1 目的
語法分析是根據源語言的語法規則從源程序記號序列（詞法分析階段的輸出）中識別出各種語法成分，同時進行語法檢查，為語義分析和代碼生成做准備。
2 方法
對記號序列自左向右掃描，每次讀一個記號。文法推導是一棵分析樹，如果匹配成功，終結符是葉子結點連起來的輸入串。
2.1 自頂向下分析：面向目標分析法 就是用文法硬湊與輸入符號匹配的句子
2.1.1 遞歸下降預測分析 （一種不確定的，帶回溯的預測分析方法）
一種沒什么卵用的高代價窮舉試探方法，然鵝卻和我們的腦回路最接近
下面，試圖分析輸入串abbcde是否是以下文法的句子。
概括一下就是從起始符S開始，面對非終結符要展開的時候，盡可能地湊當前指針所指的輸入串字符。這種只顧眼前利益不顧子孫后代幸福的方法，后面一定會付出慘痛代價。顯然，很大可能后面會回溯，代價太大。
2.1.2 遞歸調用預測分析（確定的無回溯分析）
1 文法要求
當然想確定每次展式，文法必須無左遞歸且提取左公因子后無二義性。這些要求說白了就是想讓非終結符為了最左邊（此時的指針位置）與輸入串匹配成功，選擇的推導式是唯一的。嚴謹一點說，就是文法中的任意非終結符A，定義A的某候選式
的開頭終結符號集如下：
為了不產生提取左公因子后的二義性，要求對於A任意的候選式和
，都有：
注意：若候選式可以經過有限次推導推出ε，則其FIRST集含ε。
注：對形式語言不太熟悉的小伙伴，這里回顧一下消左遞歸的方法（想得美，我才懶得寫呢 只寫核心的一個變化步驟：
2 狀態轉換圖
1）構造
文法的每個非終結符產生式對應一個自動機，由初始狀態S出發，尋找狀態轉移過程，分以下三種情況：
第一種容易理解，第二種本質上是中間一段的序列被A終結符推導匹配，然后回到T。第三種表示如果S無法匹配當前a且有空轉移，則到T狀態進行匹配。
2）化簡
將輸入自身到達的狀態可以和初始狀態進行合並，不同狀態在輸入相同到達狀態相同時，也可進行合並，還有空轉移也需注意。下面舉個栗子：
3 利用狀態轉移圖寫出分析程序
這種與其啰里八嗦寫一堆，當然不如看個栗子自己頓悟。先上化簡完的狀態圖 ：
則E的過程：
void procE(void){ procT(); if(char == '+'){ forward pointer; procE(); } }
T的過程：
void procT(void){ procF(); if(char == '*'){ forward pointer; procT(); } }
是不是很簡單呀，這里自行嘗試寫F的程序吧。沒有答案(我是內種寫完兩個簡單的就跑路的小編么？咳咳，這是F，自行對照：
void procF(void){ if(char == '('){ forward pointer; procE(); if(char == ')') forward pointer; else error(); } else if(char == 'id') forward pointer; else error(); }
請自行思考一下，為什么只有F的代碼里有錯誤處理error().別看了，這回真是讓自行思考，hhh
2.1.3 非遞歸預測分析（確定，無遞歸，無回溯）
1 非遞歸模型
還記得算法里面，把一個遞歸程序改成非遞歸程序，思維上是件不太容易的事情，非遞歸程序在問題理解上也沒有遞歸程序清晰明了，但是非遞歸程序開銷更小，效率更高。探索非遞歸來代替遞歸是一件可以，且有必要的事。話不多說，先上非遞歸模型：
em，一個看起來像是圖靈機，又不知所謂的圖
反正看起來核心的預測程序，要從緩存區去輸入字符，查找分析表M之后，借助棧進行操作最后得到輸出。（這不廢話么 緩沖區沒什么好說的，分析棧棧底是$,里面還可以放文法的任意終結符和非終結符。M是二維表[A,a]，一個坐標是非終結符，另一坐標是終結符或者$，表項內容是一個動作。輸出其實是剛剛用到的推導式。假設當前棧頂為X，輸入為a，則有以下四種情況以及相應處理過程。
