LR-Parsing. Präsentation vom 19. Dez Adriana Kosior, Sandra Pyka & Michael Weidauer. Automatische Syntaxanalyse (Parsing) Wintersemester 12/13
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1 LR-Parsing Präsentation vom 19. Dez Adriana Kosior, Sandra Pyka & Michael Weidauer Automatische Syntaxanalyse (Parsing) Wintersemester 12/13
2 Inhalte Einleitung LR(0) Parser LR(1) Parser Fazit Literatur 2
3 Einleitung: was ist ein LR - Parser Bottom-up Parser mit Top-down Restriction Bottom-up bringt Probleme mit sich LR-Parser hilft uns nun weiter Benutzung von reduce Eingabe wird von links nach rechts abgearbeitet Rechtsableitend benötigt kontextfreie Grammatik wird allgemein LR(k) Parser genannt Wir besprechen hier: LR(0)- und LR(1)-Parser (ε-regeln werden hier außer Acht gelassen) 3
4 Einleitung Wiederholung: Shift Reduce Shift verschiebt von der Eingabe auf den Stack Reduce verarbeitet den obersten Teil des Stacks mit Hilfe der Produktionsregeln S AB A a B bb a A Ab Abb AB Γ Resteingabe Aktion abb bb bb b $ $ reduce reduce 4
5 Einleitung LR-Parser beruht auf dem Einsatz einer Parsetabelle Je nach LR-Parser unterscheidet sich lediglich die Parsetabelle, der Algorithmus bleibt unverändert LR-Parser verarbeiten deterministische, sowie nichtdeterministische Grammatiken Hier: Vorstellung der deterministischen Grammatiken 5
6 Einleitung Grundlegende Idee bzw. prinzipieller Ablauf: Konstruktion eines DEA aus einer Grammatik, der in eine Parsetabelle umgewandelt wird S AB A a B bb 6
7 Einleitung Grundlegende Idee bzw. prinzipieller Ablauf: Konstruktion eines DEA aus einer Grammatik, der in eine Parsetabelle umgewandelt wird S A: Dummyproduktion S A A aa A b 7
8 Einleitung Grundlegende Idee bzw. prinzipieller Ablauf: Konstruktion eines DEA aus einer Grammatik, der in eine Parsetabelle umgewandelt wird S A: Dummyproduktion Eine neue Startproduktion (S A) wird zur Grammatik hinzugefügt (A ist hierbei das alte Startsymbol) Hiermit wird dem Parser angezeigt, dass die Syntaxanalyse beendet ist S A A aa A b Die um die Dummyproduktion erweiterte Grammatik wird mit G0 gekennzeichnet 8
9 Einleitung Dummyproduktion Eine neue Startproduktion (S A) wird zur Grammatik hinzugefügt (A ist hierbei das alte Startsymbol) Hiermit wird dem Parser angezeigt, dass die Syntaxanalyse beendet ist Die um die Dummyproduktion erweiterte Grammatik wird mit G0 gekennzeichnet Konstruktion des endlichen Automaten mit Hilfe der Grammatik Ableitung der Parsetabelle aus dem Automaten 9
10 Einleitung CLOSURE (Hülle) Die Hülle dient der Erkennung abgeleiteter Nichtterminalsymbole während der Bearbeitung einer Regel GOTO Operator erzeugt zu einem Zustand, der durch eine Menge von LR(0)-Items charakterisiert wird, den Folgezustand Closure und GOTO verhalten sich bei LR(0) und LR(1) unterschiedlich 10
11 Einleitung Automat Grundlegende Idee bzw. prinzipieller Ablauf: Konstruktion eines DEA aus einer Grammatik, der in eine Parsetabelle umgewandelt wird Wird mit CLOSURE und GOTO berechnet S A A aa A b 11
12 Einleitung Automat CLOSURE Die Hülle dient der Erkennung abgeleiteter Nichtterminalsymbole während der Bearbeitung einer Regel Damit wird der Inhalt der einzelnen Zustände berechnet S A A aa A b 12
13 Einleitung Automat S A A aa A b GOTO Operator erzeugt zu einem Zustand, der durch eine Menge von LR(0)-Items charakterisiert wird, den Folgezustand Damit werden die Übergänge von Zustand zu Zustand berechnet Closure und GOTO verhalten sich bei LR(0) und LR(1) unterschiedlich 13
14 Einleitung Ein LR(0)-Item einer Grammatik G ist eine Produktion P, die an einer Stelle der rechten Seite einen Punkt enthält Es stellt den Zustand während eines Parsevorganges dar. Symbole links vom Punkt sind bereits auf dem Stack, Symbole rechts vom Punkt sind noch nicht eingelesen Beispiel: A aa Aus dieser Produktion können folgende LR(0)-Items gebildet werden: A aa, A a A, A aa Spezialfall: A ε = A 14
