Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
LỜI NÓI ĐẦU
Môn học ngôn ngữ hình thức và automata có rất nhiều ứng dụng trong lónh
vực khoa học máy tính như xây dựng các trình biên dòch, nhận dạng và chuyển
đổi giữa các ngôn ngữ khác nhau… Do đó mà môn học này là một môn học bắt
buộc cho các sinh viên ngành CNTT trong các trường đại học.
Để giúp cho các sinh viên có điều kiện học tốt và thực hành các bài tập của
môn học này, luận văn này đi sâu vào việc mô phỏng lại hoạt động của các giải
thuật trong phần ngôn ngữ phi ngữ cảnh đặc biệt là các giải thuật phân tích cú
pháp Earley và CYK.
Sinh viên có thể khai thác cơ sở lý thuyết của môn học thông qua hệ thống Help
của chương trình.
Xin cám ơn thầy Hồ Văn Quân đã tận tình hướng dẫn và giúp đỡ tôi hoàn thành
bản luận văn tốt nghiệp như yêu cầu của đề bài.
Sinh Viên Thực Hiện
Thái Thuần
Thạch
Trang
1
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
PHẦN 1
GIỚI THIỆU
1. GIỚI THIỆU ĐỀ TÀI
Yêu cầu của đề tài là :
“Xây dựng bộ công cụ thực hiện một số giải thuật trong môn học ngôn ngữ
hình thức và Automata.” Ngoài các giải thuật biến đổi văn phạm, tập trung vào
nghiên cứu và hiện thực hai giải thuật phân tích cú pháp CYK và Earley, Đánh
giá số bước phân tích của mỗi giải thuật.
p dụng nhận dạng một câu nhập thuộc ngôn ngữ tự nhiên (Tiếng Anh)
2. MỤC ĐÍCH & Ý NGHĨA
Hiện nay, ở nước ta việc áp dụng giảng dạy các môn học thông qua các

lên (bootom -up) mục đích là giúp cho người đọc có sơ sở để so
sánh với hai giải thuật phân tích cú pháp tổng quát CYK và Earley
Chng 4 : Giải thuật phân tích cú pháp Earley và CYK, đây là phần chính
của luận văn, trong chương này chú trọng đến việc tìm hiểu về giải
thuật để phân tích cú pháp và tạo chuỗi dẫn xuất cho câu nhập,
cũng như so sánh độ phức tạp của hai giải thuật này với các giải
thuật ở chương 3.
♦ Phần 3 : Tìm hiểu lý thuyết về phần mềm hỗ trợ học tập và giảng dạy, cách
thức để thiết kế và lựa chọn mô hình giảng dạy tốt.
♦ Phần 4 : Tập trung phân tích và thiết kế cho mô hình vừa chọn, phần này
dựa trên các lý thuyết đã tìm hiểu ở phần 2 và mô hình giảng dạy để đưa ra
• Lựa chọn ngôn ngữ lập trình
• Cấu trúc dữ liệu cho các giải thuật sử dụng trong chương trình
• Cách thức nhập liệu, cấu trúc file lưu trữ
• Cách trình bày dữ liệu xuất
• Các lưu đồ thuật toán, tính toán độ phức tạp…
Trang
3
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
• …
♦ Phần 5 : So sánh độ phức tạp giữa hai giải thuật phân tích cú pháp CYK và
Earley, trong phần này đưa ra các giả thiết để thực hiện tính độ phức tạp cho
hai giải thuật trên bằng chương trình cũng như đưa ra những minh họa bằng
ví dụ thực tế (với các đồ thò minh họa)
♦ Phần 6 : p dụng nhận dạng ngôn ngữ tự nhiên, trong phần này sẽ trình bày
các vấn đề liên quan đến việc nhận dạng một câu nhập (Tiếng Anh) và cách
thức xây dựng bộ từ điển token.
♦ Phần 7 : Thiết kế Help : đây cũng là một phần quan trọng của một chương
trình trợ giúp học tập, trong phần này chú trọng tìm hiểu thiết kế một hệ
thống Help. Đặc biệt là thiết kế hệ thống Help cho chương trình thông qua

