理解するための例で - - 「コンパイラ理論」ボトムアップ構文解析、FIRSTVT、LASTVTセット

理解するための例で - - 「コンパイラ理論」ボトムアップ構文解析、FIRSTVT、LASTVTセット

前：-理解するための例で-コンパイラ理論、トップダウン解析しFIRST、FOLLOW、SELECTセット、LL（1）文法

このノートは教科書「コンパイラの理論」である-研究はチャンジン先生版を指摘します。
Benpianノートでは、第5章です。

（A）ボトムアップ型の構文解析の概要

ボトムアップの解析から、

ボトムアップ解析するので、入力されるシンボル列を開始ステップ文法プロダクションを使用して、還元を還元文法の開始シンボルを試みます。

ビューツリーの言語的観点から

分析プロセスはとしてボトムアップ入力記号列であるため、シンボルのDuanmoノード列、解析ツリー構造のルートに向かって上方向に木があることを起こる文法の開始記号であるルートノード。

ボトムアップ解析プロセスのプロセスは、実際に直接還元の進行中のプロセスであるので

：効果に法律 - に移動

レジスタ・スタック・シンボルのうちに前進した後、記号入力一つずつに移動記号列が形成されたときに、スタックのスタックを還元可能な文字列を、すなわち、この還元月（右側部分の製造時に） （文字列を置換削減への）生産の非終端左側部分。

ボトムアップ解析プロセスの基本的な考え方ため
に左から右入力記号列をスキャンし、再び一つによって入力シンボルに移動分析スタックスタックの分析がスタック記号列に形成されているかどうかを確認しながら、ハンドル（ハンドルが種類毎に生成されますハンドルがスタックを置くように形成されている場合、右）、それぞれの非終端式左部分を生成する記号列に置き換えられ、それを交換すると言われている法令、新しいスタックの上部および法令を走査し続ける、規程に移動。

例：に移動 - 規程

トピック：

给定文法 G[S]：
（1）S -> aABe
（2）A -> b
（3）A -> Abc
（4）B -> d

解析：
手順：12345678910
アクション：入る正規に正規化に正規化に正規化
AB（2）BC（3） （1）D（4）E

実行されると、スタックの第1の分析チャートに反映されないが、以下がプラス＃なければならない、スタックの底部に＃に格納され、残りの入力文字列が左端第1積層スタックの解析に、スタックがある場合、文法上右解析部4文法が完全に一致しない、それはハンドルを構成するものではありません。

> Bの法令、スタックはAAは得られる - この時点で、右に合わせて生産ユニットのスタックのb場合文法トップ（4）と、を用いて、第二の入力シンボルBに移動し続けます

次いで法律（3）生産文法を用いて行わB、Cに移動。

式（1）の法令と最後aABeまで開始シンボルS、受け入れます。

テーブルとして表される：

（教科書から画像：「コンパイラの理論」張ジン先生版）

ツリーによって表される：
すべての法律サブツリー構造に相当し、文字列の末尾に入力ガイド、全体の構文木を構築します。

（写真教科書から：「コンパイラの理論」張ジン先生版）

法令規制上の

まず、ボトムアップ分析に移動 - 還元プロセスは、トップダウンの逆のプロセス右端の派生です。

それを理解するには？

右端の導出は右端非終端にたびに誘導され、トップダウン右端の導出は、開始シンボルから右端の導出は、入力記号列右端導出リリースたびに解放するために最も入力文字列がありますターミネーターの右端、そして最終的には、左端のターミネータを起動します。
これは、入力記号列から逆のプロセスの始まりでした、一番左導出ターミネータで始まるたびに、最後の開始記号を立ち上げました。還元プロセス-すなわち、ボトムアップ分析が中に移動しました。

