第7章LR法(lly)3案例.ppt

第七章 LR(left-right)分析法 考查重点： LR(0)、SLR(1)、LR(1)，LALR(1)项目集规范族的构造，识别活前缀的DFA的构造，分析表的构造，及输入串的分析。 LR(0)、SLR(1)、LR(1)、LALR(1)文法及其关系和区别 在步骤3中，用A→b归约 在步骤5中，用A→Ab归约 问题：何时移进？何时归约？用哪个产生式归约（如何找当前句柄归约）？ LR 分析器工作示意图 问题： 对于一个文法，状态集是如何确定的？ LR分析表是如何得到的？ 可归前缀与活前缀 活前缀 定义： S’ ?A? ???是文法G中的一个规范推导，如果符号串γ是??的前缀，则称γ是G的一个活前缀。（在当前句型中，不包含句柄右边的前缀） 如何构造识别可归前缀的有限自动机 已经有了可归前缀如何构造有限自动机? 活前缀及其可归前缀的一般计算方法 活前缀及其可归前缀的一般计算方法 定义：文法G，A?VN, LC(A)={? | S’ ?A?, ??V*, ??VT *} 规范推导中在非终结符A左边所有可能出现的符号串的集合(不包括句柄的活前缀? ) 推论：若文法G中有产生式B→?A?，则有LC(A) ? LC(B)·{?} 构造识别活前缀的NFA： 1、把文法的所有产生式的项目都引出，每个项目都为NFA的一个状态 2、确定初态、句柄识别态、句子识别态 3、确定状态之间的转换关系 若项目i为 X → X1X2...Xi-1 ? Xi...Xn 项目j为 X → X1X2...Xi-1 Xi ? Xi+1...Xn 则从状态i到状态j连一条标记为Xi的箭弧 若i为X →? ? A?，k为A → ? ?，则从状态i画标 记为 ? 的箭弧到状态k NFA for Viable Prefixes in Detail (1) NFA for Viable Prefixes in Detail (2) NFA for Viable Prefixes in Detail (3) NFA for Viable Prefixes in Detail (4) NFA for Viable Prefixes in Detail (5) NFA for Viable Prefixes in Detail (6) NFA for Viable Prefixes in Detail (7) NFA for Viable Prefixes in Detail (8) NFA for Viable Prefixes in Detail (9) NFA for Viable Prefixes in Detail (10) NFA for Viable Prefixes in Detail (11) NFA for Viable Prefixes in Detail (12) NFA for Viable Prefixes in Detail (13) Translation to the DFA 定义转换函数如下：GOTO（I，X）= CLOSURE（J）其中：I为包含某一项目集的状态，X为一文法符号 J={任何形如A→?X ? ?的项目| A→? ? X ?属于I} 总结：构造识别文法活前缀DFA的三种方法 一、根据形式定义求出活前缀的正规表达式，然后由此正规表达式构造NFA再确定化为DFA 二、求出文法的所有项目，按一定规则构造识别活前缀的NFA再确定化为DFA 三、使用闭包函数（CLOSURE）和转向函数(GOTO(I,X))构造文法G’的LR(0)的项目集规范族，再由转换函数建立状态之间的连接关系得到识别活前缀的DFA LR(0)文法： LR(0)文法：若其LR(0)项目集规范族不存在 移进-归约，或归约-归约冲突，称为LR(0)文法。 LR(0)分析表的构造 LR(0)分析表相当于识别活前缀的有限自动机DFA的状态转换矩阵 LR(0)分析表的构造算法(书上p131) LR(0)分析器的工作过程(书上p132) SLR(1)分析 大多数适用的程序设计语言的文法不能满足LR(0)文法的条件，即其规范族中会有含有冲突的项目集（状态） 如果解决这种冲突？ 直觉：对于有冲突的状态，向前查看一个符号，以确定采用的动作 仍有许多文法构造的LR(0)项目集规范族存在的动作冲突不能用SLR(1)方法解决 LR(1)分析 若项目集[A→??B?]属于I时，则[B→??]也属于I 把FIRST(?)作为用产生式归约的有哪些信誉好的足球投注网站符（称为向前有哪些信誉好的足球投注网站符），作为用产生式B→?归约时查看的符号集合（用以代替SLR(1)分析中的FOLLOW（B）集），并把此有哪些信誉好的足球投注网站符号的集合也放在相应项目的后面，这种处理方法即为LR(1)方法 说明： 为什么引入FIRS