编译原理课程设计

For循环语句的语法分析及语义分析程序设计----递归下降法、输出四元式1.系统描述1．1目的通过设计、编制、调试一个FOR循环语句的语法及语义分析程序，加深对语法及语义分析原理的理解，并实现词法分析程序对单词序列的词法检查和分析。

1．2设计内容及步骤对循环语句的运行过程描述：FOR（赋值语句1或空；布尔表达式2；循环变量+步长）{ 赋值语句 }，for中的三个部分都可以包含多于一个的式子，其中第一部分为对循环变量赋初值；第二部分为判断循环条件是否满足，里面会用到循环变量；第三部分为对每执行一次循环就对循环变量做一次改变，并以此为基础判断循环条件。

该语句的执行顺序为，第一次执行该循环第一部分的语句，在完成循环体部分的执行后，进入第三部分对循环变量做调整，然后到第二部分判断循环条件是否满足情况，是则进入循环体，然后再按以上顺序循环做；否则跳出循环。

得到以下流程图：(1)写出递归下降语法分析方法要求的文法和属性文法描述。

(2)描述递归下降语法分析方法的思想。

(3)给出中间代码序列的结构设计。

(4)完成相应的词法分析、语法分析和语义分析程序设计。

(5)测试用例和测试结果。

设计不同的测试用例以显示程序的各种功能，包括简单的for循环和for循环的嵌套。

并记录测试结果。

2 翻译过程2.1词法分析词法分析是计算机科学中将字符序列转换为单词（Token）序列的过程。

进行语法分析的程序或者函数叫作词法分析器（Lexical analyzer，简称Lexer），也叫扫描器（Scanner）。

词法分析器一般以函数的形式存在，供语法分析器调用。

词法分析是编译过程中的第一个阶段，在语法分析前进行。

也可以和语法分析结合在一起作为一遍，由语法分析程序调用词法分析程序来获得当前单词供语法分析使用。

简化设计、改进编译效率、增加编译系统的可移植性。

词法分析是编制一个读单词的过程，从输入的源程序中，识别出各个具有独立意义的单词，即基本保留字、标识符、常数、运算符、分隔符五大类。

并依次输出各个单词的内部编码及单词符号自身值。

单词的分类主要分为五类：1. 关键字：由程序语言定义的具有固定意义的标识符。

也称为保留字或基本字。

2. 标识符：用来表示程序中各种名字的字符串。

3. 常数：常数的类型一般有整型、实型、布尔型、文字型。

4. 运算符：如+、－、*、/ 等。

5. 界限符：如逗号、分号、括号等。

这里将词法分析程序设计成一个子程序，每当语法分析程序需要一个单词时，则调用该子程序。

词法分析程序每调用一次，便从源程序文件中读入一些字符，直到识别出一个单词。

2.2、语法分析采用递归下降方法，为对应文法中的每个非终结符编写一个递归过程，每个过程的功能是识别由该非终结符推出的串。

若输入串是给定文法的句子，则从文法的开始符号出发一定能推导出与输入的单词串完全相同的句子。

语法分析是编译过程的一个逻辑阶段。

语法分析的任务是在的基础上将单词序列组合成各类语法短语，如“程序”，“语句”，“表达式”等等。

语法分析程序判断源程序在结构上是否正确.源程序的结构由上下文无关文法描述.语法分析程序可以用YACC等工具自动生成。

语法分析是编译程序的核心部分,其主要任务是确定语法结构,检查语法错误，报告错误的性质和位置，并进行适当的纠错工作。

语法分析的主要工作：是识别由词法分析给出的单词序列是否是给定的正确句子（程序）。

语法分析常用的方法：自顶向下的语法分析和自底向上的语法分析两大类。

此次设计中语法分析中主要通过递归下降分析法对语法分析处理过程进行控制，使输出的三地址表示的翻译的工作有条不紊的进行，同时识别语法分析中的语法错误。

递归下降法主要采用自顶向下方法，即从文法的开始符号开始进行分析，逐渐推导的往下构造语法树，使其树叶正好构造出所给定的源程序串。

自顶向下方法的关键是确定在推导过程中选择候选式的问题。

当进行推导时，一个非终结符可能对应多个产生式，这样我们就无法事先知道应该用哪个产生式，因此实用都作了一些限制。

以便在任何情况下都能确定应该用的产生式。

自顶向下的主要思想是从开始符出发导出句型并一个符号一个符号地与给定终结符串进行匹配。

如果全部匹配成功，则表示开始符号可推导出给定的终结符串。

因此判定给定终结符号串是正确句子。

在语法分析的同时可由语法分析程序调用相应的语义子程序进行语义处理，完成附加在所使用的产生式上的语义规则描述，并生成四元式的中间代码形式。

词法分析程序和语法分析程序的关系：2.3中间代码生成中间代码，也称中间语言，是复杂性介于源程序语言和机器语言的一种表示形式。

为了使编译程序有较高的目标程序质量，或要求从编译程序逻辑结构上把与机器无关和与机器有关的工作明显的分开来时，许多编译程序都采用了某种复杂性介于源程序语言和机器语言之间的中间语言。

