LR0分析法的实现编译原理课程设计.docx
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LR0分析法的实现编译原理课程设计
评语:
课程设计成绩
考勤
软件
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答辩
总成绩
教师签名:
《编译原理》课程设计报告
LR(0)分析法的实现
学院(系):
班级:
学生姓名:
学号
指导教师:
时间:
从2007年12月17日到2007年12月29日
1.课程设计的目的
通过课程设计进一步理解高级语言在计算机中的执行过程,加深对编译原理中重点算法和编译技术的理解,提高自己的编程能力,培养好的程序设计风格。
同时通过某种可视化编程语言的应用,具备初步的Windows环境下的编程思想。
2.课程设计的内容及要求
1.可以使用任何语言来完成,例如:
Java、C、C++。
2.文法采用常用的方式进行描述,例如:
S→aA。
3.以文件方式读取文法。
4.求出项目集规范族(即所有的状态)。
5.给出状态间的关系。
6.给出LR(0)分析表。
7.给定的任意符号串判定是否是文法中的句子,将分析过程用计算机打印出来。
3.实现原理
3.1LR分析器结构
LR分析器由三个部分组成:
(1)总控程序,也可称驱动程序。
对所有的LR分析器总控程序都是相同的。
(2)分析表或分析函数,不同的文法分析表将不同,同一个文法采用的LR分析器不同时,分析表将不同,分析表又可以分为动作表(ACTION)和状态转换(GOTO)表两个部分,它们都可用二维数组表示。
(3)分析栈,包括文法符号栈和相应的状态栈,它们均是先进后出栈。
3.2LR分析法寻找可归约句柄的依据
1)规范归约的关键问题是找句柄。
2)问题不在于“历史”与“现实”,而是如何基于“历史”对未来“展望”,“展望”可能存在相当多的可能性。
3)一般只是使用简化了的“展望”信息,以便能构造一个可行的分析算法。
4)一个LR分析器实际上是一个带有下推栈的确定的有限状态自动机。
可将一个“历史”与这个“历史”下的展望信息综合为抽象的一个状态
5)下推栈可用于存放由“历史”及相应“展望”信息形成的抽象状态。
6)下推栈内的每个状态都概括了从分析开始到归约阶段的全部“历史”和“展望”信息,因此。
栈顶的状态可用于决定当前动作,即,LR分析器的每步动作可由栈顶状态和读头下符号唯一确定。
3.3LR分析器的核心
1、核心
分析表
2、分析表构成
a)动作表(ACTION)
ACTION[S,a]表示在当前状态S下,面临读头下符号a所应采取的动作。
b)转向表(GOTO)
GOTO[S,X]:
若XVT,表示在当前状态下,读入a应转向什么状态;若XVN,表示当前栈顶句柄归约成X后,应转向什么状态。
c)栈结构图
d)分析表格式
3.4LR分析器的总控程序
总控程序的动作是根据当前栈顶状态Sm和读头下符号ai查表决定。
1、移进
把(Sm,ai)的下一状态S‘=GOTO[Sm,ai]连同读头下符号推进栈内,栈顶成(S’,ai),而读头前进一格;
2、归约
指用产生式A进行归约。
若的长度为,则弹出栈顶项,使栈顶状态变为Sm-,然后将(Sm-,A)的下一状态S’=GOTO[Sm-,A]连同非终结符A一起推进栈内,栈顶变为(S’,A)。
读头不动,即不改变现行输入符号。
3、接受
宣布分析成功,退出总控程序。
4、报错
报告输入串含有错误,调用相应错误错误处理程序。
3.5具体过程分析如下:
分析器的动作就是由栈顶状态和当前输入符号所决定。
LR分析器结构:
其中:
SP为栈指针,S[i]为状态栈,X[i]为文法符号栈。
状态转换表用GOTO[i,X]=j表示,规定当栈顶状态为i,遇到当前文法符号为X时应转向状态j,X为终结符或非终结符。
