析
虽不含直接左递归，但
所以含有左递归。
■ 如果文法G不含回路（ ），也不含ε产生式，
则下列算法可消除左递归（完全）
①把G的非终结符按任意顺序排列成P1,…,Pn
②for i:=1 to n do
begin for j:=1 to i-1 do
➢ 关键：对一个文法，当给你一串（终结）符号 时，怎样知道它是不是该文法的一个句子呢？ 这就要判断，看是否能从文法的开始符号出发 推导出这个字符串。或者，从概念上讲，就是 要建立一棵与输入串相匹配的语法分析树。
2022/3/20
中南大学软件学院 陈志刚
编译原理第章自上而下语法分析
当预测失败时，需要回溯到之前的步骤并尝试其 他可能的分支，这可能导致效率低下。
3
对输入符号的依赖
自上而下的语法分析需要在分析过程中不断查看 输入符号，因此对输入符号的依赖较强。
编译原理的发展趋势与挑战
静态代码分析与优化
通过静态代码分析技术，编译器可以在编译时检测出更多的潜在错误，并进行 相应的优化。
非递归预测分析的基本思想
消除左递归
通过改写文法规则，消除直接和间接左递归，使得分析过程能够 顺利进行。
构造预测分析表
根据文法规则和非终结符的FOLLOW集，构造预测分析表，用于 指导分析过程。
栈和输入符号的同步处理
使用栈保存分析过程中的信息，并根据输入符号和栈顶信息进行同 步处理，实现语法分析。
非递归预测分析表的构造
介绍LL(1)文法的定义和判别方法，包括FIRST集和 FOLLOW集的构造。
递归下降分析算法设计
介绍递归下降分析算法的设计方法，包括递归子程序的 编写和错误处理机制。
02
CATALOGUE
语法分析基础
语法分析器的作用
识别语法错误
语法分析器能够检查源代码是否 符合语言的语法规则，识别出语 法错误并提供相应的错误信息。
在推导过程中，如果遇到非终 结符，则根据相应的产生式规 则进行替换，直到最终得到终
结符序列为止。
递归下降分析器的构造
分析函数根据当前输入符号和文 法规则判断应该执行的操作。
如果当前输入符号与文法规则中的某 个终结符相匹配，则消耗掉该输入符 号，并继续分析下一个输入符号。
如果当前输入符号与文法规则中 的某个非终结符相匹配，则调用 相应的分析函数进行递归分析。
预测分析算法的实现
初始化分析栈
3
对输入符号的依赖
自上而下的语法分析需要在分析过程中不断查看 输入符号，因此对输入符号的依赖较强。
编译原理的发展趋势与挑战
静态代码分析与优化
通过静态代码分析技术，编译器可以在编译时检测出更多的潜在错误，并进行 相应的优化。
非递归预测分析的基本思想
消除左递归
通过改写文法规则，消除直接和间接左递归，使得分析过程能够 顺利进行。
构造预测分析表
根据文法规则和非终结符的FOLLOW集，构造预测分析表，用于 指导分析过程。
栈和输入符号的同步处理
使用栈保存分析过程中的信息，并根据输入符号和栈顶信息进行同 步处理，实现语法分析。
非递归预测分析表的构造
介绍LL(1)文法的定义和判别方法，包括FIRST集和 FOLLOW集的构造。
递归下降分析算法设计
介绍递归下降分析算法的设计方法，包括递归子程序的 编写和错误处理机制。
02
CATALOGUE
语法分析基础
语法分析器的作用
识别语法错误
语法分析器能够检查源代码是否 符合语言的语法规则，识别出语 法错误并提供相应的错误信息。
在推导过程中，如果遇到非终 结符，则根据相应的产生式规 则进行替换，直到最终得到终
结符序列为止。
递归下降分析器的构造
分析函数根据当前输入符号和文 法规则判断应该执行的操作。
如果当前输入符号与文法规则中的某 个终结符相匹配，则消耗掉该输入符 号，并继续分析下一个输入符号。
如果当前输入符号与文法规则中 的某个非终结符相匹配，则调用 相应的分析函数进行递归分析。
预测分析算法的实现
初始化分析栈
编译原理-自上而下的语法分析
高效性
由于从文法的最顶端开始分析， 一旦发现不匹配，就可以立即终 止当前分支的搜索，避免不必要 的计算，提高了编译器的效率。
易于处理左递归文
法
自上而下的分析方法可以很方便 地处理含有左递归的文法，而左 递归是许多实际编程语言的重要 特征。
局限性
无法处理左边界问题
自上而下的分析方法在处理某些含有左边界的文法时可能 会遇到问题，因为这种方法会优先匹配最左边的符号，而 左边界问题需要从右往左匹配符号。
案例三
在编译器优化中，自上而下的语法分析被用 于识别和修改源代码中的冗余和低效的语法 成分。例如，在C编译器的实现中，自上而 下的语法分析可以用于优化循环结构，减少 不必要的循环次数，提高程序的执行效率。
自上而下的语法分析还可以用于代码生成和 代码生成器的实现。通过识别和解析源代码 中的语法成分，可以生成更高效、更安全的 机器代码或字节码，提高程序的执行效率和
安全性。
THANKS