右端の導出は正規の派生と呼ばれているので、あなたは、左から法律の右側に、この文を理解すれば正規の法律と呼ばれています。

ハンドルについて

ハンドルは、スタック記号列、ハンドル付きの減少に存在する還元工程、。だから、キーは分析プロセスをどのように処理するかを決定することです。

寻找句柄的方法不同，也就形成了不同的自底向上分析法。我们将介绍两种不同的方法，分别是优先分析法和 LR 分析法。

句柄就是每个产生式的右部。

句柄具有 “最左” 特征，这一点对于移进－归约过程很重要。

因为：句柄的 “最左” 性和符号栈的栈顶是相关的。对于规范句型来说，句柄的后面不会出现非终结符号（即，句柄的后面只能是终结符）。

基于这一点，我们可以用句柄来刻划 “可归约串”。因此，规范归约的实质是，在移进过程中，当发现栈顶呈现句柄时，就用相应产生式的左部符号进行替换。

优先分析法

优先分析法是在文法的一些符号之间建立所谓的优先关系，它又可以分为简单优先分析法 和 算符优先分析法

LR 分析法

根据分析过程中迄今已经取得的信息，并向前查看若干个输入符号来确定当前应采取的分析动作，及移进，规约，接受或报错。

可归约串

每实现异步规约都是把一串符号的用某个产生式的左部符号来代替，我们可以把栈顶上的这串符号成为 “可规约串”。事实上，存在种种不同的方法刻画 “可规约串”。

对这个概念的不同定义，也就形成了上述不同的自底向上的分析法。

• 优先分析法
  • 简单优先分析法（句柄）
  • 算符优先分析法（最左素短语）
    即在 算符优先分析 中，我们用 “最左素短语” 来刻画 “可规约串”
• LR分析法（句柄）

（二）短语，直接短语，句柄

还有一个概念需要理解，句型，一起看。

句型的短语，直接短语定义：

若 S 是文法 G 的开始符号，αβδ 是该文法的一个 句型（能通过这个文法推导出来），即 S =^*> αβδ，其中 α，δ ∈ V*，β ∈ V⁺。

如果有 S =^*> αβδ 且 A=⁺>β，其中 A ∈ V_N，则称 β 是句型 αβδ 相对于非终结符 A 的 短语。

另外，如果满足 S=^*>αβδ，且 A -> β 是文法 G 的一个产生式，则称 β 是句型 αβδ 相对于非终结符 A 的 直接短语。

句型的句柄定义：

在一个句型中可以有多个直接短语，位于句型 最左边的直接短语 就称为 句柄。

例题：找短语，直接短语，句柄

题目：

给定文法：
（1）T -> T*F
（2）F -> F↑P|P
（3）P -> (T)|a

对于句型 T*P↑(T*F)

解析：
（1）根据 T =*> T*P↑(T) 和 T =*> T*F（即产生式1），可知 T*F 是该句型的 相对于 T 的 直接短语。
（2）根据 T =*> T*P↑P（由产生式1和2推出） 和 P =*> (T*F)（由产生式1和3推出），可知 (T*F) 是该句型的 相对于 F 的短语。
（3）根据 T =*> T*F↑(T*F) 和 F => P，可知 P 是该句型的 相对于 F 的 直接短语。
（4）根据 T =*> T*F 和 F =*> P↑(T*F)，可知 P↑(T*F) 是该句型的 相对于 F 的短语。
（5）根据 T =*> T 和 T =*> T*P↑(T*F)，可知 T*P↑(T*F) 是该句型的 相对于 T 的 短语。

综上，T*P↑(T*F) 共有 5 个短语，其中两个是直接短语，由于直接短语 P 是句型的最左直接短语，所以 P 是句型的 句柄。

通俗的说一下，上面 5 个短语的两个条件能推出该句型，可以看出来。那么条件又是怎么来的呢？怎么知道怎么划分短语呢？这个就是通过句型和文法中个各个产生式来推，但这样很不直观，也容易漏。

怎么更快的找出所有短语，直接短语和句柄呢？

找出所有短语，直接短语和句柄，一种方法是根据定义寻找，显然，这种方法不直观，而且很难知道是否已穷尽所有情况；

另一种方法是利用语法树，首先为给定句型构造一颗语法树然后利用这棵语法树就可以找出该句型全部的短语，直接短语和句柄。

还对上题分析，使用语法树分析：

（图片来自教材：《编译原理》张晶老师版）

从底向上看，找子树

（1）T -> T*F
（2）P -> (T*F)
（3）F -> P
（4）F -> P↑(T*F)
（5）T -> T*P↑(T*F)

再根据文法中的产生式判断：

• 直接短语（文法中包含产生式），有子树（1），子树（3），就是说他俩为直接短语
• 句柄（最左直接短语），比较（1）和（3）谁在左边

对语法树的剪枝方法

（1）每个句型都有一个语法树
（2）每个语法树（整棵树）的端末结点自左向右排列就组成一个 句型
（3）每棵 子树的端末结点 自左向右排列就组成一个 短语
（4）每棵 简单子树的端末结点 自左向右排列就组成一个 直接短语
（5）最左简单子树的端末结点自左向右排列就组成一个 句柄

