第6讲 LR分析法

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第6章-自底向上的LR分析法

数）；将LR(0)项目集规范族中的每个项目集作为
DFA的状态，将go函数作为状态转换函数，构造出的DFA即为所求。
初始状态：CLOSURE({S ’ →.S})
40
例题
例6.1 对于文法G[S]： S→vI:T I→I,i I→i T→r 经拓广并对产生式编号后为G’[S]: 1. S’ →S 2. S → vI:T 3. I→I,i 4. I→i 5. T→r
文法G[S]的拓广：G’[S’]=G[S]+{S’ → S}；文法的每个项目为NFA的一个状态；确定状态之间的转换关系；按规则可对文法G’的所有项目对应的状态构
造出识别活前缀的NFA。
34
LR(0)项目集规范族C
提出“LR(0)项目集规范族”的原因若按以上方法先构造NFA，然后再确定
37
若I={E ’ →.E} CLOSURE(I)为：
E ’ →.E E→.E+T E→.T T→.T*F T→.F F→.i F→.(E)
利用上述算法可以把拓广文法G’的所有 LR(0)项目分成几个等价类，每个等价类就是识别活前缀的DFA的一个状态。
38
go(I,X)函数
如果LR(0) 项目集规范族中的每个项目集看做DFA一个状态，则项目集规范族的go 函数把这些项目集连接成一个DFA。
12
LR(k)的含义
L表示从左到右扫描输入串； R表示利用最右分析方法来识别句子，即构造一个最右推导的逆过程； k表示向右查看输入串符号的个数。
规范推导的逆过程，所以LR 分析过程是规范归约的过程。
LR分析法根据当前分析栈中的符号串和向右顺序查看输入串的k个符号就可以唯一确定分析器的动作是移进还是归约、利用那个产生式进行归约。

LR分析法

1语言子集的词法描述：设文法G[E]:(1) E ::= S(2) S ::= BB(3) B ::= aB | b2程序的功能能够识别一切符合文法G[E]的句子。

3算法描述LR分析器由三个部分组成：(1) 总控程序，也可称驱动程序。

对所有的LR分析器总控程序都是相同的。

(2) 分析表或分析函数，不同的文法分析表将不同，同一个文法采用的LR分析器不同时，分析表将不同，分析表又可以分为动作表（ACTION）和状态转换（GOTO）表两个部分，它们都可用二维数组表示。

(3) 分析栈，包括文法符号栈和相应的状态栈，它们均是先进后出栈。

分析器的动作就是由栈顶状态和当前输入符号所决定。

LR分析器结构：其中:SP为栈指针，S[i]为状态栈，X[i]为文法符号栈。

状态转换表用GOTO[i，X]=j表示，规定当栈顶状态为i，遇到当前文法符号为X时应转向状态j，X为终结符或非终结符。

ACTION[i，a]规定了栈顶状态为i时遇到输入符号a应执行。

动作有四种可能：(1)移进：action[i，a]= Sj：状态j移入到状态栈，把a移入到文法符号栈，其中i,j表示状态号。

(2)归约：：当在栈顶形成句柄时，则归约为相应的非终结符A，即文法中action[i，a]=rk有A->B的产生式，若B的长度为R(即|B|=R)，则从状态栈和文法符号栈中自顶向下去掉R个符号，即栈指针SP减去R，并把A移入文法符号栈内，j=GOTO[i,A]移进状态栈，其中i为修改指针后的栈顶状态。