感谢观看
详细描述：递归下降分析算法易于理解，每个产生式规 则对应一个函数，函数的实现相对简单明了。
详细描述：对于每个产生式规则，需要编写相应的递归 函数，可能会导致代码冗余。
移入-规约分析算法
总结词
基于栈的算法
详细描述
移入-规约分析算法是一种自上而下的语法分 析算法，它将目标语句从左到右依次读入， 并根据文法的产生式规则进行移入或规约操 作，直到找到目标语句的语法结构。
词法分析
词法分析是编译过程的第一步，也称为扫描或词法扫描。它的任务是从左 到右读取源代码，将其分解成一个个的记号或符号。
词法分析器通常使用正则表达式或有限自动机来识别和生成记号，这些记 号可以是关键字、标识符、运算符、标点符号等。
编译原理第4章PPT课件
2、主旨：对任何输入串，试图用一切可能的 办法，从开始符号出发，自上而下 地为输入串建立一棵语法树。
4
§4.2自上而下面临的问题
二、举例： 自上而下方法的分析过程本质上
是一种试探过程，是反复使用不同产生 式谋求匹配输入串的过程。
5
§4.பைடு நூலகம்自上而下面临的问题
例：文法 SxAy A**|*
输入串α :x*y
（１）把文法Ｇ的所有ＶＮ按任一种顺序排列成 P1,P2,…,Pn;按此顺序执行； （２）FOR i = 1 To n Do
Begin For j :=1 To i-1 Do 把形如PiPjγ的规则改写成 Piδ1γ|δ2γ|…|δkγ 其中Pjδ1|δ2|…|δk是关 于Pj的所有规则； 消除关于Pi规则的直接左递归性
Ｆ Ｔ’ + T
iℇ
Ｅ’ ℇ
F（E） ｜i
F
Ｔ’
输入串：ｉ＋ｉ； 如右图所示
ｉ
ℇ
19
§4.３LL(1)分析法
２、由上分析是不是就意味着：当非终结符 Ａ面临输入符号ａ，且ａ不属于Ａ的任意候 选首符集，但Ａ的某个候选首符集包含ℇ时， 就一定可以使Ａ自动匹配？
分析：只有当ａ是在文法的某个句型中允许跟在Ａ 后的终结符时，才可能允许Ａ自动匹配，否则，ａ 在这里的出现是一种语法错误。
14
§4.３LL(1)分析法
２、当不得回溯时，对文法有什么要求？
∀ 非终结符Ａ的各个候选的首符集的交集均为空。
分析：Ａα
first(α)={a|α⇒* a…,a∈ VT} 若α⇒* ℇ ,则规定ℇ∈ first(α)
即:first(α)是α的所有可能推导的开头终结符或可能
的ℇ。
此时，当要求A匹配输入串时，A根据它所面临的第
4
§4.2自上而下面临的问题
二、举例： 自上而下方法的分析过程本质上
是一种试探过程，是反复使用不同产生 式谋求匹配输入串的过程。
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§4.பைடு நூலகம்自上而下面临的问题
例：文法 SxAy A**|*
输入串α :x*y
（１）把文法Ｇ的所有ＶＮ按任一种顺序排列成 P1,P2,…,Pn;按此顺序执行； （２）FOR i = 1 To n Do
Begin For j :=1 To i-1 Do 把形如PiPjγ的规则改写成 Piδ1γ|δ2γ|…|δkγ 其中Pjδ1|δ2|…|δk是关 于Pj的所有规则； 消除关于Pi规则的直接左递归性
Ｆ Ｔ’ + T
iℇ
Ｅ’ ℇ
F（E） ｜i
F
Ｔ’
输入串：ｉ＋ｉ； 如右图所示
ｉ
ℇ
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§4.３LL(1)分析法
２、由上分析是不是就意味着：当非终结符 Ａ面临输入符号ａ，且ａ不属于Ａ的任意候 选首符集，但Ａ的某个候选首符集包含ℇ时， 就一定可以使Ａ自动匹配？
分析：只有当ａ是在文法的某个句型中允许跟在Ａ 后的终结符时，才可能允许Ａ自动匹配，否则，ａ 在这里的出现是一种语法错误。
14
§4.３LL(1)分析法
２、当不得回溯时，对文法有什么要求？
∀ 非终结符Ａ的各个候选的首符集的交集均为空。
分析：Ａα
first(α)={a|α⇒* a…,a∈ VT} 若α⇒* ℇ ,则规定ℇ∈ first(α)
即:first(α)是α的所有可能推导的开头终结符或可能
的ℇ。
此时，当要求A匹配输入串时，A根据它所面临的第
《编译原理》课件
了解中间代码生成的概念和它在编译过程中的角色。 学习四元式和三地址码的表示和生成方式，以及中间代码优化的技巧。
六、代码生成
了解目标机器的指令系统和存储结构，以及它们对代码生成的影响。 学习寄存器分配和目标代码生成的基本原理和方法。
七、附录
参考文献提供了进一步学习编译原理的资源。 课程总结将回顾课程中学到的重要知识，并概述关键概念和技术。 问题解答将回答学生在课程学习中提出的问题。 课程评价将收集学生对课程的反馈和评价，以便对将来的课程进行改进。
《编译原理》PPT课件
