Bison生成文件分析
Bison功能很强大，可以加参数-v可以生成可阅读的.output文件，还可以生成dot转换图
本文以lex yacc 创建一个桌面计算器为例子研究bison生成代码
所有介绍都以bison生成为准，通过-v生成*.output文件，通过设置#define YYDEBUG 1以及yydebug=1进行调制
文法
0 ACCEPT : OVER
1 OVER : E '\n'
2 E : E + T
3 E : T
4 T : T * F
5 T : F
6 F : ( E )
7 F : NUM
状态图
| NUM | + | * | ( | ) | $ | \n | E | F | T | OUT | def | ||
| 0 | ACC->.OVER | s1 | s2 | 4 | 6 | 5 | 3 | ||||||
| 1 | F->NUM. | r7 | |||||||||||
| 2 | F->(.E) | s1 | s2 | 7 | 6 | 5 | |||||||
| 3 | ACC->OVER. | acc | |||||||||||
| 4 | OUT->e.'\n' E->E.+T |
s10 | s9 | ||||||||||
| 5 | E->T. T->T.*F |
s11 | r3 | ||||||||||
| 6 | T->F. | r5 | |||||||||||
| 7 | E->E.+T F->(E.) |
s10 | s12 | ||||||||||
| 8 | ACC->OVER end. | acc | |||||||||||
| 9 | OVER->E'\n'. | r1 | |||||||||||
| 10 | E->E+.T | s1 | s2 | 6 | 13 | ||||||||
| 11 | T->T*.F | s1 | s2 | 14 | |||||||||
| 12 | F->(E). | r6 | |||||||||||
| 13 | E->E+T. T->T.*F |
s11 | r2 | ||||||||||
| 14 | T->T*F. | r4 |
3+2*5规约过程
| 栈 | 符号 | 输入 | 动作 | |
| 0 | 0 | $ | 3+2*5\n$ | shift1 |
| 1 | 0 1 | $3 | +2*5\n$ | r7 |
| 2 | 0 6 | $F | +2*5\n$ | r5 |
| 3 | 0 5 | $T | +2*5\n$ | read->r3 |
| 4 | 0 4 | $E | +2*5\n$ | shift10 |
| 5 | 0 4 10 | $E+ | 2*5\n$ | shift1 |
| 6 | 0 4 10 1 | $E+2 | *5\n$ | r7 |
| 7 | 0 4 10 6 | $E+F | *5\n$ | r5 |
| 8 | 0 4 10 13 | $E+T | *5\n$ | shift11 |
| 9 | 0 4 10 13 11 | $E+T* | 5\n$ | shift1 |
| 10 | 0 4 10 13 11 1 | $E+T*5 | \n$ | r7 |
| 11 | 0 4 10 13 11 14 | $E+T*F | \n$ | r4 |
| 12 | 0 4 10 13 | $E+T | \n$ | r2 |
| 13 | 0 4 | $E | \n$ | shift9 |
| 14 | 0 4 9 | $E\n | $ | r1 |
| 15 | 0 3 | $OVER | $ | over |
源代码分析
yyprhs[] { } 产生式右端文法串在yyrhs中的开始位置
yyrhs[] { } 以-1隔开的产生式右端串
yyrline[] { 0, 8, 8, 9 } .y文件中产生式定义所在的行号，调试信息用
yyname[] {{0:$end}, {1:error}, {2:$undefined}, {3:NUM}, {4:'\n'}, {5:+}, {6:*}, {7:(}, {8:)}, {9:acc}, {10:OUT}, {11:E}, {12:T}, {13:F}, '\0' }
yytoknum[] { 0, 256, 257, 258, 10, 43, 42, 40, 41 }功能与yytranslate相同，token转化为标示符
yy1[] {}产生式左端符号的编号，阅读Bison生成的.output文件开头即可明白
yyr2[] { } 产生式右端长度，阅读Bison生成的.output文件开头即可明白，规约的时候从栈中弹出多少个状态用到
yydefact[] { } 对于每个状态的缺省规约表达式，对应于状态图中def这一列+1
yydefgoto[] { } 对于每个非终结符号，状态0情况下GOTO状态
yypact[] { } 如果某个状态只有默认动作，则为设置默认操作值，这儿是-6， 没有向前看token的情况下执行判断
yypgoto[] { }
yytable[] { }
yycheck[] { }
yystos[] { }
如果yypact值不为默认值，则yypact、yytoken、yytable、yycheck来确定状态转移，应该是用了某种压缩算法
规约以后状态转移根据yypgoto，判断采用yytable还是yydefgoto计算新的state
参考资源
以下是网上找到的资源，太不容易了
bison的实现中用到的表格：