(3)接受acc:当归约到文法符号栈中只剩文法的开始符号S时，并且输入符号串已结束即当前输入符是'#'，则为分析成功。

(4)报错:当遇到状态栈顶为某一状态下出现不该遇到的文法符号时，则报错，说明输入端不是该文法能接受的符号串。

4源程序清单void main(){int g,h,i,j,k,l,p,y,z,count;char x,copy[10],copy1[10];top1=0;top2=0;top3=0;top=1;a[0]=0;y=a[0];b[0]='#';count=0;z=0;cout<<"文法G[E]："<<endl;cout<<'\t'<<"(1) E::=S"<<endl;cout<<'\t'<<"(2) S::=BB"<<endl;cout<<'\t'<<"(3) B::=aB|b"<<endl;cout<<endl<<"文法G[E]合法句子举例: aabaab";cout<<endl<<"******************************************************* ******"<<endl<<endl;cout<<"请输入符号串:";cin>>str;l = strlen(str);str [ l ] = '#';cout<<endl<<'\t'<<'\t'<<"符号串"<<str<<" 分析过程如下："<<endl<<endl; cout<<"-----------------------------------------------------------------"<<endl;cout<< "步骤" << '\t' << "状态栈" << '\t' << '\t' << "符号栈" << '\t' << '\t' << "输入串" << '\t' <<'\t'<< "ACTION "<<'\t'<<"GOTO"<<endl; do{y=z;m=0;n=0; //y,z指向状态栈栈顶g=top;j=0;k=0;x=str[top];count++;cout<<count <<'\t';while(m<=top1){ //输出状态栈cout<<a[m];m=m+1;}cout<<'\t'<<'\t';while(n<=top2){ //输出符号栈cout<<b[n];n=n+1;}cout<<'\t'<<'\t';cout<<str; //输出输入串str[top-1] = ' ';cout<<'\t'<<'\t';while(x!=vt[j]&&j<=2) j++;if(j==2&&x!=vt[j]){cout<<endl<<"-----------------------------------------------------------------"<<endl;cout<<endl<<"输入字符串不是该文法的一个句子！"<<endl;cout<<endl<<"按任意数字或字母键，回车退出!"<<endl;cin>>i;return;}if(action[y][j]==NULL){cout<<endl<<"-----------------------------------------------------------------"<<endl;cout<<endl<<"输入字符串不是该文法的一个句子！"<<endl;cout<<endl<<"按任意数字或字母键，回车退出!"<<endl;cin>>i;return;}elsestrcpy(copy,action[y][j]);if(copy[0]=='S'){ //处理移进z=copy[1]-'0';top1=top1+1;top2=top2+1;a[top1]=z;b[top2]=x;top=top+1;i=0;while(copy[i]!='#'){cout<<copy[i];i++;}cout<<endl;}if(copy[0]=='r'){ //处理归约i=0;while(copy[i]!='#'){cout<<copy[i];i++;}h=copy[1]-'0';strcpy(copy1,LR[h]);while(copy1[0]!=vn[k]) k++;l=strlen(LR[h])-4;top1=top1-l+1;top2=top2-l+1;y=a[top1-1];p=goto1[y][k];a[top1]=p;b[top2]=copy1[0];z=p;cout<<'\t';cout<<p<<endl;}}while(action[y][j]!="acc");cout<<"acc"<<endl;cout<<endl<<"-------------------------------------------------------------"<<endl;cout<<endl<<"输入字符串是该文法的一个句子！"<<endl;cout<<endl<<"按任意数字或字母键，回车退出!"<<endl;cin>>i;}int a[10];char b[10],str[10],c1;int top1,top2,top3,top,m,n;char *action[10][3]={"S3#","S4#",NULL, //ACTION表NULL,NULL,"acc","S6#","S7#",NULL,"S3#","S4#",NULL,"r3#","r3#",NULL,NULL,NULL,"r1#","S6#","S7#",NULL,NULL,NULL,"r3#","r2#","r2#",NULL,NULL,NULL,"r2#"};int goto1[10][2]={1,2, //QOTO表0,0,0,5,0,8,0,0,0,0,0,9,0,0,0,0,0,0};char vt[3]={'a','b','#'}; //存放非终结符char vn[2]={'S','B'}; //存放终结符char *LR[4]={"E->S#","S->BB#","B->aB#","B->b#"};//存放产生式#include <string.h>#include <iostream.h>。