Ví dụ:
Σ ={a,b,1,2}
u=aabb
v=1122
uv=aabb1122
♦ Đảo một chuỗi : là chuỗi nhận được bằng cách viết các ký hiệu theo thứ tự
ngược lại.
Ví dụ : v=1122 thì v
R
=2211
♦ Tiếp đầu ngữ (prefix) và tiếp vó ngữ (suffix) của một chuỗi : Nêu w=uv thì u
được gọi là tiếp đầu ngữ và v được gọi là tiếp vó ngữ của w
♦ Chiều dài của một chuỗi : Chiều dài của một chuỗi w được ký hiệu là |w| hay
là l(w) là số ký hiệu có trong chuỗi.
♦ Với mọi chuỗi u,v trên Σ ta có:
|uv|=|u|+|v|
|uv|=|vu|
♦ Lũy thừa của một chuỗi: nêu w là một chuỗi thì w
n
là một chuỗi có được bằng
cách kết nối chuỗi w với chính nó n lần, trường hợp đặc biệt
w
0
=λ
♦ Σ
*
: Nếu Σ là một bảng chữ cái thì tập tất cả các chuỗi trên Σ kể cả chûi
trống được gọi là Σ
*
Trang

1
và L
2
là hai ngôn ngữ trên bảng chữ cái ∑:
+

L
1
L
2 :
Là một ngôn ngữ trên ∑ chứa các chuỗi có được bằng cách nối bất kỳ
một chuỗi của ngôn ngữ L
1
với một chuỗi bất kỳ của ngôn ngữ thuộc L
2
L
1
L
2
={w: w=uv, u∈L
1
, v∈L
2
}
+ L
n
: Lũy thừa của một ngôn ngữ bao gồm L nối với chính n lần với trường hợp
đặc biệt :
L
0

Để nguyên cứu một ngôn ngữ, chúng ta cần một cơ chế để mô tả nó.
Ngôn ngữ hàng ngày thường không chính xác (vì có thể hiểu theo nhiều nghóa
tùy vào hoàn cảnh của từng người và bối cảnh sảy ra), cú pháp thì nhập nhằng
Trang
6
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
không rõ ràng (câu có thể không xác đònh được ý nghóa chính xác), vì vậy chúng
ta sẽ tìm hiểu một vài cơ chế đònh nghóa ngôn ngữ rất hiệu quả trong các trường
hợp khác nhau đó là đònh nghóa ngôn ngữ thông qua văn phạm.
♦ Đònh Nghóa
Một văn phạm G được xác đònh như là một bộ bốn :
G=(V,T,S,P)
Trong đó:
+ V là một tập hữu hạn các đối tượng được gọi là các biến (variable)
+ T là một tập hữu hạn các đối tượng được gọi là các ký hiệu kết thúc (terminal
symbol)
+ S
∈
V là một ký hiệu đặt biệt được gọi là biến khởi đầu.
+ P là tập hữu hạn các luật sinh (Production)
♦ Văn phạm tuyến tính Phải và Trái
+ Một văn phạm G=(V,T,S,P) được gọi là tuyến tính - phải nếu tất cả các luật
sinh có dạng :
X  xB,
X x
Trong đó : A,B ∈ V, x ∈ T* .
+ Mộtvăn phạm được gọi là tuyến tính trái nếu tất cả các luật sinh có dạng :
X Bx,
X x
+ Một văn phạm gọi là chính qui là văn phạm mà hoặc là tuyến tính trái hoặc

♦ Để chỉ ra ít nhất một luật sinh áp dụng chúng ta phải viết : w
1
=
+
>w
n
4.2- Ngôn Ngữ Chính Qui
Trang
7
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
Một ngôn ngữ gọi là chính qui nếu tồn tại một automat hữu hạn chấp nhận
nó. Vì vậy mỗi ngôn ngữ chính qui có thể được mô tả bằng một dfa hay một nfa
nào đó, như vậy để trình bày một ngôn ngữ chính qui có thể mô tả nó như là
một dfa hay nfa.
Ngôn ngữ L là chính qui nếu và chỉ nếu tồn tại một văn phạm chính qui G
sao cho L=L(G).
4.3- Biểu Thức Chính Qui
Một cách để biểu diễn ngôn ngữ chính qui là thông qua khái niện biểu
thức chính qui. Khái niệm về biểu thức chính qui bao gồm sự kết hợp các chuỗi
kí hiệu của một bảng chữ các ∑ nào đó, các dấu ngoặc ( ) và các phép toán + , .
và *. Ví dụ r=(a|b)*a
♦ Đònh nghóa
Cho
∑
là một bảng chữ cái. Thì:
+
∅
,
λ
và a

