编译原理

例2.6 文法G=（{E}，{+，*，i，（，）}，P，E），其中P为： E→i E→E + E E→E * E E→（E） 这里非终结符E表示一类算术表达式，i 表示程序设计语言中的变量，该文法定义了（描述了）由变量、+、*、（和）组成的算术表达式的语法结构 即： 变量是算术表达式，若E 1 和E 2 是算术表达式，则 E 1 + E 2、 E 1 * E 2 和（E 1 ）也是算术表达式 描述一种简单赋值语句的产生式为：（赋值语句）→i := E 描述条件语句的文法片段为 <条件语句>→if<条件>then<语句>| if<条件>then<语句>else<语句> 语法树（推导树） 给定文法G=（V N ，V T ，P，S），对于G的任何句型都能构造与之关联的语法树（推导树），这棵树满足以下4个条件 每个结点都有一个标记， 此标记是V的一个符号 根的标记是S 若一个结点n至少有一个它自己除外的子孙，并且有标记A，则A肯定在V N 中 如果结点n的直接子孙从左到右的次序是结点n 1 ,n 2 ,...,n k ，其标记分别为A 1 ，A 2 ，...，A k ，那么A→A 1 A 2 ...A k 一定是P中的一个产生式 例2.7 G=({S, A}, {a, b}, P, S)，其中P为 S→aAS A→SbA A→SS S→a A→ba 上图是G的一棵推导树

0型文法 设G=(V N ，V T ，P，S)是一个文法，如果它的每个产生式α→β是这样一种结构：α∈(V N ∪ V T ) * 且 至少含有一个非终结符 ，而β∈(V N ∪ V T ) * ，则G是一个 0型文法 又称短语文法， 0型文法的能力相当于图灵机（Turing machine）；任何0型语言都是 递归可枚举 的；反之，递归可枚举集必定是一个0型语言 1型或上下文有关的（context-sensitive） 设G=(V N ，V T ，P，S)是一个文法，若P中的每一个产生式 α→β均满足 |β|≥|α|，仅仅 S→ε 除外 ，则文法G是 1型或上下文有关的 在有些定义中，将上下文有关文法的产生式的形式描述为 α 1 Aα 2 → α 1 βα 2 ，其中α 1 、α 2 和 β 都在（V N ∪ V T ） * β≠ε，A在V N 更能体现 "上下文有关"，因为只有 A出现在 α 1 和 α 2 的上下文中 ，才允许用β取代A 2型或上下文无关的（context-free） 设G=(V N ，V T ，P，S)是一个文法，若P中的每一个产生式 α→β均满足 α是一个终结符 ，β∈（V N ∪ V T ） * ，则文法G是 2型或上下文无关的 有时将2型文法的产生式表示为 A→β的形式，其中A∈V N ，即用β取代非终结符A时，与A所在的上下文无关

atitit. 词法分析 原理 词法分析器 (Lexer) 1 . 词法分析 （英语： lexical analysis ） 1 2 . ；实现词法分析程序的常用途径 : 自动生成 , 手工生成 . [1] 2 2 .1. 词法分析程序的功能 2 2 .2. 如何描述词素 3 2 .3. 单词 token 3 2 .4. Token 的类型 ，根据程序设计语言的特点，单词可以分为五类：关键字、标识符、常量、运算符、界符。以 4 2 .5. 词法分析 的第一阶段即扫描器 4 2 .6. 词法分析 的第 二 阶段 评估器（ Evaluator ） 5 2 .7. 例如 C语言程序段的词法分析结果 5 2 .8. 最长原则 6 2 .9. 词法单元的识别 6 2 .10. 不确定 ” （ Nondeterministic Finite Automata ,NFA 8 2 .11. 转换图(transition graph)的表示 9 2 .12. 词法分析 (3)---DFA 10 2 .13. 为什么要 NFA 转 DFA 12 2 .14. 则表达式转 NFA 13 2 .15. 正则表达式如何转换为NFA呢？有几个公式 (MLS2007[1])： 13 2 .16. 构造词法分析器了。大致的流程如下： 19 2 .17. 常用的 token scanner 19 2 .18.