编译原理PPT课件将带您深入了解编译原理的重要概念和技术。这个课程介绍 了编译原理的意义以及编译过程的概述。
一、引言
课程介绍编译原理的重要性，让您理解为什么编译原理对于软件开发非常关 键。 编译过程的概述将带您了解传统的编译过程中涉及的各个阶段和任务。
二、词法分析
词法分析是编译过程中的第一步，了解词法分析的作用以及它在编译器中的 实现。 掌握正则表达式和有限自动机的概念，这些是实现词法分骤，理解它的作用和不同的语法分析方法。 学习上下文无关文法以及LL(1)语法分析器和LR(1)语法分析器的实现原理。
四、语义分析
语义分析是编译过程中的重要一环，了解它的作用和涉及的任务。 学习语义动作、符号表管理和类型检查，以及如何进行语法制导翻译。
五、中间代码生成
六、代码生成
了解目标机器的指令系统和存储结构，以及它们对代码生成的影响。 学习寄存器分配和目标代码生成的基本原理和方法。
七、附录
参考文献提供了进一步学习编译原理的资源。 课程总结将回顾课程中学到的重要知识，并概述关键概念和技术。 问题解答将回答学生在课程学习中提出的问题。 课程评价将收集学生对课程的反馈和评价，以便对将来的课程进行改进。
《编译原理》PPT课件
编译原理PPT课件将带您深入了解编译原理的重要概念和技术。这个课程介绍 了编译原理的意义以及编译过程的概述。
一、引言
课程介绍编译原理的重要性，让您理解为什么编译原理对于软件开发非常关 键。 编译过程的概述将带您了解传统的编译过程中涉及的各个阶段和任务。
二、词法分析
词法分析是编译过程中的第一步，了解词法分析的作用以及它在编译器中的 实现。 掌握正则表达式和有限自动机的概念，这些是实现词法分骤，理解它的作用和不同的语法分析方法。 学习上下文无关文法以及LL(1)语法分析器和LR(1)语法分析器的实现原理。
四、语义分析
语义分析是编译过程中的重要一环，了解它的作用和涉及的任务。 学习语义动作、符号表管理和类型检查，以及如何进行语法制导翻译。
五、中间代码生成
编译原理第四章语法分析-自上而下分析
• 例 4.4
4.4 递归下降分析程序构造
• 递归下降分析器：
这个分析程序由一组递归过程组成的，每个过程对应 文法的一个非终结符。 E→TE’ E’→+TE’| T→FT’ T’→*FT’| F→(E)|i
PROCEDURE E BEGIN T ; E’ END PROCEDURE E’ IF SYM=‘＋’THEN BEGIN ADVANCE ; T ; E’ END
4.2 自上而下分析面临的问题
• 例4.1 假定有文法
(1) SxAy (2)A**|*
对输入串x*y，构造语法树。 • 构造过程：
(1)把S作为根 (2)用S的产生式构造子树 (3)让输入串指示器IP指向输入串的第一个符号。
S x A y x
S
A y x
S
A y
*
*
*
(4)调整输入串指示器IP与叶结点进行匹配。 (5)如果为非终结符，用A的下一个产生式构建子树。 (6)如果匹配成功则结束；否则，回溯到步骤(4)。
• 一个反例：
– 文法：SQc|c；QRb|b；RSa|a虽然不是直接 左递归，但S、Q、R都是左递归。
• 消除左递归算法：
– 算法的思想是：
• • • • 首先构造直接左递归； 再利用一般转换规则，消除直接左递归 化简文法。 下面算法在不含PP，也不含在右部产生式时可以消除 左递归。
• 消除一个文法的左递归算法：
(1) 把文法 G 的所有非终结符按任一种顺利排列成 P1…Pn；按此顺序执行； (2) FOR i:=1 TO n DO
BEGIN FOR j:=1 TO i-1 DO 把形如Pj+1→Pj 的规则改写成 Pj+11|1|…k| 。其中 Pj1|1|…k 是关于 Pj 的 所有规则； 消除关于Pi规则的直接左递归性。 END 化简由（２）所得的文法。即去除那些从开始符号出发永 远无法到达的非终结符的产生规则。
编译原理自上而下语法分析PPT文档50页
33、如果惧怕前面跌宕的山岩，生命 就永远 只能是 死水一 潭。 34、当你眼泪忍不住要流出来的时候 ，睁大 眼睛， 千万别 眨眼!你会看到 世界由 清晰变 模糊的 全过程 ，心会 在你泪 水落下 的那一 刻变得 清澈明 晰。盐 。注定 要融化 的，也 许是用 眼泪的 方式。
35、不要以为自己成功一次就可以了 ，也不 要以为 过去的 光荣可 以被永 远肯定 。
6、最大的骄傲于最大的自卑都表示心灵的最软弱无力。——斯宾诺莎 7、自知之明是最难得的知识。——西班牙 8、勇气通往天堂，怯懦通往地狱。——塞内加 9、有时候读书是一种巧妙地避开思考的方法。——赫尔普斯 10、阅读一切好书如同和过去最杰出的人谈话。——笛卡儿
Thபைடு நூலகம்nk you
编译原理自上而下语法分析