第六章 LR分析法

四种分析法: – LR(0) SLR(1) LR(1) LALR(1)
3
6.1 LR分析概述
一个分析栈、一个驱动程序和一张分析表；一个输入、一个输出。
输入
id+id*id#
状态栈符号栈
im
Ym
im-1 Ym-1
…… i0 # 分析栈
LR驱动程序
输出
分
动作
转移析
action goto
表
4
特殊性
#aAcd
e#
#aAcB
e#
#aAcBe
#
#S
#
动作移进
移进归约(A→b) 移进归约(A→Ab) 移进移进归约(B→d) 移进
归约(S→aAcBe) 接受
注意：在分析过程中,符号
S
栈内容连接剩
余输入串恰为
句型。
A
A
B
a b b c de
输出结果
文法G[S]： (1)S→aAcBe (2)A→b (3)A→Ab (4)B→d
ACTION[i,a]= 归约
接受
出错
7
-移进Shift:
表示:ACTION[i,a]=Sj 动作:状态j和输入符号a分别入符号
栈和状态栈，输入串向前进一字符。
-归约reduce:
表示:ACTION[i,a]=rk 其中: k表示第k个产生式。
动作:设第k个产生式右部长度为m, 左边非终结符为A,距状态栈栈顶m个位置的状态为p。
造LR分析表。
17
拓广文法：
• 引入一新非终结符作为文法的新开始符，
添加一新产生式： S’→S :S’为新开始符，S为原来的开始符号。
• 拓展文法的目的： • 使文法只有一个以识别符号作为左部的产生

LR分析法

然后将NFA确定化，得DFA（部分）如下：
c
a I0:S→·E
E→·aA E E→·bB
I4:A→c·A A→·cA A→·d
I2:E→a·A A→·cA A→·d
I1:S→E·
b
……
A
I8:A→cA·
d
I10:A→d·
d
I6:E→aA· A
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方法二：根据文法直接构造识别文法可归前缀的DFA。
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项目分四类：
（a）圆点在最右端的项目，形如A→·，表示已从输入串看到能由一条产生式右部推导出的符号串，即已达一可归前缀末端，已识别出句柄可以归约，这种项目称为归约项目，相应状态称为归约状态。
（b）对形如S→S·的项目，其中S是文法开始符号，称为接受项目，相应状态称为接受状态，表明可由S推导的输入串已全部识别完，整个分析过程成功结束。
③定义状态转换函数GO（I，X）
其中I是项目集，X是文法符号。 GO（I，X）=CLOSURE( J ) 其中J={任何形如A→x•的项目|A→•x∈I} 以上可以避免出现弧，避免从同状态射出相同标记弧。
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④构造DFA
a) DFA的初态集：CLOSURE({S→•S}) b) 对初态集或其它所构造的项目集应用转换函数 GO (I, X) =CLOSURE（J）求出新的项目集。 c) 重复b)直到不出现新的项目集为止。
表构造的基础。 SLR（1）分析表是LR（0）分析表的改进，适应
文法范围强于LR（0）。 LR（1）分析表分析能力强（指适应范围，查错速
度），但状态太多。 LALR（1）分析表是LR（1）分析表的改进，分析

编译原理第06章_LR分析法(3)

同
的。将同心集合并为： I5,12: L→i•, =/# I4,11: L→*•R, =/# R→•L, =/# I7,13: L→*R•, =/# L→•*R, =/# I8,10: R→L•, =/# L→•i, =/#
6.4 LALR(1)分析法
我们看到合并同心集后的项目集其核心部分不变，仅搜索符合并。对合并同心集后的项目集的转换函数为GO(I,X)自身的合并，这是因为相同的心之转换函数仍属同心集，例如： GO(I4,11, i)=GO(I4, i)∪GO(I11, i)= I5,12 GO(I4,11, R)=GO(I4, R)∪GO(I11, R)= I7,13 GO(I4,11, *)=GO(I4, *)∪GO(I11, *)= I4,11
0. S' →S 1. S →L=R
2. S →R 3. L →*R
4. L →i 5. R →L
6.4 LALR(1)分析法
3. 若LALR(1)项目集族中不存在归约一归约冲突，则该文法是LALR(1)文法。对例中的文法，由于合并同心集后不存在归约— 归约冲突，所以该文法是LALR(1)文法。
S'→•S,# I0: R→•L,# S→•L=R,# L I :R→L•,# L→• * R,# S→•R,# 10 L I2:S→L•=R,# L→•i,# L→•*R,=/# L R→L•,# * i L→•i,=/# i R I11: L→*•R,# R→•L,# I3: S→R•,# I12: L→i•,# R→•L,# * i L→• * R,# R L→ * •R,=/# I4: I13:L→*R•,# L→•i,# R→•L,=/# I5: L→i•,=/# L→•*R,=/# R * i I7: L→*R•,=/# L→•i,=/#

