《编译原理》LR 分析法与构造 LR(1) 分析表的步骤

《编译原理》LR 分析法与构造 LR(1) 分析表的步骤 - 例题解析

笔记

直接做题是有一些特定步骤，有技巧。但也必须先了解一些基本概念，本篇会通过例题形式解释概念，会容易理解和记忆，以及解决类似问题。

如果只想做题可以直接下拉至习题部分。

（一）关于状态

对于产生式 A→aBcD，就可以分解为下面几个不同的识别状态：

（1）A→.aBcD
（2）A→a.BcD
（3）A→aB.cD
（4）A→aBc.D
（5）A→aBcD.

“.” 的左部符号表示已被识别出来的那部分句柄符号

状态（1）表示：处于句柄的头
状态（2）表示：已经识别出字符 a，等待形成以 B 为产生式左部的右部
状态（3）表示：刚刚进行了一次规约，即把关于 B 的产生式右部规约成 B
状态（4）表示：已经识别出字符 c，等待形成以 D 为产生式左部的右部
状态（5）表示：已经到达句柄的尾巴，可以把 aBcD 规约为产生式左部的符号 A

（二）什么是 LR(k) 分析法？

字面意思理解：

字符	含义
L	表示从左到右扫描输入串
R	表示利用最右分析方法来识别句子，即构造一个最右推导的逆过程
k	表示向右查看输入串符号的个数

LR 分析过程是规范归约的过程

规范规约是最右推导的逆过程，最右推导是规范推导，所以 最左规约是规范规约。

LR 分析法根据当前分析栈中的符号串和向右顺序查看输入串的 k 个符号就可以唯一确定分析器的动作是移进还是归约、利用那个产生式进行归约。

当没有指明 k 是几的时候，默认为 1

（三）文法的拓广？

文法的拓广是对现有文法，添加一个 S'，并对文法进行展开。

例如：

对于文法 G[E]:
E → E+T|T
T → T*F|F
F → i|(E)

可以把它拓广为

文法 G[E']:
E' → E
E → E+T|T
T → T*F|F
F → i|(E)

此时可能会有疑问，不就是加了个开始符号，有什么意义呢？为什么要再加个开始符号呢？

加开始符号是为了状态的表示，这样原来的 S 会成为右部，可以表示 .S 和 S.

那同一非终结符的右部有多种情况为什么不展开呢？

这里是说拓广文法，是添加开始符号，可以展开可以不展开，但是一般默认要展开，一般一道题不会只让求拓广文法，而是为了后面。一般题目中是说 “求该文法的拓广文法并编号”，此时请一定要展开。展开后应该是这样：

1.E'→E
2.E → E+T
3.E → T
4.T → T*F
5.T → F
6.F → i
7.F → (E)

（四）什么是项目？项目有哪些分类？等价状态？

上面提到拓广文法，展开，以及编号。

先看例题：

对于文法 G[S]:
S → vI:T
I → I,i
I → i
T → r

可以把它拓广并编号，如下：

文法 G[S']:
1.S' → S
2.S → vI:T
3.I → I,i
4.I → i
5.T → r

它的全部 LR(0) 项目，如下：

1.S' → .S
2.S' → S.
3.S → .vI:T
4.S → v.I:T
5.S → vI.:T
6.S → vI:.T
7.S → vI:T.
8.I → .I,i
9.I → I.,i
10.I → I,.i
11.I → I,i.
12.I → .i
13.I → i.
14.T → .r
15.T → r.

对上面 LR(0) 项目进行分类

类型	包含	特点
规约项目	2, 7, 11, 13, 15	. 在右部的末尾
接收项目	2	. 在开始符号的末尾
移进项目	3, 5, 9, 10, 12, 14	. 后面跟着终结符，表移进
待约项目	1, 4, 6, 8	. 后面跟着非终结符，表等待后面非终结符的规约，简称待约

谁和谁是等价状态？

例如：

待约项目 4 即 S→v.I:T 它的含义是等待栈顶规约出 I，但尚未识别对应 I 的那些句柄的任何符号；

项目 8 即 I→.I,i 和项目 12 即 I→.i 的含义也是期待栈顶形成 I 的句柄，所以这三个项目的含义是一样的，即 4, 8, 12 三个状态是等价的。

同理：项目 6 即 S → vI:.T 和项目 14 即 T → .r 也是等价的

为什么它们是等价状态？怎么判断等价状态？

上面有说因为他们表示的含义是一样的，并且会发现等价肯定涉及至少一个待约项目，以及一个 . 在最左端的移进项目。

这是因为，待约项目是 . 后面跟非终结符，这个 . 是在非终结符的前面；当存在该非终结符的产生式时，且 . 在最左端的时候。因为 . 在最左端，其实也是相当于在该非终结符的前面。所以是一个等价的状态。