31、别人笑我太疯癫，我笑他人看不 穿。(名 言网) 32、我不想听失意者的哭泣，抱怨者 的牢骚 ，这是 羊群中 的瘟疫 ，我不 能被它 传染。 我要尽 量避免 绝望， 辛勤耕 耘，忍 受苦楚 。我一 试再试 ，争取 每天的 成功， 避免以 失败收 常在别 人停滞 不前时 ，我继 续拼搏 。
35、不要以为自己成功一次就可以了 ，也不 要以为 过去的 光荣可 以被永 远肯定 。
6、最大的骄傲于最大的自卑都表示心灵的最软弱无力。——斯宾诺莎 7、自知之明是最难得的知识。——西班牙 8、勇气通往天堂，怯懦通往地狱。——塞内加 9、有时候读书是一种巧妙地避开思考的方法。——赫尔普斯 10、阅读一切好书如同和过去最杰出的人谈话。——笛卡儿
Thபைடு நூலகம்nk you
编译原理自上而下语法分析
31、别人笑我太疯癫，我笑他人看不 穿。(名 言网) 32、我不想听失意者的哭泣，抱怨者 的牢骚 ，这是 羊群中 的瘟疫 ，我不 能被它 传染。 我要尽 量避免 绝望， 辛勤耕 耘，忍 受苦楚 。我一 试再试 ，争取 每天的 成功， 避免以 失败收 常在别 人停滞 不前时 ，我继 续拼搏 。
编译原理PPT课件
字符串 表示的 字符
词 法 单词符号 分
语 法 分
源程序
析 取下一个 析 器 单词符号 器
0
l
d /
:
;
其它
l|d
01
非d
2
非l
d
03
非d
4
5 6
7
8
9
10
11
非和
非
12
13
14
非
15
16
17
2.语法分析
2.1 任务： –在词法分析的基础上，根据语言的语法规则， 逐一分析词法分析时得到的属性字，检查语法 错误，若没有错误，则给出正确的语法结构 （如短语、子句、句子、程序段、程序等）。
• 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)
那么，可以把这些规则改写成
A→A | 1 | 2 | … | m A→ 1 | 2 | … | n
• 经过反复提取左因子，就能够把每个非终 结符(包括新引进者)的所有候选首符集变成 为两两不相交。
编译原理
• 概论 • 词法分析 • 语法分析 • 语义分析 • 中间代码生成 • 优化 • 目标代码生成
一. 概论
1.1 翻译程序
源程序
翻译程序
目标程序
汇编程序：源语言为汇编语言，目标语言为
翻
机器语言
译 编译程序：源语言为高级语言，目标语言为
程
某台计算机上的汇编语言或机器 语言
序 解释程序：能够按源程序的动态顺序逐句进
行分析解释，根据语句功能翻译
成与该语句相应的机器指令序
列，并立即执行，直至结束。
《编译原理课件》PPT课件
它是源程序的一种内部表示形式。 设计中间代码的原则：一是容易生成，二是
容易翻译成目标代码。 常用的中间代码有三地址码、四元式、三元
式、间接三元式、逆波兰表示（后缀式）、 树形表示等。
14
中间代码：四元式
例： id1:=id2+id3*10
sum:=first+count*10 翻译为四元式中间代码的形式：
5
1.2 编译程序的工作过程与结构
一个编译程序的整个工作过程是划分成阶段 进行的，每个阶段将源程序从一种表示形式 转换成另一种表示形式。
编译阶段的典型划分方法是划分为5个基本阶 段：词法分析、语法分析、语义分析产生中 间代码、代码优化、代码生成。
掌握编译过程的5个基本阶段，是学习编译原 理课程的基本内容。
29
自编译：T形图表示
PASCAL2
A代码
PASCAL2
A代码
PASCAL1 PASCAL1
A代码 A代码
用PASCAL1语言 编写的功能更
强的PASCAL2语 言编译程序的
Ａ代码
已有的PASCAL1 语言的编译程序
自编译得到
功能更强的
PASCAL2语言 的编译程序
源程序
注意：T形图的组合规则：① ②
Java语言的操作平台无关性的实现就是如此。
26
1.3 编译程序的开发
构造编译程序，可以：
1. 使用机器语言或汇编语言作工具构造 2. 使用高级语言作工具构造 3. 使用机器语言或汇编语言构造编译程序的核心
部分，使用高级语言构造编译程序的扩充部分 4. 使用编译程序自动生成工具构造
使用高级语言作工具构造编译程序可以大大节 省程序设计的时间，并且编译程序易于阅读、 维护和移植。
容易翻译成目标代码。 常用的中间代码有三地址码、四元式、三元
式、间接三元式、逆波兰表示（后缀式）、 树形表示等。
14
中间代码：四元式
例： id1:=id2+id3*10
sum:=first+count*10 翻译为四元式中间代码的形式：
5
1.2 编译程序的工作过程与结构
一个编译程序的整个工作过程是划分成阶段 进行的，每个阶段将源程序从一种表示形式 转换成另一种表示形式。
编译阶段的典型划分方法是划分为5个基本阶 段：词法分析、语法分析、语义分析产生中 间代码、代码优化、代码生成。
