编译原理分析树

⑴ 编译原理全部的名词解释

书上有别那么懒!.
编译过程的六个阶段：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
解释程序：把某种语言的源程序转换成等价的另一种语言程序——目标语言程序,然后再执行目标程序.解释方式是接受某高级语言的一个语句输入,进行解释并控制计算机执行,马上得到这句的执行结果,然后再接受下一句.
编译程序：就是指这样一种程序,通过它能够将用高级语言编写的源程序转换成与之在逻辑上等价的低级语言形式的目标程序(机器语言程序或汇编语言程序).
解释程序和编译程序的根本区别：是否生成目标代码
句子的二义性（这里的二义性是指语法结构上的.）:文法G[S]的一个句子如果能找到两种不同的最左推导(或最右推导),或者存在两棵不同的语法树,则称这个句子是二义性的.
文法的二义性:一个文法如果包含二义性的句子,则这个文法是二义文法,否则是无二义文法.
LL(1)的含义：(LL(1)文法是无二义的； LL(1)文法不含左递归)
第1个L：从左到右扫描输入串 第2个L：生成的是最左推导
1 ：向右看1个输入符号便可决定选择哪个产生式
某些非LL(1)文法到LL(1)文法的等价变换: 1. 提取公因子 2. 消除左递归
文法符号的属性:单词的含义,即与文法符号相关的一些信息.如,类型、值、存储地址等.
一个属性文法(attribute grammar)是一个三元组A=(G, V, F)
G：上下文无关文法.
V：属性的有穷集.每个属性与文法的一个终结符或非终结符相连.属性与变量一样,可以进行计算和传递.
F：关于属性的断言或谓词(一组属性的计算规则)的有穷集.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.
综合属性:若产生式左部的单非终结符A的属性值由右部各非终结符的属性值决定,则A的属性称为综合属
继承属性:若产生式右部符号B的属性值是根据左部非终结符的属性值或者右部其它符号的属性值决定的,则B的属性为继承属性.
(1)非终结符既可有综合属性也可有继承属性,但文法开始符号没有继承属性.
(2) 终结符只有综合属性,没有继承属性,它们由词法程序提供.
在计算时： 综合属性沿属性语法树向上传递；继承属性沿属性语法树向下传递.
语法制导翻译：是指在语法分析过程中,完成附加在所使用的产生式上的语义规则描述的动作.
语法制导翻译实现：对单词符号串进行语法分析,构造语法分析树,然后根据需要构造属性依赖图,遍历语法树并在语法树的各结点处按语义规则进行计算.
中间代码（中间语言）
1、是复杂性介于源程序语言和机器语言的一种表示形式.
2、一般,快速编译程序直接生成目标代码.
3、为了使编译程序结构在逻辑上更为简单明确,常采用中间代码,这样可以将与机器相关的某些实现细节置于代码生成阶段仔细处理,并且可以在中间代码一级进行优化工作,使得代码优化比较容易实现.
何谓中间代码：源程序的一种内部表示,不依赖目标机的结构,易于代码的机械生成.
为何要转换成中间代码:(1)逻辑结构清楚；利于不同目标机上实现同一种语言.
(2)便于移植,便于修改,便于进行与机器无关的优化.
中间代码的几种形式：逆波兰记号 ,三元式和树形表示 ,四元式
符号表的一般形式：一张符号表的的组成包括两项,即名字栏和信息栏.
信息栏包含许多子栏和标志位,用来记录相应名字和种种不同属性,名字栏也称主栏.主栏的内容称为关键字（key word）.
符号表的功能：（1）收集符号属性 (2) 上下文语义的合法性检查的依据： 检查标识符属性在上下文中的一致性和合法性.(3)作为目标代码生成阶段地址分配的依据
符号的主要属性及作用：
1. 符号名 2. 符号的类型 （整型、实型、字符串型等））3. 符号的存储类别（公共、私有）
4. 符号的作用域及可视性 （全局、局部） 5. 符号变量的存储分配信息 （静态存储区、动态存储区）
存储分配方案策略：静态存储分配；动态存储分配：栈式、 堆式.
静态存储分配
1、基本策略
在编译时就安排好目标程序运行时的全部数据空间,并能确定每个数据项的单元地址.
2、适用的分配对象：子程序的目标代码段；全局数据目标（全局变量）
3、静态存储分配的要求：不允许递归调用,不含有可变数组.
FORTRAN程序是段结构,不允许递归,数据名大小、性质固定. 是典型的静态分配
动态存储分配
1、如果一个程序设计语言允许递归过程、可变数组或允许用户自由申请和释放空间,那么,就需要采用动态存储管理技术.
2、两种动态存储分配方式：栈式,堆式
栈式动态存储分配
分配策略：将整个程序的数据空间设计为一个栈.
【例】在具有递归结构的语言程序中,每当调用一个过程时,它所需的数据空间就分配在栈顶,每当过程工作结束时就释放这部分空间.
过程所需的数据空间包括两部分
一部分是生存期在本过程这次活动中的数据对象.如局部变量、参数单元、临时变量等；
另一部分则是用以管理过程活动的记录信息(连接数据).
活动记录（AR）
一个过程的一次执行所需要的信息使用一个连续的存储区来管理,这个区 (块)叫做一个活动记录.
构成
1、临时工作单元；2、局部变量；3、机器状态信息；4、存取链；
5、控制链；6、实参；7、返回地址
什么是代码优化
所谓优化,就是对代码进行等价变换,使得变换后的代码运行结果与变换前代码运行结果相同,而运行速度加快或占用存储空间减少.
优化原则：等价原则：经过优化后不应改变程序运行的结果.
有效原则：使优化后所产生的目标代码运行时间较短,占用的存储空间较小.
合算原则：以尽可能低的代价取得较好的优化效果.
常见的优化技术
(1) 删除多余运算(删除公共子表达式) (2) 代码外提 +删除归纳变量+ (3)强度削弱; (4)变换循环控制条件 (5)合并已知量与复写传播 (6)删除无用赋值
基本块定义
程序中只有一个入口和一个出口的一段顺序执行的语句序列,称为程序的一个基本块.
给我分数啊.

