如何確定語言是否為LL（1）LR（0）SLR（1）

Question

有沒有一種簡單的方法可以僅通過查看語法來確定語法是否為LL（1），LR（0），SLR（1）...？

例如：要確定BNF語法是否為LL（1），您必須計算“第一”和“第二”集-在某些情況下可能很耗時。

有人知道如何更快地執行此操作嗎？ 任何幫助將不勝感激！

Answer 1

首先，是一些修腳。 您不能通過檢查語法來確定語言是否為LL（1），您只能對語法本身進行聲明。 對於存在LL（1）語法的語言，完全有可能編寫非LL（1）語法。

順便說一句：

• 您可以為語法編寫一個解析器，並讓程序為您首先計算並遵循集合和其他屬性。 畢竟，這是BNF語法的最大優勢，它們是機器可理解的。

• 檢查語法並查找是否違反各種語法類型的約束。 例如：LL（1）允許右遞歸，但不允許左遞歸，因此，包含左遞歸的語法不是LL（1）。 （對於其他語法屬性，您將不得不花一些時間在定義上，因為我現在不記得其他事情了：）。

Answer 2

回答您的主要問題：對於一個非常簡單的語法，無需構造FIRST和FOLLOW集就可以確定它是否為LL（1），例如

A→A + A | 一種

不是LL（1），而

A→一個| b

是。

但是，當您變得比這更復雜時，就需要進行一些分析。

A→B | 一種
B→A + A

這不是LL（1），但可能不會立即顯而易見

算術的語法規則很快變得非常復雜：

expr→術語{'+'術語}
項→因子{'*'因子}
因子→數| '（'expr'）'

該語法僅處理乘法和加法，並且尚不清楚語法是否為LL（1）。 仍然可以通過查看語法來評估它，但是隨着語法的發展，它變得不太可行。 如果我們要為整個編程語言定義語法，那么幾乎可以肯定，它將進行一些復雜的分析。

就是說，有一些明顯的跡象表明語法不是LL（1）-就像上面的A→A + A一樣-如果您可以在語法中找到任何這些語法，則您將知道它需要重寫如果您正在編寫遞歸下降解析器。 但是沒有捷徑可以驗證語法是否為 LL（1）。

Answer 3

直接來自Aho等人的《編譯器：原理，技術和工具》一書。 等

第223頁

只有當A-> alpha | |時，語法G才是LL（1）。 beta是G的兩個不同產生，滿足以下條件：

1. 對於沒有終端“ a”的情況， alpha和beta都派生以“ a”開頭的字符串
2. 最多alpha和beta之一可以派生空字符串
3. 如果beta可以通過零個或多個轉換達到空轉換，則alpha不會派生以FOLLOW（A）中的終端開頭的任何字符串。 同樣，如果alpha可以通過零個或多個轉換達到空轉換，則beta不會以FOLLOW（A）中的終端開頭得出任何字符串

本質上，這是驗證語法是否通過成對不相交測試，並且不涉及左遞歸。 或者更簡潔地說，左遞歸或歧義的語法G不能為LL（1）。

Answer 4

一方面，“是語言/語法是否模棱兩可”，是一個已知的無法確定的問題，例如“ 郵政”對應關系和停止問題。

Answer 5

檢查語法是否模棱兩可。 如果是，則語法不是LL（1），因為沒有歧義語法是LL（1）。

Answer 6

ya有ll（1）語法的快捷方式

1）如果A-> B1 | B2 | ... | Bn則first（B1）交集first（B2）交集.first（Bn）=空集，則為ll（1）語法

2）如果A-> B1 | epsilon，則B1相交跟隨（A）為空

3）如果G是使每個非終端僅導出一個乘積的語法，則該語法為LL（1）

Answer 7

p0 S' → E
p1 E → id
p2 E → id ( E )
p3 E → E + id

• 構造LR（0）DFA，E的FOLLOW集合和SLR動作/定位表。
• 這是LR（0）語法嗎？ 證明你的答案。
• 使用SLR表，顯示LR解析器解析的步驟（移位，減少，接受）：
  id ( id + id )