編譯器設計-自下而上分析器-誤差恢復-語義分析
Compiler Design - Bottom-Up Parser
Compiler Design - Error Recovery
Compiler Design - Semantic Analysis
一．Compiler Design - Bottom-Up Parser
自底向上的解析從樹的葉節點開始，向上工作直到到達根節點。在這裏，我們從一個句子開始，然後以相反的方式應用產生式規則，以達到開始符號。下面給出的圖像描述了可用的自下而上的解析器。
移位減少分析
Shift-reduce解析使用兩個獨特的步驟進行自底向上的解析。這些步驟稱爲移位步驟和減少步驟。
移位步驟：移位步驟是指輸入指針向前移動到下一個輸入符號，稱爲移位符號。這個符號被推到堆棧上。移位的符號被視爲解析樹的單個節點。
Reduce step：當解析器找到一個完整的語法規則（RHS）並將其替換爲（LHS）時，稱爲reducestep。當堆棧頂部包含句柄時發生這種情況。爲了減少，在堆棧上執行POP函數，該函數從句柄彈出，並用LHS非終端符號替換它。
LR分析器
LR解析器是一個非遞歸、移位減少、自底向上的解析器。它使用了大量的上下文無關語法，這使得它成爲最有效的語法分析技術。L R解析器也稱爲LR（k）解析器，其中L表示從左到右掃描輸入流；R表示反向構造最右邊的派生，k表示要做出決策的先行符號的數量。
有三種廣泛使用的算法可用於構造LR解析器：
SLR(1)
– Simple LR Parser:
Works on smallest class of grammar Few number of states, hence very small table Simple and fast construction
LR(1) – LR Parser:
Works on complete set of LR(1) Grammar Generates large table and large number of states Slow construction
LALR(1) – Look-Ahead LR Parser:
Works on intermediate size of grammar
Number of states are same as in SLR(1)
LR解析算法
這裏我們描述一個LR解析器的骨架算法：
token = next_token()
repeat forever
s = top of stack
if action[s, token] = “shift si” then
PUSH token
PUSH si
token = next_token()
else if action[s, token] = “reduce A::= β“ then
POP 2 * |β| symbols
s = top of stack
PUSH A
PUSH goto[s,A]
else if action[s, token] = “accept” then
return
else
error()
LL vs. LR
二．Compiler Design - Error Recovery
解析器應該能夠檢測並報告程序中的任何錯誤。當遇到錯誤時，解析器應該能夠處理它並繼續解析其餘的輸入。大多數情況下，解析器需要檢查錯誤，但在編譯過程的各個階段可能會遇到錯誤。一個程序在不同階段可能有以下幾種錯誤：
詞法：某個標識符的名稱鍵入不正確
語法：缺少分號或括號不平衡
語義：不兼容的值賦值
邏輯：代碼不可訪問，無限循環
可以在解析器中實現四種常見的錯誤恢復策略來處理代碼中的錯誤。
緊急模式
當解析器在語句中的任何地方遇到錯誤時，它將忽略語句的其餘部分，不處理從錯誤輸入到分隔符（如分號）的輸入。這是最簡單的錯誤恢復方法，而且還可以防止解析器開發無限循環。
語句模式
當解析器遇到錯誤時，它會嘗試採取糾正措施，以便語句的其餘輸入允許解析器提前解析。例如，插入一個缺少的分號，用分號替換逗號等等。解析器設計者在這裏必須小心，因爲一個錯誤的更正可能導致無限循環。
錯誤產品
編譯器設計器知道代碼中可能出現的一些常見錯誤。此外，設計人員可以創建要使用的擴充語法，作爲在遇到錯誤時生成錯誤構造的產品。
整體校正
解析器將手邊的程序視爲一個整體，並試圖找出程序的意圖，並試圖找出與之最接近的匹配項，這是無錯誤的。當錯誤的輸入（語句）X被饋送時，它會爲某個最接近的無錯誤語句Y創建一個解析樹。這可能允許解析器對源代碼進行最小的更改，但由於此策略的複雜性（時間和空間），它尚未在實踐中實現。
抽象語法樹