掌握编译过程的5个基本阶段，是学习编译原 理课程的基本内容。
29
自编译：T形图表示
PASCAL2
A代码
PASCAL2
A代码
PASCAL1 PASCAL1
A代码 A代码
用PASCAL1语言 编写的功能更
强的PASCAL2语 言编译程序的
Ａ代码
已有的PASCAL1 语言的编译程序
自编译得到
功能更强的
PASCAL2语言 的编译程序
源程序
注意：T形图的组合规则：① ②
Java语言的操作平台无关性的实现就是如此。
26
1.3 编译程序的开发
构造编译程序，可以：
1. 使用机器语言或汇编语言作工具构造 2. 使用高级语言作工具构造 3. 使用机器语言或汇编语言构造编译程序的核心
部分，使用高级语言构造编译程序的扩充部分 4. 使用编译程序自动生成工具构造
使用高级语言作工具构造编译程序可以大大节 省程序设计的时间，并且编译程序易于阅读、 维护和移植。
编译原理学习课件
编译原理
第一章 编译程序概述 第二章 PL/0编译程序的实现 第三章 文法和语言 第四章 词法分析 第五章 自顶向下语法分析方法 第六章 自底向上优先分析方法 第七章 LR分析方法 第八章 语法制导翻译和中间代码生成 第九章 符号表 第一○章 代码优化 第一一章 代码生成
第六章我们学过自底向上分析法的关键问题是在分析过程中如何确定句柄。LR分析法与第6章介绍的运算符优先函数一样，LR方法也是通过求句柄逐步归约进行语法分析。在运算符优先函数中，句柄是通过运算符的优先关系而求得，LR方法中句柄是通过求可归前缀而求得。
LR分析概述
LR（k）分析是根据当前分析栈中的符号串和向右顺序查看输入串的k(k≥0)个符号就可以唯一确定分析的动作是移进还是归约以及用哪个产生式归约。 从左到右扫描(L)自底向上进行规约(R) (是规范规约）
LR分析的优缺点
1)适合文法类足够大,适用于大多数上下文无关文法 2)分析效率高 3)报错及时 4)手工实现工作量大 5)可以自动生成 美国Bell实验室推出的编译程序自动构造工具——YACC：能接受一个用BNF描述的满足LALR（1）上下文无关文法并对其自动构造出LALR（1）分析器。
LR分析算法
then begin pop || 项 令当前栈顶状态为S’ push GOTO[S’,A]和A(进栈) end else if ACTION[s,a]=acc then return (成功） else error end.重复
为了介绍LR分析过程，在这里直接给出该文法的分析表，之后再介绍如何生成该表。
分析表的组成： (1) 分析动作表Action
符号 状态
S0
S1
…
Sn
a1
action[S0 , a1]
第一章 编译程序概述 第二章 PL/0编译程序的实现 第三章 文法和语言 第四章 词法分析 第五章 自顶向下语法分析方法 第六章 自底向上优先分析方法 第七章 LR分析方法 第八章 语法制导翻译和中间代码生成 第九章 符号表 第一○章 代码优化 第一一章 代码生成
第六章我们学过自底向上分析法的关键问题是在分析过程中如何确定句柄。LR分析法与第6章介绍的运算符优先函数一样，LR方法也是通过求句柄逐步归约进行语法分析。在运算符优先函数中，句柄是通过运算符的优先关系而求得，LR方法中句柄是通过求可归前缀而求得。
LR分析概述
LR（k）分析是根据当前分析栈中的符号串和向右顺序查看输入串的k(k≥0)个符号就可以唯一确定分析的动作是移进还是归约以及用哪个产生式归约。 从左到右扫描(L)自底向上进行规约(R) (是规范规约）
LR分析的优缺点
1)适合文法类足够大,适用于大多数上下文无关文法 2)分析效率高 3)报错及时 4)手工实现工作量大 5)可以自动生成 美国Bell实验室推出的编译程序自动构造工具——YACC：能接受一个用BNF描述的满足LALR（1）上下文无关文法并对其自动构造出LALR（1）分析器。
LR分析算法
then begin pop || 项 令当前栈顶状态为S’ push GOTO[S’,A]和A(进栈) end else if ACTION[s,a]=acc then return (成功） else error end.重复
为了介绍LR分析过程，在这里直接给出该文法的分析表，之后再介绍如何生成该表。
分析表的组成： (1) 分析动作表Action
符号 状态
S0
S1
…
Sn
a1
action[S0 , a1]
编译原理课件 语法分析自下而上分析
Ø 与LL(1)分析器的体系结构比较 --- 类似
22
移进归约：系统框架
n 输入缓冲区：保存输入符号串，设符号串以# 为结束符,有一个指针,指向当前输入符号。
n 分析栈(符号栈)：保存文法符号,记载分析的 历史 — 已经得到的部分结果；指示分析的 下一步动作 ---展望未来。