《编译原理LR分析》ppt课件

a
– aAb[3]
a,aA
– aAcd[4]
a,aA,aAc
– aAcBe[1]
a,aA,aAc,aAcB
ＬＲ分析程序
LR 文法对于一个cfg 文法, 假如可以构造一张 LR 分析表, 使得它的每一个入口均是唯一的〔Sj,rj,acc,空白〕，那么称该 cfg 是LR 文法．
ＬＲ分析
特征: – ．标准的 – ．符号栈中的符号是标准句型的前缀，
动作
移进移进归约(A→b) 移进归约(A→Ab) 移进移进归约(B→d) 移进归约承受
对输入串abbcde#的移进-规约分析过程
符号串abbcde是否是G[S]的子
S aAcBe aAcde aAbcde abbcde
步骤符号栈输入符号串动作
状态栈 ACTION GOTO
1〕 #
LR〔0〕LC〔Ab〕=ab
LR〔0〕LC〔AAb〕=aAb
LR〔0〕LC〔Bd〕=aAcd 的正规式
〔 =VnVt〕上
x
0 S①
2
a 3
b④
5
a
A 6
7
b
⑧
9
a
A
c
10
11
12
d⒀
a
A
c
14 15
16
17
B 18 e ⒆
DFA
a
A
b
x
2
3
6
S
b
1
4
c
B
e
5
7
9
d
8
构造LR〔0〕工程集标准族
活前缀与句柄的关系：
G[S]:
R
=>αβω

编译原理-清华大学-第6章-LR分析法(2+1,2+1)

出错。
r1 5
三、LR分析算法
状态/符号
Sm Xm Sm-1Xm-1 …… …… …… S1 X1
0#
输入缓冲区 a1…ai…an#
LR主控程序
动作表转移表 action goto
产生式序列
分析表
置ip指向输入串w的第一个符号；
状态0和符号#分别进分析栈；
令S为状态栈的栈顶状态；a是ip指向的符号；
作为DFA的初始状态。
21
3）定义状态转换函数GO (产生新的项目集）
GO(I,X)定义为CLOSURE(J)，其中I,J都是项目集， X(VN∪VT), J={AX•|当A•XI}。
J 的构造方法类似于词法分析的 MOVE函数
GO(I,X)类似于 CLOSURE（ MOVE（I，X））
4）构造LR(0)项目集规范族的算法
2、S′S• 称为句子识别态或接受项目；
3、转换关系：项目i为XX1…Xi-1•Xi…Xn, 项目j为XX1…Xi • Xi＋1…Xn，则从项目i画一弧线射向j，标记为Xi；
4、若项目i为X•A，其中A是非终结符，则从i项目画弧射向所有A•的项目，V*
5、规约项目为终态用双圈表示，双圈外有*号者为接受态 18
(最左规约，规范规约)
ab[2]b[3]cd[4]e[1]
(用[2]归约)
<= aAb[3]cd[4]e[1]
<= aAcd[4]e[1] <= aAcBe[1]
(用[3]归约) (用[4]归约) (用[1]归约)
<= S
其中<=表示规约
问题:在归约过程中,那些是可归前缀?
13
4、活前缀：G=(Vn,Vt,P,S'), 若有规范推导 S′* αAωαβω,