⑵ 编译原理-LL1文法详细讲解

我们知道2型文法( CFG )，它的每个产生式类型都是 α→β ,其中 α ∈ VN , β ∈ (VN∪VT)*。

例如, 一个表达式的文法:

最终推导出 id + (id + id) 的句子，那么它的推导过程就会构成一颗树，即 CFG 分析树：

从分析树可以看出，我们从文法开始符号起，不断地利用产生式的右部替换产生式左部的非终结符，最终推导出我们想要的句子。这种方式我们称为自顶向下分析法。

从文法开始符号起，不断用非终结符的候选式(即产生式)替换当前句型中的非终结符，最终得到相应的句子。
在每一步推导过程中，我们需要做两个选择:

因为一个句型中，可能存在多个非终结符，我们就不确定选择那一个非终结符进行替换。
对于这种情况，我们就需要做强制规定，每次都选择句型中第一个非终结符进行替换(或者每次都选择句型中最后一个非终结符进行替换)。

自顶向下的语法分析采用最左推导方式，即总是选择每个句型的最左非终结符进行替换。

最终的结果是要推导出一个特定句子(例如 id + (id + id) )。
我们将特定句子看成一个输入字符串，而每一个非终结符对应一个处理方法，这个处理方法用来匹配输入字符串的部分，算法如下:

方法解析:

这种方式称为递归下降分析( Recursive-Descent Parsing )：

当选择的候选式不正确，就需要回溯( backtracking )，重新选择候选式，进行下一次尝试匹配。因为要不断的回溯，导致分析效率比较低。

这种方式叫做预测分析( Predictive Parsing )：

要实现预测分析，我们必须保证从文法开始符号起，每一个推导过程中，当前句型最左非终结符 A 对于当前输入字符 a ,只能得到唯一的 A 候选式。

根据上面的解决方法，我们首先想到，如果非终结符 A 的候选式只有一个以终结符 a 开头候选式不就行了么。
进而我们可以得出，如果一个非终结符 A ，它的候选式都是以终结符开头，并且这些终结符都各不相同，那么本身就符合预测分析了。