15 Einleitung A aa Gesamte rechte Seite liegt auf dem Stack. Reduce- Schritt mittels dieser Regel. A aa Rechts von Punkt befindet sich dasterminal. Parser prüft, ob es sich beim nächsten Zeichen der Eingabe um dieses Symbol handelt. Ja: Shift und Zustandswechsel. Nein: Error. A a A Rechts von Punkt Nichtterminal. Parser Eingabezeichen zum Nichtterminal reduzieren können. 15
16 Einleitung Grundlegende Idee bzw. prinzipieller Ablauf: Konstruktion eines DEA aus einer Grammatik, der in eine Parsetabelle umgewandelt wird S AB A a B bb 16
17 Einleitung Parsetabelle Spalten: Action Tabelle: alle Terminalsymbole & $-Zeichen Goto-Tabelle: alle Nichtterminalsymbole Zeilen: Zustände des Automaten Shift (s) Reduce (r) Accept (acc) Leere Felder (error) $ (Ende der Eingabe) 17
18 LR(0) Parser 18
19 LR(0) Parser Prinzipieller Ablauf eines LR-Parsers: Konstruktion eines endlichen Automaten Konstruktion einer Parsetabelle Parsing 19
20 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten Konstruktion eines Automaten Dafür benötigen wir: CLOSURE GOTO 20
21 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten CLOSURE (Hülle) Bildung von CLOSURE(I) : 1. Füge I zu CLOSURE(I) hinzu 2. Gibt es ein LR(0)-Item A α Bβ aus CLOSURE(I) und eine Produktion B γ, so füge B γ zu CLOSURE(I) hinzu 21
22 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten CLOSURE (Hülle) Berechnung der Hülle von S A Beispielgrammatik: S A A aa A b 1. Füge I zu CLOSURE(I) hinzu S A 2. Gibt es ein LR(0)-Item A α Bβ aus CLOSURE(I) und eine Produktion B γ, so füge B γ zu CLOSURE(I) hinzu A aa, A b 22
23 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten Beispielgrammatik: GOTO S A A aa Formal: A b GOTO(I, X) = CLOSURE({[A αx β] [A α Xβ] є I }) Beispielitem: A aa GOTO (A aa) = {[A a A], [A aa], [A b]} 23
24 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten S A A aa A b 24
25 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten S A A aa A b S A A aa A b 0 24
26 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten S A A aa A b S A A aa A b 0 A S A 1 24
27 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten S A A aa A b S A A aa A b 0 A a S A A a A A aa A b
28 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten S A A aa A b S A A aa A b 0 A a S A A a A A aa A b 1 2 A A aa 3 24
29 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten S A A aa A b S A A aa A b 0 A a S A A a A A aa A b 1 2 A A aa 3 a 24
30 LR(0) Parser Konstruktion eines endlichen Automaten S A A aa A b S A A aa A b b 0 b A a S A A a A A aa A b 1 2 A A aa 3 A b 4 a 24
31 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle Wir erinnern uns ACTION GOTO a b $ A S 25
32 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 26
33 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s
34 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s
35 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc
36 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc
37 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s
38 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s
39 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 26
40 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 26
41 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 26
42 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle S A A aa A b ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 26
43 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle - Konflikte Reduce/Reduce Konflikt ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2/r3 r2/r3 r2/r3 4 r3 r3 r3 27
