语法分析：LL(1)语法分析的实现及扩展的巴科斯范式

语法分析：LL(1)语法分析的实现及扩展的巴科斯范式
终于港到实现。。

LL(1)文法与LL(1)分析

当一个文法满足以下条件时，称这个语法为LL(1)语法，LL(1)语法可以通过LL(1)的分析方法进行分析
- 文法不含有左递归
- 同一非终结符的FIRST集合两两不相交
- 非终结符的FIRST集若包含 ε，则不能与FOLLOW集相交
LL(1)分析：
- 若当前待匹配符号属于当前非终结符的某个产生式的候选首符集中，则将该非终结符按此产生式推导
- 若当前待匹配符号 a 不属于当前非终结符 A 的任何一个候选首符集，
  - 若存在产生式 A → ε 且 a 属于FOLLOW(A)，则将 A 推导为 ε；
  - 否则 a 在此处为语法错误
LL(1)语法分析是一种自上而下分析的方法，从文法开始符号出发匹配输入符号，语法树自上而下生成
第一个L指从左向右扫描输入串，第二个L指最左推导，(1)指每次向前看1个输入符号进行语法分析

LL(1)语法分析的实现

递归下降分析程序

顾名思义，采用递归的方式向下构建语法树
每个非终结符的推导都作为一个函数过程

例，有LL(1)文法G(E)如下，
E → T EE
EE → + T EE | ε
T → F TT
TT → * F TT | ε
F → (E) | i
```
void parser(){
	token = lexer();//词法分析获取下一token
	E();
}

void E(){//用E匹配当前token   E → T EE
	T();
	EE();
}

void T(){//用T匹配当前token   T → F TT
	F();
	TT();
}

void EE(){//EE → + T EE | ε
	if(token == '+'){
		token = lexer();//当前token ‘+’ 得到匹配，继续分析
		T();
		EE();
	}
	//无操作即可匹配 ε
	
	//也可以显式匹配 ε
	//else if(FOLLOW(EE).contains(token))return;
	//else printfError();
	
	//或者else if(!FOLLOW(EE).contains(token)){ printfError(); }
}

void F(){//F → (E) | i
	if(token == '('){
		token = lexer();
		E();
		if(token == ')'){ token = lexer(); }
		else printfError();
	}
	else if(token == 'i'){ token = lexer(); }
	else printError();
}

void TT(){//TT → * F TT | ε
	if(token == '*'){
		token = lexer();
		F();
		TT();
	}
	//无操作即将TT推导为 ε,是否可以推导为 ε 交给在后面的语法分析中验证
}
```
递归下降由此得名

预测分析程序

有一个问题，如果我们用于编写parser的语言不支持递归，该如何实现LL(1)的语法分析呢

递归程序一般可改写为栈+数据表的形式

下面是预测分析程序的构成
- 控制程序。最早的压栈处理、根据现行栈顶符号和当前输入符号执行动作
- 分析表M[A，a]矩阵，A ∈ V_N，a ∈ V_T 或 a == #(假设#是输入串结束标志)，当要用非终结符 A，
  匹配输入符号 a 时，查表M[A，a]，根据M[A，a]的情况，进行响应的操作
- 分析栈，存放当前推导过程中的文法符号，用于当前匹配的符号均在栈顶
设栈顶元素为X，当前输入符号为a，分析过程如下：
- 假设输入串结束标志为 #，开始时在栈中压入 # 与文法开始符号 S
- 若 X == a == #，则分析结束且成功
- 若 X == a ≠ #，则 X 与 a 匹配，X 出栈，将下一输入符号保存至 a
- 若 X 是一个非终结符，则查表M[A，a]
  - 若M[A，a]为一个产生式，则将 X 出栈，将产生式的右部反序入栈（若产生式右部为 ε 则不用入栈）
  - 若M[A，a]中为出错标志，则调用出错诊察程序
与词法分析的表驱动法类似，预测分析程序也是使用查表 + 流程控制实现

LL(1)文法保证了语法分析的每一步都是确定的，因此我们就可以“预测”文法符号的推导方向
这大概是预测分析程序的“预测分析”由来
```
void parser(){
	int unfinished = 1;
	Stack stack = new Stack();
	stack.push("#");
	stack.push("S");//文法开始符号S
	while(unfinished){
		a = lexer();//获得待匹配输入符号
		if(X ∈ 终结符){
			if(X == a){ stack.pop(); }
			else printError();
		}
		else {
			if(X == "#"){ 
				if(a == "#"){ unfinished = 0; }
				else printError();
			}
			else if(M[X,a] == {X → X1X2X3…Xn}){
				if(X1 == ε)continue;
				stack.push(Xn);
				......
				stack.push(X3);
				stack.push(X2);
				stack.push(X1);
			}else printError();
		}
	}
}
```
那么这个分析表是什么亚子呢？

预测分析表的构造
以文法G(E)为例
E → TE^/
E^/ → + TE^/ | ε
T → FT^/
T^/ → * FT^/ | ε
F → (E) | i

i + * ( ) #

E E → TE^/ E → TE^/

E^/ E^/ → + TE^/ E^/ → ε E^/ → ε

T T → FT^/ T → FT^/

T^/ T^/ → ε T^/ → * FT^/ T^/ → ε T^/ → ε

F F → i F → (E)

