編譯原理LR0分析實驗報告

A. 編譯原理課程設計：證明一個文法是LR(0)文法 求大神幫忙啊

這個很簡單呀，如果一個項目集中不存在既含移進項目又含規約項目或者含有多個規約項目的情況，則該文發是一個LR(0)文法。多以就是要先構造你面臨的項目的項目集。然後逐個檢查項目集中的各個項目。有不會的繼續追問。

B. 編譯原理lr0和slr1的區別

語法分析有自上而下和自下而上兩種分析方法其中自上而下：遞歸下降，LL(1)自下而上：LR(0),SLR(1),LR(1),LALR(1)

LR需要構造一張LR分析表，此表用於當面臨輸入字元時，將它移進，規約（即自下而上分析思想），接受還是出錯。
LR(0)找出句柄前綴，構造分析表，然後根據輸入符號進行規約。 SLR(1)使用LR(0)時若有沖突，不知道規約，移進，活移進哪一個，所以需要向前搜索，則只把有問題的地方向前搜索一次。 LR(1)1.在每個項目中增加搜索符。2.舉個列子如有A->α.Bβ，則還需將B的規則也加入。 LALR(1)就是假如兩個產生式集相同則將它們合並為一個，幾合並同心集。

C. 編譯原理中，LR(0)文法的項目集規范族的I0,I1,I2,I3…………是怎麼求的～

先舉個例子：

}

將其命名為I1。

其他可類似推出。

D. 編譯原理——LR分析表

自底向上的語法分析

LR分析表的結構如上，其分為兩個部分 Action Goto

兩個參數狀態i，終結符號a（s(i)代表第i個狀態，r(i)代表第i條表達式）

Goto[i,A]=j

文法

容易得知這個文法可以推出 0 1 00 01 等的字元串。因為它是 左遞歸 。不適用於 LL 文法分析，只能使用 LR 分析。

因為本題入口有兩個—— S → L·L S → L ，所以需要構造額外的產生式 S'->S

2.1 第一次遍歷

我們從 [S -> . L·L] 開始，構造這個狀態的閉包，也就是加上所有能從這個產生式推出的表項。

首先，判斷 . 後面是否為 非終結符號A 。如果是，那我們就得找所有由 A-> 推出的產生式，並將它們添加進入 閉包 里(也就是State包里)。循環做即可。

因此我們可以得到 State 0 有

下一步，就是我的 . 往下一位移動。對每個符號X後有個 . 的項，都可以從 State 0 過渡到其他狀態。

由以上6條式子可以得知下一位符號可以是 S L B 0 1 。所以自然可以得到5個狀態。

State 1 是由 State 0 通過 S 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 S 前有 . 的項。

此狀態作為結束狀態 Accept ，不需要繼續狀態轉移了。

State 2 是由 State 0 通過 L 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 L 前有 . 的項。

S -> . L·L S -> . L L -> . LB

有3條式子，現在我們將 . 向後推一格，就得到 State 1 的項了。

但是 . 之後的符號分別是 · $ B ， B 為非終結符號，我們得包含 B -> 的項

State 3 是由 State 0 通過 B 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 B 前有 . 的項。

因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。

State 4 是由 State 0 通過 0 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 0 前有 . 的項。

因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。

很簡單，同樣的道理找 State 5

State 5 是由 State 0 通過 1 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 1 前有 . 的項。

因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。

好的，現在我們第一次遍歷完成。

2.2 第二次遍歷

第二次遍歷自然從 State 2 開始。

我們回到 State2 ，可以看出 . 之後的符號有 · B 0 1 。

State 6 是由 State 2 通過 · 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 2 中在 · 前有 . 的項。

S -> L. ·L 只有1條，我們往後移發現 L 又為非終結符號，參考 State 0 做的操作，我們得找出所有的式子。

共有5條式子，共同組成 State 6 ，由上面的式子可以看出我們還得繼續下一次遍歷。先不管著，我們進行下一次狀態查找。

State 7 是由 State 2 通過 B 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 2 中在 B 前有 . 的項。

L -> L. B 也是只有1條，我們往後移發現沒有非終結符號了，那就不需要再繼續添加其他式子了。

這個狀態也不需要繼續進行轉移了。

接下來很關鍵，因為我們通過 State2 的 . 後的符號找出了 State 6 State 7 ，接下來還差符號 0 1 ，那麼是否像之前一樣按例添加狀態呢， 答案是不是的 ，因為我們發現通過 0 1 找到的閉包集分別是 B -> 0 B -> 1 ，這與我們的之前的 State 4 State 5 相同。所以我們得將其整合起來，相當於 State 2 通過 0 1 符號找到了 State 4 State 5 狀態。

2.3 第三次遍歷

回頭看第二次遍歷，可以看出只有 State 6 可以進行狀態轉移了。

那麼就將 State 6 作為第三次遍歷的源頭，可以看出 . 之後的符號有 L B 0 1 。

State 8 是由 State 6 通過 L 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 6 在 L 前有 . 的項。