（五）LR 分析表介绍

LR 分析器的关键部分是分析表的构造。分析表有以下几种：

规范的 LR 分析表：

LR(0)，能力最弱，局限性较大，但理论上最重要。
LR(1)，它功能最强，但代价也最大。

简单的 LR 分析表：

简称 SLR ，最容易实现，但功能最弱。

向前看的 LR 分析表：

简称 LALR，功能和代价处于前两者之间，适用于绝大多数程序语言的文法

总结： LR(0) 功能最弱，功能弱是说当文法中产生式比较复杂，出现某些问题时，无法解决。这些问题一部分可以由 SLR 分析法解决。但还有一部分 SLR 解决不了，可以用 LR(1) 来解决。

（六）关于 “展望”

在规范归约过程中，一方面记住已移进和归约出的整个符号串，即记住 “历史”，另一方面根据所用的产生式推测未来可能碰到的输入符号，即对未来进行 “展望”。

当一串貌似句柄的符号串呈现于分析栈的顶端时，根据所记载的 “历史” 和 “展望” 材料，来确定栈顶的符号串是否构成句柄。

为了记住分析的 “历史” 和汇集 “展望” 的信息，LR 分析法这样处理：

将归约过程的 “历史” 和 “展望” 材料综合抽象成某些状态，存放在一个状态栈中，栈中每个状态都概括了从分析开始直到某一归约阶段的全部“历史”和“展望”材料。

LR(1) 分析法这样处理：

首先，明白了在 LR(1) 分析法中展望是为了解决其他分析法解决不了的问题。简单的说就是，状态会出现冲突，我们不能只通过后 1 个输入串符号，直接确定选用哪个产生式，这是严重的错误。

所以 展望（向前搜索符） 是通过展望后面的内容，所以展望对应的终结符，应该属于该非终结符的 FOLLOW 集（确切的说，属于 FOLLOW 集中的具体哪个个终结符，应该根据产生式的推导过程确定，通过语法树来分析，是比较直观的方法。也可以直接通过求该非终结符后的 FIRST 集来确定，但要注意是对谁求 FIRST 集，可表示为 FIRST(βa)，例题中会提到），来帮助唯一确定选择产生式。

拓展注：这里提到的 FOLLOW 集和 FIRST 集不是冲突的，因为我们要求的向前搜索符时 FOLLOW 集的子集，有时候不能确定，所以用 FIRST(βa)， β 表示由谁哪个非终结符推导的，这个非终结符的后面的剩余串，a 表示它上一个状态中的向前搜索符。它俩拼接起来的串，对该串求 FIRST 集。
那么可能会有疑问，利用上一个状态？那第一个状态呢？第一个状态是固定的 S'→S,#
其实 # 就是 S 的 FOLLOW 集中的唯一的元素，它也是开始符号的向前搜索符
所以说 FOLLOW 集和 FIRST(βa) 是都可以求的，FIRST(βa) 是准确的向前搜索符，它是 FOLLOW 集的一部分

在 LR(1) 中，用

状态, 终结符
例如：S' → # （#表示开始符号FOLLOW集会提到那个符号，有的地方用 $，是一样的）

这种形式是表式展望，终结符就是展望的后面的终结符，具体的下面例题中还会提到。

（七）终极例题 - LR(1) 分析表的构造

给定文法 G[S]：

S→L=R | R
L→*R | id
R→L

回答以下问题：

（1）文法的拓广并编号
（2）LR(1) 项目集规范族所对应的识别活前缀的 DFA
（3）构造 LR(1) 分析表

解析：

1）文法的拓广并编号：

拓广文法 G[S']：

（0）S'→S
（1）S→L=R
（2）S→R
（3）L→*R
（4）L→id
（5）R→L

2）LR(1) 项目集规范族所对应的识别活前缀的 DFA*

这里就涉及到 “展望” 这个知识点了

向前搜索符的 FIRST 集求法：

求法 FIRST(βa)

β 表示由谁哪个非终结符推导的，这个非终结符的后面的剩余串
a 表示它上一个状态中的向前搜索符。

对于 I₀ ：
首先 S' → .S, # 这个是固定的，就是第一个状态的核心项目
下面对 S 求向前所有符都没问题，都是 #
到了 L→.*R，这里，求向前搜索符，使用 FIRST(βa)
应该是求 FIRST(=R#) 所以就是 = 了

为什么是 =R#?