ACTION[i,a]规定了栈顶状态为i时遇到输入符号a应执行。
动作有四种可能:
(1)移进:
action[i,a]=Sj:
状态j移入到状态栈,把a移入到文法符号栈,其中i,j表示状态号。
(2)归约:
action[i,a]=rk:
当在栈顶形成句柄时,则归约为相应的非终结符A,即文法中有A->B的产生式,若B的长度为R(即|B|=R),则从状态栈和文法符号栈中自顶向下去掉R个符号,即栈指针SP减去R,并把A移入文法符号栈内,j=GOTO[i,A]移进状态栈,其中i为修改指针后的栈顶状态。
(3)接受acc:
当归约到文法符号栈中只剩文法的开始符号S时,并且输入符号串已结束即当前输入符是'#',则为分析成功。
(4)报错:
当遇到状态栈顶为某一状态下出现不该遇到的文法符号时,则报错,说明输入端不是该文法能接受的符号串。
3.6LR(0)分析表构造基本思想
只根据“历史”信息识别呈现于栈顶的句柄,而不考虑“展望”信息的状态。
活前缀
1、定义
在规范归约的句型中,不含有句柄以后任何符号的前缀称为活前缀。
它有两种情况:
归态活前缀和非归态活前缀。
2、归态活前缀
活前缀的尾部正好是句柄之尾,这时可以进行归约。
归约之后又会成为另一句型的活前缀。
3、非归态活前缀
句柄尚未形成,需要继续移进若干符号之后才能形成句柄。
3.7构造LR(0)分析表的方法
3.7.1生成文法G的LR(0)项目
对文法G的每个产生式右部添加一个圆点,称为G的一个LR(0)项目(简称项目)
3.7.2由项目构成识别文法活前缀的DFA
1)对于一个文法G,我们可以构造一个有限自动机,它能识别G的所有活前缀。
2)由于产生式右部的符号串就是句柄,若这些符号串都已进栈,则表示它已处于归态活前缀,若只有部分进栈,则表示它处于非归态活前缀。
要想知道活前缀有多大部分进栈了,可以为每个产生式构造一个自动机,由它的状态来记住当前情况,这时,我们把“状态”称为“项目”。
这些自动机的全体就是能识别所有活前缀的有限自动机。
3.7.3将所得DFA确定化
(1)文法G的LR(0)项目生成
在文法的每个产生式右部添加一个圆点,就成为G的一个LR(0)项目。
例如,产生式AXYZ对应四个项目
A•XYZ预期要归约的句柄是XYZ,但都未进栈
AX•YZ预期要归约的句柄是XYZ,仅X进栈
AXY•Z预期要归约的句柄是XYZ,仅XY进栈
AXYZ•已处于归态活前缀,XYZ可进行归约,这个项目也称为归约项目。
(2)产生式右部符号串的长度为n,则可以分解为n+1个项目。
(3)产生式A只有一个项目A•。
由项目构成识别文法活前缀的NFA
1、将文法进行拓广,保证文法开始符号不出现在任何产生式右部,即增加产生式S`S,并令S`•S作为初态项目;
2、凡圆点在串的最右边的项目称终态项目或称归约项目,而S`S•称为接受项目;
3、设项目i为XX1…Xi-1•Xi…Xn,项目j为XX1…Xi•Xi+1…Xn,则从项目i画一弧线射向j,标记为Xi,Xi是终结符则称为移进,Xi是非终结符则称为待约;
4、若项目i为X•A,其中A是非终结符,则从i项目画弧射向所有A•的项目,V*
1)构造出的NFA是包含有串的NFA,可以使用子集法使之确定化,使之成为一个以项目集为状态的DFA,这个DFA就是建立LR分析算法的基础。
2)相应DFA的每个状态是一个项目集,称作LR(0)项目集,整个状态集称为LR(0)项目集规范簇。
3)在DFA的一个状态对应的项目集内,每个项目是“等价”的,即从期待归约的角度看相同。
4)有一个唯一的初态和一个唯一的接受态,但有若干个归约态,表示有若干种活前缀的识别状态。
5)状态反映了识别句柄的情况,即句柄的多大部分已进栈,即知道了历史情况。
6)手工构造文法的项目集规范
3.7.4LR(0)项目集规范簇的自动构造
1、拓广文法
增加S`S产生式,使文法的开始符号不出现在任何产生式右部,从而保证有唯一的接受项目。
