文档介绍：编译原理实验报告题目:对下而的文法对象,使用C语言构造它的预测分析程序;:算术表达式9项丨算术表达式+项丨算术表达式一项项因式丨项*因式丨项/因式因式9变量I(算术表达式)变量9字母字母AIBICIDIEIFIGIHIIIJIKILIMINIOIPIQIRISITIUIVIWIXIYIZ实验日期:2005-6-15至2005-6-30 指导教师:吴取劲班级:计算机029班 学号:20029440913 姓名:陈强—、分析语法分析部分我们我们采用11(1)方法实现,采用11(1)方法实现语法发分析要求文法满足以下要求:一个文法能否用确定的白顶向下分析与文法屮相同左部的每个产生式右部的开始符号集合有关,当有右部能=*=>e时则与其左部非终结符的厉跟符号集合也有关,此外在产生式屮不存在左递归即经过压缩,无左递归,无冋溯。它的基本思想是从左到右扫描源程序,同时从识别符号开始生成句子的最左推导,并只向前查看一个输入符号,便能唯一确定应选择的规则。下面将确切地定义满足确定的白顶向下分析条件的文法即LL⑴文法及LL⑴文法的判别并介绍如何对非LL(1)文法进行等价变换问题,也就是消除一个文法中的左递归和左公共因子。注意:一个文法屮含有左递归和左公共因子绝对不是ll(i)文法,所以也就不可能用确定的a顶向下分析法,对此结论可以证明。然而,某些含有左递归和左公共因子的文法在通过等价变换把它们消除以后可能变为LL(1)文法,但需要用LL(1)文法的定义判别,也就是说文法中不含左递归和左公共因子,只是LL(1)文法的必要条件。LL(1)文法的定义(5种定义):-个文法符号串的开始符号集合定义如下:定义1・设G=(VT,VN,S,P)是上下文无关文法,a是任意的文法符号串,FIRST(a)是从u推导出的串的开始符号的终结符集合。。。。FIRST(a)={ala=*=>a3,aeVT,a,3eV*}若ci=*=>j则规定£GFIRST(a).当一个文法屮相同左部非终结符的右部存在能」二>£的情况则必须知道该非终结符的后跟符号的集合屮是否含有其它右部开始符号集合的元索。为此,我们定义一个文法非终结符的厉跟符号的集合如下:定义2・设G=(VT,VN,S,P)是上下文无关文法,AGVN,S是开始符号FOLLOW(A)={alS=*=>uAP,_HaeVT,aeFIRST(P),ueVT*,|3ev+}若S=*=>uAB,且0e,则#eFOLLOW(A)o也可定义为:FOLLOW(A)={alS=*=>…Aa…,aGVT}若有S=*=>・・・A,则规定#eFOLLOW(A)这里我们用#作为输入串的结束符,或称为句子括号,如:#输入串#。-a,AFVN,aeV*,若a==>£,则SELECT(Afa)=FIRST(a)如果a=*=>e,贝I」SELECT(A->a)=FIRST(a£)UFOLLOW(A)oFIRST(ae)表示FIRST(a)的非{e}元素。更进一步可以看出能够使用白顶向卜分析技术必须使文法满足如卜条件,我们称满足条件的文法为LL(1)文法,其定义为:定义4・一个上下文无关文法是LL(1)文法的充分必要条件是:对每个非终结符A的两个不同产生式,A-*a,A-*0,满足SELECT(Afa)QSELECT(A~*B)二空,其中a,B不同时能J定义5・LL(1)文法也可定义为:一个文法G是LL(1)的,当且仅当对于G的每一个非终结符A的任何两个不同产生式A->alP,下面的条件成立:FIRST(a)AFIRST(B)=空迪就是a和0推导不出以某个相同的终结符a为首的符号串;它们不应该都能推出空字假若B£那么,FIRST(a)AFOLLOW(A)=空也就是,若B£则a所能推出的串的首符号不应在FOLLOW(A)屮3算法T-*FT,该程序可分为如卜儿步:读入文法判断正误若无课,判断是否为LL(1)文法若是,构造分析表;由总控算法判断输入符号串是否为该文法的句型。根据下面LL(1)文法,对输入串w:(i+i)*(i+i)+i*i进行LL(1)分析,要求如下:1、 先手工建立LL(1)分析表; /一鼻2、 分析输入串,判断是否是语法上正确的句子,并输出整个分析过程。(结東LL(1)文法G为:E-TE,F-(E)lid分析算法:输入:串w和文法G的分析表M。输出:如果W属于L(G),则输岀W的最左推导,否则报告错i吴。方法:开始时,#S在分析栈中,其中S是文法的开始符号,在栈顶;令指针ip指向W#的第一个符号;repeat让X等于栈顶符号,a为ip所指向的符号;讦X是终结符号或#thenIfX=athen把X从栈顶弹出并使ip指向下一个输入符号elseerror()els