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（三）简单优先分析法

优先分析法分为：

• 简单优先分析法（句柄）
• 算符优先分析法（最左素短语）

简单优先分析法是一种典型的 自底向上 的分析法，它符号串进行语法分析的过程是一个 规范规约 的过程。

它首先对文法 按一定规则 求出 所有符号（即终结符和非终结符） 之间的 优先关系，然后在分析过程中根据文法符号之间的 简单优先关系 来寻找符号串中可以进行规约的子串（即句柄）来进行规约。

简单优先文法

由于简单优先分析法是按照文法符号之间的 优先关系 来确定句柄的，所以首先要介绍两个文法符号之间存在的优先关系，然后介绍优先关系是 怎样确定的 和 如何构造关系表。

三种简单优先关系：

在简答优先文法中，两个文法符号之间可以是下述三种优先关系之一：

注意：

上面所引入的是三种优先关系都是对文法中的符号序偶来定义的，这三种关系和数学中的 =，<，> 不同，它们是有序的，就是不满足交换律，即
S_i <· S_j 不一定有 S_j <· S_i

详细：
（1）第一种关系 - S_i 和 S_j 优先级相同
（2）第二种关系 - S_i 的优先级低于 S_j
（3）第三种关系 - S_i 的优先级高于 S_j
（4）第四种关系 - 不存在优先关系。这个上面没有体现。

例题：已知文法，求优先关系

题目：

给定文法：
（1）S -> (R)|A|∧
（2）R -> T
（3）T -> S,T|S

注意：（3）中的逗号是终结符

求文法符号之间的优先关系：

解析：
为了更好理解，直接上截图，注意逗号的理解，并列逗号和终结符中的逗号。

简单优先文法定义：

简单文法是满足以下条件的文法：
（1）在文法字汇表中，任意两个符号之间至多存在一种简单优先关系
（2）文法中的任意两个产生式没有相同的右部（唯一性）

简单优先关系矩阵

对上面例题，做出简单优先关系矩阵

（图片来自教材：《编译原理》张晶老师版）

简单优先分析法定义：

对简单优先文法的分析方法就是简单优先分析法。

简单优先分析法的局限性：

简单优先分析法只适应于简单优先文法。实际上，一般的程序设计语言的文法都不是简单优先文法。

所以，虽然简单优先分析法准确、规范，但分析效率较低，而且实际使用价值不大，更多可以看书，此处不再描述

（四）算符优先分析法

算符优先分析法是一种古典又实用的方法。

算符优先文法（OPG文法）定义

简单优先分析法 规定了文法符号间 (非终结符 V_N 和终结符 V_T) 的优先顺序和结合性质，然后借助这种优先关系和结合顺序来寻找可归约串(句柄)进行归约。

算符优先分析法 规定了算符间 (终结符 V_T) 的优先顺序和结合性质，然后借助这种优先关系和结合顺序来寻找可归约串（最左素短语）进行归约。

通俗的说，算符优先分析法借助于终结符之间的优先关系确定可归约串。由于它不考虑非终结符之间的优先级关系，而且在规约过程中只要找到句柄就规约，并不考虑规约到哪个非终结符，因而算符优先规约并不是规范规约，确切的说，可规约串是最左素短语，而不是句柄。

特别有利于表达式分析，宜于手工实现。
但是它能力不强，仅能对算符优先文法进行分析。

算符优先分析法的分析过程是一种自下而上的归约过程，但这种归约未必是严格的最左归约。即 算符优先分析法不是一种规范归约法。

使用工具： 优先表、总控程序、栈

定义算符优先分析法前，先定义算法文法。

算符文法定义

若在上下文无关文法 G 中，不含 ε-产生式，且不含形如 U → …AB…的产生式，则称 G 为算符文法，也称 OG 文法 (Operater Grammar)