những biểu thức chính qui thì :
+ L(r
1
+r
2
) = L(r
1
) ∪L(r
2
)
+ L(r
1.
r
2
) = L(r
1
).L(r
2
)
+ L((r
1
)) = L(r
1
)
+ L(r
1
*
) = (L(r
1
))

trong đó A
∈
V còn x
∈
(V
∪
T)
*
.
Một ngôn ngữ được gọi là phi ngữ cảnh nếu và chỉ nếu có một văn phạm phi ngữ
cảnh G sao cho L= L(G).
5.2- Dẫn Xuất Trái Nhất Và Phải Nhất
Trong văn phạm phi ngữ cảnh mà không tuyến tính, một dẫn xuất có thể
bao gồm nhiều dạng câu với nhiều hơn một biến, trong trường hợp như vậy
chúng có có một sự chọn lựa về thứ tự biến nào được thay thế.
Một dẫn xuất được gọi là trái nhất nếu trong mỗi bước biến bên trái nhất được
thay thế. nếu trong mỗi bước biến bên phải nhất được thay thế thì gọi dẫn xuất
trái nhất.
5.3 - Cây Dẫn Xuất
Một cách thứ hai để trình bày các dẫn xuất, độc lập với thứ tự trong đó
các luật sinh được áp dụng là bằng cây dẫn xuất. Một cây dẫn xuất là một cây
có thứ tự trong đó các nốt được gán nhãn với vế trái của luật sinh còn các con
của các nốt biểu diễn bằng vế phải tương ứng của nó
Ví dụ : A > abABc thì cây dẫn xuất là :
Trang
9
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
Đònh Nghóa
Cho G=(V,T,S,P) là một văn phạm phi ngữ cảnh. Một cây có thứ tự là một cây
dẫn xuất cho G nếu và chỉ nếu có các tính chất sau:

tìm hiểu thêm trong “An Introduction To Formal Languages And Automata” của
Peter Linz
CHNG 2
MỘT SỐ GIẢI THUẬT BIẾN ĐỔI VĂN PHẠM PNC VÀ CÁC DẠNG
CHUẨN
Trong phần này, chúng ta đi sâu vào việc tìm hiểu một số giải thuật biến
đổi văn phạm phi ngữ cảnh như :
Trang
10
A
BA cb
a
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
+ Loại bỏ các luật sinh rỗng
+ Loại bỏ các luật sinh vô dụng
+ Loại bỏ các luật sinh đơn vò
+ Chuyển văn phạm bất kỳ về dạng chuẩn Chomsky
+ Chuyển văn phạm bất kỳ về dạng chuẩn Greibach
Việc loại bỏ các luật sinh trên rất quang trọng làm tiền đề để có thể biến đổi
tập văn phạm của ngôn ngữ phi ngữ cảnh về các dạng chuẩn quan trọng như
dạng chuẩn Chomsky, dạng chuẩn Greibach. Từ đó giúp cho việc thực hiện một
giải thuật phân tích cú pháp như CYK.
I- CÁC GIẢI THUẬT BIẾN ĐỔI VĂN PHẠM
1) LOẠI BỎ CÁC LUẬT SINH RỖNG (λ)
Bất kỳ luật sinh nào của văn phạm phi ngữ cảnh có dạng A >
λ
được gọi
là luật sinh
λ
, và bất kỳ biến A nào mà đối với nó dẫn xuất A

A
3
A
n
∈ Vn thì cho B
vào Vn
Bước 3: Sau khi đã có tập Vn, xét mọi luật sinh trong P có dạng :
A > x
1
x
2
x
m
với m≥1 và x
i
∈ (V∪ T)
Đối với mỗi luật sinh như vậy của P, đặt vào P^ luật sinh đó cũng như những
luật sinh bằng cách thay thế các biến khả trống (∈ Vn) bằng λ trong mọi tổ hợp
Trang
11
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
có thể có, ngoại trừ tất cả x
i
(i=1,2 ) là khả trống thì không đặt luật sinh A->λ
vào trong P^
Ví dụ:
Cho văn phạm G =({S,A,B,C,D},{a, b,d,λ},{S},P) và các luật sinh trong P như
sau :
S > ABaC
A > BC

Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
Bước 2 : Đối với mỗi luật sinh trong P có dạng A > B (A ≠ B), thì đối với mỗi
biến A tìm tất cả các biến B sao cho A *> B Điều này có thể thực hiện được
bằng cách vẽ đồ thò phụ thuộc cho G.
Bước 3 : Xét tất cả các biến A và B thỏa mãn ở bước 2 , chúng ta sẽ thêm vào
P^ các luật sinh sau :
A > y
1
| y
2
| y
3
| |y
n
Trong đó B > y
1
| y
2
| y
3
| |y
n
là các luật sinh không đơn vò của B. Hay nói
cách khác đặt các vế phải của các luật sinh không đơn vò của B ở trong P vào
làm các vế phải của các luật sinh của A trong p^
Kết quả G^ sẽ tương đương với G mà P^ không chứa các luật sinh đơn vò
Ghi chú :
Nếu muốn trong P^ không chứa luật sinh rỗng
λ
thì trước tiên ta phải loại bỏ luật

A > B <==> A > bb
B > A <==> S > a | bc
Vậy trong P^ :
S > Aa | bb | a | bc
B > bb | a | bc
A > a | bc | bb
Không có luật sinh đơn vò nào
3) LOẠI BỎ CÁC LUẬT SINH VÔ DỤNG
Một mong muốn cố đònh là loại bỏ ra khỏi văn phạm những luật sinh mà
không bao giờ đóng góp gì trong bất kỳ dẫn xuất nào. Chẳng hạn trong văn
phạm sau toàn bộ tập luật sinh của nó là :
S > aSb | λ | A
A > aA
Luật sinh S > A rõ ràng không đóng một vai trò nào, vì A không thể
được biến đổi thành các ký hiệu kết thúc. Trong khi A có thể xuất hiện trong
một chuỗi được dẫn xuất từ S, cái này có thể không bao giờ dẫn đến câu. Việc
loại bỏ luật sinh này không làm ảnh hưởng đến ngôn ngữ và là một sự đơn giản
hóa theo bất kỳ đònh nghóa nào.
• Nhập :
- Một văn phạm phi ngữ cảnh G =(V,T,S,P) với :
+ V : Các kí hiệu không kết thúc.
+ T : Các kí hiệu kết thúc.
+ S : Biến khởi đầu
+ P : Tập các luật sinh
• Xuất :
- Một văn phạm G^=(V^,T^,S,P^) với tập luật sinh P^ không có tập luật sinh vô
dụng.
• Giải Thuật
Bước 1 : Loại bỏ luật sinh vô dụng loại 1:
+ Khởi tạo V1={ }

∉
L(G) điều có một văn phạm
tương đương G^=(V^,T,S,P^) trong dạng chuẩn Chom sky
• Nhập :
- Một văn phạm phi ngữ cảnh G =(V,T,S,P) với :
+ V : Các kí hiệu không kết thúc.
+ T : Các kí hiệu kết thúc.
+ S : Biến khởi đầu
+ P : Tập các luật sinh
• Xuất :
- Một văn phạm G^=( V^,T^,S^,P^) với tập luật sinh P^ thuộc dạng chuẩn
Chomsky
• Giải Thuật
Bước 1: Loại bỏ các luật sinh:
- Rỗng
- Đơn Vò
- Vô dụng
Bước 2: Đặt các luật sinh A >a vào trong P^
Bước 3: Đối với các luật sinh A >x
1
x
2
x
n
với n ≥ 2, x
i

∈
(V∪T) thì thay các kí
hiệu kết thúc, chẳng hạn x

2
, và đưa vào P các luật sinh sau:
A > C
1
D
1
D
2
> D
1
D
2
. .
. .
D
n-2
> C
n-1
C
n
Ví dụ : Hãy biến đổi văn phạm sau sang dạng chuẩn Chomsky
S a | Aba
A aab
B b | Ac
- Theo bước 1, ta đặt các luật sinh sau vào trong P^
S a,
B b
- Theo bước 2, ta đưa ra các biến mới và thay thế các luật sinh còn lại trở thành
như sau:
S ABB

