編譯原理ll1語法分析實驗報告

㈠ 編譯原理實驗報告

#include<stdio.h>
void main()
{

int m=0,n=0,n1=0,n2=0,n3=0,zg,fzg,flag;
int bz[7]=;/*狀態改變控制，1 表示可以改變狀態zt值，0 表示不可以*/
int zt[7]=;/*狀態值，2表示未定狀態，1表示 是，0表示 否*/

char temp[100]="\0";/*用於求first集*/
char z[7];/*非總結符*/
char z1[7];/*總結符*/
char z2[7]="\0";/*gs[]文法中出現的標記個數的輔助字元 01234*/
char gs[100]="\0";/*文法，按順序排成字元串*/

printf("請依次輸入非終結符(不超過7個):");
gets(z);
while(z[m]!='\0')

fzg=m;//zg是非終結符個數

while(n<m)
//生成01234輔助字元
printf("您輸入了:");
puts(z);
fflush(stdin);

printf("請依次輸入終結符(不超過7個):");
gets(z1);
while(z1[n1]!='\0')

zg=n1;
printf("您輸入了:");
puts(z1);
fflush(stdin);

printf("按照正確格式輸入所有文法(總長度不超過100格式如下):");
printf("如果文法為(字元'k'表示空):\n");
printf("S-->AB S-->bC A-->k A-->b\n");
printf("輸入:0SAB0SbC1Ak1Ab\n");
printf(" (注:數字01234表示第一二三四個非終結符)\n");

gets(gs);
fflush(stdin);
printf("您輸入了:");
puts(gs);
m=0;
//對於輸入文法字元串的轉換，將每個文法式左部去除
while(gs[m]!='\0')
{
n=m;
if(gs[m]>='0'&&gs[m]<='9')
{
m++;
while(gs[m]!='\0')
{
gs[m]=gs[m+1];
m++;
}
//gs[m-1]='\0';
}
m=++n;
}

m=0;

//puts(gs);

/*情況一，直接判定是 形如: (A-->k) */
while(gs[m]!='\0')
{
if(gs[m]=='k')
{
zt[gs[m-1]-48]=1;
bz[gs[m-1]-48]=0;
}
m++;
}

/*情況二，直接判定--否 形如: (D-->aS ,D-->c) */
for(n=0;n<fzg;n++)
{
if(bz[n]==1)
{
m=0;
n2=0;
while(gs[m]!='\0')
{
if(z2[n]==gs[m])
{
if(gs[m+1]>=z1[0]&&gs[m+1]<=z1[n1-1])
zt[n]=0;
else //gs[m+1] 是非終結符n2做標記
}
//跳出循環，無法解決該情況，推到下面情況三
m++;
}
if(n2!=99) //完成所有掃描，未出現非終結符，得出結論zt[n]=0.bz[n]=0不允許再改變zt[n]
}
}

/*情況三，最終判定*/
do
{
flag=0;
for(n=0;n<fzg;n++)
{
if(bz[n]==1) //未得到判定
{ m=0;
while(gs[m]!='\0')
{
if(gs[m]==z2[n]) //判定gs[m]是輔助字元0123
{
m++;
while(gs[m]>='A'&&gs[m]<='Z')
{

n1=0;
for(n2=0;n2<fzg;n2++) //循環查找是gs[m]哪個非終結符
{
if(gs[m]==z[n2])
{
if(zt[n2]==1) //這個非終結符能推出空
zt[n]=1;
else if(bz[n2]==1) //這個非終結符 現在 不能推出空，但它的狀態可改即它最終結果還未判定

else
//設 m1 做標記供下一if參考
break; //找到gs[m]是哪個非終結符,for循環完成任務，可以結束
}

}
if(n1==99) break;
m++;
}
}
m++;
}
if(zt[n]==1) bz[n]=0;
if(bz[n]==0) flag=1;//對應for下的第一個if（zt[n]==2）
}

}
}while(flag);

printf("結果是:\n");

for(m=0;m<5;m++)
{
switch(zt[m])
{
case 0:printf("%c---否\n",z[m]);break;
case 1:printf("%c---是\n",z[m]);break;
case 2:printf("%c---未定\n",z[m]);break;
}

}
/*
puts(gs);
puts(zt);
puts(z);
puts(z1);
puts(z2);
printf("%d,,,%d",fzg,zg);
*/

