编译原理课件
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编译原理第一章课件计算机编译原理
编译原理第一章课件计算机 编译原理
• 编译原理概述 • 语言基础知识 • 编译技术与方法 • 编译器构造实践 • 编译器的优化与改进 • 计算机编译原理的应用领域
01
编译原理概述
编译器的定义与作用
编译器定义
编译器是一种将高级语言程序翻译成机器语言程序的软件工 具。
编译器作用
将人类可读的源代码转换为计算机可执行的机器代码，实现 程序的运行。
语义分析技术
01
语义规则定义
定义程序语言的语义规则，包括类型检查、控制流分析、 数据流分析等。
02 03
语义分析算法
根据定义的语义规则，采用相应的语义分析算法对语法分 析得到的语法树进行语义分析，如类型检查算法、控制流 分析算法等。
语义错误处理
在语义分析过程中，对于不符合语义规则的输入，需要进 行错误处理，如报告语义错误信息或进行错误恢复。同时 ，还需要考虑如何处理程序中的异常情况，如异常捕获、 异常处理等。
执行效率。
THANKS
感谢观看
03
编译技术与方法
词法分析技术
词汇识别
将输入的字符流按照某种规则划 分成一个个的单词或符号，即词 法单元。
词法单元分类
将识别出的词法单元按照其性质 和作用进行分类，如关键字、标 识符、运算符、分隔符等。
错误处理
在词法分析过程中，对于不符合 词法规则的输入，需要进行错误 处理，如报告错误信息或进行错 误恢复。
死代码删除
识别和删除永远不会被执行的代码段，以减 小程序体积和提高执行效率。
编译器性能评估
编译速度
衡量编译器将源代码转换为目标代码所需的时间。
代码质量
评估编译器生成的目标代码在运行时所占用的内存和执行效率。
• 编译原理概述 • 语言基础知识 • 编译技术与方法 • 编译器构造实践 • 编译器的优化与改进 • 计算机编译原理的应用领域
01
编译原理概述
编译器的定义与作用
编译器定义
编译器是一种将高级语言程序翻译成机器语言程序的软件工 具。
编译器作用
将人类可读的源代码转换为计算机可执行的机器代码，实现 程序的运行。
语义分析技术
01
语义规则定义
定义程序语言的语义规则，包括类型检查、控制流分析、 数据流分析等。
02 03
语义分析算法
根据定义的语义规则，采用相应的语义分析算法对语法分 析得到的语法树进行语义分析，如类型检查算法、控制流 分析算法等。
语义错误处理
在语义分析过程中，对于不符合语义规则的输入，需要进 行错误处理，如报告语义错误信息或进行错误恢复。同时 ，还需要考虑如何处理程序中的异常情况，如异常捕获、 异常处理等。
执行效率。
THANKS
感谢观看
03
编译技术与方法
词法分析技术
词汇识别
将输入的字符流按照某种规则划 分成一个个的单词或符号，即词 法单元。
词法单元分类
将识别出的词法单元按照其性质 和作用进行分类，如关键字、标 识符、运算符、分隔符等。
错误处理
在词法分析过程中，对于不符合 词法规则的输入，需要进行错误 处理，如报告错误信息或进行错 误恢复。
死代码删除
识别和删除永远不会被执行的代码段，以减 小程序体积和提高执行效率。
编译器性能评估
编译速度
衡量编译器将源代码转换为目标代码所需的时间。
代码质量
评估编译器生成的目标代码在运行时所占用的内存和执行效率。
编译原理课件
3
参考书目： 1.编译原理及实践，Kenneth C.Louden，机械工业出版 社 2.编译原理，吕映芝，清华大学出版社 3.编译原理. (美)阿霍(Aho, A. V.)等著. 李建中等译. 北京: 机械工业出版社, 2003.8 4.现代编译程序设计. (荷)格伦(Grune, D.) 等著. 冯博琴 等译. 北京:人民邮电出版社, 2003.9 5.陈意云，编译原理和技术（第二版），中国科大出版社， 1997 6.陈意云、张昱，编译原理习题精选，中国科大出版社， 2002
12
1.2 编译过程概述
翻译外文资料与编译源程序进行类比
翻译外文资料 分析 编译源程序
识别单词 词法分析 分析句子语法结构 语法分析
初步翻译句子含意 语义分析及中间代码产生
综合
译文修饰 写出译文
代码优化 目标代码生成
13
第一阶段 词法分析(Lexical analysis) 输入源程序，对构成源程序的字符串进行扫描和分解，识 别出一个个单词（也称单词符号，或简称符号）并转换成 内部形式。 输入：源程序中的字符流 输出：等长的内部形式，即属性字。 在词法分析阶段工作所依循的是语言的词法规则。描述词 法规则的有效工具是正规式和有限自动机。
14
词法分析举例