n 控制程序：控制分析的过程，输出分析结果。 分析中，栈顶未形成可归约串时则移进当前 输入符号到栈；当栈顶形成可归约串(是某个 非终结符的某个候选式)时则归约: 栈顶的可 归约串出栈, 该非终结符进栈。
A
B
⇒aAbcdeα3 ⇒abbcde α4
a b b cd e
20
• 练习：文法G(S): S → (L) | aS | a L → L , S | S （1）指出句子 (a,(a)) 的规范归约; （2）指出每次归约用的句柄。
解：（1）规范归约： (a,(a)) ,(S,(a)) ,(L,(a)) ,(L,(S)) ,(L,(L)) ,(L,S) ,(L) ,S
9
例5.2：文法G[S], 其4条产生式如下：
① S→aABe
② A→b
③ A→Abc
④ B→d
对句子abbcde的分析
最右推导 S⇒aABe⇒aAde⇒aAbcde⇒abbcde
最左归约 abbcd，eaAbcde ，aAde，aABe，S
S
S
A
A
B
⇒aABe ⇒aAde ⇒aAbcde
a b b cd e
T * i2 + i3
i2 + i3 #
读入* , *进栈
L, S
(2) n 短语: S、a、(a)、S,(a)、(S,(a))
22
移进归约：系统框架
n 输入缓冲区：保存输入符号串，设符号串以# 为结束符,有一个指针,指向当前输入符号。
n 分析栈(符号栈)：保存文法符号,记载分析的 历史 — 已经得到的部分结果；指示分析的 下一步动作 ---展望未来。
n 控制程序：控制分析的过程，输出分析结果。 分析中，栈顶未形成可归约串时则移进当前 输入符号到栈；当栈顶形成可归约串(是某个 非终结符的某个候选式)时则归约: 栈顶的可 归约串出栈, 该非终结符进栈。
A
B
⇒aAbcdeα3 ⇒abbcde α4
a b b cd e
20
• 练习：文法G(S): S → (L) | aS | a L → L , S | S （1）指出句子 (a,(a)) 的规范归约; （2）指出每次归约用的句柄。
解：（1）规范归约： (a,(a)) ,(S,(a)) ,(L,(a)) ,(L,(S)) ,(L,(L)) ,(L,S) ,(L) ,S
9
例5.2：文法G[S], 其4条产生式如下：
① S→aABe
② A→b
③ A→Abc
④ B→d
对句子abbcde的分析
最右推导 S⇒aABe⇒aAde⇒aAbcde⇒abbcde
最左归约 abbcd，eaAbcde ，aAde，aABe，S
S
S
A
A
B
⇒aABe ⇒aAde ⇒aAbcde
a b b cd e
T * i2 + i3
i2 + i3 #
读入* , *进栈
L, S
(2) n 短语: S、a、(a)、S,(a)、(S,(a))
编译原理-自下而上的语法分析
自上而下的语法分析
特点
从高层次的文法规则开始，通过不断展开和推导，直到生成目标字符串。
优点
易于理解和实现，可以生成详细的错误报告。
自下而上的语法分析
1
自底向上的语法分析方法概述
通过以输入的标记为起点，逐步推导文法规则，直到生成目标字符串。
2
LR语法分析
一种常用的自底向上的语法分析方法，通过构建一个LR分析表进行推导。
3
LALR语法分析
是LR语法分析的一种变体，通过合并相同状态来降低分析表的复杂度。
自下而上的语法分析的优点和局限性
优点
适用于大型文法，能够处理更广泛的语言结构。
局限性
分析过程复杂，容易产生冲突，需要较大的存储空 间。
自下而上的语法分析的实现
词法分分析器的生成
根据文法规则，构建分析表或语法分析器的数据结构。
语法制导翻译的实现
在语法分析过程中，将源代码转换为目标代码。
自下而上的语法分析的应用
1
编译器中的语法分析
语法分析是编译器中的重要组成部分，用于将源代码转换为中间代码或目标代码。
2
解析器生成器
自下而上的语法分析技术被广泛应用于解析器生成器中，用于自动生成语法分析 器。
结论
自下而上的语法分析是编译原理中重要的一环，虽然实现复杂，但却具有广 泛的应用价值。
编译原理-自下而上的语 法分析
编译原理是研究程序在计算机上的自动翻译过程，语法分析是其中的重要步 骤。自下而上的语法分析是一种常用的语法分析方法。
语法分析的定义和目的
1 定义
语法分析是编译器中的一个阶段，用于验证 和分析程序语法的正确性。
2 目的
语法分析的目的是将源代码转换为语法树， 为后续的编译过程提供基础。
4最新版编译原理精品课件.3 L属性定义的自上而下计算
... ... top
Y
X
Y. y
X.x
一个状态（文法符号）对应一个 综合属性，该属性的值一般在处 理完该文法符号之后得到。那么 在Z还没有开始处理前，继承属 性Z.i 就没有对应的val条目供其 使用！
... ...
