编译原理第二章PPT
合集下载
编译原理第2章(1).ppt
例 “变量是一个算术表达式； 若E1和E2是算术表达式，则E1＋E2,E1*E2和（El）也 是算术表达式。” 对于这个定义，若用产生式来描述，则可将它写成： E→i E→E＋E E→E * E E→（E)
一个上下文无关文法G是一个四元式（VT,VN,S,ρ)， 其中 VT是一个非空有限集，它的每个元素称为终结符号； VN是一个非空有限集，它的每个元素称为非终结符号， VT∩VN＝φ S是一个非终结符号，称为开始符号； ρ是一个产生式集合（有限），每个产生式的形式是 P→α，其中，P∈VN， α∈(VT∪VN)* 。开始符号S 至少必须在某个产生式的左部出现一次。
2.2.3 数据类型与操作
一个数据类型通常包括以下三种要素： 用于区别这种类型数据对象的属性 这种类型的数据对象可以具有的值 可以作用于这种类型的数据对象的操作
2.2.3 数据类型与操作
一．初等数据类型 数值类型：整型、实型、复数、双精度， +， -， *， / 等 逻辑类型：布尔运算：∨，∧，┑ 字符类型：符号处理 指针类型
返回语句 return (E)
说明语句：定义各种不同数据类型的变量或运算，定 义名字的性质。
简单句和复合句
简单句：不包含其他语句成分的基本句 复合句：句中有句的语句
2.3 程序语言的语法描述
重点讨论上下文无关文法、语法分析树，以及文 法的二义性问题。最后还将对形式语言进行简单 概述。
字母表与符号
最左(最右)推导
所谓最左(最右)推导指：任何一步a => β都是对α中 的最左(最右)非终结符进行替换的。 最右推导也称为规范推导或规则推导。 （i*i＋i)的最右推导： E =>(E) =>(E＋E) =>(E＋i) =>(E*E＋i) =>(E*i＋i) =>(i*i＋i)
编译原理讲义第二章文法与语言.ppt
• 注意：在寻找一个句型的短语（或简单 短语）时，必须要求将这个短语规约为 相应的非终结符号后所得到的符号串仍 然是句型。
• 句柄：一个句型的最左简单短语称为该 句型的句柄。
• 定义句柄的原因：在自底向上识别一个 符号串时，总是规约这个句柄。
语言的定义（文法的语言）
• 文法的语言：一个文法G[Z]的语言，用 L(G[Z])表示，定义如下：
文法和语言的定义（推导）
• 直接推导：，，并且是文法中的一个重 写规则，那么我们说v可以直接推导到w， 或者w可以直接规约到v。记作 v => w。
• 例如： • 〈主语〉〈谓语〉〈状语〉 • =>〈名词〉〈谓语〉〈状语〉
文法和语言的定义（推导）
• 推导：对于符号串v和w，如果存在一个 直接推导序列u0=>u1=>…=>，并且u0，， 那么我们说v可以推导到w，或者w规约 到v。记作v =>+ w。
编译原理讲义 (章:文法与语言)
文法与语言
• 文法被用来精确而无歧义地描述语言的 句子的构成方式.
• 文法描述语言的时候不考虑语言的含义。
字母表
定义：字母表是有穷非空集合。
字母表包含了语言中所允许出现的一切符 号。
符号串
• 定义：符号串是由字母表中的符号所组 成的有穷序列。
• 一个语言的句子总是它的字母表的符号 串。这个符号串的组成必须是按照文法 规则组合而成的。
符号串集合
• 定义：若集合A中的一切元素都是同一个 字母表上的集合，那么A被称为该字母表 上的符号串集合。
• 在本课程中，语言被认为是句子的集合。 （外延定义？）所以，一个语言就是对 应于它的字母表上的一个符号串集合。
符号串集合的运算
• 句柄：一个句型的最左简单短语称为该 句型的句柄。
• 定义句柄的原因：在自底向上识别一个 符号串时，总是规约这个句柄。
语言的定义（文法的语言）
• 文法的语言：一个文法G[Z]的语言，用 L(G[Z])表示，定义如下：
文法和语言的定义（推导）
• 直接推导：，，并且是文法中的一个重 写规则，那么我们说v可以直接推导到w， 或者w可以直接规约到v。记作 v => w。
• 例如： • 〈主语〉〈谓语〉〈状语〉 • =>〈名词〉〈谓语〉〈状语〉
文法和语言的定义（推导）
• 推导：对于符号串v和w，如果存在一个 直接推导序列u0=>u1=>…=>，并且u0，， 那么我们说v可以推导到w，或者w规约 到v。记作v =>+ w。
编译原理讲义 (章:文法与语言)
文法与语言
• 文法被用来精确而无歧义地描述语言的 句子的构成方式.