例子，hoo.c： main() { float position, initial, rate; position = initial + rate * 60; } position = initial + rate * 60 scanner id1 = id2 +
标识符
字符流
id3
*
60
记号流
赋值运算符 标识符 加运算符 标识符 乘运算符 整型常量
参考书目： 1.编译原理及实践，Kenneth C.Louden，机械工业出版 社 2.编译原理，吕映芝，清华大学出版社 3.编译原理. (美)阿霍(Aho, A. V.)等著. 李建中等译. 北京: 机械工业出版社, 2003.8 4.现代编译程序设计. (荷)格伦(Grune, D.) 等著. 冯博琴 等译. 北京:人民邮电出版社, 2003.9 5.陈意云，编译原理和技术（第二版），中国科大出版社， 1997 6.陈意云、张昱，编译原理习题精选，中国科大出版社， 2002
12
1.2 编译过程概述
翻译外文资料与编译源程序进行类比
翻译外文资料 分析 编译源程序
识别单词 词法分析 分析句子语法结构 语法分析
初步翻译句子含意 语义分析及中间代码产生
综合
译文修饰 写出译文
代码优化 目标代码生成
13
第一阶段 词法分析(Lexical analysis) 输入源程序，对构成源程序的字符串进行扫描和分解，识 别出一个个单词（也称单词符号，或简称符号）并转换成 内部形式。 输入：源程序中的字符流 输出：等长的内部形式，即属性字。 在词法分析阶段工作所依循的是语言的词法规则。描述词 法规则的有效工具是正规式和有限自动机。
14
词法分析举例
例子，hoo.c： main() { float position, initial, rate; position = initial + rate * 60; } position = initial + rate * 60 scanner id1 = id2 +
标识符
字符流
id3
*
60
记号流
赋值运算符 标识符 加运算符 标识符 乘运算符 整型常量
《编译原理》课件
代码生成
编译器可以将高级语言编写的源代码转换成机器语言或低级语言，以便在特定的硬件平台上运行。编 译器还可以生成可执行文件或动态链接库等二进制文件。
编译器在人工智能领域的应用
机器学习编译器
机器学习编译器可以将机器学习模型转换成可执行代码，以便在嵌入式设备或边缘计算 设备上运行。这种编译器可以优化模型的计算性能和内存占用，提高模型的运行效率。
3
缺点
对于某些复杂文法，可能导致大量的无用推导和 状态爆炸。
自底向上的语法分析
分析步骤
从输入符号序列的最后一个符号开始，逐步向上构建语法树，直 到找到与文法中的某个产生式右部匹配的符号串。
优点
可以充分利用已知信息，避免不必要的推导和状态爆炸。
缺点
对于某些复杂文法，可能导致大量的无用归约和状态爆炸。
04
中间代码生成
中间代码生成的定义和任务
定义
中间代码生成是编译器的一个阶段，将源代码转换成中间代码的过程。
任务
将源代码转换成一种中间表示形式，以便进行后续的优化和目标代码生成。
三地址代码的生成
01
三地址代码是一种中间代码形 式，由一系列的三元式组成。
02
三元式的形式为(op, arg1, arg2)，表示执行一个操作(op) 并产生一个结果，操作数arg1 和arg2来自寄存器、常数或之 前的计算结果。
语义分析
检查AST是否有语义错误，如类型错 误、未定义的变量等。
中间代码生成
将AST转换为中间代码，通常是三地 址代码。
代码优化
对中间代码进行优化，提高执行效 率。
代码生成
将中间代码转换为机器语言代码， 能够在特定硬件上执行。
编译器的分类
编译器可以将高级语言编写的源代码转换成机器语言或低级语言，以便在特定的硬件平台上运行。编 译器还可以生成可执行文件或动态链接库等二进制文件。
编译器在人工智能领域的应用
机器学习编译器
机器学习编译器可以将机器学习模型转换成可执行代码，以便在嵌入式设备或边缘计算 设备上运行。这种编译器可以优化模型的计算性能和内存占用，提高模型的运行效率。
3
缺点
对于某些复杂文法，可能导致大量的无用推导和 状态爆炸。
自底向上的语法分析
分析步骤
从输入符号序列的最后一个符号开始，逐步向上构建语法树，直 到找到与文法中的某个产生式右部匹配的符号串。
优点
可以充分利用已知信息，避免不必要的推导和状态爆炸。
缺点
对于某些复杂文法，可能导致大量的无用归约和状态爆炸。
04
中间代码生成
中间代码生成的定义和任务
定义
中间代码生成是编译器的一个阶段，将源代码转换成中间代码的过程。
任务
将源代码转换成一种中间表示形式，以便进行后续的优化和目标代码生成。
三地址代码的生成
01
三地址代码是一种中间代码形 式，由一系列的三元式组成。
