1 目的
语法分析是根据源语言的语法规则从源程序记号序列（词法分析阶段的输出）中识别出各种语法成分，同时进行语法检查，为语义分析和代码生成做准备。
2 方法
对记号序列自左向右扫描，每次读一个记号。文法推导是一棵分析树，如果匹配成功，终结符是叶子结点连起来的输入串。
2.1 自顶向下分析：面向目标分析法 就是用文法硬凑与输入符号匹配的句子
2.1.1 递归下降预测分析 （一种不确定的，带回溯的预测分析方法）
一种没什么卵用的高代价穷举试探方法，然鹅却和我们的脑回路最接近
下面，试图分析输入串abbcde是否是以下文法的句子。
概括一下就是从起始符S开始，面对非终结符要展开的时候，尽可能地凑当前指针所指的输入串字符。这种只顾眼前利益不顾子孙后代幸福的方法，后面一定会付出惨痛代价。显然，很大可能后面会回溯，代价太大。
2.1.2 递归调用预测分析（确定的无回溯分析）
1 文法要求
当然想确定每次展式，文法必须无左递归且提取左公因子后无二义性。这些要求说白了就是想让非终结符为了最左边（此时的指针位置）与输入串匹配成功，选择的推导式是唯一的。严谨一点说，就是文法中的任意非终结符A，定义A的某候选式
的开头终结符号集如下：
为了不产生提取左公因子后的二义性，要求对于A任意的候选式和
，都有：
注意：若候选式可以经过有限次推导推出ε，则其FIRST集含ε。
注：对形式语言不太熟悉的小伙伴，这里回顾一下消左递归的方法（想得美，我才懒得写呢 只写核心的一个变化步骤：
2 状态转换图
1）构造
文法的每个非终结符产生式对应一个自动机，由初始状态S出发，寻找状态转移过程，分以下三种情况：
第一种容易理解，第二种本质上是中间一段的序列被A终结符推导匹配，然后回到T。第三种表示如果S无法匹配当前a且有空转移，则到T状态进行匹配。
2）化简
将输入自身到达的状态可以和初始状态进行合并，不同状态在输入相同到达状态相同时，也可进行合并，还有空转移也需注意。下面举个栗子：
3 利用状态转移图写出分析程序
这种与其啰里八嗦写一堆，当然不如看个栗子自己顿悟。先上化简完的状态图 ：
则E的过程：
void procE(void){ procT(); if(char == '+'){ forward pointer; procE(); } }
T的过程：
void procT(void){ procF(); if(char == '*'){ forward pointer; procT(); } }
是不是很简单呀，这里自行尝试写F的程序吧。没有答案(我是内种写完两个简单的就跑路的小编么？咳咳，这是F，自行对照：
void procF(void){ if(char == '('){ forward pointer; procE(); if(char == ')') forward pointer; else error(); } else if(char == 'id') forward pointer; else error(); }
请自行思考一下，为什么只有F的代码里有错误处理error().别看了，这回真是让自行思考，hhh
2.1.3 非递归预测分析（确定，无递归，无回溯）
1 非递归模型
还记得算法里面，把一个递归程序改成非递归程序，思维上是件不太容易的事情，非递归程序在问题理解上也没有递归程序清晰明了，但是非递归程序开销更小，效率更高。探索非递归来代替递归是一件可以，且有必要的事。话不多说，先上非递归模型：
em，一个看起来像是图灵机，又不知所谓的图
反正看起来核心的预测程序，要从缓存区去输入字符，查找分析表M之后，借助栈进行操作最后得到输出。（这不废话么 缓冲区没什么好说的，分析栈栈底是$,里面还可以放文法的任意终结符和非终结符。M是二维表[A,a]，一个坐标是非终结符，另一坐标是终结符或者$，表项内容是一个动作。输出其实是刚刚用到的推导式。假设当前栈顶为X，输入为a，则有以下四种情况以及相应处理过程。