• 文法描述语言的时候不考虑语言的含义。
字母表
定义：字母表是有穷非空集合。
字母表包含了语言中所允许出现的一切符 号。
符号串
• 定义：符号串是由字母表中的符号所组 成的有穷序列。
• 一个语言的句子总是它的字母表的符号 串。这个符号串的组成必须是按照文法 规则组合而成的。
符号串集合
• 定义：若集合A中的一切元素都是同一个 字母表上的集合，那么A被称为该字母表 上的符号串集合。
• 在本课程中，语言被认为是句子的集合。 （外延定义？）所以，一个语言就是对 应于它的字母表上的一个符号串集合。
符号串集合的运算
2019年郑州大学编译原理第2章.ppt
（3）若E为表达式，是一元运算符，则 E (或E )
也 是表达式；
(4) 若E为表达式,则 ( E )也是表达式。
二、语句
1、赋值句 2、控制语句
无条件转移语句 条件语句 循环语句 过程（或函数）调用语句 返回语句
3、说明句 4、简单句和复合句
§2.3 程序语言的语法描述
本节介绍高级语言语法结构的形式化描述问题
例题2.5
构造一个文法G4，使得
L(G4)={ ambn | m>n≧0 } 正解：文法G4: SAB Aa|aA BaBb|ε
上下文无关文法定义 归纳起来，一个上下文无关文法包括四个组成 部分： 一组终结符号 如：me ,book,gave 等 一组非终结符号 如：<主语>，<谓语> 等 一个开始符号 如: <句子> 一组产生式 如： <间接宾语> → <代词> <直接宾语> → <冠词> <名词>
上下文无关文法定义
形式上说，一个上下文无关文法G是一个四元式： G=（VT，VN，S，），其中： VT是一个非空有限集，它的每个元素为终结符号； VN是一个非空有限集，它的每个元素为非终结符号 且VT∩VN= Φ S 是一个非终结符号，称为开始符号； 是产生式有限集合，形如 A→α * 其中：A∈ VN， α∈(VT U VN) 。 注： 开始符号S是一个特殊的非终结符号，它至少 必须在某个产生式的左部出现一次。
语义规则 是指这样的一组规则，使用它可以定义一
个程序的意义。
描述语义规则的工具：
基于属性文法的语法制导下的翻译方法
2.1.3 程序
所谓程序，是描述一定数据的处理过程，即包括描述 数据和对数据的运算两个功能。
也 是表达式；
(4) 若E为表达式,则 ( E )也是表达式。
二、语句
1、赋值句 2、控制语句
无条件转移语句 条件语句 循环语句 过程（或函数）调用语句 返回语句
3、说明句 4、简单句和复合句
§2.3 程序语言的语法描述
本节介绍高级语言语法结构的形式化描述问题
例题2.5
构造一个文法G4，使得
L(G4)={ ambn | m>n≧0 } 正解：文法G4: SAB Aa|aA BaBb|ε
上下文无关文法定义 归纳起来，一个上下文无关文法包括四个组成 部分： 一组终结符号 如：me ,book,gave 等 一组非终结符号 如：<主语>，<谓语> 等 一个开始符号 如: <句子> 一组产生式 如： <间接宾语> → <代词> <直接宾语> → <冠词> <名词>
上下文无关文法定义
形式上说，一个上下文无关文法G是一个四元式： G=（VT，VN，S，），其中： VT是一个非空有限集，它的每个元素为终结符号； VN是一个非空有限集，它的每个元素为非终结符号 且VT∩VN= Φ S 是一个非终结符号，称为开始符号； 是产生式有限集合，形如 A→α * 其中：A∈ VN， α∈(VT U VN) 。 注： 开始符号S是一个特殊的非终结符号，它至少 必须在某个产生式的左部出现一次。
语义规则 是指这样的一组规则，使用它可以定义一
个程序的意义。
描述语义规则的工具：
基于属性文法的语法制导下的翻译方法
2.1.3 程序
所谓程序，是描述一定数据的处理过程，即包括描述 数据和对数据的运算两个功能。
编译原理课件第二章
递归子程序法