02
三元式的形式为(op, arg1, arg2)，表示执行一个操作(op) 并产生一个结果，操作数arg1 和arg2来自寄存器、常数或之 前的计算结果。
语义分析
检查AST是否有语义错误，如类型错 误、未定义的变量等。
中间代码生成
将AST转换为中间代码，通常是三地 址代码。
代码优化
对中间代码进行优化，提高执行效 率。
代码生成
将中间代码转换为机器语言代码， 能够在特定硬件上执行。
编译器的分类
编译原理精选版演示课件.ppt
预测分析表
3
表驱动的预测分析程序模型
khk
4
实现步骤：
（1） 判断文法是否为LL(1)文法。 如果文法中含有左递归，必须先消除 左递归
（2）构造预测分析表 ： Select(A ) （3）列出预测分析过程
khk
5
第6章：自底向上分析方法
自底向上分析方法，也称移进归约分析法
实现思想（是推导的逆过程）：
对输入符号串自左向右进行扫描，并将输入符逐个 移入一个后进先出栈中，边移入边分析，一旦栈顶 符号串形成某个句型的可归约串时，就用该产生式 的左部非终结符代替相应右部的文法符号串，称为 归约。重复这一过程，直到归约到栈中只剩下文法 的开始符号时，则分析成功。
关键问题
khk
6
移进—规约分析（Shift-reduce parsing)
＋
A a
可得 b <. a
由A→( B 且B＋ ( B… 可得 (<. (
＋
B aa…
可得 (<. a
＋
B Aa )
可得 (<. A
khk
18
A(B(Aa) …)
(3) 求> .关系:
A(B…B
＋
Aa
由S→bAb，且A…) 可得 ) > . b
A＋…B 可得 B > . b
khk
88
例1：文法
SaAcBe A b A Ab B d
输入串abbcde#分析
khk
9
归约分析过程（移进归约）：
步骤 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 1kh1k
符号栈 # #a #ab #aA #aAb #aA #aAc #aAcd #aAcB #aAcBe #S
教学课件 编译原理
英语句子
sentence –> <subject> <verb-phrase> <object> subject –> This | Computers | I verb-phrase –> <adverb> <verb> | <verb> adverb –> never verb –> is | run | am | tell object –> the <noun> | a <noun> | <noun> noun –> university | world | cheese | lies
编译原理
第一章 编译程序概论
• 编译程序的概念 • 编译过程概述 • 编译程序的结构 • 编译阶段的组合 • 编译程序生成
第一章 编译程序概论
§1．1 编译程序概念
➢ 编译程序（Compiler）：把某一种语言程序(源语 言程序)转换成另外一种语言程序（目标语言程 序），而后者与前者在逻辑上是等价的。
语用 --表示在各个记号所出现的行为中，它 们的来源、使用和影响。
每种语言具有两个可识别的特性，即语言的 形式和该形式相关联的意义。
语言的实例若在语法上是正确的，其相关 联的意义可以从两个观点来看，其一是该句子 的创立者所想要表示的意义，另一是接收者所 检验到的意义。这两个意义并非总是一样的， 前者称为语言的语义，后者是其语用意义。幽 默、双关语和谜语就是利用这两方面意义间的 差异。
那么得到：〈主语〉〈谓语〉 〈代词〉〈谓语〉，
重复做下去，
句子：“我是大学生”的全部动作过程是：
〈句子〉 〈主语〉〈谓语 〈代词〉〈谓语〉
编译原理(1)50页PPT
编译程序
将一种语言书写的程序翻译成另一种语 言的等价的程序。 编译程序的输入对象称为源程序。 编译程序的输出对象称为目标程序。
高级语言程序的处理过程
常用的翻译工具有3种
根据被翻译语言与执行方式的不同 1.汇编程序
用于特定计算机上的汇编语言的翻译程序。
2.编译程序 3.解释程序
对源程序进行翻译的程序
sum = first+count*10
id1∶=id2+id3*10 四元式(运算符,运算对象1,运算对象2,结果)
5.中间代码优化
任务：通过调整和改变中间代码中某些 操作的次序，最终产生更加高效率的目 标代码 优化所依循的原则是程序的等价变换规 则 其方法有：公共子表达式的提取、循环 优化、删除无用代码等。
任务：扫描源程序，根据语言的词 法规则，分解和识别出每个单词， 并把单词翻译成相应的机内表示。 单词是语言中最小的语义单位 在词法分析阶段工作所依循的是语 言的词法规则。描述词法规则的有 效工具是正规式和有限自动机。