这就是S_文法，满足下面两个条件:

例子:

这就是一个典型的S_文法，它的每一个非终结符遇到任一终结符得到候选式是确定的。如 S -> aA | bAB , 只有遇到终结符 a 和 b 的时候，才能返回 S 的候选式，遇到其他终结符时，直接报错，匹配不成功。

虽然S_文法可以实现预测分析，但是从它的定义上看，S_文法不支持空产生式(ε产生式)，极大地限制了它的应用。

什么是空产生式(ε产生式)？

例子

这里 A 有了空产生式，那么 S 的产生式组 S -> aA | bAB ，就可以是 a | bB ,这样 a , bb , bc 就变成这个文法 G 的新句子了。

根据预测分析的定义，非终结符对于任一终结符得到的产生式是确定的，要么能获取唯一的产生式，要么不匹配直接报错。

那么空产生式何时被选择呢？

由此可以引入非终结符 A 的后继符号集的概念:
定义: 由文法 G 推导出来的所有句型，可以出现在非终结符 A 后边的终结符 a 的集合，就是这个非终结符 A 的后继符号集，记为 FOLLOW(A) 。

因此对于 A -> ε 空产生式，只要遇到非终结符 A 的后继符号集中的字符，可以选择这个空产生式。
那么对于 A -> a 这样的产生式，只要遇到终结符 a 就可以选择了。

由此我们引入的产生式可选集概念:
定义: 在进行推导时，选用非终结符 A 一个产生式 A→β 对应的输入符号的集合，记为 SELECT(A→β)

因为预测分析要求非终结符 A 对于输入字符 a ,只能得到唯一的 A 候选式。
那么对于一个文法 G 的所有产生式组，要求有相同左部的产生式，它们的可选集不相交。

在 S_文法基础上，我们允许有空产生式，但是要做限制:

将上面例子中的文法改造:

但是q_文法的产生式不能是非终结符打头，这就限制了其应用，因此引入LL(1)文法。

LL(1)文法允许产生式的右部首字符是非终结符，那么怎么得到这个产生式可选集。
我们知道对于产生式:

定义: 给定一个文法符号串 α ， α 的 串首终结符集 FIRST(α) 被定义为可以从 α 推导出的所有串首终结符构成的集合。

定义已经了解清楚了，那么该如何求呢？
例如一个文法符号串 BCDe , 其中 B C D 都是非终结符， e 是终结符。

因此对于一个文法符号串 X1X2 … Xn ，求解 串首终结符集 FIRST(X1X2 … Xn) 算法:

但是这里有一个关键点，如何求非终结符的串首终结符集？

因此对于一个非终结符 A , 求解 串首终结符集 FIRST(A) 算法:

这里大家可能有个疑惑，怎么能将 FIRST(Bβ) 添加到 FIRST(A) 中，如果问文法符号串 Bβ 中包含非终结符 A ，就产生了循环调用的情况，该怎么办?

对于 串首终结符集 ，我想大家疑惑的点就是，串首终结符集到底是针对 文法符号串 的，还是针对 非终结符 的，这个容易弄混。
其实我们应该知道， 非终结符 本身就属于一个特殊的 文法符号串 。
而求解 文法符号串 的串首终结符集，其实就是要知道文法符号串中每个字符的串首终结符集:

上面章节我们知道了，对于非终结符 A 的 后继符号集 :
就是由文法 G 推导出来的所有句型，可以出现在非终结符 A 后边的终结符的集合，记为 FOLLOW(A) 。

仔细想一下，什么样的终结符可以出现在非终结符 A 后面，应该是在产生式中就位于 A 后面的终结符。例如 S -> Aa ，那么终结符 a 肯定属于 FOLLOW(A) 。