//下面求first集
//下面求first集

for(n=0;n<fzg;n++)

m=0;n=0;n1=0;n2=0;
while(gs[n]>='0'&&gs[n]<='9')
{
for(;m<fzg;m++)
{
if(n2!=m)
n1=0; //m=n2用於第二次以後的for循環中還原上次m的值

if(gs[n]==z2[m])
{
while(gs[n+1]>'9')
{
if(n1==0)
//如果是第一個直接保存

//不是第一個，先與字元數組中其它字元比較，沒相同的才保存
else if(gs[n]>='a'&&gs[n]<='z'&&gs[n+1]>='A'&&gs[n+1]<='Z') //gs[n]是終結符 且 gs[n+1]是非終結符
;//什麼也不做，程序繼續n++，掃描下一個gs[n]

else
{
for(n3=0;n3<=n1;n3++)
{
if(temp[m*13+n3]==gs[n+1])
break;
}

if(n3>n1) //for循環結束是因為n3而不是break

}
n++;
}
break; //break位於if(gs[n]==z2[m]),對於gs[n]已找到z2[m]完成任務跳出for循環
}
}
n2=m; //存放該for循環中m的值
n++;
}
//進一步處理集除去非終結符
m=0;n=0;n1=0;n2=0;
for(m=0;m<fzg;m++)
{
if(flag!=m)
n1=0; //m=flag用於第二次以後的for循環中還原上次m的值

while(temp[m*13+n1]!='\0')
{
while(temp[m*13+n1]>='A'&&temp[m*13+n1]<='Z') //搜索非終結符
{
for(n=0;n<fzg;n++) //確定是哪個非終結符
{if(temp[m*13+n1]==z[n])
break;
}
while(temp[m*13+n1]!='\0') //從temp[n*13+n1]開始每個字元依次往前移動一

n1--;
while(temp[n*13+n2]!='\0') //把z[n]對應的first加入temp[m*13+n1]這個first中，每個字元依次加在最後
{
for(n3=0;n3<n1;n3++) //循環判定是否有相同的字元
{
if(temp[m*13+n3]==temp[n*13+n2])
break;
}
if(temp[n*13+n2]=='k'&&zt[m]==0) //那些不能推出 空，但是因為要加入 其他非終結符的first集 而可能含有 空
n2++;
else if(n3>=n1) //for循環結束是因為n3而不是break ,即無相同字元

else n2++;
}

n1=0;
n2=0;
}

n1++;
}
flag=m; //存放該for循環中m的值
}

//非終結符的first集輸出
m=0;n1=0;
for(m=0;m<fzg;m++)
{
n1=0;
printf("非終結符 %c 的first集是: ",z[m]);
while(temp[m*13+n1]!='\0')
{
printf("%c",temp[m*13+n1]);
n1++;
}
printf("\n");
}

}

㈡ 【編譯原理】自頂向下LL（1）分析中，消除左遞歸和提取左因子的目的是什麼

提取左因子---避免程序回溯；
消除左遞歸---消除死循環。

㈢ 編譯原理筆記7：語法分析（1）語法分析器的任務、語法錯誤的處理

語法分析器的兩項主要任務，分別：

源程序中的錯誤可以分為詞法/語法錯誤、語義錯誤兩類。前者主要形式是命名不合法、關鍵字書寫錯誤、語法結構有問題（比如缺分號、該配對的東西不配對）等；後者則可分為靜態/動態兩種，靜態例如類型使用錯誤、參數使用錯誤等，動態語義錯誤則是無窮遞歸這類邏輯性的問題。

例如：

緊急恢復：x = a+b+d; // 丟棄掉 b 後的記號，直到遇到 +

短語級恢復： x = a+b; // 加入分號

在寫程序時，要養成減少錯誤的好習慣：每次用變數、參數時，要在使用之前進行初始化，並在直接使用之前檢查一下是否出現值為空等問題，防止出現不可預知的錯誤

㈣ 編譯原理的LL(1)文法是什麼意思

L表明自頂向下分析是從左向右掃描輸入串，第2個L表明分析過程中將用最左到推倒，1表明只需向右看一個符號便可決定如何推倒即選擇哪個產生式（規則）進行推導，類似也可以有LL（k）文法，也就是需要向前查看k個符號才能確定選用哪個產生式、、