系列导航 （一）词法分析介绍 （二）输入缓冲和代码定位 （三）正则表达式 （四）构造 NFA （五）转换 DFA （六）构造词法分析器 （七）总结 正则表达式是一种描述词素的重要表示方法。虽然正则表达式并不能表达出所有可能的模式（例如“由等数量的 a 和 b 组成的字符串”），但是它可以非常高效的描述处理词法单元时要用到的模式类型。 一、正则表达式的定义 正则表达式可以由较小的正则表达式按照规则递归地构建。每个正则表达式 $r$ 表示一个语言 $L(r)$，而语言可以认为是一个字符串的集合。正则表达式有以下两个基本要素： $\epsilon$ 是一个正则表达式， $L( \epsilon ) = { \epsilon }$，即该语言只包含空串（长度为 0 的字符串）。 如果 $a$ 是一个字符，那么 $\bf{ a }$ 是一个正则表达式，并且 $L( \bf{a} ) = \{ a \}$，即该语言只包含一个长度为 $1$ 的字符串 $a$。 由小的正则表达式构造较大的正则表达式的步骤有以下四个部分。假定 $r$ 和 $s$ 都是正则表达式，分别表示语言 $L(r)$ 和 $L(s)$，那么： $(r)|(s)$ 是一个正则表达式，表示语言 $L(r) \cup L(s)$，即属于 $L(r)$ 的字符串和属于 $L(s)$ 的字符串的集合（ $L(r) \cup L(s) =

1、将表达式翻译成后缀式 https://zhidao.baidu.com/question/421915764.html 2、绪论 　　指令格式：操作码 操作地址码 　　低级语言：机器语言、汇编语言 　　翻译：逻辑等价的程序语言转变、编译：专指高级语言一次性转化为低级语言、解释：高级语言的一解释一执行 　　编译程序工作过程一般可分为五个阶段：词法分析、语法分析、语义分析、优化和目标代码生成，同时伴随表格管理和出错处理 　　编译有自编译和交叉编译 3、词法分析 　　任务：从左到右逐个字符地对源程序进行扫描，产生一个个单词 （Token）符号，输入源程序，输出单词符号（流）,需要不断访问、更新符号表 　　符号分类：保留字、标识符、常数、运算符、界符 　　输出为二元式：（单词种别，单词自身的值/内码值） 　　状态转换图 　　　　作用：识别单词 　　　　定义：状态转换图是 状态有限的有向图 ，结点代表 状态 ，用圆圈表示；结 点之间可由有向边连接，代表 状态转换关系 ，有向边上可标 记 字符 ，表示前一状态接受某一个字符之后的状态转移 　　　　状态转换图的表示： 　　　　　　• 初始状态用“ ->○”表示 • 非终止状态用“○”表示 • 状态之间的跳转用“ ”（有向边）表示 • 终止状态用“◎*”表示 　　　　　　含分支的状态 • 对应一个switch()语句 • 或对应一组if

/* 编译原理实验一：词法分析练习 作者：李全锋 时间：2013-9-28 */ #include <stdio.h> #include <conio.h> #include <string.h> #define TOKENMAX 100 #define PROGMAX 1000 #define K_ESC 27 void analytics(); //词法分析 void scanner(); //输入扫描 bool isLetter(char ch);//判断字符是否为字母 bool isDigit(char ch);//判断字符是否为数字 bool concat(char token[],char ch);//将ch连接在token后面 int reserve(char token[]);//对token中字符串查关键字表，若是关键字返回其编码，否则返回标识符种别码10 double ezhishu(int x,double e);//求以e为底的指数 bool isZheng11();//11正规式判断，判断是否是（+|-)d+(.d+)(ed+)的科学计数 //全局变量 char prog[PROGMAX],token[TOKENMAX]; char ch; int syn,ptrp,ptrt;//ptrp是缓冲区prog的指针//ptrt是token的指针 double

CODE： https://github.com/pxjw/Principles-of-Compiler/tree/master/consDFA 原题： 1、自己定义一个简单语言或者一个右线性正规文法 示例如( 仅供参考 ) G[S]：S→aU|bV U→bV|aQ V→aU|bQ Q→aQ|bQ|e 2、构造其有穷确定自动机，如 3、利用有穷确定自动机M=(K,Σ,f, S,Z）行为模拟程序算法，来对于任意给定的串，若属于该语言时，该过程经有限次计算后就会停止并回答“是”，若不属于，要么能停止并回答“不是” K:=S； c:=getchar; while c<>eof do {K:=f(K,c); c:=getchar; }; if K is in Z then return (‘yes’) else return (‘no’) 开始编程！ 1.状态转换式构造类： current——当前状态 next——下一状态 class TransTile { public: char current; char next; char input; TransTile(char C,char I,char Ne){ current = C; next = Ne; input = I; } }; 2.DFA的构造类 此处包括DFA的数据集，字母表，以及过程P的定义。 包括了初始化，遍历转换