Pascal源程序片断
position := initial + rate * 60
二.编译程序概述
源程序 词法分析 语法分析 语义分析 中间代码生成 代码优化 目标代码生成
目标程序
英译与编译的比较
1.识别出句子中的一个个单 1.词法分析 字
2.分析句子的语法结构
2.语法分析
3.初步翻译句子的含意
3.语义分析中间代码 生成
4.译文修饰
4.优化
5.写出最后译文
5.目标代码生成
1.词法分析
表格与表格管理
编译过程中源程序的各种信息被保留在 种种不同的表格里，编译各阶段的工作 都涉及到构造、查找或更新有关的表格， 因此需要有表格管理的工作
《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
编译原理课件
12
(5) T3:=T2[T1] (8) T6:=T5[T1] (9) T7:=T3*T6 (10)PROD:=PROD+T7 (3’ (3’) T1:=T1+4 (12)if T1<=400 goto (5)
CompilerPrinciples
§2.局部优化 2.局部优化
一、基本块内的优化
1. 基本块： 基本块： 程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个 入口和一个出口，入口就是第一条语句，出口就是 最后一个语句。前面例子中的B1,B2都是基本块。 如果基本块里有一条中间代码形为：x:=y+z， 则称对x定值并引用y和z。如果基本块中的一个名字， 在块中某点之后（本基本块或其他基本块中）被引 用，则说该名字在这个点是活跃的。 局限于基本块内的优化称为基本块内的优化， 或称为局部优化。
(3) R:=X mod Y (4) if R=0 goto (8)
(5) X:=Y (6) Y:=R (7) goto(3)
(8) write Y (9) halt
CompilerPrinciples
15
3.基本块内的优化 基本块内的优化 在基本块内，除可以进行删除公共子表达式和 删除无用赋值这两种优化外，还可以实现下面几种 变换： 1、合并已知量 2、临时变量改名 3、交换语句位置 4、代数变换
CompilerPrinciples
4
二、常用优化技术
来看这段Pascal程序(约定先执行，后判断)： PROD := 0; for I:=1 to 100 do PROD := PROD + A[I] * B[I];
这段程序经过词法分析、语法分析和语义检查， 未发现错误；随后，被翻译成如下中间代码（四元 式序列）：
(5) T3:=T2[T1] (8) T6:=T5[T1] (9) T7:=T3*T6 (10)PROD:=PROD+T7 (3’ (3’) T1:=T1+4 (12)if T1<=400 goto (5)
CompilerPrinciples
§2.局部优化 2.局部优化
一、基本块内的优化
1. 基本块： 基本块： 程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个 入口和一个出口，入口就是第一条语句，出口就是 最后一个语句。前面例子中的B1,B2都是基本块。 如果基本块里有一条中间代码形为：x:=y+z， 则称对x定值并引用y和z。如果基本块中的一个名字， 在块中某点之后（本基本块或其他基本块中）被引 用，则说该名字在这个点是活跃的。 局限于基本块内的优化称为基本块内的优化， 或称为局部优化。
(3) R:=X mod Y (4) if R=0 goto (8)
(5) X:=Y (6) Y:=R (7) goto(3)
(8) write Y (9) halt
CompilerPrinciples
15
3.基本块内的优化 基本块内的优化 在基本块内，除可以进行删除公共子表达式和 删除无用赋值这两种优化外，还可以实现下面几种 变换： 1、合并已知量 2、临时变量改名 3、交换语句位置 4、代数变换
CompilerPrinciples
4
二、常用优化技术
来看这段Pascal程序(约定先执行，后判断)： PROD := 0; for I:=1 to 100 do PROD := PROD + A[I] * B[I];
这段程序经过词法分析、语法分析和语义检查， 未发现错误；随后，被翻译成如下中间代码（四元 式序列）：
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]
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LR(0)项目集规范族的构造