LR分析方法

a
I0 I1 I2
1,3,11 2 4,6,9 4,6,9
b
12,14,17
c
6,7,9
d
10
E
2
A
5
B

I3
I4 I5 I6
12,14,17
6,7,9 14,15,17 5

14,15,17
6,7,9 14,15,17
18
10 18

8
13
16
I7
I8 I9 I10 I11
13
8 16 10 18

①据 NFA可以构造DFA的转换矩阵：
②状态转换图表示(P106)：
对照转换矩阵
S0S2S5S2 r1 S0S2S5S2S5 S0S2S5S2S5S3 S0S2S5S2S5S2 S0S2S5S2S5S6 S0S2S5S6 S0S1
S0 S1 S2 S3 a
(1)LE,L (2)LE (3)Ea (4)Eb
10 11 12 13
b #E,E,L
S3
#E,L #L
S4
r1(LE,L)
1 S5
# #
r (LE,L) r accr3
r4
6 r1
r3
分析成功
2
S4
S5 S6 S3 S4
r4
5.3.1 LR(0)分析表的构造
在LR分析算法中，所使用的“状态”是跟活前缀有关的，它就是能够识别文法所有活前缀的有限自动机的状态，每个状态由一个或多个项目构成。一、项目、活前缀：希望用产生式S的右 1.定义：对于文法G，其产生式的右部添加一个特殊符号“.” 部进行归约，当前的就构成文法的一个LR(0)项目，简称项目。用产生式SaAcBe进行输入应为a 归约时，a已经匹配(进每个项目中圆点的左 2.例如： S.aAcBe 栈)，需分析S a.AcBe 部表示在分析过程中，对于产生式: 有项目： Sa.AcBe Aa.cBe 要用该产生式归约时， SaAcBe SaA.cBe 产生式SaAcBe右部句柄已识别的部分每个产生式对应的 SaAc.Be 分析结束，句柄已经 (进入符号栈)，右部项目个数等于它右部 SaAcB.e 形成，可以归约了。表示等待识别的部分。的长度加1 SaAcBe. A的项目为A.

编译原理 LR分析法

文法的LR(0)分析表
文法G[S] （1）S → aAcBe （2）A → b （3）A → Ab （4）B → d
状态 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 r4 r1 r4 r1 r4 r1 r4 r1 r3 r3 r3 r2 s4 s6 r2 s5 r2 r2 s8 r3 r3 S9 r4 r1 r4 r1 r3 r2 r2 7 ACTION a s2 acc 3 b c d e # S 1 GOTO A B
LR分析方法的基本原理
–把每个句柄（某个产生式的右部）的识别过程划分为若干状态，每个状态从左到右识别句柄中的一个符号，若干状态就可以识别句柄左端的一部分符号。
–识别了句柄的这一部分就相当于识别了当前规范句型的左部分，称为活前缀。因此，对句柄的识别就变成了对规范句型活前缀的识别。
–LR分析程序实际上就是利用有限自动机来识别给定文法的所有规范句型的活前缀。
设2w * xw, 则对任何B 有规范推导
S
rm *Aw
1 B 2w 1 B xw 1 xw
所以 B . 对活前缀 1 也是有效的。
定义 (有效项目集，项目集规范族)：
文法G的某个活前缀的所有有效项目组成的集合，称为活前缀的LR(0)有效项目集。文法G的所有有效项目集组成的集合，称为G的LR(0)项目集规范族。
• LR(k)技术包含一组方法：LR(0)、 SLR(1)、LR(1)和LALR(1)。 • LR(0)无需预测输入符号，实现最简单，局限性最大，基本上无法实用，但是它是LR分析的基础。 • 简单的LR，即SLR(1)，是一种比较容易实现而且具有使用价值的方法，但是却不能分析一些常见程序语言的结构。
例如，对于输入串abbcde，其规范推导过程为 S aAcBe aAcde aAbcde abbcde – 每个句型都是规范句型。这个过程的逆过程就是归约过程，即从输入串abbcde归约到文法的开始符号S。 – 我们分析其中的一个规范句型aAbcde，它的句柄是Ab（最左直接短语），前缀有aAbcde，aAbcd，aAbc，aAb，aA，a以及空字符串，活前缀是aAb， aA，a和，在它后面添上终结符串cde 就是规范句型。