中间代码（语言）是一种特殊结构的语言，编译程序所使用的中间代码有多种形式。

按其结构分常见的有逆波兰式（后缀式）、三地址代码（三元式、四元式）和树形表示（抽象语法树）、DAG表示。

本次课程设计要实现的是四元式表示。

2.4属性文法对于文法的每个产生式都配备了一组属性的计算规则，称为语义规则。

所谓语法制导的翻译指的是在语法分析过程中，完成这些语义规则描述的动作，从而实现语义处理。

一个属性文法包含一个上下文无关文法和一系列语义规则，这些语义规则附在文法的每个产生式上。

本系统中所使用FOR循环语句的文法包括FOR语句本身，赋值表达式和布尔表达式。

3 递归下降法递归下降法又称递归子程序法。

在程序语言的语法定义中有许多采用递归定义。

我们在对它进行语法分析时，编制的处理程序也采取递归的方式，可使其结构简单易读。

但由于频繁地调用子程序大大地降低了分析速度。

3.1 主要思想对每个非终结符按其产生式结构写出相应语法分析子程序。

因为文法递归相应子程序也递归，子程序的结构与产生式结构几乎一致。

所以称此种方法称为递归子程序法或递归下降法。

3.2 用程序表示递归子程序的内部结构设A是一个非终结符：A→β1A→β2┊A→βn则写ζ(A) ⇔ if char∈first(β1) thenζ(β1)else if char∈first(β2 ) then ζ(β2 )else…if char∈first(βn ) then ζ(βn)else ERROR其中ζ(βi)表示调用处理符号串βi的子程序。

对A的任一右部i 设为：βi = y1 y2 … yn则定义ζ( βi) ⇔beginζ(y1);ζ(y2);…;ζ(yn) end其中yj可分为下列两种情况（j=1,…,n):1) yj∈VT,则ζ( yj) if char≠ yj then ERROR else READ(char)2) yj∈VN,则ζ(yj)表示调用关于yj的递归子程序。

3．3递归下降法对文法的限制：1任一非终结符B都不是左递归的，否则会产生死循环。

2对A的任意两个右部βi , βj ,有：first(βi)∩first(βj)=φ 。

First(βi)表示βi所能导出串的第一个符号的集合。

显然，每个βi的first(βi)是互不相同的，否则则无法判断应执行哪个ζ(βi )。

4 文法及属性文法的描述对于文法的每个产生式都配备了一组属性的计算规则，称为语义规则。

所谓语法制导的翻译指的是在语法分析过程中，完成这些语义规则描述的动作，从而实现语义处理。

一个属性文法包含一个上下文无关文法和一系列语义规则，这些语义规则附在文法的每个产生式上。

形式上讲，属性文法是一个三元组 :A=(G，V，F)，其中：G:是一个上下文无关文法；V:有穷的属性集,每个属性与文法的一个终结符或非终结符相连,这些属性代表与文法符号相关信息；F:关于属性的属性断言或一组属性的计算规则(称为语义规则) 。

断言或语义规则与一个产生式相联,只引用该产生式左端或右端的终结符或非终结符相联的属性。

5.解题过程5.1 文法设计本次课程设计具体文法需要满足的条件如下：1)S->for (A;B;C) {D}2)A->G=F|ε3)B->G<E|G>E|G<=E|G>=E|G==E|G!=E4)C->G++|G--|G=F5)D->SD|C;D|ε6)E->G|0|1|2|3|4|5|6|7|8|97)F->E*E|E/E|E+E|E-E|-E|E8)G->a|b|c…|x|y|z由于递归下降法需要文法为LL(1)文法，而该文法这个时候并不是LL（1）文法，顾要对其进行消除做递归的操作。

1.提取做公共因子 2.消除左递归后，得到文法如下：1)S->for (A; B; C) {D}2)A->G=F|ε3)B->GJ4)C->GH5)D->SD|C;D|ε6)E->G|0|1|2|3|4|5|6|7|8|97)F->EI|-E8)G->a|b|c…|x|y|z9)H->++|--|=F10)I->*E|/E|+E|-E|ε11)J-><K|>K|==E|!=E12)K->E|=E以上文法为消除左公共因子和消除左递归后的情况，检验发现，他确实为LL(1)文法。

注意，本次报告为了简化题目来避免递归等情况的发生，提出了以下限制：1.每次+-*/运算都只能有一次；2.每次的变量都只能由一个字符组成；3.数字在0~9范围内；4.必须对控制变量初始化5.2语法分析方法设计通过该文法，结合课件上的例子，可以看出，我们可以把每一个终结符都设计为一个子函数，通过互相调用来以递归子程序的形式完成程序设计。

这里拿以下文法来打个比方：E→TE′E′→+T E′|εT→FT ′T′→ * FT′|εF→i |（E）根据以上文法可写出：（1）E→TE′非终结符E对应的子程序为：E( ) {T( );E'( );}E′→+T E′|ε非终结符E'对应的子程序为：E' ( ){ if sym＝’+’ { read(sym);T( ); E' ( ); }else if sym∈FOLLOW(E') return;else error( );}这个非终结符给了一个很好的例子，里面同时包括了非终结符和终结符，这个子程序按照通过以该非终结符为左端的产生式，逐个分析后面的符号，若是终结符，就读入它；若是非终结符，就调用这个函数；否则若出现不可能的情况就报错。

这里面还有一个比较特殊的情况，即产生式中有空串的存在，这个时候除了讨论产生式中已有的终结符外，由编译原理的相关原理可以知道，Follow集包含某非终结符后面可能出现的所有的终结符，因此还需要该终结符讨论Follow集，再判断是否出错。