44 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle - Konflikte Shift/Reduce Konflikt ACTION GOTO a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2/r2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 28
45 LR(0) Parser Konstruktion einer Parsetabelle - Konflikte Reduce/Reduce Konflikt Shift/Reduce Konflikt Grammatik führt zu einem NDEA! Grammatik ist nicht LR(0)! 29
46 LR(0) Parser Parsingvorgang LR(0)-Parsing mit Eingabe aab Dafür benötigen wir: Tabelle aus Stack (Γ), Resteingabe und Aktion Parsetabelle Grammatik 30
47 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 Γ Resteingabe Aktion 31
48 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 Γ Resteingabe Aktion 0 aab$ 31
49 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ 31
50 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ 31
51 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ 31
52 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ reduce 3 A b 31
53 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ reduce 3 A b 31
54 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ reduce 3 A b 31
55 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa 31
56 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa 31
57 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A3 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa 31
58 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A3 0 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa 31
59 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A3 0A Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa 31
60 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A3 0A1 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa 31
61 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A3 0A1 0A1 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa accept 31
62 Eingabe aab S A A aa A b a b $ A S 0 s2 s4 1 1 acc 2 s2 s4 3 3 r2 r2 r2 4 r3 r3 r3 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A3 0A1 0A1 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa accept 31
63 LR(0) Parser Parsebaum LR(0)-Parsebaum mit Eingabe aab Dafür benötigen wir: Parsetabelle 32
64 LR(0) Parser Parsebaum LR(0)-Parsebaum mit Eingabe aab 0 0a2 0a2a2 0a2a2b4 0a2a2A3 0a2A3 0A1 0A1 Γ Resteingabe Aktion aab$ ab$ b$ $ $ $ $ $ reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa accept 33
65 LR(0) Parser Parsebaum LR(0)-Parsebaum mit Eingabe aab Aktion A a a b reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa accept 34
66 LR(0) Parser Parsebaum LR(0)-Parsebaum mit Eingabe aab Aktion A A a a b reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa accept 34
67 LR(0) Parser Parsebaum LR(0)-Parsebaum mit Eingabe aab A A A a a b Aktion reduce 3 A b reduce 2 A aa reduce 2 A aa accept 34
68 LR(1) Parser 35
69 LR(1) Parser Einleitung Das mächtigste aller (deterministischen) LR-Verfahren Die 1 steht für den Lookahead drückt aus, LR(1) Parser besitzt bessere Vorausschauinformationen Lookahead: gibt an welche Terminalsymbole dem NT auf der linken Seite der Regel (nach Entstehung durch Reduktion entsprechend dieser Regel) folgen können = FIRST-Menge 36
70 LR(1) Parser Einleitung Erweiterung von Grundkonstruktionen LR(0) Items LR(1) Items CLOSURE GOTO (GOTO + CLOSURE) Ein LR(1) Items ist ein Paar bestehend aus einem LR(0) Items und einer LOOKAHEAD Menge (auch Vorausschaumenge) 37
71 LR(1) Parser Einleitung Ein Beispiel für ein LR(1) Item aus Grammatik G ist: Z S,{$} Ein LR(1)-Automat unterscheidet sich dadurch von einem LR(0)-Zustandsübergangsgraphen, dass er statt aus LR(0)- aus LR(1)-Items aufgebaut ist 38