- Còn đối với các luật sinh
S ABB
a
A B
a
B
a
B
b
ta biến đổi và đưa vào P^ các luật sinh tương ứng sau:
S AD
1
D
1
 Bb
a
A B
a
D
2
D
2
 B
a
B
b
Trang
16
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
- Tóm lại ta được văn phạm ở dạng chuẩn Chomsky tương đương như sau:

∈
V*, còn a
∈
T
Đònh lý : Bất kỳ VPPNC nào G=(V,T,S,P) với
λ

∉
L(G) điều có một văn phạm
tương đương G^=(V^,T,S,P^) trong dạng chuẩn Greibach.
• Nhập :
- Một văn phạm phi ngữ cảnh G =(V,T,S,P) với :
+ V : Các kí hiệu không kết thúc.
+ T : Các kí hiệu kết thúc.
+ S : Biến khởi đầu
+ P : Tập các luật sinh
• Xuất :
+ Một văn phạm G^=( V^,T,S,P^) với tập luật sinh P^ thuộc dạng chuẩn
Greibach
Giải Thuật
Bước 1: Loại bỏ các luật sinh:
- Rỗng
- Đơn Vò - Vô dụng
Bước 2: Đánh số thứ tự các biến chẳng hạn là A
1,
A
2

Bước 3:Viết lại văn phạm sao cho tất cả các luật sinh có một trong các dạng
sau:

đệ qui trái.
Bước 4: sau khi thực hiện bước 3 tất cả các luật sinh của A
n
phải có dạng
A
n
> ax
n
Thay thế A
n
vào trong các xuất hiện của nó ở vò trí đầu tiên trên các vế phải của
luật sinh A
n-1
bằng các vế phải của nó. Dễ dàng thấy luật sinh A
n-1
có dạng
A
n-1
> ax
n-1
tương tự làm theo kiểu này thay thế A
n
và A
n-1
vào các xuất hiện của chúng ở vò
trí đầu tiên trên các vế phải của luật sinh A
n-2
bằng các vế phải tương ứng của
chúng. Thực hiện lần lượt cho đến A
1

b | A
1
b
A
1
 S
0
b | B
2
a
B
2
 S
0
a | b
- Tiếp tục thực hiện bước 2, xét các luật sinh của S
0
ta thấy luật sinh S
0
 S
0
A
1
b
chưa thỏa mãn bước 2. Loại bỏ đệ qui trái cho S
0
, ta có :
S
0
 S

1
 S
0
b là chưa thỏa mãn.
Thực hiện thay thế S
0
từ (1), ta có :
A
1
 S
0
b | B
2
a
Trang
18
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
 A
1
 A
1
bb | A
1
bZ
1
b | B
2
a
- Đến đây xuất hiện đệ qui trái của A
1

2
(4)
Đến đây tất cả các luật sinh của A
1
đã thỏa mãn bước 2.
- Xét tiếp các luật sinh của B
2
, ta thấy luật sinh B
2
 S
0
a là chưa thỏa mãn bước
2, thực hiện tương tự như trên, ta có quá trình thực hiện như sau :
B
2
 S
0
a | b (thay thế S
0
từ (1) )
 B
2
 A
1
ba | A
1
bZ
1
a | b (thay thế A
1

1
a | aZ
2
bZ
1
a | abaZ
3
| aZ
2
baZ
3
| abZ
1
aZ
3
|
aZ
2
bZ
1
aZ
3
(6)
Đến đây các luật sinh của các biến S
0
, A
1
, B
2
điều thỏa mãn bước 2, và các ký

a | baZ
2
| bZ
3
aZ
2
(7)
Tương tự :
S
0
 A
1
b | A
1
bZ
1
(thay thế A
1
từ (7) )
 S
0
 bab | bZ
3
ab | baZ
2
b | bZ
3
aZ
2
b | babZ