yyrhs 和yyprhs一起表示产生式右端文法串，是一个用-1隔开的索引串大数组，串的内容是文法符号的编号 yyr1 产生式左端文法符号的编号 yyr2 产生式右端长度 yyrline 产生式的定义行 yyprhs 和yyrhs一起表示产生式右端文法串，内容为右端在yyrhs中的起始位置 yytname 文法符号的名称，必须用YYDEBUG条件编译 yytranslate 把flex返回的token编号翻译成bison的文法编号 yytoknum flex返回的token编号翻译成bison的token编号 yytable DFA状态转移表 yycheck 和yycheck等长的数组 yypgoto 非终结符号上的goto下个状态 yypact Index in YYTABLE of the portion describing STATE-NUM. yydefact 缺省动作，长度为DFA的状态个数 yydefgoto 缺省goto，长度为非终结符号实 际上BISON就是给我们造表，至于怎么用这个表是我们的事，这些好比是个瓤子，在这个瓤子外头套个毛衣，一个翻译程序就出来了。当然一般来说都是直接用 嵌在BISON里头的毛衣，这样就得到一个LALR(1)分析程序，BISON程序多半支持一个``-S''参数可以用来切换毛衣。
想 了想，明白为什么昨天搞的那个parse tree那么庞大了，因为那个语法是从c99手册扒出来的一点都没有改造过。c99为了严谨用的是优先级级联的无二义性的文法(所以c99里头用不着说明 什么优先级了)，这个文法的毛病就是实现太不方便，太多的单一产生式(右端只有一个文法符号的产生式)，所以parse tree打印出来就成了一个个很大的锯齿。反观gcc的语法文件就很不一样，引入优先级说明之后，文法变的很简单，所以分析树也得到了简化。
http://www.docin.com/p-483435351.html
介绍了gcc语法分析
yyprhs[] { 0, 0, 3, 7 } 产生式右端文法串在yyrhs中的开始位置，表示从第3、7项开始
yyrhs[] { 6, 0, -1, 6, 4, 3, -1, 3, -1 } 以-1隔开的产生式右端串
yydefact[] { 0, 3, 0, 1, 0, 2 } 对于每个状态的缺省规约表达式，0表示默认出错
yydefgoto[] { -1, 2 } 对于每个非终结符号的缺省GOTO
yypact[] { -2, -3, 0, -3, -1, -3 } -3:默认 没有向前看token的情况下执行判断
yypgoto[] { -3, -3 }
yytable[] { 3, 1, 5, 0, 4 }
yycheck[] { 0, 3, 3, -1, 4 }
yystos[] { 0, 3, 6, 0, 4, 3 }
Bison功能很强大，可以加参数-v可以生成可阅读的.output文件，还可以生成dot转换图
本文以lex yacc 创建一个桌面计算器为例子研究bison生成代码
所有介绍都以bison生成为准，通过-v生成*.output文件，通过设置#define YYDEBUG 1以及yydebug=1进行调制
文法
0 ACCEPT : OVER
1 OVER : E '\n'
2 E : E + T
3 E : T
4 T : T * F
5 T : F
6 F : ( E )
7 F : NUM
状态图
| NUM | + | * | ( | ) | $ | \n | E | F | T | OUT | def | ||
| 0 | ACC->.OVER | s1 | s2 | 4 | 6 | 5 | 3 | ||||||
| 1 | F->NUM. | r7 | |||||||||||
| 2 | F->(.E) | s1 | s2 | 7 | 6 | 5 | |||||||
| 3 | ACC->OVER. | acc | |||||||||||
| 4 | OUT->e.'\n' E->E.+T |
s10 | s9 | ||||||||||
| 5 | E->T. T->T.*F |
s11 | r3 | ||||||||||
| 6 | T->F. | r5 | |||||||||||
| 7 | E->E.+T F->(E.) |
s10 | s12 | ||||||||||
| 8 | ACC->OVER end. | acc | |||||||||||
| 9 | OVER->E'\n'. | r1 | |||||||||||
| 10 | E->E+.T | s1 | s2 | 6 | 13 | ||||||||
| 11 | T->T*.F | s1 | s2 | 14 | |||||||||
| 12 | F->(E). | r6 | |||||||||||
| 13 | E->E+T. T->T.*F |
s11 | r2 | ||||||||||
| 14 | T->T*F. | r4 |
3+2*5规约过程
| 栈 | 符号 | 输入 | 动作 | |
| 0 | 0 | $ | 3+2*5\n$ | shift1 |
| 1 | 0 1 | $3 | +2*5\n$ | r7 |
| 2 | 0 6 | $F | +2*5\n$ | r5 |
| 3 | 0 5 | $T | +2*5\n$ | read->r3 |
| 4 | 0 4 | $E | +2*5\n$ | shift10 |
| 5 | 0 4 10 | $E+ | 2*5\n$ | shift1 |