因此求非终结符 A 的 后继符号集 算法：

如果非终结符 A 是产生式结尾，那么说明这个产生式左部非终结符后面能出现的终结符，也都可以出现在非终结符 A 后面。

我们可以求出 LL(1) 文法中每个产生式可选集:

根据产生式可选集，我们可以构建一个预测分析表，表中的每一行都是一个非终结符，表中的每一列都是一个终结符，包括结束符号 $ ，而表中的值就是产生式。
这样进行语法推导的时候，非终结符遇到当前输入字符，就可以从预测分析表中获取对应的产生式了。

有了预测分析表，我们就可以进行预测分析了，具体流程:

可以这么理解：

我们知道要实现预测分析，要求相同左部的产生式，它们的可选集是不相交。
但是有的文法结构不符合这个要求，要进行改造。

如果相同左部的多个产生式有共同前缀，那么它们的可选集必然相交。
例如:

那么如何进行改造呢？
其实很简单，进行如下转换:

如此文法的相同左部的产生式，它们的可选集是不相交，符合现预测分析。

这种改造方法称为 提取公因子算法 。

当我们自顶向下的语法分析时，就需要采用最左推导方式。
而这个时候，如果产生式左部和产生式右部首字符一样(即A→Aα)，那么推导就可能陷入无限循环。
例如:

因此对于:

文法中不能包含这两种形式，不然最左推导就没办法进行。

例如:

它能够推导出如下:

你会惊奇的发现，它能推导出 b 和 (a)* (即由 0 个 a 或者无数个 a 生成的文法符号串)。其实就可以改造成:

因此消除 直接左递归 算法的一般形式：

例如:

消除间接左递归的方法就是直接带入消除，即

消除间接左递归算法：

这个算法看起来描述很多，其实理解起来很简单：

思考 : 我们通过 Ai -> Ajβ 来判断是不是间接左递归，那如果有产生式 Ai -> BAjβ 且 B -> ε ,那么它是不是间接左递归呢？
间接地我们可以推出如果一个产生式 Ai -> αAjβ 且 FIRST(α) 包括空串ε，那么这个产生式是不是间接左递归。

⑶ 编译原理-句型、句子、短语、直接短语、句柄、素短语、最左素短语

在进行语法分析的时候，有时候会对这些词语的概念不清晰，这里我们就详细归纳总结一下。

可以看出这个里面，最需要理解的概念就是短语，其他大部分概念都是在短语基础上延伸的，从概念上可以看出：

假设有一个文法

针对文法的一个特定句型 (Sd(T)db) , 其推导过程如下:

这个句型 (Sd(T)db) 对应的 CFG 分析树如下：

那个这个句型 (Sd(T)db) 有多少个短语呢？

还记得短语的定义么， S ⇒* αβδ ， αβδ 代表句型就是这里的 (Sd(T)db) 。

因此这个句型 (Sd(T)db) :

算法非常简单，就是通过分析树的后序遍历，先将子树的叶节点从左到右排合并成字符串(即一个短语)，然后用它代表子树的根节点的值，再和与子树根节点同一层节点值合并，得到新的短语。就这样从分析树的最底层，一路合并到分析树的根节点，就能得到所有的短语了。

通过递归的方法，获取短语列表 phraseList , 直接短语列表 directPhraseList 和 素短语列表 plainPhraseList 。

运行结果:

⑷ 【编译原理】第二章：语言和文法

上述文法 表示，该文法由终结符集合 ，非终结符集合 ，产生式集合 ，以及开始符号 构成。
而产生式 表示，一个表达式（Expression） ，可以由一个标识符（Identifier） 、或者两个表达式由加号 或乘号 连接、或者另一个表达式用括号包裹（ ）构成。