第六章LR分析法(2)

下面重点介绍2o方法：
1. LR (0)项目集规范族的构造项目集规范族的构造DFA方法项目集规范族的构造方法步骤：
1o 拓广文法G为G’，方法：加入0. S’∷=S(S为G的识别符号，S’为G’的识别符号) 2o 列出所有G’的LR(0)项目 3o 求DFA的初态I0=closure(I)
设分析栈中已移进和归约出的符号串为#E+T时：栈顶的状态为Sm： Sm . . . S1
S0 分析栈
T + E #
Sm不仅表征了从分析开始到目前已扫描过的输入符号被归约成＃E+T。 Sm可预测：根据归约时所用的产生式（非终结符T的产生式）推测未来可遇到的输入符号仅是FOLLOE（T）＝{+，*，),#} 中的任意－符号：若读的符号是*，根据文法可知 +< *栈顶未形成句柄。*进栈若读的输入符号是+，），＃之一时，+ >+或），＃，栈顶形成句柄，归约为E+T为E 若输入不是上述4个符号，则表示输入串有语法错
的
(2)分析表：包括动作表(ACTION)和状态转换表(GoTo)两个部分析表：分析表分。它们都可以用二维数组表示。不同的文法分析表内容不同同一个文法采用的LR分析器不同时，分析表的内容将也不同。 LR分析器的关键部分是分析表的构造。 (3)分析栈：包括文法符号栈x和相应的状态栈S。它们均用一维分析栈：分析栈数组表示。三，LR分析器的工作原理例：文法G[E]: E::=E+T|T T::=T*F|F F::=(E)|i
A::= α
A::= α1 α2
A::= α
文法G中右部标有园点的产生式称为G的一个LR(0)项目. 特别：对于空产生式A∷=ε,则仅有项目A∷= 注 (1)文法G的全部LR(0)项目是构造识别文法所有规范句型活前缀的DFA的基础。 (2)每个项目的含义与圆点的位置有关，概括说：圆点左部表示分析过程的某时刻用该产生式归约时句柄已识别过的部分。圆点右部表示待识别的部分。 (3)根据圆点位置和圆点后是终结符还是非终结符，将一个文法全部LR(0)项目分为4类： U∷=xay(x，y为符号串，a∈VT)即圆点后为终结符的项目为移进项目。表明期待从剩余的输入串中移进一个符号，以待形成句柄。移进项目： ●移进项目：形如

LR分析法

LR分析表 LR分析表是LR 分析器的核心，它由分析动作 (ACTION)表和状态转移 (GOTO)表两个子表组成; ACTION[Sm,ai] 指明当栈顶为 Sm,输入符为ai 时应完成的分析动作; GOTO[Sm,Xi]指明当分析栈移进一个输入符号或按某产生式进行归约后所要转移到的下一状态.
规范句型的活前缀(续) 规范句型的活前缀
在前面的例子中的第五行: #E,b ,a#中,b是当前句型的句柄, “ε”, “E” , ”E ,” , ”E , b”都是~. LR分析过程实际上就是一个逐步产生(识别)~ 的过程.. 在分析的每一步,栈内符号总是~,且与此时栈顶符号相关. 提示若能构造一个识别所有活前缀的自动机提示: 识别所有活前缀的自动机, 识别所有活前缀的自动机则构造分析表就不难了.
LR分析器的总控程序
parser( ){ 初始化；初始化 while((item=ACTION[TopStat][InpSym]))!=Acc){ if(item==ERROR) error( ); if(item==sj){push(j);advance( );} else reduce(i);/* item== ri*/ } accept( ); }
分析栈
内容栈的分析
总控程序分析表
Sm Xm … S1 X1 S0 #
LR分析表 LR分析表
a1 S1 S2 … Sn ACTION(S1 ,a1] a2 ACTION(S1 ,a2] … … … … … al ACTION(S1 ,al] ACTION(S2 ,al] … ACTION(Sn ,al] ACTION(S2 ,a1] ACTION(S2 ,a2] … … ACTION(Sn ,a1] ACTION(Sn ,a2]

