在上一章中我们已经了解到，自顶向下的解析技术将解析输入，并开始从根节点逐渐向下移动到叶节点构建解析树。自上而下的解析类型如下所示：

递归下降解析

递归下降是一种自上而下的解析技术，可从顶部构造解析树，并从左向右读取输入。它对每个终端和非终端实体使用过程。此解析技术以递归方式解析输入以生成解析树，该解析树可能需要也可能不需要回溯。但是与之相关的语法(如果不加以考虑的话)不能避免回溯。不需要任何回溯的递归下降解析形式称为预测解析。

这种解析技术被认为是递归的，因为它使用本质上是递归的无上下文语法。

回溯

自上而下的解析器从根节点(起始符号)开始，并根据生产规则匹配输入字符串以替换它们(如果匹配)。要了解这一点，请使用以下CFG示例：

S → rXd | rZd
X → oa | ea
Z → ai

对于输入字符串：read，自上而下的解析器将具有以下行为：

根据生产规则，它将以S开头，并将其收益与输入的最左字母匹配，即“ r”。 S的乘积(S→rXd)与之匹配。因此，自上而下的解析器将前进到下一个输入字母(即“ e”)。解析器尝试扩展非终结符“ X”并从左侧检查其产生(X→oa)。它与下一个输入符号不匹配。因此，自上而下的解析器将回溯以获得X的下一个生成规则(X→ea)。

现在，解析器以有序方式匹配所有输入字母。该字符串被接受。

预测解析器

预测解析器是递归下降解析器，它具有预测要使用哪个生产替换输入字符串。预测解析器不会遭受回溯。

为了完成其任务，预测分析器使用一个前向指针，该指针指向下一个输入符号。为了使解析器自由回溯，预测解析器对语法施加了一些约束，并且仅接受称为LL(k)语法的一类语法。

预测解析使用堆栈和解析表来解析输入并生成解析树。堆栈和输入都包含一个结束符号$，以表示堆栈为空并且消耗了输入。解析器引用解析表对输入和堆栈元素组合做出任何决定。

在递归下降解析中，对于单个输入实例，解析器可能有多个生产可供选择，而在预测解析器中，每个步骤最多只能选择一个生产。在某些情况下，可能没有与输入字符串匹配的产品，从而使解析过程失败。

LL解析器

LL解析器接受LL语法。 LL语法是上下文无关语法的子集，但为了获得易于实现的版本而有一些限制，无法获得简化版本。 LL语法可以通过两种算法来实现，即递归下降或表驱动。

LL解析器表示为LL(k)。 LL(k)中的第一个L从左到右解析输入，LL(k)中的第二个L代表最左边的导数，k本身代表向前看的次数。通常k = 1，因此LL(k)也可以写为LL(1)。

LL解析算法

随着表的大小随k的值呈指数增长，我们可能会坚持使用确定性LL(1)进行解析器解释。其次，如果给定的语法不是LL(1)，那么对于任何给定的k，通常不是LL(k)。

下面给出了LL(1)解析的算法：

Input: 
   string ω 
   parsing table M for grammar G

Output:
   If ω is in L(G) then left-most derivation of ω,
   error otherwise.

Initial State : $S on stack (with S being start symbol)
   ω$ in the input buffer

SET ip to point the first symbol of ω$.

repeat
   let X be the top stack symbol and a the symbol pointed by ip.

   if X∈ Vt or $
      if X = a
         POP X and advance ip.
      else
         error()
      endif
      
   else    /* X is non-terminal */
      if M[X,a] = X → Y1, Y2,... Yk    
         POP X
         PUSH Yk, Yk-1,... Y1 /* Y1 on top */
         Output the production X → Y1, Y2,... Yk 
      else
         error()
      endif
   endif
until X = $    /* empty stack */

如果A→α| ||，则语法G为LL(1)。 β是G的两个不同产生：

• 对于没有终端，α和β都派生以a开头的字符串。

• α和β最多可以导出空字符串。

• 如果β→t，则α不会从FOLLOW(A)中的终端开始导出任何字符串。