定义：构成识别一个文法活前缀的DFA项目集 （状态）的全体，称为这个文法的LR(0)项目集 规范族。
编 译 原 理
LR
(一) LR（0）项目
在每个产生式的右部适当位置添加一个圆点构成 项目（item）。每个项目的含义和圆点的位置有 关。项目圆点的左部表示分析过程的某个时刻用 该产生式归约时句柄已识别的部分，圆点右部表 示待识别的部分。
分 析
【例】演示
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每一项ACTION[S，aJ所规定的动作是下述4种可能之--： (1)移进：把(S，a)的下一状态S’ =ACTION[S，a]和输 入符号a推进栈（对终结符，GOTO[S，a]的值已放入 ACTION[S，a]中)，下一个· 输入符号变成现行输入符号。
编 译 原 理
LR
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分 析
编 译 原 理
LR
对于--个文法，如果能构造一张分析表，使得它的每个 入口均是唯一确定的，则把这个文法称为LR文法。对于 一个LR文法，当分析器对输入串进行自左至右扫描时， 一旦句柄呈现于栈顶，就能及时对它实行归约。 一个LR分析器有时需要“展望”和实际检查未来 的k个输入符号才能决定应采取什么样的“移进一归约” 决策。一般而言， 一个文法如果能用一个每步顶多向前 检查K个输入符号的LR分析器进行分析，则这个文法就 称为LR(k)文法。 对于一个文法，如果它的任何"移进一归约"分析器都 存在尽管栈的内容和符号都已了解，但无法确定是“移 进”还是“归约”；或者，无法从几种可能的规约中确 定其一的情形，那么这个文法就是非LR(1)的。
【例】
分 析
A->a.Xb
X
A->aX.b
构造文法G的LR(0) 项目集规范族的方法 :
把文法的所有产生式的项目都引出，每个项目都 为NFA的一个状态。其中文法的第一个产生式的 第一个项目S’→ . S为文法的初态集的核心项。 a)置项目S’→ . S为初态集的核心项后，对核心 编 项求闭包CLOSURE（{S’→ . S}）得到初态的项目 译 集 原 b)对初态集或其它所构造的项目集应用转换函 理 数GOTO(I，X)= CLOSURE(J)求出新状态J的项 LR 目集 c)重复b)直到不出现新的项目集为止 分
编 译 原 理
LR
分 析
（2）闭包函数CLOSURE(I) 如果I是文法G’的一个项目集，定义和构造I 的闭包CLOSURE(I)如下： a)I的项目都在CLOSURE(I)中 b)若A→a . Bb属于CLOSURE(I)，则每一 形如B→. g的项目也属于CLOSURE(I) c)重复b)直到CLOSURE(I)不再扩大。 【说明】求闭包函数的过程实际上就是求 所有等价状态的过程。
分 析
是符号串的任意首部。活前缀就是可归前缀 的任意首部。
首页 结束
编 译 原 理
LR
【例如】 可归前缀ab的活前缀为ε,a,ab 可归前缀aAb的活前缀为ε,a,aA,aAb 可归前缀aAcd的活前缀为ε,a,aA,aAc,aAcd 可归前缀aAcBe的活前缀为ε,a,aA,aAc,aAcB,aAcBe
分 析
一、LR(k)分析法
L ：从左到右扫描输入符号，
R ：最右推导对应的最左归约,
k ：超前读入k个符号，用以确定归约所用的规则。
编
LR分析法在自左至右扫描输入串时就能发现其中 译 的任何错误．并能准确地指出出错地点。 原 大多数用上下文无关文法描述的程序语言都可用 理 LR分析器予以识别。 LR 主要缺点是，用手工构造分析程序则工作量相当 分 大。因此，必须求助于自动产生这种分析程序的产 析 生器。 首页 结束
第七章
LR分析法
教学目的：让学生了解LR分析方法的基
编 译 原 理
LR
本思想，掌握LR(0) 、SLR(1) 、LR(1)、 LALR(1) 分析法。 教学重点： LR（0）分析、LR（l）分 析、SLR（1）分析和LALR（1）分析； 构造LR分析的分析表。
课时分配：8学时
分 析
本章知识点(内容)
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分 析
编 译 原 理
LR
由于最右推导就是规范推导，因此句型 aAcBe、aAcde、aAbcde、abbcde为规范句型。 规范句型的这种前部分符号串称为可归前缀。 【例如】 符号串aAcBe是规范句型aAcBe的可归前缀， aAcd是规范句型aAcd[4]e[1]的可归前缀， aAb是规范句型aAb[3]cd[4]e[1]的可归前缀， ab是规范句型ab[2]b[3]cd[4]e[1]的可归前缀。 我们把形成可归前缀之前包括可归前缀在内的 所有规范句型的前缀都称为活前缀。所谓前缀就