约定 ：在不引起歧义的情况下，可以只写产生式。如以上文法可以简写为：

产生式

可以简写为：

如上例中，

可以简写为：

给定文法 ，如果有 ，那么可以将符号串 重写 为 ，记作 ，这个过程称为 推导 。
如上例中， 可以推导出 或 或 等等。

如果 ，
可以记作 ，则称为 经过n步推导出 ，记作 。

推导的反过程称为 归约 。

如果 ，则称 是 的一个 句型（sentential form ）。

由文法 的开始符号 推导出的所有句子构成的集合称为 文法G生成的语言 ，记作 。
即：

例
文法

表示什么呢？
代表小写字母；
代表数字；
表示若干个字母和数字构成的字符串；
说明 是一个字母、或者是字母开头的字符串。
那么这个文法表示的即是，以字母开头的、非空的字符串，即标识符的构成方式。

并、连接、幂、克林闭包、正闭包。
如上例表示为：

中必须包含一个 非终结符 。

产生式一般形式：
即上式中只有当上下文满足 与 时，才能进行从 到 的推导。

上下文有关文法不包含空产生式（ ）。

产生式的一般形式：
即产生式左边都是非终结符。

右线性文法 ：
左线性文法 ：
以上都成为正则文法。
即产生式的右侧只能有一个终结符，且所有终结符只能在同一侧。

例：（右线性文法）

以上文法满足右线性文法。
以上文法生成一个以字母开头的字母数字串（标识符）。
以上文法等价于 上下文无关文法 ：

正则文法能描述程序设计语言中的多数单词。

正则文法能描述程序设计语言中的多数单词，但不能表示句子构造，所以用到最多的是CFG。

根节点 表示文法开始符号S；
内部节点 表示对产生式 的应用；该节点的标号是产生式左部，子节点从左到右表示了产生式的右部；
叶节点 （又称边缘）既可以是非终结符也可以是终结符。

给定一个句型，其分析树的每一棵子树的边缘称为该句型的一个 短语 。
如果子树高度为2，那么这棵子树的边缘称为该句型的一个 直接短语 。

直接短语一定是某产生式的右部，但反之不一定。

如果一个文法可以为某个句子生成 多棵分析树 ，则称这个文法是 二义性的 。

二义性原因：多个if只有一个else；
消岐规则：每个else只与最近的if匹配。

⑸ 【编译原理】第四章：语法分析

从分析树的根节点到叶节点方向构造分析树。
即从开始符号S推导出词串w的过程。

例：

总是选择每个句型的 最左非终结符 进行替换。

总是选择每个句型的 最右非终结符 进行替换。

在自底向上的分析中，总是采用 最左规约 的方式，因此把 最左规约 称为 规范规约 ，对应的 最右推导 称为 规范推导 。

最左推导、最右推导具有唯一性。

自顶向下的语法分析采用最左推导方试，总是选择每个句型的 最左非终结符 进行替换。

由一组 过程 组成，每一个过程对应一个 非终结符 。
从文法开始符号S开始，递归调用文法中的其他非终结符，最终扫描整个输入串，完成分析。

如果其间有不唯一的产生式，就可能需要退回上一步重新尝试的情况，称为 回溯 。

预测分析 是 递归下降分析 技术的一个特例，通过输入中向前看固定个数的符号选择正确的产生式。
如果一个文法可以构造出向前看k个符号的预测分析器，称为LL(k)文法 。

预测分析不需要回溯，具有确定性。

含有 形式产生式的文法称为是 直接左递归 的。
如果一个文法中有一个非终结符A使得对某个串存在推导 ，那么这个文法是 左递归 的。其中，经过两步或以上推导产生的左递归，称为 间接左递归 的。
左递归会使递归下降分析器陷入无限循环。