2、定义和构造项目集的闭包
设I是拓广文法G`的一个项目集,如下定义和构造I的闭包CLOSURE(I):
a)I的任何项目都属于CLOSURE(I);
b)若A•B属于CLOSURE(I),B是非终结符,则对任何关于B的产生式B,项目B•也属于CLOSURE(I);
c)重复执行步骤b)直到CLOSURE(I)不再扩大为止。
3、定义状态转换函数GO
GO(I,X)定义为CLOSURE(J),其中I,J都是项目集,X(VNVT),J={任何形如AX•的项目|A•XI}。
4、构造LR(0)项目集规范族的算法
PROCITEMSETS-LR0
{C:
={CLOSURE(S`•S)}/*初态项目集*/
DO
{FOR(对C中每个项目集I和G`中每个文法符号X)
IF(GO(I,X)非空且不属于C)
{把GO(I,X)加入C中}
}WHILEC仍然在扩大
}
3.7.5LR(0)分析表的构造算法
设C={I0,I1,…In},以各项目集Ik(k=0,…,n)的k作为状态序号,并以包含S`•S的项目集作为初始状态,同时将G`文法的产生式进行编号。
然后按下列步骤填写ACTION表和GOTO表:
1、若项目A•a属于Ik状态且GO(Ik,a)=Ij,a为终结符,则置ACTION[k,a]=Sj;即:
移进a,并转向Ij状态。
2、若项目A•Ik,则对任何终结符a(包括语句结束符#),置ACTION[k,a]=rj;即根据j号产生式进行归约,其中,j为产生式A的编号。
3、若项目S`S•属于Ik,则置ACTION[k,#]=accept,简记为acc;
4、若GO(Ik,A)=Ij,A是非终结符,则置GOTO[k,A]=j;
5、分析表中凡不能用步骤1至4填入信息的空白项,均置上“出错标志”。
4.算法实现流程图
5.测试数据
[终结符]
a
b
c
d
[非终结符]
E
A
B
[开始符]
E
[产生式]
E->aA
E->bB
A->cA
A->d
B->cB
B->d
6.结果输出及分析
下面是你输入的文法G:
非终结符号集合为:
{E,A,B}
终结符符号集合为:
{a,b,c,d}
G[E]:
(1) E->aA
(2) E->bB
(3) A->cA
(4) A->d
(5) B->cB
(6) B->d
下面是生成的拓广文法G':
非终结符号集合为:
{$,E,A,B}
终结符符号集合为:
{a,b,c,d}
G'[E]:
(0) $->E
(1) E->aA
(2) E->bB
(3) A->cA
(4) A->d
(5) B->cB
(6) B->d
该文法的项目如下:
(1) $->.E
(2) $->E.
(3) E->.aA
(4) E->a.A
(5) E->aA.
(6) E->.bB
(7) E->b.B
(8) E->bB.
(9) A->.cA
(10) A->c.A
图一:
读入文法
图二:
分析文法
图三:
分析句子:
ad
图四:
生成树
7.软件运行环境及限制
系统平台:
WindowsXP/2000
软件平台:
VC++6.0
8.心得体会
归约的时候应该从状态栈和文法符号栈中自顶向下去掉R个符号,即栈指针SP减去R,并把A移入文法符号栈内,j=GOTO[i,A]移进状态栈,其中i为修改指针后的栈顶状态。
而在当归约到文法符号栈中只剩文法的开始符号E时,并且输入符号串已结束即当前输入符是'#',则为分析成功。
LR(0)分析器归约是个难点,应该认真分析文法结构。
通过实验设计加深了对VC的熟练程度和对编译原理课程的理解。
总的来说,形式语言是编译原理的基础,是建立文法,分析文法的重要知识基础。
9.参考文献
《程序设计语言编译方法》(第三版)肖军模大连理工出版社
《编译原理教程习题解析与上机指导》胡元义西安电子科技大学出版社
《编译原理学习与应用指导》张永梅国防工业出版社
《编译原理》李建中机械工业出版社