分 析
首页 结束
如何识别文法符号栈中的内容就是活前缀
由于活前缀实际上就是满足一定要求的符号 串，因此识别活前缀的工作和识别单词的工作非 常类似，所以我们可以采用有穷自动机这种数 据模型来实现活前缀的识别。
编 译 原 理
LR
分 析
识别活前缀的有穷自动机的构造
编 译 原 理
LR
基本思想是我们可以把文法的终结符和非 终结符都看成有穷自动机的输入符号，每次把一 个符号进栈看成已识别过了该符号，同时状态进 行转换，当识别到可归前缀时，相当于在栈中形 成句柄，达到了识别句柄的终态。
首页 结束
编 译 原 理
LR
分 析
规范句型活前缀
一、活前缀和可归前缀的形式定义
若S’ αAγ αβγ,则称αβ为可归前缀; 若有串W是 αβ的前缀，则称W是G的一个活前缀（S‘为文法拓广后的 开始符，它只出现在规则左部）。可归前缀是包含句柄的 活前缀。
编 译 原 理
LR二Biblioteka 说明：规范句型的活前缀有两个要点: (1)它是规范句型的前缀; (2)它不含句柄右侧符号
分 析
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实现识别活前缀的有穷自动机的构造有两种 方法：
编 译 原 理
LR
分 析
方法1： 由文法的产生式直接构造识别活前缀和可归前 缀的有穷自动机 方法2： 通过构造文法G的LR(0)的项目集规范族来直 接构造识别活前缀的DFA 【说明】由于NFA确定化为DFA的工作量较大，我 们考虑直接构造出项目集规范族作为DFA的状态， 来构造DFA。
编 译 原 理
LR
LR分析法：
[1] 对文法限制少；[2] 适用范围广； [3] 分析速度快； [4]报错准确。 [5] 易于实现自动生成。由于构造分析器的工作量很大， 不大可能手工构造；如用软件工具Yacc-Yet Another Compiler Compiler,Bell，这些软件工具叫LR生成器。
LR分析概述
编 译 原 理
LR
LR（0）分析 SLR（1）分析 LR（1）分析 LALR（1）分析
分 析
二义文法在LR分析中的应用
7.1 LR(Left-Right)分析概述
算符优先分析法存在的问题
强调算符之间的优先关系的唯一性，这使得它的 适应面比较窄；算法在发现最左素短语的尾时，需要 返回来寻找对应的最左素短语头。
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编 译 原 理
LR
分 析
输入缓冲区
a1 … ai … an #
状态栈 符号栈
编 译 原 理
LR Sm Sm-1 … … … S1 S0 Xm Xm-1 … … … X1 #
LR总控程序
输出规则 序列
分 析
动作表 action
转移表 goto
首页
分析表
结束
编 译 原 理
LR
分析表包括两部分： 一部分是（ACTION)表，另一部分是"状态转 换"(GOTO)表。它们都是二维数组。 ACTION[S，a]中规定了当状态S面临输入符号 a时应采取什么动作。 GOTO[S，X]规定了状态S面对文法符号X(终结 符或非终结符)时下一状态是什么。 显然，GOTO[S，X]定义了一个以文法符号为 字母表的DFA。
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分 析
7.2
LR(0)分析法
【例】已知文法G[S]，分析符号串abbcde是否是
编 译 原 理
LR
G[S]的句子 。 (1) S → aAcBe[1] (2) A → b[2] (3) A → Ab[3] (4) B → d[4] 【解】这里每个产生式的右部字符串末尾的编号是为了
方便查看在最右推导中是选择哪个产生式推导的，并不是 产生式的一部分。 句子的最右推导过程为： S =>aAcBe[1] =>aAcd[4]e[1]=>aAb[3]cd[4]e[1]=>ab[2]b[3]cd[4]e[1]
首页 结束
分 析
编 译 原 理
LR
根据圆点所在的位置和圆点后是终结符还是非终 结符把项目分为以下几种： 1、移进项目，形如 A →a . ab 2、待约项目，形如 A →a . Bb 3、归约项目，形如 A →a . 4、接受项目，形如 S’→S .
分 析
首页 结束
编 译 原 理
LR
【例】产生式S→aAcBe对应的6个项目是： [0]S→.aAcBe [1]S→a.AcBe [2]S→aA.cBe [3]S→aAc.Be [4]S→aAcB.e [5]S→aAcBe.
分 析
首页 结束
一个产生式可对应的项目为它的右部符号长度加 1，对空产生式
A-> ε 仅有一个项目 A->.