文法
即
该文法是直接左递归的，会陷入无限循环。

将以上文法转换为：


即可消除左递归。事实上，这个过程把左递归转换成了右递归。

消除直接左递归的一般形式

使用代入法。

对于一个文法，通过改写产生式来 推迟决定 ，等获得足够多的输入信息再做正确的决定。

例：文法：

可以改写为：

从文法的开始符号S开始，每一步推导根据当前句型的最左非终结符A和当前输入符号α，选择正确的A-产生式。为保证分析的确定性，选出的候选式必须是唯一的。

S_文法（简单的确定型文法）

可能在某个举行中紧跟在A后面的终结符a的集合，记为 FOLLOW(A) 。
如果A是某个句型的最右符号，则将结束符“ $ ”添加到FOLLOW(A)中。

例：文法：






中，FOLLOW(B) = {a, c}

产生式 的可选集是指可以选用该产生式进行推导时对应的输入符号的集合，记为 SELECT(A->β) 。
例如
SELECT(A -> aβ)={a}
SELECT(A -> aβ | bγ)={a, b}
SELECT(A -> ε)=FOLLOW(A)

q_文法

文法符号串α串首终结符的集合，记作 FIRST(A) 。

⑹ 如何由文法推导语法树(编译原理)

语法树，是针对上下文无关文法，用来表示一个句型的生成过程的一种描述手段。

对于给定的句型，依据文法构造它的语法树，是语法分析的任务。
编译原理课程中重点学习的各种语法分析方法，都是解决语法树的构造的具体分析方法。

在学习并掌握各种语法分析方法之前，一般只能依据直觉印象，通过猜测、拼凑等手段，去试着推演，凑出符合要求的句型的语法树。所以这个阶段练习用的题目一般也不很复杂，通过多多练习也能找到一些技巧（其实主要是后面将要学习的自顶向下语法分析中的一些原则）。

对于给定的文法，有一些句型可能能构建出两棵甚至多棵结构不同的语法树，结果不一定是唯一的。这样的文法就是所谓的二义性文法。
对于非二义性文法而言，任意一个句型的语法树都是唯一的。

⑺ 编译原理笔记9：语法分析树、语法树、二义性的消除

语法分析树和语法树不是一种东西 。习惯上，我们把前者叫做“具体语法树”，其能够体现推导的过程；后者叫做“抽象语法树”，其不体现过程，只关心最后的结果。

语法分析树是语言推导过程的图形化表示方法。这种表示方法反映了语言的实质以及语言的推导过程。

定义：对于 CFG G 的句型，分析树被定义为具有下述性质的一棵树：

推导，有最左推导和最右推导，这两种推导方式在推导过程中的分析树可能不同，但因最终得到的句子是相同的，所以最终的分析树是一样的。

分析树能反映句型的推导过程，也能反映句型的结构。然而实际上，我们往往不关心推导的过程，而只关心推导的结果。因此，我们要对 分析树 进行改造，得到 语法树 。语法树中全是终结符，没有非终结符。而且语法树中没有括号

定义：

说白了，语法树这玩意，就一句话： 叶子全是操作数，内部全是操作符 ，树里没有非终结符也不能有括号。

语法树要表达的东西，是操作符（运算）作用于操作数（运算对象）

举俩例子吧：

【例】： -(id+id) 的语法树：

【例】：-id+id 的语法树：

显然，我们从上面这两个语法树中，直接就能观察出来它们的运算顺序。

【例】：句型 if C then s1 else s2

二义性问题：一个句子可能对应多于一棵语法树。

【例】： 设文法 G： E → E+E | E*E | (E) | -E | id

则，句子 id+id*id、id+id+id 可能的分析树有：

在该例中，虽然 id+id+id 的 “+” 的结合性无论左右都不会影响结果。但万一，万一“+”的含义变成了“减法”，那么左结合和右结合就会引起很大的问题了。

我们在这里讲的“二义性”的“义”并非语义——我们现在在学习的内容是“语法分析器”，尚未到需要研究语言背后含义的阶段。

我们现在讲的“二义性”指的是一个句子对应多种分析树。

二义性的体现，是文法对同一句子有不止一棵分析树。这种问题由【句子产生过程中的某些推导有多于一种选择】引起。悬空 else 问题就可以很好地体现这种【超过一种选择】带来的二义性问题，示例如下。

