編譯器設計-解析類型

編譯器設計-解析類型

Compiler Design - Types of Parsing

語法分析器遵循由上下文無關語法定義的產生式規則。生成規則的實現方式（派生）將解析分爲兩種類型：自上而下解析和自下而上解析。

自頂向下分析Top-down Parsing             

當解析器開始從開始符號構造解析樹，而後嘗試將開始符號轉換爲輸入時，稱爲自頂向下解析。             

遞歸降低解析：它是自頂向下解析的一種常見形式。它被稱爲遞歸，由於它使用遞歸過程來處理輸入。遞歸降低解析受到回溯的影響。             

回溯：這意味着，若是產品的一個派生失敗，語法分析器將使用同一產品的不一樣規則從新啓動進程。這種技術能夠屢次處理輸入字符串以肯定正確的生產。             

自下而上分析Bottom-up Parsing             

顧名思義，自底向上的解析從輸入符號開始，並嘗試構建解析樹直至開始符號。

Example:

Input string : a + b * c

Production rules:

S → E

E → E + T

E → E * T

E → T

T → id

Let us start bottom-up parsing

a + b * c

讀取輸入並檢查是否有任何生產與輸入匹配：

a + b * c

T + b * c

E + b * c

E + T * c

E * c

E * T

E

S

在上一章中，咱們瞭解到自頂向下解析技術解析輸入，並開始從根節點逐漸向下移動到葉節點構建解析樹。

遞歸降低分析Recursive Descent Parsing             

遞歸降低是一種自頂向下的解析技術，它從頂部構造解析樹，從左到右讀取輸入。它對每一個終端和非終端實體使用過程。這種解析技術遞歸地解析輸入以生成解析樹，這可能須要也可能不須要回溯。但與之相關聯的語法（若是沒有保留因子）不能避免回溯。一種不須要任何回溯的遞歸降低解析稱爲預測解析。             

這種解析技術被認爲是遞歸的，由於它使用的上下文無關語法本質上是遞歸的。             

回溯Back-tracking             

自上而下的解析器從根節點（開始符號）開始，並根據生產規則匹配輸入字符串以替換它們（若是匹配）。要理解這一點，請以CFG爲例：

S → rXd | rZd

X → oa | ea

Z → ai

對於輸入字符串：read，自上而下的解析器，其行爲以下：             

它將從生產規則中的S開始，並將其收益率與輸入的最左邊的字母（即「r」）匹配。S（S→rXd）的產生與之相匹配。因此自上而下的解析器前進到下一個輸入字母（即「e」）。解析器嘗試展開非終端「X」，並從左側檢查其結果（X→oa）。它與下一個輸入符號不匹配。因此自上而下的解析器回溯以得到X的下一個產生式規則（X→ea）。             

如今解析器按順序匹配全部輸入字母。接受字符串。

預測分析器 Predictive parser            

Predictive parser是一種遞歸降低解析器，它可以預測將使用哪一個產品來替換輸入字符串。預測解析器不受回溯的影響。             

爲了完成它的任務，預測解析器使用一個前瞻指針，它指向下一個輸入符號。爲了使解析器無需回溯，預測解析器對語法施加一些約束，只接受一類稱爲LL（k）語法的語法。

預測性分析使用堆棧和分析表來分析輸入並生成分析樹。堆棧和輸入都包含一個結束符號$，表示堆棧爲空而且輸入被消耗。解析器引用解析表來決定輸入和堆棧元素的組合。

在遞歸降低解析中，對於單個輸入實例，解析器可能有多個產品可供選擇，而在預測解析器中，每一個步驟最多有一個產品可供選擇。可能存在沒有與輸入字符串匹配的產品的實例，從而致使分析過程失敗。             

LL分析器LL Parser             

LL語法分析器接受LL語法。LL文法是上下文無關文法的一個子集，但有必定的限制，要獲得簡化的版本，才能實現容易。LL語法能夠經過遞歸降低和表驅動兩種算法來實現。             

LL解析器表示爲LL（k）。第一個L in LL（k）從左到右解析輸入，第二個L in LL（k）表示最左邊的派生，k自己表示look ahead的數量。通常k=1，因此LL（k）也能夠寫成LL（1）。

LL解析算法 LL Parser Algorithm            

對於解析器的解釋，咱們可使用肯定性的LL（1），由於表的大小隨着k的值呈指數增加。其次，若是給定的語法不是LL（1），那麼對於任何給定的k，一般都不是LL（k）。              

下面給出了LL（1）解析的算法：

Input:

   string ω

   parsing table M for grammar G

Output:

   If ω is in L(G) then left-most derivation of ω,

   error otherwise.

Initial State : $S on stack (with S being start symbol)

   ω$ in the input buffer

SET ip to point the first symbol of ω$.

repeat

   let X be the top stack symbol and a the symbol pointed by ip.

   if X∈ Vt or $

      if X = a

         POP X and advance ip.

      else

         error()

      endif

   else       /* X is non-terminal */

      if M[X,a] = X → Y1, Y2,... Yk    

         POP X

         PUSH Yk, Yk-1,... Y1 /* Y1 on top */

         Output the production X → Y1, Y2,... Yk

      else

         error()

      endif

   endif

until X = $  /* empty stack */

若是A→α|β是G的兩個不一樣乘積，則語法G是LL（1）：             

對於無終端，α和β都導出以a開頭的字符串。             

α和β中至多有一個能夠導出空字符串。             

若是β→t，則α不導出以跟隨（a）中的終端開始的任何字符串。