词法分析器核心算法9.pptVIP

2.4 词法分析器核心算法 2.4.2 DFA的“短路”计算 2.4.2.1正规式的语法树（续1） 2.4.2.1正规式的语法树（续2） 2.4.2.1正规式的语法树（续3） 2.4.2.1正规式的语法树（续4 ） 2.4.2.2 从正规式构造DFA（Short-circuit Construction） 四个函数的具体意义： 2 函数的计算规则 2 函数的计算规则（续） 3 从正规式构造DFA 3 从正规式构造DFA（续1） 3 从正规式构造DFA（续2） 3 从正规式构造DFA（续3） 3 从正规式构造DFA（续4） 3 从正规式构造DFA（续5） 2.5 语法分析器核心算法 2 LL分析与LR分析 2 LL分析与LR分析（续） 2.5.2 LR(1)与LALR(1)分析 结束（3月18日） 2.5.2.1 SLR分析器的弱点 2.5.2.1 SLR分析器的弱点（续） 2.5.2.2 LR(1)分析器 1 LR(1)项目、LR(1)项目集、LR(1)项目集族 2 lookaheads的计算 3 基于LR(1)项目集的、识别活前缀的DFA的构造算法 3 基于LR(1)项目集的、识别活前缀的DFA的构造算法（续1） 4 LR(1)项目集中判定冲突的准则 5 LR(1)DFA的状态膨胀 2.5.2.3 LALR(1)分析器 2 LALR(1)项目集DFA的构造算法 算法2.3 构造LALR(1)DFA 例2.24 2.5.2.4 LR(1)与LALR(1)的关系 2.5.2.4 LR(1)与LALR(1)的关系（续1） 2.5.2.4 LR(1)与LALR(1)的关系（续2） 2.5.2.4 LR(1)与LALR(1)的关系（续3） 2.5.2.4 LR(1)与LALR(1)的关系（续4） 2.5.2.4 LR(1)与LALR(1)的关系（续5） 根据算法2.2计算LR(1)的DFA，然后将芯相同的LR(1)项目集合并为LALR(1)项目集。（弱点是时空复杂度高）； 经典“龙书”（[Aho 86]）方法：首先构造LR(0)DFA，然后根据lookahead的自生和传播性质计算项目的lookaheads，从而得到LALR(1)的DFA； 通过改造LR(0)DFA构造算法直接计算LALR(1)的DFA。 方法3与LR(0)算法的关键区别： 用核心项目ki代表项目集，以节省空间； 用公式2.1的规则计算闭包closure(ki)，以加入各项目的lookaheads； 项目的lookaheads改变后，则此项目集被认为是一个新项目集。 输入：拓广文法G={S→S}∪G 输出：DFA=(Dstates, Dtran)，其中Dstates中的状态仅由核心项目组成 方法： s0:={S’→.S，$}作为唯一未标记状态加入到Dstates; while Dstates中还有未标记的Ki -- 对每个项目集的核心 loop 标记Ki； I := closure(ki)； -- 标记并计算完整的项目集I for I中每个形如[A→α.x，a]项目中的x -- 对每个字符x loop K := goto (I，x); -- 计算下一状态转移 if K非空 -- 若有下一状态转移 then end if; end loop; end loop; if K 不在Dstates中 then -- 若K是新状态 if K的core等于Dstates中某Kj的core then 合并K中lookaheads到Kj中；置Kj为未标记； -- 则合并lookaheads并取消标记 else 加入K到Dstates且未标记； -- 或加入新状态到Dstates end if; end if; Dtran[Ki, x] = K; -- 记录状态转移 为文法G1构造的LALR(1)DFA如下。可以看出此DFA空间很节省，并且I2状态中也不存在移进/归约冲突。 LR(1)与LALR(1)的关系对于移进/归约冲突的解决两者是等价的； 而对于归约/归约冲突，由于LALR(1)项目中合并了lookaheads，可能会减弱它对归约/归约冲突的解决能力。 1 LR(1)DFA中不发生的移进/归约冲突，LALR(1)DFA中也一定不会发生。 考虑下述同心的n个LR(1)项目集的合并： 根据准则2.1，LR(1)DFA中没有冲突，即{a}∩li=Φ（i=1, 2, ..., n），因此：{a}∩(l1∪l2∪... ∪ln)=Φ