编译程序的面向对象设计与实现

Software College of Northeast Normal University

Compiler Construction Principles & Implementation Techniques -1-

编译程序的面向对象设计与实现

Dr. Zheng XiaojuanAssociate Professor


April. 2009



阶段三：语法分析器开发



项目需求

• 读入词法分析的输出结果 token 序列；• 对 token 序列进行语法分析生成语法正确的

与源程序结构相对应的语法分析树；• 能够指出语法错误所在位置。



一、编译原理内容



语法分析程序的功能

词法分析器语法分析器语义分析

源程序 Token序列语法树

图 5.1 语法分析器的功能



所需编译知识关联图

Develop a Parser

Syntax definition

basing on

Context Free Grammarusing

implement

Top-down

Bottom-up

√√



Top-down parsing

Syntax definition

basing on

CFGusing

check precondition

Predict(A)

first()

follow(A)Yes

Recursive-descent

LL(1)Imp

lem

ent

所需编译知识关联图



一、 Context Free Grammar (CFG)

• 定义为四元组 (VT,VN,S,P) VT 是有限的终极符集合 VN 是有限的非终极符集合 S 是开始符， S VN

P 是产生式的集合，且具有下面的形式： AX1X2…Xn

其中 AVN， Xi (VTVN) ，右部可空。



二、 Top-down parsing

• 自顶向下语法分析方法的前提条件– G = (VT, VN, S, P)

– For any A VN,

– For any two productions of A,

– Predict(A 1) Predict(A 2) = ( 同一个非终极符的任意两个产生式的 predict 集合互不相交 )

• 这个条件保证 : 针对当前的符号和当前的非终极符 ,可以选择唯一的产生式来进行推导 ;



三、 Grammar Transformation

• 消除公共前缀 (left factoring)• 公共前缀

– A 1 | … | n| 1|…| m

• 提取公因子– A A’| 1|…| m

– A’ 1 | … | n



• 消除左递归 (left recursion)– 直接左递归 :A A(1 | … | n)| 1|…| m

– 消除方法 : A (1|…| m)A’

A’ (1| … | n)A’|



• 消除左递归 (left recursion)– 间接左递归 :

– 消除方法 : • Pre-conditions• Algorithm

S A b A S a | b

1:S 2:A

A Aba | b

A bA’ A’ baA’ |



四、 Three Important Sets

• First Set(first集 ) for a string with non-terminal and terminal symbols;– First()

• Follow Set(follow集 ) for a non-terminal symbol A;– Follow(A)

• Predict Set( 预测集 ) for a production;– Predict(A )



1 First Set (first集 )

• Definition: – First() = {a | *a, aVT},

– if * then First()= First() {}

• How to calculate First()? = , First() = {} = a, aVT, First() = {a}

= A, AVN, First() = First(A)

= X1 X2 …… Xi-1 Xi …… Xn



• S = {A | A * , AVN}• For each terminal symbol a, First(a) = {a}

For each symbol X, calculate First(X)

• VN={A1, …, An} , calculate First(Ai)

(1)初始化 , First(Ai) ={};

(2)for i =1 to n 对于 Ai 的每个产生式 ,

- if Ai , First(Ai) = First(Ai) {};

- if Ai Y1 …. Ym, {Y1 ,…. ,Ym}S,

First(Ai) = First(Ai) First(Y1) ….. First(Ym)

- if Ai Y1 …. Ym, {Y1 ,…. ,Yj-1}S, Yj S

First(Ai) = {First(Ai) {First(Y1) ….. First(Yj-1)-{}}

First(Yj)

(3) Repeat (2) until 每个 First(Ai) 没有变化 ( 收敛 ).