编 译 原 理
LR
【例】产生式A->X YZ 对应4个项目
A->.XY Z
A->X· YZ
A->X Y· Z
A->X YZ·
首页 结束
分 析
（二）LR(0)项目集规范族的构造
LR(0)项目集规范族的构造
定义：构成识别一个文法活前缀的DFA项目集 （状态）的全体，称为这个文法的LR(0)项目集 规范族。
编 译 原 理
LR
(一) LR（0）项目
在每个产生式的右部适当位置添加一个圆点构成 项目（item）。每个项目的含义和圆点的位置有 关。项目圆点的左部表示分析过程的某个时刻用 该产生式归约时句柄已识别的部分，圆点右部表 示待识别的部分。
分 析
【例】演示
首页 结束
每一项ACTION[S，aJ所规定的动作是下述4种可能之--： (1)移进：把(S，a)的下一状态S’ =ACTION[S，a]和输 入符号a推进栈（对终结符，GOTO[S，a]的值已放入 ACTION[S，a]中)，下一个· 输入符号变成现行输入符号。
编 译 原 理
LR
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分 析
编 译 原 理
LR
对于--个文法，如果能构造一张分析表，使得它的每个 入口均是唯一确定的，则把这个文法称为LR文法。对于 一个LR文法，当分析器对输入串进行自左至右扫描时， 一旦句柄呈现于栈顶，就能及时对它实行归约。 一个LR分析器有时需要“展望”和实际检查未来 的k个输入符号才能决定应采取什么样的“移进一归约” 决策。一般而言， 一个文法如果能用一个每步顶多向前 检查K个输入符号的LR分析器进行分析，则这个文法就 称为LR(k)文法。 对于一个文法，如果它的任何"移进一归约"分析器都 存在尽管栈的内容和符号都已了解，但无法确定是“移 进”还是“归约”；或者，无法从几种可能的规约中确 定其一的情形，那么这个文法就是非LR(1)的。
【例】
分 析
A->a.Xb
X
A->aX.b
构造文法G的LR(0) 项目集规范族的方法 :
把文法的所有产生式的项目都引出，每个项目都 为NFA的一个状态。其中文法的第一个产生式的 第一个项目S’→ . S为文法的初态集的核心项。 a)置项目S’→ . S为初态集的核心项后，对核心 编 项求闭包CLOSURE（{S’→ . S}）得到初态的项目 译 集 原 b)对初态集或其它所构造的项目集应用转换函 理 数GOTO(I，X)= CLOSURE(J)求出新状态J的项 LR 目集 c)重复b)直到不出现新的项目集为止 分
编 译 原 理
LR
分 析
（2）闭包函数CLOSURE(I) 如果I是文法G’的一个项目集，定义和构造I 的闭包CLOSURE(I)如下： a)I的项目都在CLOSURE(I)中 b)若A→a . Bb属于CLOSURE(I)，则每一 形如B→. g的项目也属于CLOSURE(I) c)重复b)直到CLOSURE(I)不再扩大。 【说明】求闭包函数的过程实际上就是求 所有等价状态的过程。
分 析
是符号串的任意首部。活前缀就是可归前缀 的任意首部。
首页 结束
编 译 原 理
LR
【例如】 可归前缀ab的活前缀为ε,a,ab 可归前缀aAb的活前缀为ε,a,aA,aAb 可归前缀aAcd的活前缀为ε,a,aA,aAc,aAcd 可归前缀aAcBe的活前缀为ε,a,aA,aAc,aAcB,aAcBe
分 析
一、LR(k)分析法
L ：从左到右扫描输入符号，
R ：最右推导对应的最左归约,
k ：超前读入k个符号，用以确定归约所用的规则。
编
LR分析法在自左至右扫描输入串时就能发现其中 译 的任何错误．并能准确地指出出错地点。 原 大多数用上下文无关文法描述的程序语言都可用 理 LR分析器予以识别。 LR 主要缺点是，用手工构造分析程序则工作量相当 分 大。因此，必须求助于自动产生这种分析程序的产 析 生器。 首页 结束
第七章
LR分析法
教学目的：让学生了解LR分析方法的基
编 译 原 理
LR
本思想，掌握LR(0) 、SLR(1) 、LR(1)、 LALR(1) 分析法。 教学重点： LR（0）分析、LR（l）分 析、SLR（1）分析和LALR（1）分析； 构造LR分析的分析表。
课时分配：8学时
分 析
本章知识点(内容)
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分 析
编 译 原 理
LR
由于最右推导就是规范推导，因此句型 aAcBe、aAcde、aAbcde、abbcde为规范句型。 规范句型的这种前部分符号串称为可归前缀。 【例如】 符号串aAcBe是规范句型aAcBe的可归前缀， aAcd是规范句型aAcd[4]e[1]的可归前缀， aAb是规范句型aAb[3]cd[4]e[1]的可归前缀， ab是规范句型ab[2]b[3]cd[4]e[1]的可归前缀。 我们把形成可归前缀之前包括可归前缀在内的 所有规范句型的前缀都称为活前缀。所谓前缀就
分 析
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如何识别文法符号栈中的内容就是活前缀
由于活前缀实际上就是满足一定要求的符号 串，因此识别活前缀的工作和识别单词的工作非 常类似，所以我们可以采用有穷自动机这种数 据模型来实现活前缀的识别。
