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  • 编译原理(清华大学出版社)-- 文法和语言 -- 句型的分析

    句型分析

    • 句型分析是一个识别输入符号串是否为语法上正确的程序的过程
    • 在语言的编译实现中,把完成句型分析的程序称为分析程序识别程序分析算法又称识别算法

    该书介绍的都是从左到右的分析算法,从左到右地识别输入符号串

    两大类分析算法

    • 自顶向下,从文法开始符号出发,反复使用各种产生式,寻找"匹配"于输入符号串的推导 (正着推
    • 自底向上,从输入符号串开始,逐步进行"归约",直至归约到文法的开始符号 (反着推
    • 从构造语法树的角度看,自顶向下,从树根开始构造;自底向上,从末端结点开始构造

    自顶向下的分析方法

    例题2.9 考虑文法G[S]

    • S→sAd
    • A→ab
    • A→a

    S=>cAd=>cabd

    自底向上的分析方法

    例题2.9中的文法来为输入符号 cabd 构造语法树

    句型分析的有关问题

    在自顶向下分析方法中,回溯

    • 从各种可能的选择中随机挑选一种,并希望它是正确的
    • 如果它是错误的,必须退回去,再试另外的选择

    在自底向上分析方法中,句柄

    • 需要精确定义"可归约串",称为句柄
    • 令G是一个文法,S是文法的开始符号,αβδ是文法G的一个句型
    • 若有S  αAδ 且 A β,则称β是句型αβδ相对于非终结符号A的短语
    • 如果有 A=>β,则称β是句型αβδ相对于规则 A→β 的直接短语(简单短语 
    •  一个右句型的直接短语,称为该句型的句柄,句柄的概念只适用于右句型

    •  若所考虑的文法是无二义的,每个右句型有唯一的最右推导,句柄是唯一的;对于二义文法,右句型可能有 多个句柄

    • 对于无二义文法,一个右句型的唯一句柄是其所有直接短语中最左边的那一个,该句型的最左直接短语即是它的句柄

    举例

    考虑例2.8 中的无二义文法G[E]的一个句型 i*i + i,将句型写作 i1 * i2 + i3 ,因为有 E  F * i2 + i3,且 F => i1,则称 i1 是句型 i1 * i2 + i3 的相对于非终结符号F的短语,也是相对于规则 F→i 的直接短语

    有关文法应用的一些说明

    有关文法的实用限制

    在实际应用中,应限制文法不得含有 有害规则多余规则

    • 有害规则,形为U→U的产生式,会引起文法的二义性
    • 多余规则,文法中那些连一个句子的推导都用不到的规则,以两种形式出现
    • 第一种是文法中某些非终结符不在任何规则的右部出现,任何句子的推导中都不可能用到他
    • 第二种是文法中的非终结符号,不能够从它推导出终结符来

    例题 2.10 有文法 G[S]:

    • S→Be
    • B→Ce
    • B→Af
    • A→Ae
    • A→e
    • C→Cf
    • D→f

    对文法G=(VN,VT,S,P)来说,为了保证其非终结符A在句子推导中出现,必须满足以下两个条件

    1. A必须在某句型中出现,有 S αAβ,其中α、β∈(VN ∪ VT*
    2. 必须能够从A推出终结符号串t来,即 A t,其中∈V*T

    在该例中,

    • 非终结符D不在任何规则右部,这种非终结符称为不可到达
    • 在文法中,不能够推导出终结符号串来,这种非终结符称为不可终止

    上下文无关文法的ε规则

    上下文中某些规则可具有形式 A→ε,其中A∈VN,这种称为ε规则

    定理2.1

    • 若L是由文法G=(VN,VT,P,S)产生的语言,P中的每一个产生式的形式均为A→α,A∈VN,α∈(VN ∪ VT* 
    • L能由这样的一种文法产生,每一个产生式或者为A→β形式,其中A为一个非终结符,即 A∈VN,β∈(VN ∪ VT
    • 或者为 S→ε,且S不出现再任何产生式的右边

    定理2.

    • 如果G=(VN,VT,P,S)是一个上下文有关文法,则存在另一个上下文有关文法G1,它所产生的语言与G相同,其中G1的开始符号不出现在G1的任何产生式的右边
    • 如果G是一个上下文无关文法,也能找到一个上下文无关文法G1,如果G是一个正规文法,也能找到这样一个正规文法G1
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  • 原文地址:https://www.cnblogs.com/YC-L/p/12177788.html
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