2
vào các luật sinh của Z
i
ta có :
Z
1
 B
2
b | B
2
bZ
1
(thay thế B
2
từ (5) )
 Z
1
 bb | bZ
3
b | bbZ
1
| bZ
3
bZ
1
(9)
Đến đây ta có văn phạm “gần” có dạng Greibach tương tương với văn phạm ban
đầu như sau :
S
0

b | bbZ
1
| bZ
3
bZ
1
(9)
A
1
 ba | bZ
3
a | baZ
2
| bZ
3
aZ
2
(7)
Z
2
 bb | bZ
1
b | bbZ
2
| bZ
1
bZ
2
(4)
Trang

bZ
1
aZ
3
(6)
- p dụng bước 5, biến đổi văn phạm này thành văn phạm có dạng chuẩn
Greibach tương đương như sau :
S
0
 bXY | bZ
3
XY | bXZ
2
Y | bZ
3
XZ
2
Y | bXYZ
1
| bZ
3
XYZ
1
|
bXZ
2
YZ
1
| bZ
3

2
| bZ
1
YZ
2

B
2
 b | bZ
3

Z
3
 aYX | aZ
2
YX | aYZ
1
X | aZ
2
YZ
1
X | aYXZ
3
| aZ
2
YXZ
3
|
aYZ
1

XYZ
1
| bXZ
2
YZ
1
| bZ
3
XZ
2
YZ
1
A  bX | bZ
3
X | bXZ
2
| bZ
3
XZ
2
B
2
 b | bZ
3

Z
1
 bY | bZ
3
Y | bYZ

2
YXZ
3
|
aYZ
1
aXZ
3
| aZ
2
YZ
1
XZ
3
X  a
Y  b
CHƯƠNG 3
CÁC GIẢI THUẬT VÀ CÔNG CỤ PHÂN TÍCH CÚ PHÁP THÔNG DỤNG
I- GIỚI THIỆU
Hiện nay, đã có nhiều công cụ và giải thuật phân tích cú pháp, các giải
thuật này có thể theo phương pháp từ trên xuống hay từ dưới lên và có thể xử lý
được lớp văn phạm phi ngữ cảnh tổng quát hay là lớp con của nó (một tập văn
phạm nhỏ của tập văn phạm phi ngữ cảnh tổng quát).
Trang
20
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
Việc tìm hiểu các giải thuật và công cụ hiện có giúp chúng ta có một cái nhìn
tổng thể về việc phân tích cú pháp cũng như có điều kiện để so sánh ưu nhược
điển của từng giải thuật, hơn nữa nó giúp tìm ra những cách giải quyết thích hợp
trong vấn đề phân tích cú pháp. Sau đây chúng ta sẽ đi vào tìm hiểu một số giải

Gọi S là ký hiệu mục tiêu của G, $ là ký hiệu kết thúc chuỗi nhập và đánh dấu
stack rỗng.
Đầu tiên xây dựng bảng phân tích M cho văn phạm G, nó có dạng là một ma
trận M. Trò của phần tử M[A,a] có thể là một luật sinh mà A là vế trái, hoặc trò
của phần tử này là error. Trong đó A là ký hiệu không kết thúc, a là ký hiệu
kết thúc hay ký hiệu đánh dấu kết thúc chuỗi nhập $.
Khi bộ phân tích bắt đầu hoạt động, stack chỉ chứa ký hiệu đánh dấu stack rỗng
$ ở đáy stack và ký hiệu mục tiêu S trên đỉnh.
Gọi X là ký hiệu trên đỉnh stack, a là ký hiệu trong chuỗi nhập được đọc hiện
tại thi hành vi của bộ phân tích hoạt động như sau:
• Nếu X=a=$, nghóa là stack rỗng và chuỗi nhập được duyệt hết, thì giải thuật
kết thúc và parser thông báo quá trình phân tích chuỗi nhập thành công.
• Nếu X=a và a khác $ thì bộ phân tích sẽ đẩy X ra khỏi stack, dòch đầu đọc
đến ký hiệu nhập kế tiếp.
• Nếu X là một ký hiệu không kết thúc, thì bộ phân tích sẽ xét phần tử M[X,a]
trong bảng phân tích M. Trò của phần tử này có thể là một luật sinh mà X là
vế trái hoặc trò của phần tử này error. nếu M[X,a] = luật sinh X >α thì giải
thuật sẽ đẩy X ra khỏi stack và thêm α vào stack sao cho ký hiệu đầu tiên
của α nằm trên đỉnh stack. Luật sinh X > α được xuất ra như một phần của
cây dẫn xuất mà bộ phân tích tìm thấy.
Trang
22
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
• Trường hợp M[X,a] là error thì bộ phân tích sẽ gọi một thủ tục xử lý lỗi thích
hợp. Khi đó chuỗi nhập không phải là câu hợp lệ của văn phạm.
Đối với văn phạm phi ngữ cảnh bất kỳ thì một phần tử của bảng phân tích có
thể là đa trò. Giải thuật parsing LL chỉ có thể áp dụng được với những văn phạm
phi ngữ cảnh nào mà phần tử của bảng phân tích tương ứng là đơn trò. đó chính
là văn phạm LL đã đề cập ở trên. Dễ dàng một văn phạm vi phạm điều kiện 1
và điều kiện 2 thì không phải là văn phạm LL , do đó giài thuật parsing LL