Example

P:(1) E TE’(2) E’ + TE’(3) E’ (4) T FT’(5) T’ * F T’(6) T’ (7) F (E)(8) F i(9) F n

S = {E’, T’}

E {i, n , ( }

E’ { + , }

T { i, n , ( }

T’ { *, }

F { i, n , ( }



2 Follow Set (follow集 )

• How to calculate Follow(A), AVN

(1) 初始化 , AVN, Follow(A) = { }

(2)Follow(S) = {#}

(3) 对于每个产生式 A • If there is no non-terminal symbol in , skip;

• If = B, BVN, Follow(B) = Follow(B) (First()-{})

• If First(), Follow(B) = Follow(B) Follow(A)

• If = B, Follow(B) = Follow(B) Follow(A)

(4) Repeat (3) until all follow sets do not change any more;



Example

E {i, n , ( }

E’ { + , }

T { i, n , ( }

T’ { *, }

F { i, n , ( }


E {#, )}

E’ {#, )}

T {+, ), #}

T’ {+, ), #}

F {*, +, ), #}



3 Predict Set (predict集 )

• Definition: – Predict(A ) = first(), if first();

– Predict(A ) = (first()- ) follow(A),

if first();



Example E {i, n , ( }

E’ { + , }

T { i, n , ( }

T’ { *, }

F { i, n , ( }


E {#, )}

E’ {#, )}

T {+, ), #}

T’ {+, ), #}

F {*, +, ), #}

first 集

follow 集

First(TE’)={i, n,( }First(+TE’)={+}Follow(E’)={#, )}First(FT’)={i,n,( }First(*FT’)={*}Follow(T’)={ ),+, # }First((E))={ ( }

First(i)={i}

First(n)={n}



五、 Recursive-Descent Parsing

• The goal of parsing– Check whether the input string belongs to the language

of CFG;

• Two actions– match(a): to check current symbol, if match, read next

symbol;

– Derivation: select the production



General Process

• G = (VT, VN, S, P)

• Predefined function:

void match(a: VT)

• Global variable:

token: VT

• Input string: str

• For each A VN,

• A 1|……| n

A( )

{ case token of

Predict(A 1): SubR(1) ; break;

……

Predict(A n): SubR(n) ; break;

other: error;

}



General Process

void match(a: VT)

{

if token == a

token = readNext(str);

else error();

}

SubR():

= X1 X2 …… Xn

If Xi VT, match(Xi)If Xi VN, Xi();

SubR(): = { }



Example

P:(1) Z aBd {a}(2) B d {d}(3) B c {c}(4) B bB {b}

Z ( ){if token = a {match(a); B( ); match(d); }else error( );}

B ( ){ case token of d: match(d);break; c: match(c); break; b:{ match(b); B( ); break;} other: error( );}

a b c d

main( ){ read(token); Z( )}



Building Parse Tree

• Data structure – ParseTree

• Operations– ParseTree BuildRoot(symbol: VT VN);

– ParseTree BuildOneNode(symbol: VT VN)

– AddOneSon(father:*ParseTree, son:*ParseTree )

– SetNum(Node:*ParseTree, n:int)

符号儿子个数儿子指针



Example

Z ( ){ if token = a {

match(a);

B( );

match(d); } else {error(); return nil;}}

*ParseTree

T = BuildRoot(Z);AddOneSon(T, A);A = BuildOneSon(a);

AddOneSon(T, BB);BB=

AddOneSon(T, D);D = BuildOneSon(d);

return T;

SetNum(T, 3);



六、 LL(1) Parsing Method

• LL(1) Parsing– LL(1) parsing table to record predict sets for each

production; (LL(1) 分析表 )

– A general engine( 一个通用的驱动程序 )



LL(1) Parsing Table (LL(1) 分析表 )

• How to build LL(1) Parsing Table for a LL(1) Grammar?– For a LL(1) Grammar G = (VT, VN, S, P)– VT = {a1, …, an}– VN = {A1, …, An}– LL(Ai, ai) = [Ai ], if aipredict(Ai )– LL(Ai, ai) = error, if ai not belong to the predict set of any production

of Ai

a1 … an #

A1

… …. …. …

An



LL(1) Parsing Mechanism

Stack

Input

#………a

驱动程序 : 栈为空情形的处理 X VT 情形的处理 X VN 情形的处理

X

……

LL[1] 分析表



LL(1) Parsing Engine

[1] 初始化： Stack := [ ]； Push(S)；[2] 读下一个输入符： Read(a)；[3] 若当前格局是 ( , # ) ，则成功结束；否则转下；[4] 设当前格局为（ ..... X, a.....) ，则

