Parsing 如何确定语言是否为LL（1）LR（0）SLR（1）

有没有一种简单的方法来确定语法是LL（1）、LR（0）、SLR（1）。。。仅仅从语法上看而不做任何复杂的分析

例如：要确定BNF语法是否为LL（1），必须先计算集合，然后再计算集合——在某些情况下，这可能很耗时

有人知道如何更快地做到这一点吗？

---

任何帮助都将不胜感激

首先，有点迂腐。您无法通过检查语法来确定语言是否为LL（1），您只能对语法本身进行陈述。完全可以为存在LL（1）语法的语言编写非LL（1）语法

这样一来：

• 您可以为语法编写一个解析器，让一个程序先计算，然后跟踪集合和其他属性。毕竟，这是BNF语法的最大优势，它们是机器可理解的

• 检查语法并查找各种语法类型约束的违反情况。例如：LL（1）允许右递归，但不允许左递归，因此，包含左递归的语法不是LL（1）。（对于其他语法属性，您将不得不花一些时间来研究这些定义，因为我现在记不起任何其他内容：）

---

一个方面，“语言/语法是否不明确”类似于和问题。

回答您的主要问题：对于一个非常简单的语法，可以确定它是否为LL（1），而无需构造第一个和第二个集合，例如

A→ A+A | A

不是LL（1），而是

A→ a | b

是

但当你变得更复杂时，你需要做一些分析

A→ B|a
B→ A+A

这不是LL（1），但它可能不是很明显

算术的语法规则很快变得非常复杂：

expr→ 术语{'+'术语}
学期→ 因子{'*'因子}
因素→ 编号|'（'expr'）'

这个语法只处理乘法和加法，现在还不清楚该语法是否为LL（1）。仍然可以通过查看语法来评估它，但随着语法的发展，它变得越来越不可行。如果我们要为整个编程语言定义语法，几乎肯定需要进行一些复杂的分析

这就是说，有几个明显的迹象表明，语法不是LL（1）-像a→ 上面的A+A-如果你能在语法中找到其中任何一个，你就会知道如果你在写递归下降解析器，它需要重写。但是没有快捷方式来验证语法是否为LL（1）

• 构造LR（0）DFA、E的跟随集和SLR动作/转到表
• 这是LR（0）语法吗？证明你的答案
• 使用SLR表格，显示LR解析器解析的步骤（移位、缩减、接受）：
  

  id（id+id）

---

ya ll（1）语法有捷径

1） 如果A->B1 | B2 |.| Bn 然后第一个（B1）交叉点第一个（B2）交叉点。第一个（Bn）=空集，然后是ll（1）语法

2） 如果A->B1 |ε 那么B1交叉点跟随（A）是空集

3） 如果G是任何语法，使得每个非终结符只派生一个结果，那么该语法就是LL（1）

直接来自Aho等人的《编译器：原理、技术和工具》一书

第223页：

语法G是LL（1）当且仅当A->alpha | beta是G的两个不同产物时，以下条件成立：

对于无端子“a”，是否同时派生以“a”开头的alpha和beta字符串

alpha和beta中最多有一个可以派生空字符串

如果beta可以通过零个或多个转换到达空转换，那么alpha不会派生任何以FOLLOW（a）中的终端开头的字符串。同样，如果alpha可以通过零个或多个转换到达空转换，那么beta不会派生任何以FOLLOW（a）中的终端开头的字符串

---

本质上，这是一个验证语法是否通过成对不相交测试的问题，也不涉及左递归。或者更简洁地说，左递归或不明确的语法G不能是LL（1）。

检查语法是否不明确。如果是，那么语法就不是LL（1），因为没有不明确的语法是LL（1）。

关于语言和语法之间的区别，这是一个很好的观点。如果语法不是LL（1），那么仍然可以为该语言构造LL（1）语法。这是一个关键的区别，而它通常被掩盖的事实是理解的一个障碍。@JasonOrendorff:Ditto.BTW，您不需要为LL（1）计算FOLLOW，因为它只根据FIRST定义。@jpalecek：如果非终结符为空，您实际上需要为LL（1）计算FOLLOW集。这样，您就可以“越过”非终结符查看要使用的产品。

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