LR分析法专业知识讲座

E→E+T| T
· · ·
Sm
T +
分析栈
T→T*F | F F→(E) | id
S1 S0
E #
示意图
状态Sm不但表征了从分析开始到目前已扫描过旳输入符号被归约成#E＋T，而且由Sm能够预测，假如输入串没有语法错误，根据归约时所用规旳则输（入非符终号止仅符是T旳规则）只推有测FO才出LL会O将W跟(T在来)中T可背旳面能符号遇到
6.1 LR分析法
LR分析法是一种自下而上进行规范归约旳语法分析措施。
这里L是指从左到右扫描输入符号串。 R是指构造最右推导旳逆过程。
这种分析法比递归下降分析法、预测分析法和算符优先分析法对文法旳限制要少得多。
6.1 LR分析法
对于大多数用无二义性上下文无关文法描述旳语言都能够用LR分析法进行有效旳分析，而且这种分析法分析速度快，并能精确及时地指出输入串旳语法错误和犯错旳位置。
S4 S5 用第4条规则A→c归约
bb#
S8
b#
用第3条规则A→aAb归约
b#
S8
#
用第3条规则A→aAb归约
#
用第1条规则S→A归约
#
acc
6.1.2 LR（0）分析法
由前例，对输入串aacbb#旳归约过程，能够看出，当所分析旳输入串没有语法错误时，则在分析旳每一步，分析栈中已移进一归约旳全部文法符号与余留旳输入符号串合起来，就是所给文法旳一种规范句型。
状
态a
0 S4 1 2 r1 3 r2 4 S4 5 r4 6 r6
7 8 r3
9
10 r5
ACTION bcd
S5
S6
r1

LR分析法

*例子：P166例：4.17 —— P169图4.21
-项目集合中的冲突
*移进-归约冲突
项目集合同时含有形如A→α.aβ和B→γ.的项目
*归约-归约冲突
项目集合中同时含有形如A→α.和B→ β.的项目
-如果文法G的LR（0）项目集规范族中不含有移进-归约冲突和归约-归约冲突，则称文法G为LR（0）文法
二、LR（0）分析：
-分析过程中
*栈中的文法符号串并上剩余的输入串构成一个右句型（规范句型）
*当该右句型的句柄出现在栈顶时，归约，否则，移进
*栈中的文法符号串是当前句型的前缀，该前缀不包含句型句柄后面的符号，称之为活前缀
*活前缀：P145
*可归前缀：包含完整句柄的活前缀
*分析过程可以看作是识别文法规范句型活前缀的过程。只要每一时刻栈中的文法符号串是某规范句型的活前缀，则说明已分析的部分是正确的
◇移进项目：A →α.aβ
◇待约项目：A →α.Bβ
◇归约项目：A →α.
◇接受项目：S’ →S.
*有效项目：P164
*有效项目集：P165
* LR（0）的项目集规范族：P165
* LR（0）项目集合的闭包，closure（I）：P165
* LR（0）项目集合的转移函数，go（I，X）：P165
*构造LR（0）项目集规范族：算法—P170图4.22
分析一个句子：accd$
三、SLR分析：
-对于LR（0）项目集规范族中有冲突的项目集合，有的可以通过向前看一个符号（考察当前正在扫描的符号）来解决冲突
*当存在冲突时才向前看一个符号，因此是一种简单的LR（1）分析方法，称为SLR分析
-解决方法：
*假设一个LR（0）项目集规范族中有如下项目集合：