递归子程序法：对应每个非终结符语法单元，，编一个独 立的处理过程（或子程序）。语法分析从读入第一个单词 开始，由非终结符<程序>（即开始符）出发，沿语法描述 图箭头所指出的方向进行分析。当遇到非终结符时，则调 用相应的处理过程，从语法描述图看，也就进入了一个语 法单元，再沿当前所进入的语法单元所指箭头方向继续进 行分析。当遇到描述图中是终结符时，则判断当前读入的 单词是否与图中的终结符相匹配，若匹配，再读取下一个 单词继续分析。遇到分支点时，将当前的单词与分支点上 多个终结符逐个相比较，若都不匹配时可能是进入下一个 非终结符语法单位或是出错。
N ö í ³ ´
ò ¡ í ó ´ Ó ´ Î
á ÷ ½ Ê
PL/0编译程序语义分析的设计与实现
PL/0编译程序语法、语义分析的的核心程序是BLOCK过程 ， 说明部分的分析与处理 表格管理 过程体(语句）的分析与处理
jmp jmp int lod lit opr sto opr int opr sto lod lit opr jpc cal lit lod opr opr opr opr sto jmp opr
0 0 0 1 0 0 1 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0
8 2 3 3 10 2 4 0 5 16 3 3 0 9 24 2 2 4 4 14 15 16 3 11 0
3 5 7 9 10 12 13 14
£ ¹ <
= =
Ç = ²
>
11
=
Ç = ²
, + - ( ¡ ¡
PL/0编译程序语法语义分析
PL/0编译程序语法分析的设计与实现
编译原理ppt课件
.
<句子> => <主语><谓语> => <冠词><形容词><名词><谓语> => the <形容词><名词><谓语> => the big <名词> <谓语> => the big elephant <谓语> => the big elephant <动词><宾语> => the big elephant ate <宾语> => the big elephant ate <冠词><名词> => the big elephant ate the <名词> => the big elephant ate the peanut
.
3. 由规则推导句子：有了一组规则之后，可以按照一定的方式 用它们去推导或产生句子。
推导方法：从一个要识别的符号开始推导，即用相应规则的 右部来替代规则的左部，每次仅用一条规则去进行推导。
<句子> => <主语><谓语> <主语><谓语> => <代词><谓语>
…… …… 这种推导一直进行下去，直到所有带< >的符号都由终结符号替代为止。
第2章 形式语言概论 （主要介绍形式语言理论中的一些基本概念和基础知识，包括、语言、语
法树和分析方法等）
.
2.1 字母表和符号串 2.2 文法及其分类 2.3 语言和语法树 2.4 关于文法和语言的几点说明 2.5 分析方法简介 2.6 小结
<句子> => <主语><谓语> => <冠词><形容词><名词><谓语> => the <形容词><名词><谓语> => the big <名词> <谓语> => the big elephant <谓语> => the big elephant <动词><宾语> => the big elephant ate <宾语> => the big elephant ate <冠词><名词> => the big elephant ate the <名词> => the big elephant ate the peanut
.
3. 由规则推导句子：有了一组规则之后，可以按照一定的方式 用它们去推导或产生句子。
推导方法：从一个要识别的符号开始推导，即用相应规则的 右部来替代规则的左部，每次仅用一条规则去进行推导。
<句子> => <主语><谓语> <主语><谓语> => <代词><谓语>
…… …… 这种推导一直进行下去，直到所有带< >的符号都由终结符号替代为止。
第2章 形式语言概论 （主要介绍形式语言理论中的一些基本概念和基础知识，包括、语言、语
法树和分析方法等）
.