S -> L· .L L -> . LB 有兩條式子，往後移發現有非終結符號 B ，所以經過整合可以得到

可以看出 . 的後面還有一個符號，所以這里我們還得再進行一次遍歷。

接下來，又是遇到重復的包的情況，可以看出我們由 State 6 通過 B 0 1 得到的閉包分別是 L->B B->0 B->1 ，很明顯，這分別對應於 State 3 State 4 State 5 。

第三次遍歷也就結束了。

2.4 第四次遍歷

回看第三次遍歷，可以看出只有 State 8 可以進行狀態轉移，其 . 之後的符號分別是 B 0 1 。

誒，感覺很熟悉，就是上面幾行剛說的情況，也就是說通過這三個符號找到的閉包是我們之前遇到的狀態，分別是 State 3 State 4 State 5 。

做到這里，我們發現我們已經全部遍歷完畢！

總共有8個狀態，通過以上流程做成個圖是什麼樣子的？來看看！

這么一看就很清晰明了了，我們就可以通過這個圖做出我們的 LR分析表

其實就是我們之前呈現的表

在狀態 I2 和 I8 中，既有 移入 項目，也有 規約 項目，存在 移入 - 規約的沖突 ，所以不是 LR(0) 文法，但是因為 FOLLOW(S) ∩ {0, 1} = ∅，所以可以用 FOLLOW 集解決沖突，所以該文法是 SLR(1) 文法。

上表我們發現還有 r1，r2，r3 等。這個其實就是代表狀態停止轉移時為 第幾條表達式 ，r3代表第三條表達式 L -> LB 。

當我們構建了表之後，我們如何運用起來呢？

下面我們通過一個例子來說明

以上字元串是如何被SLR分析器識別的呢？

E. 編譯原理 LR(0) 項目集規范族怎麼構建。 書上的實在是看不懂那些I0、I1、I2的步驟。求一個

LR分析法是一種自下而上進行規范歸約的語法分析法，L指從左到右掃描輸入符號串，R是指構造最右推導的逆過程。對大多數無二義性上下文無關文法描述的語言都可用它進行有效的分析。主要分析器有LR（0），SLR（1），LR（1），LALR（1）：
LR（0）：在分析的每一步，只需根據當前棧頂狀態而不必向前查看輸入符號就能確定應採取的分析動作。所能分析的LR（0）文法要求文法的每一個LR（0）項目集中都不含沖突項目。
示例文法：
0 S』 -> S
1 S -> A
2 S -> B
3 A -> aAb
4 A -> c
5 B -> aBb
6 B -> d

F. 編譯原理用C語言實現基於LR(1)或SLR（1）語法分析程序代碼，最好還有報告，急。。。

這個是精簡的語法分析程序，如果符合的話，hi我
給你實驗報告

#include <stdio.h>
#include<dos.h>
#include<stdlib.h>
#include<string.h>
char a[50] ,b[50];
char ch;
int n1,i1=0,n=5;
int E();int T();int E1();int T1();int F();
void main() /*遞歸分析*/
{
int f,j=0;
printf("請輸入字元串(長度<50,以#號結束）\n");
do{
scanf("%c",&ch);
a[j]=ch;
j++;
}while(ch!='#');
n1=j;
ch=b[0]=a[0];
f=E();
if (f==0) return;
if (ch=='#') printf("accept\n");
else printf("error\n");
}

int E() // E→TE'
{ int f,t;
f=T();
if (f==0) return(0);
t=E1();
if (t==0) return(0);
else return(1);
}

int T() // T→FT'
{ int f,t;
f=F();
if (f==0) return(0);
t=T1();
if (t==0) return(0);
else return(1);
}

int E1()/*E』*/ // E'→+TE'
{ int f;
if(ch=='+') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
f=T();
if (f==0) return(0);
E1();
return(1);
}
return(1);
}

int T1()/*T』*/ // T'→*FT'
{
int f,t;
if(ch=='*') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
f=F();
if (f==0) return(0);
t=T1();
if (t==0) return(0);
else return(1);}
a[i1]=ch;
return(1);
}

int F() // F→(E)
{ int f;
if(ch=='(') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
f=E();
if (f==0) return(0);
if(ch==')') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
}
else {
printf("error\n");
return(0);
}
}
else if(ch=='i') {
b[i1]=ch;
ch=a[++i1];
}
else {printf("error\n");return(0);}
return(1);
}

G. 編譯原理中LR(0)分析表中的r1、r2等等 是怎麼規則填寫的s1、s2…我明白了，但r規則看不懂

r表示規約 r5表示的就是用第五條產生式進行規約的 至於r填在哪裡嗎 我就舉個例子吧 比如I8 進行規約 就會在H的所有fellow集合上填上r5 希望你能看懂。。。。

H. 編譯原理LR分析法中的SLR(1)分析表和LR分析過程、語法樹怎麼求

第二題和第三題拿去，剛做的：

由B->cAa|c就可知該文法不是LR(0)文法了

I. 編譯原理LR分析題

{1}. (1)E →E+T →(2) T+T →(4) F+T →(6) 8+T →(3)8+T*F →(4)8+F*F→(6)8+5*F
→(4)8+5*2
{2}.不知道為什麼，是不是我忘了，這個怎麼能出來 『 — 』的？