72 LR(1) Parser Der Hüllenoperator CLOSURE Gibt es ein LR(0) Item A B, aus CLOSURE(I) und eine Produktion B, so füge B zu CLOSURE(I) hinzu Gibt es ein LR(1) Item A B, L in CLOSURE(I) und eine Produktion B, so füge auch B, FIRST ( L) zu CLOSURE(I) hinzu CLOSURE ist bis auf das Kopieren der LOOKAHEAD Menge identisch 39
73 LR(1) Parser Der Hüllenoperator CLOSURE (Beispiel) Z S,{$} 40
74 LR(1) Parser Der Hüllenoperator CLOSURE (Beispiel) Z S,{$} Damit sieht unsere Hülle jetzt so aus: Z S,{$} S Sb, {$} S baa, {$} 41
75 LR(1) Parser Der Hüllenoperator CLOSURE (Beispiel) Z S,{$} Damit sieht unsere Hülle jetzt so aus: Z S,{$} S Sb, {$} S baa, {$} S Sb, {b} S baa, {b} 42
76 LR(1) Parser Der Hüllenoperator CLOSURE (Beispiel) Z S,{$} Damit sieht unsere Hülle jetzt so aus: Z S,{$} Z S,{$} S Sb, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$} S baa, {$,b} S Sb, {b} S baa, {b} 43
77 LR(1) Parser Die Springoperation GOTO Im Gegensatz zur Hüllenoperation ist die Erweiterung minimal GOTO ist bis auf das Kopieren der LOOKAHEAD Menge identisch 44
78 LR(1) Parser Die Springoperation GOTO GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X A X ] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S], [S Sb], [S baa]},b) = S b Aa, A asc, A a, A asb GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X, L A X, L] e I}) 78
79 LR(1) Parser Die Springoperation GOTO GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X A X ] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S], [S Sb], [S baa]},b) = S b Aa, A asc, A a, A asb GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X, L A X, L] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$,b}], [S baa, {$,b}]},b) 79
80 LR(1) Parser Die Springoperation GOTO GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X A X ] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S], [S Sb], [S baa]},b) = S b Aa, A asc, A a, A asb GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X, L A X, L] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$,b}], [S baa, {$,b}]},b) = S b Aa, {$,b}, A asc{a}, A a{a}, A asb{a} 80
81 LR(1) Parser Der Automat Verfahren funktioniert analog zum LR(0)-Verfahren 48
82 LR(1) Parser Der Automat GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X, L A X, L] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$,b}], [S baa, {$,b}]},b) = S b Aa, {$,b}, A asc{a}, A a{a}, A asb{a} Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} 49
83 LR(1) Parser Der Automat GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X, L A X, L] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$,b}], [S baa, {$,b}]},b) = S b Aa, {$,b}, A asc{a}, A a{a}, A asb{a} Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} b 50
![{$,b}]},b) = S b Aa, {$,b}, A asc{a}, A a{a}, A asb{a} Z S, {$}](/docs-images/94/118428368/images/84-3.jpg "S Sb, {$,b} S baa, {$,b} b S b Aa, {$,b} A asc{a} A a{a} A")
84 LR(1) Parser Der Automat GOTO (I,X) = CLOSURE ({[ A X, L A X, L] e I}) GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$,b}], [S baa, {$,b}]},b) = S b Aa, {$,b}, A asc{a}, A a{a}, A asb{a} Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} b S b Aa, {$,b} A asc{a} A a{a} A asb{a} 51
85 LR(1) Parser Der Automat GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$}], [S baa, {$}]},S) Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} 52
86 LR(1) Parser Der Automat GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$}], [S baa, {$}]},S) Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} S 53
![LR(1) Parser Der Automat GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$}], [S baa, {$}]},S)](/docs-images/94/118428368/images/87-3.jpg "= Z S, {$}, S S b, {$} Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} S Z S, {$} S S b, {$,b}")