stack. X
i
được gọi là ký hiệu văn phạm, s
i
là trạng thái.
• Bảng Action-Goto của giải thuật phân tích cú pháp LR, nó có dạng là một
ma trận với hai phần riêng biệt action và goto.
Trang
23
Bảng Action - Goto
Parser
Chuỗi nhập
Xuất kết quảStack
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
• Phần từ action[s
m
,a] có thể chứa một trong 4 giá trò sau :
+ Shift s, với s là trạng thái.
+ Reduce α, với α là vế phải của luật sinh A > α
+ Accept
+ Error
• Phần tử goto[s
m
,X] : có giá trò là một trạng thái s
i
nào đó, trong đó X là ký
hiệu không kết thúc.
Hoạt động của Giải thuật
Nhập : Văn phạm G và chuỗi nhập w
Xuất : Nếu G là văn phạm LR và chuỗi thuộc L(G) thì tạo ra dẫn xuất cho w,

giải thuật tuyến tính theo kích thước chuỗi nhập.
Trang
24
Luận Tốt Nghiệp KS2-K7
Thông thường khó xác đònh giải thuật phân tích cú pháp LL hay LR áp dụng
được với lớp văn phạm lớn hơn, nhưng theo (Compilers-V. Aho) thì lớp văn
phạm có thể phân tích bằng giải thuật LR chứa lớp văn phạm có thể phân tích
bằng giải thuật LL.
Ta cũng nhận xét tại một thời điểm trong quá trình phân tích thì giải thuật phân
tích cú pháp LL chỉ làm việc với một luật sinh mà thôi, còn giải thuật phân tích
cú pháp LR có thể làm việc với nhiều luật sinh cùng một lúc. Chính vì vậy mà
giải thuật LR có khả năng phân tích tập văn phạm phức tạp hơn giải thuật LL.
3- Giải Thuật Chart Pasing
Char pasing là một giải thuật phân tích cú pháp trên tập văn phạm phi ngữ
cảnh tổng quát. Nó có tính chất rất đặc biệt : trung hòa giữa phương pháp phân
tích từ trên xuống và phương pháp từ dưới lên. Điều đó có nghóa là nó vừa có
khả phân tích cú pháp từ trên xuống và vừa có khả năng phân tích cú pháp từ
dưới lên. sau đây là mô tả hoạt động của giải thuật:
Gọi chiều dài của chuỗi nhập là n, ta xét việc xây dựng cây dẫn xuất cho chuỗi
nhập trên một sơ đồ (chart)
Với chuỗi nhập có chiều dài n thì sơ đồ có n+1 đỉnh (vertex). Các đỉnh được
đánh số từ 0 đến n. Giữa hai đỉnh bất kỳ có thể có nhiều cung (edge), mỗi cung
được biểu diễn bằng một bộ :
(<start-vertex>, <end-vertex>, <edge-lable>)
trong đó :
+ <start-vertex> : Một số tự nhiên chỉ ra đỉnh bắt đầu của cung.
+ <end-vertex> : Một số tự nhiên chỉ ra đỉnh kết thúc của cung.
+ <edge-vertex> : Đó là một luật có dấu chấm (dotted-rule). Luật có dấu
chấm là luật sinh của văn phạm có thêm dấu chấm trong luật tại một vò trí nào
đó. Ví dụ :