相信很容易就可以发现规律，如果输入符号 a 包含在非终结符 A 的某个FIRST集中，
那么M[A，a] = 该FIRST集对应的产生式
如果 A 没有任何一个FIRST集包含 a，
- 如果存在产生式 A → ε，且 a ∈ FOLLOW(A)，则M[A，a] = A → ε
- 否则，a 不能够被分析表接受，出现语法错误，M[A，a] = 出错标志

预测分析程序的匹配过程
以输入串 i₁ * i₂ + i₃ 为例，预测分析程序的匹配过程如下

扩展的巴科斯范式

在元符号 → 或 ::= 和 | 的基础上，扩充几个元语言符号：
- 用花括号{α}表示闭包运算α^*
- 用 {α}ⁿ₀ 表示可以任意重复[0,n]次
- 用方括号 [α] 表示{α}¹₀，即 α | ε，α 可有可无，或者说是可选的
扩充的巴克斯范式，语义更强，便于表示左递归的消去和因子的提取
如我们一直用来举例的文法
E → T | E + T
T → F| T*F
F → i | (E)
用扩展的巴科斯范式可以表示成
E → T { +T }
T → F { *F }
F → i | (E)

然后有什么用呢？

可以画出下面的语法图奥

很清楚了吧，懂我的意思吧
```
void parser(){
	token = lexer();//词法分析得到下一单词符号
	E();
}

void E(){
	T();
	while(token == "+"){
		token = lexer();
		T();
	}
}

void T(){
	F();
	while(token == "*"){
		token = lexer();
		F();
	}
}

void F(){
	if(token == "i"){
		token = lexer();
	}
	else if(token == "("){
		token = lexer();
		E();
		if(token == ")"){ token = lexer(); }
		else printError();
	}
	else printError();
}
```
扩展的巴科斯范式引入了循环，使得语法描述中的重复可以直观地使用循环来描述，进而使用循环实现，而不一定是递归
显然，扩展的巴克斯范式给出的递归下降分析程序更加直观，没有更多引入的非终结符

斯巴拉西

LL(1)文法与二义性

奈斯，我们现在晓得如何构造分析表、实现预测分析程序了
然而某些语法，消除左递归、提取左公共因子后仍然不满足LL(1)文法的条件，因为它有二义性

比如描述选择结构的文法
S → if Condition S | if Condition S else S | statement
Condition → bool

提取左公因式后
S → if Condition SS^/ | statement
S^/ → else S | ε
Condition → bool

斯巴拉西
看哈这个文法的FIRST集和FOLLOW集

FIRST(S) → { { if }，{ statement } } FOLLOW(S) → { #，else }
FIRST(S^/) → { else，ε } FOLLOW(S^/) → { #，else }
FIRST(Condition) → { bool } FOLLOW(Condition) → { if，statement }

明显可以看到，FIRST(S^/)∩FOLLOW(S^/) = { else }，不符合LL(1)文法的条件
因为在用非终结符 S^/ 匹配输入符号 else 时，可以选择把 S^/ 推导为 else S，进一步即使 else 得到匹配，
也可以选择把 S^/ 推导为 ε，让后面的符号来匹配这个 else，
也就是说，在非终结符 S^/ 匹配输入符号 else 时，对应着两种不同的语法树，会产生歧义

这个二义性文法的分析表如下，可以看到分析表中有多重定义入口（一个格子里有多个产生式）

if bool else statement #

S S → if Condition SS^/ S → statement

S^/ S^/ → else S
S^/ → ε S^/ → ε

Condition Condition → bool

上面这个问题是编程语言普遍存在的问题，它是 else 与 if 的结合次序的问题
```
if()
if(){}
else{}
```
那么下面的 else 是与第一个 if 匹配，还是与第二个 if 匹配呢

即在上图情况中，token⑥是由内层S^/匹配与 if③ 结合，还是将内层S^/推导为 ε 使⑥与外层的 if① 结合？

也就是说，
如果使用产生式 S^/ → else S，那么 else 将与最近的未匹配 if 匹配
如果使用产生式 S^/ → ε，那么 else 将与最远的未匹配 if 匹配

上面的例子表明，存在多重入口的分析表会产生不同的语法树，对应着不同的语义(二义性)

如果语言规范指明了，else 会与最近/远的 if 匹配，那么就可以通过人为方式解决冲突(删除不符合语义的产生式)

实际上大部分程序设计语言都是这么做的
一般的，程序设计语言都选择就近匹配，即只保留产生式 S^/ → else S

if bool else statement #

S S → if Condition SS^/ S → statement

S^/ S^/ → else S S^/ → ε

Condition Condition → bool

如下图

onemore thing，

G为LL(1)文法 ⇔ G的预测分析表不含有多重定义入口
且LL(1)文法不是二义的
证明略

所以说，即使语言是二义的，文法是二义的，构造出来的分析表也有冲突，也可以根据合理的语言规范消除冲突

2019/8/13
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原文地址：https://www.cnblogs.com/kafm/p/12721798.html

	i	+	*	(	)	#
E	E → TE^/			E → TE^/
E^/		E^/ → + TE^/			E^/ → ε	E^/ → ε
T	T → FT^/		T → FT^/
T^/		T^/ → ε	T^/ → * FT^/		T^/ → ε	T^/ → ε
F	F → i			F → (E)

	if	bool	else	statement	#
S	S → if Condition SS^/			S → statement
S^/			S^/ → else S S^/ → ε		S^/ → ε
Condition		Condition → bool

	if	bool	else	statement	#
S	S → if Condition SS^/			S → statement
S^/			S^/ → else S		S^/ → ε
Condition		Condition → bool

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