Atitit. 词法分析的理论原理 part2 1 . 转换图 1 1 .1. 转换图是由程序流程图改进而成的。同样，转换图也可以等价地转换为程序流程图 3 1 .2. 2.2.3 构造词法分析器（2）流程 程序2-1虽然只有26行，却是词法分析器的核心 4 1 .3. 单词存储形式就是三元组（单词 ID ，单词备注，单词行号）。 4 1 .4. 单词流是如何传递给语法分析器的。 5 1 .5. 词法定义 5 1 .6. 词法分析器主要包括：构造转换图与转换表、设计词法分析器算法。 6 1 .7. 超前搜索几个字符与词法定义有关，有些设计不精良的语言可能需要超前搜索三个甚至四个字符才能正确识别单词 7 1. 转换图 从图2-2中，不难发现，其中只有"搜索指针后移一个字符"一种处理动作（方框）。那么，读者不妨想象一下，词法分析器是否就只有这种处理动作呢？仔细分析手工识别单词的过程后，就可以发现事实确实如此。既然词法分析器的流程中条件判断（菱形框）比较复杂，而处理动作非常单一，因此，可以将普通流程图改造成一种专门用于描述条件判断的流程图。具体改造步骤如下： 1）把图2-2中所有上、下菱形（判断）之间的箭头用圆表示。 2）把图2-2中所有的菱形直接用箭头线表示，箭头上写上原菱形的判断成立与否的条件，即可得到图2-3。 图2-3 识别Pascal标识符的状态转换图 这里省略了出错处理

atitit. 词法分析 原理 词法分析器 (Lexer) 1 . 词法分析 （英语： lexical analysis ） 1 2 . ；实现词法分析程序的常用途径 : 自动生成 , 手工生成 . [1] 2 2 .1. 词法分析程序的功能 2 2 .2. 如何描述词素 3 2 .3. 单词 token 3 2 .4. Token 的类型 ，根据程序设计语言的特点，单词可以分为五类：关键字、标识符、常量、运算符、界符。以 4 2 .5. 词法分析 的第一阶段即扫描器 4 2 .6. 词法分析 的第 二 阶段 评估器（ Evaluator ） 5 2 .7. 例如 C语言程序段的词法分析结果 5 2 .8. 最长原则 6 2 .9. 词法单元的识别 6 2 .10. 不确定 ” （ Nondeterministic Finite Automata ,NFA 8 2 .11. 转换图(transition graph)的表示 9 2 .12. 词法分析 (3)---DFA 10 2 .13. 为什么要 NFA 转 DFA 12 2 .14. 则表达式转 NFA 13 2 .15. 正则表达式如何转换为NFA呢？有几个公式 (MLS2007[1])： 13 2 .16. 构造词法分析器了。大致的流程如下： 19 2 .17. 常用的 token scanner 19 2 .18.

以前尝试阅读《编译原理》，但都没有读下来，现在看《编程语言实现模式》，感觉轻松多了。其实，目前我只对解析感兴趣，只要看这本书的第一部分解析起步就可以了，确实没有必要去啃《编译原理》。下面就是学习的内容了。 解析，分为两步，先是进行词发分析，将输入转换成一个一个的Token，然后是进行语法分析。一个一个的Token组成语句，对应一定的语法。根据这些Toke，匹配一定的语法。词法分析器，lexer，是语法分析器，parser，的基础。 先来看看词发分析器。例如语句，1024+ 78*pi,一个简单的表达式， 词发分析就是要得出上面的语句由这些Token组成，1024, + , 78, * ,pi。Token可以是运算符，可以是数字，也可以是字符串。在处理原来的字符串时，遇到第一个字符'1'，把它放入一个buf里面，然后遇到0，仍然是合法的数字，放入buf里面，直到遇到'+'，这时就可以把buf返回，得到1024这一个token。然后从刚才的位置继续，'+‘，直接返回这个Token，可以把其作为运算符一类，也可以是运算符细分之后的‘+’一类。后面遇到空格，跳过。后面的类似处理。 在做这些操作的时候，由lexer的数据结构支持，所以lexer需要保存原始的字符串，需要知道当前的位置，而Token应该有两个元素，一个保存它的内容，另一个保存它的类型。在解析的时候