（我是真懒，懒得打，hhh）下面更懒 再贴个栗子：有如下预测分析表
分析id + id * id的过程：
灰常长，自己跳着随便看看，看跟自个儿想的一不一样就行，毕竟过程还是非常easy的嘛。所以现在的关键问题就变成了，这张表是怎么变出来的。
2 构造M分析表
1）构造FIRST集合
还记得FIRST么，这里沿用定义，只不过把FIRST的作用范围从A的候选式扩展为任意文法符号串。那怎么写出FIRST的全集呢？
（贴图警告
好长一段，反正就是除了终结符自个儿也是自个儿first，以及定义中的基本情况，推导式终结符前缀是first以外，如果推导式前缀是个非终结，再去找那个非终结的first，考量的当前前缀有ε的话，在找下一个非终结的first。如果全有ε，再把ε加进自个儿的first。其实挺容易想明白的。还在纠结的话，看栗子。（我真是个花里胡哨的沙雕
文法： FIRST表
2）构造FOLLOW集合 （什么？！first后面居然不是second？）
FOllOW呢，就是说该文法中所有句型中（划重点），紧跟在A之后出现的终结符号或者$组成的集合。
怎么构造呢？（贴图没差
这次的主要思路是在所有产生式的右边找自个儿，找到之后看自己后边都有啥。后面是终结符就加进去，不是就想办法蹭非终结符的first。如果后面有ε，还能碰瓷产生式左边那个非终结符的follow。所以显然follow里面没有ε。让我们看一下first栗子里的那个文法的follow表：
已经懒到中间内行first都懒得删了
3）构造分析表M
栗子大法好，实践出真知。我们把刚刚first和follow的栗子在这里再用一下，得到M：
细心的朋友们这里会发现，咦，纳尼？怎么[S', e]有俩推导式呢，那程序看到这个不是就懵逼了么？对呀，这谁的锅呢，既然是标答，那肯定不是我们造表的锅啊，对，没错，是文法的锅（题给的文法是二义性文法）。一个好的文法造出来的表不应该让预测分析程序懵逼，我们给这种好的文法（无二义性文法）起名叫做LL(1)文法。（这名字是不是起得及其诡异？L（从左到右扫描输入串）L（生成输入符号串的一个最左推导）1（程序每步动作，向前看一个符号）就这么来的呗
那这玩意儿有没有啥实际点儿的判断方法呢？首先不能左递归，然后：
2.2 自底向上分析（太长了太长了，下一节专门讲）
3 语法错误恢复策略（出现错误时，为了使分析继续进行）
3.1 紧急恢复：分析程序每次抛弃一个输入记号，直到向前指针所指向的记号属于某个指定的同步记号集合（适当选取，一般包括结束符分号，end等）
3.2 短语级恢复：出错后对剩余输入做局部纠正，替换剩余输入串的前缀。例如分号代替逗号，删除多余分号，插入遗漏的分号等。（分号大法好）
3.3 出错产生式：增加产生错误结构的产生式，扩充源语言的文法。
3.4 全局纠正：做尽可能少的修改，使得输入串语法正确。处于理论阶段。就说真要有这么完美的，为啥前面还啰嗦一堆
目前为止，是不是3.1简单一点，靠谱一点？我们以3.1为例，描述一种非递归预测分析的错误处理方案。3.1的关键在于选取（构造）同步记号。还记得非递归预测分析什么情况可以判断语法错误么？
针对（1）：将栈顶的终结符号弹出即可
针对（2）：向前移指针，移到此时的栈顶非终结符和剩余输入符号串可以重新协同工作（就是M表里他俩不为空了）。实现方法是改造M，如果非终结符A的follow里有b，然后M里的[A,b]还是空，就在这个位置添加同步记号synch。然后如果遇到情形（2），就前移指针，若[A,a]是synch，就把A从栈顶弹出。是不是还有些细节懵懵的？栗子栗子栗子！
凑活看吧，我累了，呜呜呜呜
注：本文章所有知识内容和样例均来源于编译技术与原理 （李文生） 第2版