因为 β 表示由谁哪个非终结符推导的，这里就是上面状态【S→.L=R, #】这个非终结符 L 的后面的剩余串是 =R，a 表示它上一个状态中的向前搜索符，就是 #，拼接起来就是 =R#。

（图片来源：中国大学慕课 -《编译原理》哈尔滨工业大学陈老师）

该 DFA 有穷自动机的解释：

（1）这样表示形式就是自动机，每个方框表示一个状态，从 I₀ 到 I₁₃ 所以共有 14 个状态。
（2）每个状态中包含的多个项目，都是等价的。
（3）每个项目中逗号后面的终结符或者 # 表示展望的终结符。
（4）关于画出 DFA 的步骤：

以 I₀ 为例，首先对于 0 号产生式 S' → S，可知应该有 S' → .S 和 S' → S. 两个状态，因为 S' 是开始符号，展望是属于 FOLLOW 集的，展望应该是 #，可以得出 S' → .S, #
因为 .S 表示等待规约出 S 的状态。并且 S→L=R，所以 .S 和 .L=R 是两个等价的状态。但需要注意的是此时的 FOLLOW 集应该 S 的 FOLLOW 集，而不是 L 的，也不 R 的
同理，因为有 S→R，则 .S 和 .R 是两个等价的状态。
有了 .R，应该继续去找 R 为左部的产生式，因为有 R→L，所以 .S 和 .L 是两个等价的状态。
注意： 在找 R 的展望终结符时，展望是通过展望后面的内容，所以展望对应的终结符，应该 属于该非终结符的 FOLLOW 集（确切的说，属于 FOLLOW 集中的具体哪个个终结符，应该根据产生式的推导过程确定，通过语法树来分析，是最直观的方法）

（图片来源：中国大学慕课 -《编译原理》哈尔滨工业大学陈老师）

可以看出来 R 的展望应该有两种情况，一个是 =，一种是 #

但此时，我们通过 S → R 找到的 R，所以应该是 #

不断循环通过，将 . 后移，判断下一个状态，找出等价状态，直到判断完成。

3）构造 LR(1) 分析表

根据自动机即可构造 LL(1) 分析表：

（图片来源：中国大学慕课 -《编译原理》哈尔滨工业大学陈老师）

LL(1) 分析表解释补充：

（1）内容 LL(1) 分析表 = 动作表 (ACTION) + 状态转移表(GOTO)

（2）动作表 中的每一个元素 ACTION[S,a] 规定了当 栈顶状态 为 S，且面临输入符号 a 时应采取的动作。根据自动机中的终结符边可判断。

（3）状态转换表 中的每一个元素 GOTO[S,x] 规定了当状态 S 面对文法符号位 x 时的下一个状态。根据自动机中的非终结符边可判断。

（4）动作表 的列对应所有终结符加上 #

（5）状态转换表 的列对应所有非终结符，不包括 S'，因为 S 就是开始符号，S' 是为了使 “接收状态” 易于识别，所引入的。

（6）动作表 中例如：

ACTION[0, *] 的 *S4 表示移进，入栈，就是当前状态为 0，当输入串为 ，则将状态 4 移进状态栈，将 * 移进文法符号栈
ACTION[5, =] 的 r4 表示符合产生式 4，将栈顶符号 id 规约为产生式左部
acc 表示接收

（7）状态转换表 中例如：

GOTO[0, S] 的 数字为 1 表示转入 1 状态，置当前文法符号栈顶为 S，栈顶状态为 1

（8）构造 LL(1) 分析表的步骤，重要！！！：

确定对应行 ，行就是所有状态
确定对应列 ，列有两部分 ACTION 表和 GOTO 表，ACTION 表中列是所有终结符，以及 #。 GOTO 表的对是所有非终结符，不包括 S'
!!!GOTO 表的构造：判断当前输入串，如果存在自动机的边，且边为非终结符就把状态编号填入 GOTO 表
!!!ACTION 表的构造：
- 查找该状态中是否有 . 在最后的状态，如果有先根据向前搜索符确定哪一列，再用 r_n，填入表示，r 的含义是规约，n 表示的是产生式的序号；如果没有则说明没有没有 r
- 判断是否存在该状态输出的边，如果存在则用 S_n 表示，S 表示移进，入栈，n 表示下一个状态的序号

（9）上面也更深入的了解了展望的意义，首先，展望是存在一个状态中的，终结符，对应的应该为是当前等价的状态，操作也就应该是移进。如果是自动机的边，就是说不是当前状态了，所以对应的是规约。

总结

易错点：

求 展望对应的终结符 是通过展望后面的内容，所以展望对应的终结符，应该 属于该非终结符的 FOLLOW 集（确切的说，属于 FOLLOW 集中的具体哪个个终结符，应该根据产生式的推导过程确定，通过语法树来分析，是最直观的方法）
各教材描述可能存在差异，但思想是相同的
- 比如 $ 和 #
- 比如展望终结的表示方法，有的分开写，有的直接用或