算符文法要满足：

• 不含ε-产生式；
• 产生式右部不包含两个相邻非终结符

算符优先分析法中，要利用 终结符 之间的 优先关系 来找出句柄，所以要先给出终结符之间存在的三种优先关系。

（图片来自教材：《编译原理》张晶老师版）

用语法树表示：

例题：判断 G 是否是 OPG 文法

题目：

对于文法 G(E)：
（1）E -> E+T|T
（2）T -> T*F|F
（3）F -> (E)|i

（1）判断 G 是否是 OG 文法（算符文法）；
（2）再找出 G 中所有终结符对的优先关系；
（3）最后判断 G 是否是 OPG 文法（算符优先文法）

解析：
（1）判断 G 是否是 OG 文法（算符文法），根据算符文法要满足：

• 不含ε-产生式；
• 产生式右部不包含两个相邻非终结符

（2）再找出 G 中所有终结符对的优先关系，得出优先关系表

具体怎么构造关系表，在下面有提

（图片来自教材：《编译原理》张晶老师版）

（3）最后判断 G 是否是 OPG 文法（算符优先文法）

由于对于 G(E) 的任何终结符对（a,b）至多只有一种优先关系成立，即优先关系表中不存在多重入口，所以，文法 G(E) 是一个算符优先文法

优先关系表的构造

由定义构造缺乏可操作性。所以选择由算法构造。

为了找出所有优先关系，使得优先关系表没有疏漏，要对 G 的每个非终结符 T 构造两个集合：FIRSTVT集（最左终结符集），LASTVT集（最右终结符集）

FIRSTVT 集，LASTVT 集定义：

FIRSTVT(T) 的构造规则（必背）

（1）若有 T→a… 或 T→Ra…，则 a∈FIRSTVT(T)；
（2）若 a∈FIRSTVT(R)，且有产生式 T→R…，则 a∈FIRSTVT(T)

LASTVT(T) 的构造规则（必背）

（1）若有 T→a… 或 T→…aR，则 a∈LASTVT(T)；
（2）若 a∈LASTVT(R)，且有产生式 T→…R，则 a∈LASTVT(T)

例题：求 FIRSTVT，LASTVT 集

题目：

对于文法 G(E)：
（1）E -> E+T|T
（2）T -> T*F|F
（3）F -> (E)|i

结果：

具体说一下怎么来的，
第一个 FIRSTVT(E) 集

• 由文法（1）和规则（1）得出 + ∈ FIRSTVT(E)
• 由文法（2）和规则（1）得出 * ∈ FIRSTVT(T)
• 由文法（1）和规则（2）得出 * ∈ FIRSTVT(E)
• 由文法（3）和规则（1）得出 ( ∈ FIRSTVT(F)
• 由文法（2）和规则（2）得出 ( ∈ FIRSTVT(T)
• 由文法（1）和规则（2）得出 ( ∈ FIRSTVT(E)
• 由文法（3）和规则（1）得出 i ∈ FIRSTVT(F)
• 由文法（2）和规则（2）得出 i ∈ FIRSTVT(T)
• 由文法（1）和规则（2）得出 i ∈ FIRSTVT(E)i

上面为了容易理解，分开写，但不直观，同理也可以根据 LASTVT 集规则计算出 LASTVT 集。

素短语

在这里插入图片描述 素短语是满足下面条件的短语：

• 至少包含一个终结符。
• 该短语不再包含满足第一个条件的更小的短语。

最左素短语：

处于句型最左边的那个素短语

算符优先分析算法就是根据 最左素短语 的定理构造的

算符优先分析算法的实现

仕組み：現在の文とは、常に最も左プライムフレーズ低減処理を探しています。最も左プライムフレーズを探している場合は、最初のフレーズターミネーターの最も左側'末端を見つけ、その後、最初のターミネーターのフレーズ前方左端の要素を検索します。
使用されるデータ構造：スタック配列。
：関連規則ターミネータ、その優先度が最も低いとみなさ文括弧など＃、。

制限のオペレータ優先順位分析

演算子の優先順位の分析削減仕様を超える速く、それはすべての個々の非終端記号の低減をスキップため。

非終端削減無視の過程でいくつかの減少があり、危険を、その文は、エラーの削減を修正します、文の文法的な文と間違わ文法ではありません、元の入力文字列につながる可能性があります。

概要

演算子の優先順位の分析と比較アルゴリズムとシンプルな解析アルゴリズムの優先順位

ことを除いて同様の2つのアルゴリズム、オペレータの優先度解析アルゴリズム削減のすべてのステップは、必ずしも規範の削減ではなく、最も左プライムフレーズの減少を識別するために、比較的、およびプロセスの中で最も左プライムフレーズを見つけるために、ターミネーターとの間の優先関係の非終端記号により影響を受けません

比較表：

-	シンプルな優先順位分析	演算子の優先順位分析
パースカテゴリ	トップダウン分析	ボトムアップ分析
文字列の缶法令	ハンドル	蘇フレーズ左端
文字列は、法令に従って決定することができます	任意の二つの文法シンボル間の単純な優先順位の関係	任意の2つのターミネータの間にオペレータの優先順位の関係
効率の比較	効率の低いです	唯一のターミネータ、高効率を考えます