87 LR(1) Parser Der Automat GOTO =CLOSURE ({[Z S, {$}], [S Sb, {$}], [S baa, {$}]},S) = Z S, {$}, S S b, {$} Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} S Z S, {$} S S b, {$,b} 54
88 Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} 0 S Z S, {$} S S b, {$,b} 1 b S Sb, {$,b} 2 b S b Aa, {$,b} A asc, {a} A a, {a} A asb, {a} 3 A S ba a, {$,b} 4 a S baa, {$,b} 5 a A a Sc, {a} A a,{a} A a Sb,{a} S Sb, {b,c} S baa, {b,c} 6 b S b Aa {b,c} A asc, {a} A a, {a} A asc, {a} 10 S a A A as c, {a} A as b {a} S S b, {b,c} 7 S ba a, {b,c} 11 b a A asc, {a} c 8 A asb, {a} S Sb, {b,c} 9 S baa, {b,c} 12
89 LR(1) Parser Aufstellen der Parsetabelle Die Tabelle wird bis auf die Reduktionsoperationen genauso aufgebaut Reduktionsregel werden ebenfalls in die Spalten der Terminalsymbole eingetragen, die in der LOOKAHEAD- Menge der entsprechenden Regel enthalten sind Wir brauchen die Regeln der Grammatik und den Automaten 56
90 Z S, {$} S Sb, {$,b} S baa, {$,b} 0 S Z S, {$} S S b, {$,b} 1 b S Sb, {$,b} 2 b S b Aa, {$,b} A asc, {a} A a, {a} A asb, {a} 3 A S ba a, {$,b} 4 a S baa, {$,b} 5 a A a Sc, {a} A a,{a} A a Sb,{a} S Sb, {b,c} S baa, {b,c} 6 b S b Aa {b,c} A asc, {a} A a, {a} A asc, {a} 10 S a A A as c, {a} A as b {a} S S b, {b,c} 7 S ba a, {b,c} 11 b a A asc, {a} c 8 A asb, {a} S Sb, {b,c} 9 S baa, {b,c} 12
91 ACTION GOTO a b c $ A S Z 0 s3 1 1 s2 acc 2 r2 r2 3 s6 4 4 s5 5 r3 r3 6 r5 s s9 s8 8 r4 9 r6 r2 r2 10 s s12 12 r3 r3
92 LR(1) Parser Eingabe baa Wird die Eingabe baa von der Grammatik akzeptiert Γ Resteingabe Aktion 59
93 LR(1) Parser Eingabe baa Wird die Eingabe baa von der Grammatik akzeptiert Γ Resteingabe Aktion 0 baa$ 3 59
94 LR(1) Parser Eingabe baa Wird die Eingabe baa von der Grammatik akzeptiert Γ Resteingabe Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 59
95 LR(1) Parser Eingabe baa Wird die Eingabe baa von der Grammatik akzeptiert Γ Resteingabe Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 0b3a6 a$ Reduce 5, A a 59
96 LR(1) Parser Eingabe baa Wird die Eingabe baa von der Grammatik akzeptiert Γ Resteingabe Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 0b3a6 a$ Reduce 5, A a 0b3A4 a$ Shift 5 59
97 LR(1) Parser Eingabe baa Wird die Eingabe baa von der Grammatik akzeptiert Γ Resteingabe Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 0b3a6 a$ Reduce 5, A a 0b3A4 a$ Shift 5 0b3A4a5 $ Reduce 3, S baa 59
98 LR(1) Parser Eingabe baa Wird die Eingabe baa von der Grammatik akzeptiert Γ Resteingabe Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 0b3a6 a$ Reduce 5, A a 0b3A4 a$ Shift 5 0b3A4a5 $ Reduce 3, S baa 0S1 $ accept 59
99 Γ Resteinga be Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 0b3a6 a$ Reduce 5, A a 0b3A4 a$ Shift 5 0b3A4a 5 $ Reduce 3, S baa 0S1 $ accept b a a 60
100 Γ Resteinga be Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 0b3a6 a$ Reduce 5, A a 0b3A4 a$ Shift 5 0b3A4a 5 $ Reduce 3, S baa 0S1 $ accept A b a a 60
101 Γ Resteinga be Aktion 0 baa$ 3 0b3 aa$ 6 0b3a6 a$ Reduce 5, A a 0b3A4 a$ Shift 5 0b3A4a 5 $ Reduce 3, S baa 0S1 $ accept S A b a a 60
102 Fazit Vorteil praktisch alle Programmiersprachenkonstrukte erkennen und Syntaxfehler frühestmöglich beim ersten inkorrekten Terminalsymbol entdecken Lookahead kann theoretisch beliebig groß sein, da zu jedem Zeitpunkt die Verarbeitung stattfinden kann Nachteil Aufwendig zu konstruieren beim LR(1)-Parser wird die Tabelle schnell sehr groß für den LR(0)-Parser gibt es kaum Grammatiken, die anwendbar sind 61
103 Literatur Berlin, F. (2012). Syntaktische Analsyse Bottom up. Aufgerufen am von Grune, D., Jacobs, C. (2008). Parsing Techniques A Practical Guide. Springer Science+Business Media, LLC. Kunert, A. (2008). LR(k)-Analyse für Pragmatiker. Aufgerufen am von 62
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