解析樹表示不容易被編譯器解析，因爲它們包含的細節比實際需要的多。以下面的解析樹爲例：
如果仔細觀察，我們會發現大多數葉節點都是父節點的單個子節點。在將信息傳送到下一階段之前，可以消除這些信息。通過隱藏額外信息，我們可以獲得如下所示的樹：
Abstract tree can be represented as:
ASTs是編譯器中重要的數據結構，具有最少的不必要信息。ASTs比解析樹更緊湊，編譯器可以很容易地使用它。
三．Compiler Design - Semantic Analysis
在語法分析階段，我們學習瞭解析器如何構造解析樹。在那個階段構造的純解析樹通常對編譯器沒有用處，因爲它不攜帶任何關於如何計算樹的信息。上下文無關語法的產生，決定了語言的規則，不適應如何解釋它們。
For example
E → E + T
上面的CFG產品沒有與之相關聯的語義規則，它無法幫助理解產品。
語義學
語言的語義爲其結構提供了意義，如標記和語法結構。語義有助於解釋符號、它們的類型以及它們之間
CFG + semantic rules = Syntax Directed Definitions
For example:
int a = “value”;
不應在詞彙和語法分析階段出現錯誤，因爲它在詞彙和結構上都是正確的，但應在賦值類型不同時產生語義錯誤。這些規則由語言的語法設定，並在語義分析中進行評估。語義分析應完成以下任務：
範圍分辨率
類型檢查
數組綁定檢查
語義錯誤
我們已經提到了一些語義分析器需要識別的語義錯誤：
類型不匹配
未聲明的變量
保留標識符誤用。
作用域中變量的多重聲明。
訪問範圍外變量。
實際參數與形式參數不匹配。
屬性語法
屬性語法是上下文無關語法的一種特殊形式，它將一些附加信息（屬性）附加到一個或多個非終端，以提供上下文敏感信息。每個屬性都有定義良好的值域，如integer、float、character、string和expressions。
屬性語法是爲上下文無關語法提供語義的一種媒介，它可以幫助指定編程語言的語法和語義。屬性語法（當被視爲解析樹時）可以在樹的節點之間傳遞值或信息。
Example:
E → E + T { E.value = E.value + T.value }
CFG的右邊部分包含語義規則，這些規則指定如何解釋語法。這裏，將非終端E和T的值相加，結果被複制到非終端E。
語義屬性可以在解析時從其域中分配給其值，並在分配或條件時進行計算。根據屬性獲取值的方式，它們可以大致分爲兩類：合成屬性和繼承屬性。
綜合屬性
這些屬性從其子節點的屬性值中獲取值。爲了說明這一點，假設以下產品：
S → ABC
如果S從它的子節點（A、B、C）中獲取值，則它被稱爲合成屬性，因爲ABC的值被合成爲S。
如前一個示例（E→E+T）所示，父節點E從其子節點獲取其值。合成屬性從不從其父節點或任何同級節點獲取值。
繼承的屬性
與合成屬性不同，繼承屬性可以從父屬性和/或兄弟屬性中獲取值。在接下來的製作中，
S → ABC
A可以從S、B和C中獲取值。B可以從S、A和C中獲取值。同樣，C可以從S、A和B中獲取值。
擴展：根據語法規則將非終端擴展爲終端時
歸約：根據語法規則將一個終端歸約爲其對應的非終端。語法樹從上到下和從左到右進行分析。每當進行約簡時，我們都會應用相應的語義規則（動作）。
語義分析使用語法導向的翻譯來執行上述任務。
語義分析器從其前一階段（語法分析）接收AST（抽象語法樹）。
語義分析器將屬性信息附加到AST中，稱爲屬性AST。
屬性是兩個元組值，<attribute name，attribute value>
For example:
int value = 5;<type, “integer”><presentvalue, “5”>
對於每個產品，我們都附加一個語義規則。
S屬性SDT
如果SDT只使用合成屬性，則稱爲S屬性SDT。這些屬性使用S屬性的SDTs進行評估，這些sdt在產品（右側）之後編寫語義操作。
如上所述，S屬性的sdt中的屬性在自下而上的解析中求值，因爲父節點的值依賴於子節點的值。
L屬性SDTs
這種形式的SDTs既使用合成屬性，也使用繼承屬性，並且限制不從正確的兄弟節點獲取值。
在L屬性的SDTs中，非終端可以從其父節點、子節點和同級節點獲取值。在下面的生產中
S → ABC
S可以取A、B和C（合成）的值。A只能從S獲取值。B可以從S獲取值，A可以從S、A和B獲取值。任何非終端都不能從其右邊的同級中獲取值。
L屬性SDT中的屬性是通過深度優先和從左到右的解析方式計算的。
我們可以得出結論，如果一個定義是S屬性的，那麼它也是L屬性的，因爲L屬性的定義包含S屬性的定義。