4.下述三个文法,无需构造预测分析表,指出哪个是LL(1)文法,并指出其他文法为什么不 是LL(1)文法。 (1) S→Rala R→Sb|b (2) S→aAcb A→a|b|ε, (3) S→aA|Aa A→b|ε
时间: 2024-06-07 09:07:49 浏览: 14
第一个文法S→Rala R→Sb|b是LL(1)文法,因为它满足LL(1)文法的两个条件:①对于任何一个非终结符A的不同产生式A→α|β,FIRST(α)∩FIRST(β)=∅。②对于任何一个非终结符A和输入符号a,最多有一个产生式A→α满足a∈FIRST(α),且若存在这样的产生式,则必有A→α属于产生式集合。
第二个文法S→aAcb A→a|b|ε不是LL(1)文法,因为在A→a和A→ε的情况下,它们的FIRST集合相交,无法构造LL(1)分析表。
第三个文法S→aA|Aa A→b|ε不是LL(1)文法,因为在A→ε的情况下,无法判断应该选择哪个产生式。同时,在S→aA和A→b的情况下,它们的FIRST集合相交,无法构造LL(1)分析表。
相关问题
构造出下述文法G[S] 的自动机: S→B0 B→B0|S1|0 进一步分析该自动机是否为确定自动机,若不确定,则对它确定化
首先,我们需要将文法G[S]转换为一个等价的正则文法:
S → B0
B → B0B' | S1 | 0
B' → 0B' | ε
其中,B'用于表示B的可选项。
然后,我们可以使用子集构造法构造出该文法的自动机。
首先,我们需要确定该自动机的状态集合。由于该文法具有左递归,因此我们需要使用非确定自动机。
我们将状态集合划分为三类:
1. 状态集合中只包含S的状态。
2. 状态集合中只包含B的状态。
3. 状态集合中同时包含S和B的状态。
状态集合1只有一个状态,即{S}。
状态集合2包含三个状态:{B}, {B0}, {B1}。其中,{B}表示B的初始状态,{B0}表示B推导出B0的状态,{B1}表示B推导出1的状态。
状态集合3包含三个状态:{S,B}, {S,B0}, {S,B1}。其中,{S,B}表示S和B的初始状态,{S,B0}表示S推导出B0的状态,{S,B1}表示S推导出1的状态。
接下来,我们需要确定该自动机的转移函数。对于每个状态集合和文法符号,我们需要确定它们的转移关系。具体来说:
1. 对于状态集合1和文法符号0,它的转移状态为{B0}。
2. 对于状态集合2和文法符号0,它的转移状态为{B0}。
3. 对于状态集合2和文法符号1,它的转移状态为{B1}。
4. 对于状态集合2和文法符号B,它的转移状态为{B,B0,B1}。
5. 对于状态集合3和文法符号0,它的转移状态为{B0}。
6. 对于状态集合3和文法符号1,它的转移状态为{B1}。
7. 对于状态集合3和文法符号B,它的转移状态为{B,B0,B1}。
最后,我们需要确定该自动机的初始状态和接受状态。初始状态为{S},接受状态为{B0}和{B1}。
该自动机是非确定自动机,因为对于状态集合2和状态集合3,它们的转移函数存在多个转移状态。为了确定该自动机,我们需要将它转换为确定自动机。
具体来说,我们需要对该自动机进行子集构造法,以确定每个状态集合的转移关系。然后,我们需要使用子集构造法构造出该自动机的转移函数和接受状态。
经过确定化后,该自动机的状态集合为{S,B,B0,B1,B0B',B0B'0,B1B',B1B'0,B0B'0B',B1B'0B'},其中B'用于表示B的可选项。该自动机是确定自动机,因为对于任何状态集合和文法符号,它们的转移关系都是唯一的。
设计一个中间代码生成器,要求,1、考虑下述语法制导定义中文法,采用递归子程序法,改写文法,构造语法分析程序; 2、考虑下述语法制导定义中语义规则,改写语法分析程序,构造三地址代码生成程序。
为了方便起见,我们在此假定已经有了一个词法分析器,可以将输入的源代码转换为词法单元序列。
以下是一个简单的语法制导定义和相应的文法:
1. 语法制导定义
```
expr → term addop expr {expr.value = addop.func(term.value, expr1.value)}
| term {expr.value = term.value}
term → factor mulop term {term.value = mulop.func(factor.value, term1.value)}
| factor {term.value = factor.value}
factor → ( expr ) {factor.value = expr.value}
| number {factor.value = number.value}
```
2. 对应的文法:
```
expr → term expr1
expr1 → addop term expr1 | ε
term → factor term1
term1 → mulop factor term1 | ε
factor → ( expr ) | number
```
接下来,我们可以使用递归子程序法来编写语法分析程序。在语法分析过程中,我们需要注意计算出每个非终结符的值,并将其传递给父级节点。
下面是相应的语法分析程序:
```
int expr() {
int value = term();
return expr1(value);
}
int expr1(int value) {
if (lookahead == ADD_OP) {
match(ADD_OP);
int termValue = term();
int result = add(value, termValue);
return expr1(result);
} else {
return value;
}
}
int term() {
int value = factor();
return term1(value);
}
int term1(int value) {
if (lookahead == MUL_OP) {
match(MUL_OP);
int factorValue = factor();
int result = mul(value, factorValue);
return term1(result);
} else {
return value;
}
}
int factor() {
int value;
if (lookahead == LEFT_PAREN) {
match(LEFT_PAREN);
value = expr();
match(RIGHT_PAREN);
} else if (lookahead == NUMBER) {
value = parseNumber();
match(NUMBER);
} else {
// syntax error
}
return value;
}
```
在上述程序中,`match()` 函数用于将当前的词法单元与所期望的单元进行匹配,如果匹配成功,则向前移动一个单元。`parseNumber()` 函数用于将当前的词法单元解析为一个整数值。
接下来,我们可以将上述语法分析程序改写为三地址代码生成程序。在代码生成过程中,我们需要记录每个表达式的结果,并生成相应的三地址代码。
以下是相应的三地址代码生成程序:
```
int expr() {
int t1 = term();
return expr1(t1);
}
int expr1(int value) {
if (lookahead == ADD_OP) {
match(ADD_OP);
int t1 = term();
int t2 = newTemp();
genCode(t2, value, t1, "+");
return expr1(t2);
} else {
return value;
}
}
int term() {
int t1 = factor();
return term1(t1);
}
int term1(int value) {
if (lookahead == MUL_OP) {
match(MUL_OP);
int t1 = factor();
int t2 = newTemp();
genCode(t2, value, t1, "*");
return term1(t2);
} else {
return value;
}
}
int factor() {
int value;
if (lookahead == LEFT_PAREN) {
match(LEFT_PAREN);
value = expr();
match(RIGHT_PAREN);
} else if (lookahead == NUMBER) {
value = parseNumber();
match(NUMBER);
} else {
// syntax error
}
return value;
}
int newTemp() {
static int count = 0;
return count++;
}
void genCode(int result, int arg1, int arg2, char op) {
printf("%d = %d %c %d\n", result, arg1, op, arg2);
}
```
在上述程序中,`newTemp()` 函数用于生成一个新的临时变量名,`genCode()` 函数用于生成相应的三地址代码并将其输出到屏幕上。
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