（我是真懶，懶得打，hhh）下面更懶 再貼個栗子：有如下預測分析表
分析id + id * id的過程：
灰常長，自己跳着隨便看看，看跟自個兒想的一不一樣就行，畢竟過程還是非常easy的嘛。所以現在的關鍵問題就變成了，這張表是怎么變出來的。
2 構造M分析表
1）構造FIRST集合
還記得FIRST么，這里沿用定義，只不過把FIRST的作用范圍從A的候選式擴展為任意文法符號串。那怎么寫出FIRST的全集呢？
（貼圖警告
好長一段，反正就是除了終結符自個兒也是自個兒first，以及定義中的基本情況，推導式終結符前綴是first以外，如果推導式前綴是個非終結，再去找那個非終結的first，考量的當前前綴有ε的話，在找下一個非終結的first。如果全有ε，再把ε加進自個兒的first。其實挺容易想明白的。還在糾結的話，看栗子。（我真是個花里胡哨的沙雕
文法： FIRST表
2）構造FOLLOW集合 （什么？！first后面居然不是second？）
FOllOW呢，就是說該文法中所有句型中（划重點），緊跟在A之后出現的終結符號或者$組成的集合。
怎么構造呢？（貼圖沒差
這次的主要思路是在所有產生式的右邊找自個兒，找到之后看自己后邊都有啥。后面是終結符就加進去，不是就想辦法蹭非終結符的first。如果后面有ε，還能碰瓷產生式左邊那個非終結符的follow。所以顯然follow里面沒有ε。讓我們看一下first栗子里的那個文法的follow表：
已經懶到中間內行first都懶得刪了
3）構造分析表M
栗子大法好，實踐出真知。我們把剛剛first和follow的栗子在這里再用一下，得到M：
細心的朋友們這里會發現，咦，納尼？怎么[S', e]有倆推導式呢，那程序看到這個不是就懵逼了么？對呀，這誰的鍋呢，既然是標答，那肯定不是我們造表的鍋啊，對，沒錯，是文法的鍋（題給的文法是二義性文法）。一個好的文法造出來的表不應該讓預測分析程序懵逼，我們給這種好的文法（無二義性文法）起名叫做LL(1)文法。（這名字是不是起得及其詭異？L（從左到右掃描輸入串）L（生成輸入符號串的一個最左推導）1（程序每步動作，向前看一個符號）就這么來的唄
那這玩意兒有沒有啥實際點兒的判斷方法呢？首先不能左遞歸，然后：
2.2 自底向上分析（太長了太長了，下一節專門講）
3 語法錯誤恢復策略（出現錯誤時，為了使分析繼續進行）
3.1 緊急恢復：分析程序每次拋棄一個輸入記號，直到向前指針所指向的記號屬於某個指定的同步記號集合（適當選取，一般包括結束符分號，end等）
3.2 短語級恢復：出錯后對剩余輸入做局部糾正，替換剩余輸入串的前綴。例如分號代替逗號，刪除多余分號，插入遺漏的分號等。（分號大法好）
3.3 出錯產生式：增加產生錯誤結構的產生式，擴充源語言的文法。
3.4 全局糾正：做盡可能少的修改，使得輸入串語法正確。處於理論階段。就說真要有這么完美的，為啥前面還啰嗦一堆
目前為止，是不是3.1簡單一點，靠譜一點？我們以3.1為例，描述一種非遞歸預測分析的錯誤處理方案。3.1的關鍵在於選取（構造）同步記號。還記得非遞歸預測分析什么情況可以判斷語法錯誤么？
針對（1）：將棧頂的終結符號彈出即可
針對（2）：向前移指針，移到此時的棧頂非終結符和剩余輸入符號串可以重新協同工作（就是M表里他倆不為空了）。實現方法是改造M，如果非終結符A的follow里有b，然后M里的[A,b]還是空，就在這個位置添加同步記號synch。然后如果遇到情形（2），就前移指針，若[A,a]是synch，就把A從棧頂彈出。是不是還有些細節懵懵的？栗子栗子栗子！
湊活看吧，我累了，嗚嗚嗚嗚
注：本文章所有知識內容和樣例均來源於編譯技術與原理 （李文生） 第2版