㈤ 關於LL（1）文法

(1)first(E)={(,i},first(D)={+,-,ε},first(T)={(,i},first(S)={*,/,ε}
first(F)={(,i}
follow(E)={#,)},follow(D)={#,)},follow(T)={+,-,#,)} follow(S)={+,-,#,)} follow(F)={*,/,+,-,#,)}
(2)select(E->TD)=FIRST(TD)={(,i}
SELECT(E->+TD)={+}
SELECT(E->-TD)={-}
SELECT(E->ε)={#,)}
SELECT(T->FS)={(,i}
SELECT(S->*FS)={*}
SELECT(S->/FS)={/}
SELECT(S->ε)={+,-,#,)}
SELECT(F->(E))={(}
SELECT(F->i)={i}
預測分析表：
+ - * / （ ） i #
E ->+TD ->-TD ->TD ->ε ->TD ->ε
D
T ->FS ->FS
S ->ε ->ε ->*FS ->/FS ->(E) ->ε ->ε
F ->i

(3)i/i-i的分析過程：
步驟 輸入串 剩餘串 移進或規約
1 # i/i-i#
2 #i /i-i# E->TD
3 #DT ......
...
剩餘的只要按照書上的步驟填就行了。

㈥ 編譯原理實驗二 LL(1)分析法

通過完成預測分析法的語法分析程序，了解預測分析法和遞歸子程序法的區別和聯系。使學生了解語法分析的功能，掌握語法分析程序設計的原理和構造方法，訓練學生掌握開發應用程序的基本方法。有利於提高學生的專業素質，為培養適應社會多方面需要的能力。

根據某一文法編制調試 LL(1)分析程序，以便對任意輸入的符號串進行分析。
構造預測分析表，並利用分析表和一個棧來實現對上述程序設計語言的分析程序。
分析法的功能是利用LL(1)控製程序根據顯示棧棧頂內容、向前看符號以及LL(1)分析表，對輸入符號串自上而下的分析過程。

對文法 的句子進行不含回溯的自上向下語法分析的充分必要條件是：
（1）文法不含左遞歸；
（2）對於文法中的每一個非終結符 的各個產生式的候選首符集兩兩不相交，即，若

Follow集合構造：
對於文法 的每個非終結符 構造 的演算法是，連續使用下面的規則，直至每個 不再增大為止：

僅給出核心部分
(1) GrammerSymbol.java

(2) GrammerSymbols.java

(3) Grammer.java

(4) LL1Grammer.java

㈦ 編譯原理follow集與first集的計算

下面我將介紹一下我關於LL（1）文法部分的計算文法非終結符First集以及Follow集兩個知識點的理解。

首先是First集的計算部分，計算First集首先看我們原文法的左邊，原文法左邊不重復的都要進行First集的計算，計算時具體有以下三種情況：

（1）先看產生式後面的第一個符號，如果是終結符，那就可以直接把它寫到這個產生式的First集中，例如：產生式為M->nDc,那在First集中我們就可以直接寫上First (M)={ n }；

（2）如果產生式後面的第一個符號是非終結符，就看這個非終結符的產生式，看的時候同樣利用前面的兩種看法；但是當產生式為ε時，則需要把ε帶入到待求First集的元素的產生式中再判斷。例如：A->Bc； B->aM；B->ε，求First(A)時，我們看到A的第一個產生式中的第一個符號是B，B是一個非終結符，所以我們就要接著看B的產生式，B的第一個產生式的第一個符號為a，a是一個終結符，直接把a寫入First(A)，B的第二個產生式為ε，把ε帶入A->Bc中，A->c(注意：如果將B->ε帶入表達式後A的產生式為A->ε，ε不可以忽略)，c是終結符，所以把c也寫入First(A)，最後First (A)={ a，c }。

（3）當產生式右邊全為非終結符，且兩個非終結符又都可以推出ε時，我們需要把這個產生式的所有情況都列出來，再分析。例如：A->BC;B->b|ε;C->c|ε。我們把A的所有產生式利用上述兩種方法列出來就是A->bc,A->b;A->c,A->ε;最後First (A)={b,c, ε}。

接下來介紹一下Follow集的部分，先簡單介紹一下計算Follow集的大致規則。比如我們要求Follow(X)，文法中多個產生式中含有X，則需要考慮多種情況，以下是具體計算時的三種情況：