2.1 字母表和符号串 2.2 文法及其分类 2.3 语言和语法树 2.4 关于文法和语言的几点说明 2.5 分析方法简介 2.6 小结
编译原理第二章课件
例1：文法G: S aSb | ab
L(G)={anbn|n≥1}
28
2.2.2 文法的分类
3型文法（又称线性文法、正则文法、正 规文法）
➢ 如果对文法G中的任一产生式均限制为形如： AB 或 A
其中： A，B∈VN , ∈VT 则称文法G为3型文 法。 ➢ 上述形式的3型文法也称为右线性文法。 ➢ 如果对文法G中的任一产生式均限制为形如：
Ａ0 ＝ { } Ａ1 ＝ { a,b } Ａ2 ＝ AA ＝{ aa,ab,ba,bb } Ａ3 ＝ A2A ＝{ aaa,aab,aba,abb,baa,bab,bba,bbb }
……
Ａn ＝Ａn-1A ＝ AAA……A
12
2.1 基本概念
10.符号串集合的正闭包
设A为符号串的集合，则称Ａ＋为符号串集Ａ的 正闭包．具体定义如下：
文法
字符串集合
16
2.2 .1 文法的定义
2.2.1 文法（Grammar）的定义 文法的定义
一个文法G是一个四元组: G = ( VN, VT, S, P )
其中：
➢ VT (Terminal Vocabulary)是一个非空的有限集合，
它的每个元素称为终极符号或终极符，一般用小 写字母表示。 从语法分析的角度看，终极符号是 一个语言不可再分的基本符号。
可合并为一个，缩写为:
P 1 | 2 | … | n
其中，每个i 称为 P 的一个候选式，符号“|” 读作“或” 。
21
⑥一个文法的核心是产生式。 一般约定:
用< >括起来或 大写字母：非终结符 不用< >括起来或小写字母：终结符
22
例1
G =（VN,VT, S, P） 其中：VN={ S , A}
L(G)={anbn|n≥1}
28
2.2.2 文法的分类
3型文法（又称线性文法、正则文法、正 规文法）
➢ 如果对文法G中的任一产生式均限制为形如： AB 或 A
其中： A，B∈VN , ∈VT 则称文法G为3型文 法。 ➢ 上述形式的3型文法也称为右线性文法。 ➢ 如果对文法G中的任一产生式均限制为形如：
Ａ0 ＝ { } Ａ1 ＝ { a,b } Ａ2 ＝ AA ＝{ aa,ab,ba,bb } Ａ3 ＝ A2A ＝{ aaa,aab,aba,abb,baa,bab,bba,bbb }
……
Ａn ＝Ａn-1A ＝ AAA……A
12
2.1 基本概念
10.符号串集合的正闭包
设A为符号串的集合，则称Ａ＋为符号串集Ａ的 正闭包．具体定义如下：
文法
字符串集合
16
2.2 .1 文法的定义
2.2.1 文法（Grammar）的定义 文法的定义
一个文法G是一个四元组: G = ( VN, VT, S, P )
其中：
➢ VT (Terminal Vocabulary)是一个非空的有限集合，
它的每个元素称为终极符号或终极符，一般用小 写字母表示。 从语法分析的角度看，终极符号是 一个语言不可再分的基本符号。
可合并为一个，缩写为:
P 1 | 2 | … | n
其中，每个i 称为 P 的一个候选式，符号“|” 读作“或” 。
21
⑥一个文法的核心是产生式。 一般约定:
用< >括起来或 大写字母：非终结符 不用< >括起来或小写字母：终结符
22
例1
G =（VN,VT, S, P） 其中：VN={ S , A}
编译原理―第2章 前后文无关文法和语言课件
?一组终结符号不能被替换的符号单词符号?一组非终结符号能够被替换为终结符号或非终结符号语法单位?一个开始符号从这个符号开始替换最大语法单位程序?一组产生式替换规则把左边的字符串替换为右边的字符串222文法和语言的形式定义19?关键思路?从文法的开始符号出发?反复使用产生式对非终结符进行替换展开?直到整个字符串中不再包含非终结符?这时得到了这个文法的一个句子一个程序?这个过程称为推导222文法和语言的形式定义20?文法的形式定义?产生式规则?产生式是一个有序对通常写作或
符号串集合的方幂： 设A是符号串的集合，则称Ai为符号串集A的 方幂，其中i是非负整数。具体定义如下：
A0 ={ε} A1 =A, A2=AA Ak= AA......A(k个)
11
2.2.1 基本概念和术语
集合的闭包
闭包
集合Σ的闭包Σ*定义如下：Σ*=Σ0∪Σ1∪Σ2∪Σ3∪… 例：设有字母表Σ={0,1}，则
从文法的开始符号出发 反复使用产生式，对非终结符进行替换（展开） 直到整个字符串中不再包含非终结符 这时，得到了这个文法的一个句子（一个程序） 这个过程称为推导
19
2.2.2 文法和语言的形式定义
文法的形式定义