编 译 原 理
LR
分 析
识别活前缀的有穷自动机的构造
编 译 原 理
LR
基本思想是我们可以把文法的终结符和非 终结符都看成有穷自动机的输入符号，每次把一 个符号进栈看成已识别过了该符号，同时状态进 行转换，当识别到可归前缀时，相当于在栈中形 成句柄，达到了识别句柄的终态。
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编 译 原 理
LR
分 析
规范句型活前缀
一、活前缀和可归前缀的形式定义
若S’ αAγ αβγ,则称αβ为可归前缀; 若有串W是 αβ的前缀，则称W是G的一个活前缀（S‘为文法拓广后的 开始符，它只出现在规则左部）。可归前缀是包含句柄的 活前缀。
编 译 原 理
LR二Biblioteka 说明：规范句型的活前缀有两个要点: (1)它是规范句型的前缀; (2)它不含句柄右侧符号
分 析
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实现识别活前缀的有穷自动机的构造有两种 方法：
编 译 原 理
LR
分 析
方法1： 由文法的产生式直接构造识别活前缀和可归前 缀的有穷自动机 方法2： 通过构造文法G的LR(0)的项目集规范族来直 接构造识别活前缀的DFA 【说明】由于NFA确定化为DFA的工作量较大，我 们考虑直接构造出项目集规范族作为DFA的状态， 来构造DFA。
编 译 原 理
LR
LR分析法：
[1] 对文法限制少；[2] 适用范围广； [3] 分析速度快； [4]报错准确。 [5] 易于实现自动生成。由于构造分析器的工作量很大， 不大可能手工构造；如用软件工具Yacc-Yet Another Compiler Compiler,Bell，这些软件工具叫LR生成器。
LR分析概述
编 译 原 理
LR
LR（0）分析 SLR（1）分析 LR（1）分析 LALR（1）分析
分 析
二义文法在LR分析中的应用
7.1 LR(Left-Right)分析概述
算符优先分析法存在的问题
强调算符之间的优先关系的唯一性，这使得它的 适应面比较窄；算法在发现最左素短语的尾时，需要 返回来寻找对应的最左素短语头。
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编 译 原 理
LR
分 析
输入缓冲区
a1 … ai … an #
状态栈 符号栈
编 译 原 理
LR Sm Sm-1 … … … S1 S0 Xm Xm-1 … … … X1 #
LR总控程序
输出规则 序列
分 析
动作表 action
转移表 goto
首页
分析表
结束
编 译 原 理
LR
分析表包括两部分： 一部分是（ACTION)表，另一部分是"状态转 换"(GOTO)表。它们都是二维数组。 ACTION[S，a]中规定了当状态S面临输入符号 a时应采取什么动作。 GOTO[S，X]规定了状态S面对文法符号X(终结 符或非终结符)时下一状态是什么。 显然，GOTO[S，X]定义了一个以文法符号为 字母表的DFA。
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分 析
7.2
LR(0)分析法
【例】已知文法G[S]，分析符号串abbcde是否是
编 译 原 理
LR
G[S]的句子 。 (1) S → aAcBe[1] (2) A → b[2] (3) A → Ab[3] (4) B → d[4] 【解】这里每个产生式的右部字符串末尾的编号是为了
方便查看在最右推导中是选择哪个产生式推导的，并不是 产生式的一部分。 句子的最右推导过程为： S =>aAcBe[1] =>aAcd[4]e[1]=>aAb[3]cd[4]e[1]=>ab[2]b[3]cd[4]e[1]
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分 析
编 译 原 理
LR
根据圆点所在的位置和圆点后是终结符还是非终 结符把项目分为以下几种： 1、移进项目，形如 A →a . ab 2、待约项目，形如 A →a . Bb 3、归约项目，形如 A →a . 4、接受项目，形如 S’→S .
分 析
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编 译 原 理
LR
【例】产生式S→aAcBe对应的6个项目是： [0]S→.aAcBe [1]S→a.AcBe [2]S→aA.cBe [3]S→aAc.Be [4]S→aAcB.e [5]S→aAcBe.
分 析
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一个产生式可对应的项目为它的右部符号长度加 1，对空产生式
A-> ε 仅有一个项目 A->.
编 译 原 理
LR
【例】产生式A->X YZ 对应4个项目
A->.XY Z
A->X· YZ
A->X Y· Z
A->X YZ·
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分 析
（二）LR(0)项目集规范族的构造