若 X VT & X= a ，则 { Pop(1) ； Read(a) ； goto [3] }

若 X VT & X a ，则 Error；

若 X VN ，则： if LL(X, a)=X→Y1 Y2 ...... Yn

then { Pop(1)； Push(Yn ,.....,Y1)； goto[3] } else Error



Building Parse Tree During LL(1)

[1] 初始化： Stack := [ ]； root=BuildOneNode(S); Push(S, root)；[2] 读下一个输入符： Read(a)；[3] 若当前格局是 ( , # ) ，则成功结束；否则转下；[4] 设当前格局为（ ..... X, a.....) ，则

若 X VT & X= a ，则 { Pop(1) ； Read(a)； goto [3] } 若 X VT & X a ，则 Error；若 X VN ，则： if LL(X, a)=X→Y1 Y2 ...... Yn

then { (X, ptr) = Pop(1); for i=n to 1 { p[i] = BuildOneNode(Yi), Push(Yi, p[i])； } AddSons(ptr, p, n); goto[3] } else Error



二、语法分析程序的实现



部分 SNL 语言的上下文无关文法

总程序：Program ::= ProgramHead DeclarePart ProgramBody

.程序头：2) ProgramHead ::= PROGRAM ProgramName

3) ProgramName ::= ID 程序声明：DeclarePart ::= TypeDecpart VarDecpart ProcDecpart类型声明：TypeDecpart ::=

| TypeDec

TypeDec ::= TYPE TypeDecList

TypeDecList ::= TypeId = TypeDef ; TypeDecMoreTypeDecMore ::= | TypeDecList

TypeId ::= ID



语法树节点的数据结构 child Sibling Lineno nodekind kind idnum name table attr type

0 1 2 decstmt exp ……

原则：语法分析器的输出将作为语义分析的输入，因此语法分析树中不仅应该包含源程序的结构信息，还应该为语义分析提供必要的信息。在进行语法分析时，语法分析程序将根据源语言的文法产生式，为相应的非终极符创建一个语法树节点，并为之赋值，得到的是与程序结构相似的改进的语法树。除此之外，只要能够清晰表达出源程序的语法结构即可。语法树节点的数据结构可小组自行定义。



语法树节点的数据结构

类型声明变量声明过程声明

……

……

……

……

……

……

根结点 ProK

类型声明

TypeK

变量声明

VarK

过程声明

ProcK

程序体

StmLK

程序头

PheadK

声明 1 声明 n

声明 1 声明 n 语句 n 语句 1

所有声明过程体形参

过程声明 1 过程声明 n

语句 n 语句 1 形参 n 形参 1



ProK PheadK p TypeK DecK IntegerK t1 VarK DecK IntegerK v1 v2 ProcDecK q DecK value param: IntegerK i VarK DecK IntegerK a StmLk StmtK Assign ExpK a IdV ExpK i IdV StmtK Write ExpK a IdV StmLk StmtK Read v1 StmtK If ExpK Op < ExpK v1 IdV ExpK Const 10 StmtK Assign ExpK v1 IdV ExpK Op + ExpK v1 IdV ExpK Const 10 StmtK Assign ExpK v1 IdV ExpK Op - ExpK v1 IdV ExpK Const 10 StmtK Call ExpK q IdV ExpK v1 IdV

program ptype t1 = integer;var integer v1,v2;procedure q(integer i);var integer a;begin a:=i; write(a)endbegin read(v1); if v1<10 then v1:=v1+10 else v1:=v1-10fi; q(v1)end.



第三次小组讨论题目：明确项目需求，学习 ppt 编译原理六个知识点后完成：• 仔细研究源语言的语法规则定义，确定产生式是否存在冲突，如有

冲突请根据知识点三进行文法的转换。• 根据知识点四求出没有冲突的文法的每条产生式的三个集合。• 根据源语言的语法规则特点定义语法分析树的数据结构。• 根据知识点五或六进行语法分析（小组任选方法之一）。语法错误

可输出一次。• 讨论语法分析树的建立与输出（如对树的数据结构描述不清楚请进

行小组复习或个人复习）• 应用 UML 建立系统类图、对象图、用例图、交互图、活动图、状

态图等，编制相应的说明文档。

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