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| 7 | 0 4 10 6 | $E+F | *5\n$ | r5 |
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| 9 | 0 4 10 13 11 | $E+T* | 5\n$ | shift1 |
| 10 | 0 4 10 13 11 1 | $E+T*5 | \n$ | r7 |
| 11 | 0 4 10 13 11 14 | $E+T*F | \n$ | r4 |
| 12 | 0 4 10 13 | $E+T | \n$ | r2 |
| 13 | 0 4 | $E | \n$ | shift9 |
| 14 | 0 4 9 | $E\n | $ | r1 |
| 15 | 0 3 | $OVER | $ | over |
源代码分析
yyprhs[] { } 产生式右端文法串在yyrhs中的开始位置
yyrhs[] { } 以-1隔开的产生式右端串
yyrline[] { 0, 8, 8, 9 } .y文件中产生式定义所在的行号，调试信息用
yyname[] {{0:$end}, {1:error}, {2:$undefined}, {3:NUM}, {4:'\n'}, {5:+}, {6:*}, {7:(}, {8:)}, {9:acc}, {10:OUT}, {11:E}, {12:T}, {13:F}, '\0' }
yytoknum[] { 0, 256, 257, 258, 10, 43, 42, 40, 41 }功能与yytranslate相同，token转化为标示符
yy1[] {}产生式左端符号的编号，阅读Bison生成的.output文件开头即可明白
yyr2[] { } 产生式右端长度，阅读Bison生成的.output文件开头即可明白，规约的时候从栈中弹出多少个状态用到
yydefact[] { } 对于每个状态的缺省规约表达式，对应于状态图中def这一列+1
yydefgoto[] { } 对于每个非终结符号，状态0情况下GOTO状态
yypact[] { } 如果某个状态只有默认动作，则为设置默认操作值，这儿是-6， 没有向前看token的情况下执行判断
yypgoto[] { }
yytable[] { }
yycheck[] { }
yystos[] { }
如果yypact值不为默认值，则yypact、yytoken、yytable、yycheck来确定状态转移，应该是用了某种压缩算法
规约以后状态转移根据yypgoto，判断采用yytable还是yydefgoto计算新的state
参考资源
以下是网上找到的资源，太不容易了
bison的实现中用到的表格：
yyrhs 和yyprhs一起表示产生式右端文法串，是一个用-1隔开的索引串大数组，串的内容是文法符号的编号 yyr1 产生式左端文法符号的编号 yyr2 产生式右端长度 yyrline 产生式的定义行 yyprhs 和yyrhs一起表示产生式右端文法串，内容为右端在yyrhs中的起始位置 yytname 文法符号的名称，必须用YYDEBUG条件编译 yytranslate 把flex返回的token编号翻译成bison的文法编号 yytoknum flex返回的token编号翻译成bison的token编号 yytable DFA状态转移表 yycheck 和yycheck等长的数组 yypgoto 非终结符号上的goto下个状态 yypact Index in YYTABLE of the portion describing STATE-NUM. yydefact 缺省动作，长度为DFA的状态个数 yydefgoto 缺省goto，长度为非终结符号实 际上BISON就是给我们造表，至于怎么用这个表是我们的事，这些好比是个瓤子，在这个瓤子外头套个毛衣，一个翻译程序就出来了。当然一般来说都是直接用 嵌在BISON里头的毛衣，这样就得到一个LALR(1)分析程序，BISON程序多半支持一个``-S''参数可以用来切换毛衣。
想 了想，明白为什么昨天搞的那个parse tree那么庞大了，因为那个语法是从c99手册扒出来的一点都没有改造过。c99为了严谨用的是优先级级联的无二义性的文法(所以c99里头用不着说明 什么优先级了)，这个文法的毛病就是实现太不方便，太多的单一产生式(右端只有一个文法符号的产生式)，所以parse tree打印出来就成了一个个很大的锯齿。反观gcc的语法文件就很不一样，引入优先级说明之后，文法变的很简单，所以分析树也得到了简化。
http://www.docin.com/p-483435351.html
介绍了gcc语法分析
yyprhs[] { 0, 0, 3, 7 } 产生式右端文法串在yyrhs中的开始位置，表示从第3、7项开始
yyrhs[] { 6, 0, -1, 6, 4, 3, -1, 3, -1 } 以-1隔开的产生式右端串
yydefact[] { 0, 3, 0, 1, 0, 2 } 对于每个状态的缺省规约表达式，0表示默认出错
yydefgoto[] { -1, 2 } 对于每个非终结符号的缺省GOTO
yypact[] { -2, -3, 0, -3, -1, -3 } -3:默认 没有向前看token的情况下执行判断
yypgoto[] { -3, -3 }
yytable[] { 3, 1, 5, 0, 4 }
yycheck[] { 0, 3, 3, -1, 4 }
yystos[] { 0, 3, 6, 0, 4, 3 }