自底向上LR分析法

4.接受项目：对于拓广文法G[S’],有项目S’S 它是一个特殊的归约项目，我们称它为接受项目，它所对应的状态为接受状态。拓广文法G ´的接受项目是唯一的，即 S’S
三、构造识别活前缀的NFA
根据项目定义，我们可给出文法中所有产生式的项目，而每个项目都为识别活前缀的NFA的一个状态。即文法有多少个项目，它所对应识别活前缀的NFA就有多少个状态。 1.NFA的构造原则 (1)NFA的状态集：由每个项目所对应的状态组成； (2)输入字符集合：由文法的文法符号组成包括终结符、非终结符和； (3)初态：对于文法G[S]的拓广文法G[S’],有项目S’ S ,由于S’仅在第一个产生式的左部出现，所以规定它为初态； (4)终态：对于拓广文法G[S’],有项目Uu (即圆点在最后的项目),作为NFA的终态；
上例规范句型为什么？
该规范句型的活前缀是什么？
aAb[3]cd[4]e[1]
aAcd[4]e[1] aAcBe[1] S
B d[4]
规范句型：
abbcde， aAbcde， aAcde ， aAcBe， S
规范句型： abbcde， aAbcde， aAcde ， aAcBe， S 有下面规范句型的活前缀： ab[2]b[3]cd[4]e[1] ，a，ab aAb[3]cd[4]e[1] aAcd[4]e[1] ，a，aA，aAb ，a，aA，aAc，aAcd
一个规范句型的活前缀不含句柄之后的任何符号
活前缀和句柄的关系? 1. 活前缀不含有句柄的任何符号；
2. 活前缀含有句柄的部分符号；
3. 活前缀已含有句柄的全部符号。
活前缀
例：文法G[S]为：为产生式加序号变为：
S aAcBe

第06章_LR分析法(2)

6.2 SLR（1）分析法
SLR(1)分析表的构造与LR(0)分析表的构造基本相同。仅对LR(0)分析表构造算法中的规则2进行如下修改：若归约项目A→α•属于Ik，则对任何终结符 a ∈ FOLLOW(A)置 ACTION[k, a]=rj，其中A→α为文法的第j条规则。
6.2 SLR（1）分析法
a
S5 S6 r5 r3 r4
S2 S3
ACTION b c
#
acc
GOTO S A
1 4 7
r1 S2 r2 S9 r1
r1 r2 S8 r1
r1 r2 r1
0. 1. 2. 3. 4. 5.
S'→S S →Sb S →bAa A →aSc A →aSb A →a
G[S]的 SLR(1) 分析表
6.2 SLR（1）分析法（）
GOTO E T F 1 2 3
8 2 3 9 3 10
S7r1 r3 r5
r1 r3 r5
r1 r3 r5
算数表达式文法的SLR(1)分析表
状态 id
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 S5
ACTION
+
S6 r2 r4 r6 S6 r1 r3 r5 * S7 r4 r6 S4 S4 S4 S11 ( S4 ) r2 r4 r6 # acc r2 r4 r6
0. S'→S 3. A →aSc 1. S →Sb 4. A →aSb 2. S →bAa 5. A →a
I8: A →aSc·
I9: A →aSb·
6.2 SLR（1）分析法（）
分析所有这些项目集，可知在项目集 I5中存在移进—归约冲突，I9中存在归约—归约冲突，因此该文法不是LR(0)文 FOLLOW(S) FOLLOW(S') FOLLOW(A) 法。考虑含冲突的项目集能否用SLR(1)方法解决。 0. S'→S 3. A →aSc

第6讲 LR分析法

第6章-自底向上的LR分析法

LR分析法

第六章 LR分析法

LR分析法

编译原理 第06章_LR分析法(3)

《编译原理LR分析》ppt课件

编译原理-清华大学-第6章-LR分析法(2+1,2+1)

LR分析方法

编译原理 LR分析法

第六章LR分析法(2)

LR分析法

LR分析法专业知识讲座

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自底向上LR分析法

第06章_LR分析法(2)

编译原理第06章_LR分析法(3)