看下面这么个例子。。

（其实，我感觉这个其实比较像是“说话大喘气”带来的理解歧义问题。。。）上面的产生式中并没体现出来该咋算分一块，所以两种完全不同的句子结构都是合法的。

二义性问题是有救的，大概有以下这三种办法：

这些办法的核心，其实都是将优先级和结合性说明白。

核心：把优先级和结合性说明白

既然要说明白，那就不能让一个非终结符可以直接在当次推导中能推出会带来优先级和结合性歧义的东西。（对分析树的一个内部节点，不会有出现在其下面的分支是相同的非终结符的情况。如果有得选，那就有得歧义了。没得选才能确定地一路走到黑）

改写为非二义文法的二义文法大概有下面这几个特点：

改写的关键步骤：

【例】改写下面的二义文法为非二义文法。图右侧是要达成的优先级和结合性

改写的核心其实就两句话：

所以能够得到非终结符与运算的对应关系（因为不同的运算有不同的优先级，我们想要引入多个优先级就要引入多个新的非终结符。这样每个非终结符就可以负责一个优先级的运算符号，也就是说新的非终结符是与运算有关系的了。因此这里搞出来了“对应关系”四个字）如下：

优先级由低到高分别是 +、 、-，而距离开始符号越近，优先级越低。因此在这里的排序也可以+ -顺序。每个符号对应一层的非终结符。根据所需要的结合性，则可确定是左递归还是右递归，以确定新的产生式长什么样子

【例】：规定优先级和结合性，写出改写的非二义文法

我们已经掌握了一种叫做【改写】的工具，能让我们消除二义性。接下来我们就要用这个工具来尝试搞搞悬空 else 问题！

悬空 else 问题出现的原因是 then 数量多于 else，让 else 有多个可以结合的 then。在二义文法中，由于选哪两个 then、else 配对都可以，故会引起出现二义的情况。在这里，我们规定 else 右结合，即与左边最靠近的 then 结合。

为改写此文法，可以将 S 分为完全匹配（MS）和不完全匹配（UMS）两类。在 MS 中体现 then、else 个数相等即匹配且右结合；在UMS 中 then、else 不匹配，体现 else 右结合。

【例】：用改写后的文法写一个条件语句

经过检查，无法再根据文法写出其他分析树，故已经消除了二义性

虽然二义文法会导致二义性，但是其并非一无是处。其有两个显着的优点：

在 Yacc 中，我们可以直接指定优先级、结合性而无需自己重写文法。

left 表示左结合，right 表示右结合。越往下的算符优先级越高。

嗯就这么简单。。。

我们其实可以把语言本身定义成没有优先级和结合性的。。然后所有的优先、结合都交由括号进行控制，哪个先算就加括号。把一个过程的结束用明确的标志标记出来。

比如在 Ada 中：

在 Pascal 中，给表达式加括号：

⑻ 一个编译原理问题

首先写出指定句型的规范推导：

S→(L)→(L,S)→(L,(L))→(L,(S))→(L,(a))→(S,(a))

然后画出分析树如下图

根据分析树的叶子结点可以找出该句型的所有短语：

aS(a)S,(a)(S,(a))

直接短语，就是经过一次非终结符替换得到的短语：

aS没了

句柄就是最左直接短语，要进行规约的部分，根据分析树我们找到最左直接短语为：

S

⑼ 分析树和语法树的区别 编译原理

如果给出短语等名词的形式化的定义，便较难理解，不好求。我们通过构造语法树来求解。首先你应该会根据文法将所给句型构造成语法树的形式，即根据文法怎样推导出句型E+T*F。如果你有数据结构二叉树基础的话这很简单就构造出来了。构造出语法树后，求短语看根节点，有T，和E。则短语为：E+T*F,T*F，而直接短语是指能直接推出叶子节点的根所对应的短语，可知该节点为T，直接短语为：T*F。句柄是最左直接短语，可知为：T*F。