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决定性有穷自动机和非决定性有穷自动机的区别，每一步导向的状态是否是确定的，是否有 伊普西龙 （自由转换步） 他们都是识别正则语法的，DFA执行更快 实现步骤 词法解析 正则 NFA DFA 表驱动的DFA实现 正则到NFA实现的例子 A 表示0-无穷个的A相连 A+表示AA AB表示A语言后接着B语言 A+B表示A或者B语言都行 伊普西龙代表不需要输入，直接可以转换状态 a代表输入值为a （1+0）*1 eg 1 1111 10101001 0101001 NFA到DFA 把所有 伊普西龙（STATE）即一个state通过伊普西龙到达的所有状态归结为一个状态 ，再进行联系 来源： CSDN 作者： qq_38105524 链接： https://blog.csdn.net/qq_38105524/article/details/104130216

文章目录 1.编译原理概述 2.词法分析 正规集 正规式 正规文法 自动机 已知集合求正规式、DFA； 已知正规式求DFA、集合； 已知DFA求正规式、集合； DFA的确定化、最小化。 1.编译原理概述 程序设计语言的翻译模式：编译、汇编；转换（预处理）；反汇编、反编译；交叉编译、交叉汇编 静态语义错误（如分母不为0）在语义分析阶段可以被检测出来 词法分析里的坑点，因为词法分析只是识别记号，它并不会排查声明变量结构性错误，这个错误要到语法分析之中才可以被检查出来 动态语义错误编译过程中一般不会处理，只有到程序执行时才会发现 几个错误的典型实例 对程序语句的翻译主要考虑两类语句：声明语句和可执行语句，其中，对声明语句，主要是将所需要的信息正确地填入合理组织的 符号表 中；对可执行语句，则是 翻译成中间代码 在以阶段划分的编译器中， 符号表管理 和 出错处理 两个阶段的工作贯穿于编译器工作始终。 有两个因素使得有限自动机是不确定的，一个是 具有ε状态转移 ，另一个是对同一字符， 可能有多于一个的下一状态转移 词法分析器有四个作用，请给出其中的任意两个： 识别记号并交给语法分析器 / 滤掉源程序中的无用成分 / 处理与具体平台有关的输入 / 调用符号表管理器或出错管理器 语法分析器根据语法规则 识别出记号流中的结构 ，并 构造一棵能够正确反映该结构的语法树 。 检查输入中的错误

整体的步骤是三步： 一，先把正规式转换为NFA（非确定有穷自动机）, 二，在把NFA通过“子集构造法”转化为DFA， 三，在把DFA通过“分割法”进行最小化。 一步很简单，就是反复运用下图的规则， 图1 这样就能转换到NFA了。 给出一个例题，来自Google book。本文主要根据这个例题来讲，图2 二.子集构造法。 同样的例题，把转换好的NFA确定化，图3 这个表是从NFA到DFA的时候必须要用到的。第一列第一行I的意思是从NFA的起始节点经过任意个ε所能到达的结点集合。Ia表示从该集合开始经过一个a所能到达的集合，经过一个a的意思是可以略过前后的ε。同样Ib也就是经过一个b，可以略过前后任意个ε。 至于第二行以及后面的I是怎么确定的。我参考了一些题目才明白，原来就是看上面的Ia和Ib哪个还没出现在I列，就拿下来进行运算，该列对应的Ia和Ib就是前面我说的那样推导。 如果还不太明白，看图就是了。你会发现I中的几个项目都在Ia和Ib中出现了。而且是完全出现 这步做完以后，为了画出最后的DFA，那么肯定得标出一些号来，比如1.2.3.。或者A。 B。c，我一般标的方法是先把I列全部标上1.2.3.递增。然后看1表示的集合和Ia和Ib中的哪个集合一样，就把那个集合也表示为1.继续向下做。最后会得到这样一个表格。图4 至此，就可以表示出DFA了。就对照上面那个表，从0节点开始经过a到1

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) =

概念 : 1. Context-Free Grammar : a). 一个终结符集合。b). 一个非终结符集合。c). 一个产生式集合，产生式左部为一个非终结符，右部为终结符或非终结符序列。d). 一个初始状态。 2. Parse Tree(Concrete Syntax Tree), Abstract Syntax Tree(AST) 文法: list -> list+digit | list-digit | digit; digit -> 0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 抽象语法树不包含具体的文法信息（或形式） 3. Syntax-Directed Translation 翻译模式: 参考Antlr中的Arbitrary Actions。Syntax-Directed: 文法符号与一个属性集合关联，产生式与一个语义规则集合关联，文法符号（属性集合）和语义规则集合构成Syntax-Directed定义，参考Antlr的Rewrite Rules 4. Nondeterministic finite automata NFA a). 一个状态的有穷集合S; b). 一个输入符号集合Σ; c). 一个转换函数move，把状态和符号组成的二元组映射到状态集合; d). 状态s0是唯一的初始状态; d). 状态集合F是终止状态集合 5. Deterministic finite