（1）文法開始符：所有文法開始符的Follow集中都有一個#。

（2）S->αB的形式：求Follow(B)，因為B的後面為空，把Follow(S)寫入B的Follow集中。

（3）S->αBβ的形式：求Follow(B)，B後部不為空。

①當β是終結符時，直接把β寫入Follow(B)。

②當β是非終結符時，將First (β)（如果First(B)中有ε，就把ε刪掉）寫入Follow(B)中。（需要注意的是：如果β->ε，那麼原產生式就變成了S->αB,也就是第二種情況，這兩種情況都要算在Follow(B)中）。

㈧ 編譯原理-LL1文法詳細講解

我們知道2型文法( CFG )，它的每個產生式類型都是 α→β ,其中 α ∈ VN , β ∈ (VN∪VT)*。

例如, 一個表達式的文法:

最終推導出 id + (id + id) 的句子，那麼它的推導過程就會構成一顆樹，即 CFG 分析樹：

從分析樹可以看出，我們從文法開始符號起，不斷地利用產生式的右部替換產生式左部的非終結符，最終推導出我們想要的句子。這種方式我們稱為自頂向下分析法。

從文法開始符號起，不斷用非終結符的候選式(即產生式)替換當前句型中的非終結符，最終得到相應的句子。
在每一步推導過程中，我們需要做兩個選擇:

因為一個句型中，可能存在多個非終結符，我們就不確定選擇那一個非終結符進行替換。
對於這種情況，我們就需要做強制規定，每次都選擇句型中第一個非終結符進行替換(或者每次都選擇句型中最後一個非終結符進行替換)。

自頂向下的語法分析採用最左推導方式，即總是選擇每個句型的最左非終結符進行替換。

最終的結果是要推導出一個特定句子(例如 id + (id + id) )。
我們將特定句子看成一個輸入字元串，而每一個非終結符對應一個處理方法，這個處理方法用來匹配輸入字元串的部分，演算法如下:

方法解析:

這種方式稱為遞歸下降分析( Recursive-Descent Parsing )：

當選擇的候選式不正確，就需要回溯( backtracking )，重新選擇候選式，進行下一次嘗試匹配。因為要不斷的回溯，導致分析效率比較低。

這種方式叫做預測分析( Predictive Parsing )：

要實現預測分析，我們必須保證從文法開始符號起，每一個推導過程中，當前句型最左非終結符 A 對於當前輸入字元 a ,只能得到唯一的 A 候選式。

根據上面的解決方法，我們首先想到，如果非終結符 A 的候選式只有一個以終結符 a 開頭候選式不就行了么。
進而我們可以得出，如果一個非終結符 A ，它的候選式都是以終結符開頭，並且這些終結符都各不相同，那麼本身就符合預測分析了。

這就是S_文法，滿足下面兩個條件:

例子:

這就是一個典型的S_文法，它的每一個非終結符遇到任一終結符得到候選式是確定的。如 S -> aA | bAB , 只有遇到終結符 a 和 b 的時候，才能返回 S 的候選式，遇到其他終結符時，直接報錯，匹配不成功。

雖然S_文法可以實現預測分析，但是從它的定義上看，S_文法不支持空產生式(ε產生式)，極大地限制了它的應用。

什麼是空產生式(ε產生式)？

例子

這里 A 有了空產生式，那麼 S 的產生式組 S -> aA | bAB ，就可以是 a | bB ,這樣 a , bb , bc 就變成這個文法 G 的新句子了。

根據預測分析的定義，非終結符對於任一終結符得到的產生式是確定的，要麼能獲取唯一的產生式，要麼不匹配直接報錯。

那麼空產生式何時被選擇呢？

由此可以引入非終結符 A 的後繼符號集的概念:
定義: 由文法 G 推導出來的所有句型，可以出現在非終結符 A 後邊的終結符 a 的集合，就是這個非終結符 A 的後繼符號集，記為 FOLLOW(A) 。

因此對於 A -> ε 空產生式，只要遇到非終結符 A 的後繼符號集中的字元，可以選擇這個空產生式。
那麼對於 A -> a 這樣的產生式，只要遇到終結符 a 就可以選擇了。

由此我們引入的產生式可選集概念:
定義: 在進行推導時，選用非終結符 A 一個產生式 A→β 對應的輸入符號的集合，記為 SELECT(A→β)