栈 state val
在栈上消除继承属性
4.4 L属性的自下而上计算
• 语义动作如何执行 – 希望在归约时执行 – 所有的动作都出现在产生式的末尾 • 将L属性的处理方式转换成对应的S属性的处 理方式。
type in
in L
int
in L
L p ,
,
q
r
4.4 L属性的自下而上计算
• 属性的位置不能预测
S aAC S bABC Cc 增加标记非终结符 S aAC S bABMC Cc M
SaAC SbABMC C c M val [top]=g(val [top-1]) val [top+1]=val [top-1]
所用产生式
int
,
q
Tint Lid
p 每个L结点上L.in = T.type
L id
{addtype (id.entry, L.in )}
LL,id
L {L1.in := L.in } L1, id {addtype (id.entry, L.in )} L {L1.in := L.in } L1, id {addtype (id.entry, L.in )}
4.3.4 用综合属性代替继承属性 Pascal的声明，如m, n : integer DL:T T integer | char D L L, id | id 改变文法及语义执行的时机 id D id L , L , id L | : T T integer | char
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4.3 L属性定义的自上而下计算
例 左递归的消除引起继承属性
产 生 式 语 义 规 则 E.nptr := mknode( ‘+’, E1.nptr, T.nptr) E.nptr := T.nptr T.nptr := mknode( ‘*’, T1.nptr, F.nptr) T.nptr := F.nptr F.nptr := E.nptr F.nptr := mkleaf (id, id.entry) F.nptr := mkleaf (num, num.val)
i Ws
id num 5
id
指向符号表中b的入口
指向符号表中a的入口
使用继承属性构造 a－4＋c的抽象语法树 E E.nptr T T.nptr
R. R R. i T T.nptr
num
-
s
E → T {R.i:=T.nptr} R {E.nptr:=R.s} R → + T {R1.i:=mknode(‘+’,R.i,T.nptr)} R1 {R.s:=R1.s} R → - T {R1.i:=mknode(‘－’,R.i,T.nptr)} R1 {R.s:=R.s} R → {R.s:=R.i} T → ( E ) {T.nptr:=E.nptr} T → id {T.nptr:=mkleaf(id,id.entry)} T → num {T.nptr:=mkleaf(num,num.val)}
:
L
T integer
4.3 L属性定义的自上而下计算
D id L { addtype (id. entry, L. type)} L , id L1 {L. type := L1. Type; addtype (id. entry, L1. type)} L:T {L. type := T. type} T integer {T. type := integer} T real {T. type := real} R i + T T.nptr
+
R. s R i R.
id
id
To entry for c
id
num
4
To entry for a
4.3 L属性定义的自上而下计算
4.3.3 预测翻译器的设计
把预测分析器的构造方法推广到翻译方案的实现
产生式R +TR | 的分析过程 procedure R; begin if lookahead = ‘+’ then begin match ( ‘+’ ); T; R; end else begin /* 什么也不做 */ end end
4.3.4 用综合属性代替继承属性 Pascal的声明，如m, n : integer DL:T T integer | char D L L, id | id 改变文法及语义执行的时机 id D id L , L , id L | : T T integer | char
L
id
10/37
L T integer
4.4 L属性的自下而上计算
• 在自下而上语法分析的框架中实现L属性定义的方法， 可以做到： –实现任何基于LL(1)文法的L属性定义。 –实现许多（但不是所有的）基于LR(1) 的L属性 定义。
4.4 L属性的自下而上计算
E E1 + T ET T T1*F TF F (E) F id F num
4.3 L属性定义的自上而下计算
ET R + {R.i := T.nptr} R {E.nptr := R.s} T+T+T+…
R
R R
R T F
W* W
T {R1.i := mknode ( ‘+’, R.i, T.nptr)} R1 {R.s := R1.s} + {R.s := R.i } {W.i := F.nptr} W {T.nptr := W.s} ？
4.3 L属性定义的自上而下计算
产生式R +TR | 的翻译方案过程
R + T {R1.i := mknode ( ‘+’, R.i, T.nptr)} R1 {R.s := R1.s}
function R (i :syntax_tree_node ) :syntax_tree_node; var nptr , i1, s1, s : syntax_tree_node; addoplexeme : char; begin if lookahead = ‘+’ then begin /* 产生式 R +T R */ addoplexeme := lexval; match( ‘+’ ); nptr := T(); i1 := mknode(addoplexme, i , nptr) ; s1 := R (i1 ); s : = s1 end else s := i; /* 产生式 R */ return s end;
4.3 L属性定义的自上而下计算
4.3.4 （通过改写文法）用综合属性代替继承属性 Pascal的声明，如m, n : integer DL:T T integer | char L L, id | id D L L id , : id T integer