因為預測分析要求非終結符 A 對於輸入字元 a ,只能得到唯一的 A 候選式。
那麼對於一個文法 G 的所有產生式組，要求有相同左部的產生式，它們的可選集不相交。

在 S_文法基礎上，我們允許有空產生式，但是要做限制:

將上面例子中的文法改造:

但是q_文法的產生式不能是非終結符打頭，這就限制了其應用，因此引入LL(1)文法。

LL(1)文法允許產生式的右部首字元是非終結符，那麼怎麼得到這個產生式可選集。
我們知道對於產生式:

定義: 給定一個文法符號串 α ， α 的 串首終結符集 FIRST(α) 被定義為可以從 α 推導出的所有串首終結符構成的集合。

定義已經了解清楚了，那麼該如何求呢？
例如一個文法符號串 BCDe , 其中 B C D 都是非終結符， e 是終結符。

因此對於一個文法符號串 X1X2 … Xn ，求解 串首終結符集 FIRST(X1X2 … Xn) 演算法:

但是這里有一個關鍵點，如何求非終結符的串首終結符集？

因此對於一個非終結符 A , 求解 串首終結符集 FIRST(A) 演算法:

這里大家可能有個疑惑，怎麼能將 FIRST(Bβ) 添加到 FIRST(A) 中，如果問文法符號串 Bβ 中包含非終結符 A ，就產生了循環調用的情況，該怎麼辦?

對於 串首終結符集 ，我想大家疑惑的點就是，串首終結符集到底是針對 文法符號串 的，還是針對 非終結符 的，這個容易弄混。
其實我們應該知道， 非終結符 本身就屬於一個特殊的 文法符號串 。
而求解 文法符號串 的串首終結符集，其實就是要知道文法符號串中每個字元的串首終結符集:

上面章節我們知道了，對於非終結符 A 的 後繼符號集 :
就是由文法 G 推導出來的所有句型，可以出現在非終結符 A 後邊的終結符的集合，記為 FOLLOW(A) 。

仔細想一下，什麼樣的終結符可以出現在非終結符 A 後面，應該是在產生式中就位於 A 後面的終結符。例如 S -> Aa ，那麼終結符 a 肯定屬於 FOLLOW(A) 。

因此求非終結符 A 的 後繼符號集 演算法：

如果非終結符 A 是產生式結尾，那麼說明這個產生式左部非終結符後面能出現的終結符，也都可以出現在非終結符 A 後面。

我們可以求出 LL(1) 文法中每個產生式可選集:

根據產生式可選集，我們可以構建一個預測分析表，表中的每一行都是一個非終結符，表中的每一列都是一個終結符，包括結束符號 $ ，而表中的值就是產生式。
這樣進行語法推導的時候，非終結符遇到當前輸入字元，就可以從預測分析表中獲取對應的產生式了。

有了預測分析表，我們就可以進行預測分析了，具體流程:

可以這么理解：

我們知道要實現預測分析，要求相同左部的產生式，它們的可選集是不相交。
但是有的文法結構不符合這個要求，要進行改造。

如果相同左部的多個產生式有共同前綴，那麼它們的可選集必然相交。
例如:

那麼如何進行改造呢？
其實很簡單，進行如下轉換:

如此文法的相同左部的產生式，它們的可選集是不相交，符合現預測分析。

這種改造方法稱為 提取公因子演算法 。

當我們自頂向下的語法分析時，就需要採用最左推導方式。
而這個時候，如果產生式左部和產生式右部首字元一樣(即A→Aα)，那麼推導就可能陷入無限循環。
例如:

因此對於:

文法中不能包含這兩種形式，不然最左推導就沒辦法進行。

例如:

它能夠推導出如下:

你會驚奇的發現，它能推導出 b 和 (a)* (即由 0 個 a 或者無數個 a 生成的文法符號串)。其實就可以改造成:

因此消除 直接左遞歸 演算法的一般形式：

例如:

消除間接左遞歸的方法就是直接帶入消除，即

消除間接左遞歸演算法：

這個演算法看起來描述很多，其實理解起來很簡單：

思考 : 我們通過 Ai -> Ajβ 來判斷是不是間接左遞歸，那如果有產生式 Ai -> BAjβ 且 B -> ε ,那麼它是不是間接左遞歸呢？
間接地我們可以推出如果一個產生式 Ai -> αAjβ 且 FIRST(α) 包括空串ε，那麼這個產生式是不是間接左遞歸。