4.3 L属性定义的自上而下计算
T.nptr
F {W1.i := mknode ( ‘*’, W.i, F.nptr)} W1 {W.s := W1.s} {W.s := W.i }
消除左递归后文法
4.3 L属性定义的自上而下计算
T F.nptr id iW F.nptr num
略去了E TR T 部分
i W
F.nptr id
4.3.4 用综合属性代替继承属性 Pascal的声明，如m, n : integer DL:T T integer | char L L, id | id 改变文法及语义执行的时机 D id L L , id L | : T T integer | char
4.3 L属性定义的自上而下计算
例 左递归的消除引起继承属性
产 生 式 语 义 规 则 E.nptr := mknode( ‘+’, E1.nptr, T.nptr) E.nptr := T.nptr T.nptr := mknode( ‘*’, T1.nptr, F.nptr) T.nptr := F.nptr F.nptr := E.nptr F.nptr := mkleaf (id, id.entry) F.nptr := mkleaf (num, num.val)
i Ws
id num 5
id
指向符号表中b的入口
指向符号表中a的入口
使用继承属性构造 a－4＋c的抽象语法树 E E.nptr T T.nptr
R. R R. i T T.nptr
num
-
s
E → T {R.i:=T.nptr} R {E.nptr:=R.s} R → + T {R1.i:=mknode(‘+’,R.i,T.nptr)} R1 {R.s:=R1.s} R → - T {R1.i:=mknode(‘－’,R.i,T.nptr)} R1 {R.s:=R.s} R → {R.s:=R.i} T → ( E ) {T.nptr:=E.nptr} T → id {T.nptr:=mkleaf(id,id.entry)} T → num {T.nptr:=mkleaf(num,num.val)}
:
L
T integer
4.3 L属性定义的自上而下计算
D id L { addtype (id. entry, L. type)} L , id L1 {L. type := L1. Type; addtype (id. entry, L1. type)} L:T {L. type := T. type} T integer {T. type := integer} T real {T. type := real} R i + T T.nptr
+
R. s R i R.
id
id
To entry for c
id
num
4
To entry for a
4.3 L属性定义的自上而下计算
4.3.3 预测翻译器的设计
把预测分析器的构造方法推广到翻译方案的实现
产生式R +TR | 的分析过程 procedure R; begin if lookahead = ‘+’ then begin match ( ‘+’ ); T; R; end else begin /* 什么也不做 */ end end
4.3.4 用综合属性代替继承属性 Pascal的声明，如m, n : integer DL:T T integer | char D L L, id | id 改变文法及语义执行的时机 id D id L , L , id L | : T T integer | char
L
id
10/37
L T integer
4.4 L属性的自下而上计算
• 在自下而上语法分析的框架中实现L属性定义的方法， 可以做到： –实现任何基于LL(1)文法的L属性定义。 –实现许多（但不是所有的）基于LR(1) 的L属性 定义。
4.4 L属性的自下而上计算
E E1 + T ET T T1*F TF F (E) F id F num
4.3 L属性定义的自上而下计算
ET R + {R.i := T.nptr} R {E.nptr := R.s} T+T+T+…
R
R R
R T F
W* W
T {R1.i := mknode ( ‘+’, R.i, T.nptr)} R1 {R.s := R1.s} + {R.s := R.i } {W.i := F.nptr} W {T.nptr := W.s} ？
4.3 L属性定义的自上而下计算
产生式R +TR | 的翻译方案过程
R + T {R1.i := mknode ( ‘+’, R.i, T.nptr)} R1 {R.s := R1.s}
function R (i :syntax_tree_node ) :syntax_tree_node; var nptr , i1, s1, s : syntax_tree_node; addoplexeme : char; begin if lookahead = ‘+’ then begin /* 产生式 R +T R */ addoplexeme := lexval; match( ‘+’ ); nptr := T(); i1 := mknode(addoplexme, i , nptr) ; s1 := R (i1 ); s : = s1 end else s := i; /* 产生式 R */ return s end;
4.3 L属性定义的自上而下计算
4.3.4 （通过改写文法）用综合属性代替继承属性 Pascal的声明，如m, n : integer DL:T T integer | char L L, id | id D L L id , : id T integer
4.3 L属性定义的自上而下计算
T.nptr
F {W1.i := mknode ( ‘*’, W.i, F.nptr)} W1 {W.s := W1.s} {W.s := W.i }
消除左递归后文法
4.3 L属性定义的自上而下计算
T F.nptr id iW F.nptr num
略去了E TR T 部分
i W
F.nptr id
4.3.4 用综合属性代替继承属性 Pascal的声明，如m, n : integer DL:T T integer | char L L, id | id 改变文法及语义执行的时机 D id L L , id L | : T T integer | char
4.3 L属性定义的自上而下计算