产生式（规则）
产生式是一个有序对(α, β)，通常写作α→β（或α::=β）
Σ*=Σ0∪Σ1∪Σ2∪…={ε,0,1,00,01,10,11,000,…}，即Σ*表示Σ上所有有穷长 的串的集合。
正闭包
Σ+ = Σ1∪Σ2∪Σ3∪…称为Σ的正闭包。 +表示上的除ε外的所有用穷长串的集合。
Σ*= Σ0∪Σ+ Σ+=ΣΣ*=Σ*Σ
12
2.2.1 基本概念和术语
例题 定义标识符是由字母开头、后跟字母或数字的任意组合构成， 设A={a,b,…,z}，B={0,1,…,9}，将所有标识符的集合用A和B的运算 来表示。
符号串集合的方幂： 设A是符号串的集合，则称Ai为符号串集A的 方幂，其中i是非负整数。具体定义如下：
A0 ={ε} A1 =A, A2=AA Ak= AA......A(k个)
11
2.2.1 基本概念和术语
集合的闭包
闭包
集合Σ的闭包Σ*定义如下：Σ*=Σ0∪Σ1∪Σ2∪Σ3∪… 例：设有字母表Σ={0,1}，则
从文法的开始符号出发 反复使用产生式，对非终结符进行替换（展开） 直到整个字符串中不再包含非终结符 这时，得到了这个文法的一个句子（一个程序） 这个过程称为推导
19
2.2.2 文法和语言的形式定义
文法的形式定义
产生式（规则）
产生式是一个有序对(α, β)，通常写作α→β（或α::=β）
Σ*=Σ0∪Σ1∪Σ2∪…={ε,0,1,00,01,10,11,000,…}，即Σ*表示Σ上所有有穷长 的串的集合。
正闭包
Σ+ = Σ1∪Σ2∪Σ3∪…称为Σ的正闭包。 +表示上的除ε外的所有用穷长串的集合。
Σ*= Σ0∪Σ+ Σ+=ΣΣ*=Σ*Σ
12
2.2.1 基本概念和术语
例题 定义标识符是由字母开头、后跟字母或数字的任意组合构成， 设A={a,b,…,z}，B={0,1,…,9}，将所有标识符的集合用A和B的运算 来表示。
《编译原理》第2章 编译基础-形式语言与有穷自动机
整理课件
句型、推导
G[E]： E→E+T|T T→T*F|F F→(E)|a
对于句子a+a*a 有不同 的推导
EE+T T+T F+T a+T a+T*F a+F*F a+a*F a+a*a
EE+T E+T*F E+T*a E+F*a E+a*a T+a*a F+a*a a+a*a
整理课件
例：奇偶测试器
0
0
1
q0
q1
∈
1
自动机：Ｍ＝（Q，∑ ，δ ，q0，Z）
Q＝｛ q0, q1}
∑ ={0,1}
q0=q0 Z={q1}
整理课件
映射函数：
δ（ q０,０)= q０ 0
0
δ（ q０,１)= q１
1
δ（ q1,０)= q１ q0
q1
δ（ q1,１)= q０
1
例：０００１１０００１
整理课件
第四节 正规文法与有穷自动机 1、正规文法 产生的语言的推导 例：文法 G=（VN，VT，P，S） 其中： VN={A，B，C}
VT={a,b,c} S=A P:A →aB A →aA
B →bB B →bC C →cC C →c
整理课件
A=>aA=>aaA=>…..=>aa…aB =>aa…abB=>aa…abb…bC =>aa…abb…bcC=> aa…abb…bccC => aa…abb…bcc…c
D→ε
Aa→bD
自然语言属于上下文有关文法
整理课件
文法的类型
句型、推导
G[E]： E→E+T|T T→T*F|F F→(E)|a
对于句子a+a*a 有不同 的推导
EE+T T+T F+T a+T a+T*F a+F*F a+a*F a+a*a
EE+T E+T*F E+T*a E+F*a E+a*a T+a*a F+a*a a+a*a
整理课件
例：奇偶测试器
0
0
1
q0
q1
∈
1
自动机：Ｍ＝（Q，∑ ，δ ，q0，Z）
Q＝｛ q0, q1}
∑ ={0,1}
q0=q0 Z={q1}
整理课件
映射函数：
δ（ q０,０)= q０ 0
0
δ（ q０,１)= q１
1
δ（ q1,０)= q１ q0
q1
δ（ q1,１)= q０
1
例：０００１１０００１
整理课件
第四节 正规文法与有穷自动机 1、正规文法 产生的语言的推导 例：文法 G=（VN，VT，P，S） 其中： VN={A，B，C}
VT={a,b,c} S=A P:A →aB A →aA
B →bB B →bC C →cC C →c
整理课件
A=>aA=>aaA=>…..=>aa…aB =>aa…abB=>aa…abb…bC =>aa…abb…bcC=> aa…abb…bccC => aa…abb…bcc…c
D→ε
Aa→bD
自然语言属于上下文有关文法
整理课件
文法的类型
编译原理课件第二章
2
LL文法
从左到右扫描符号串，从左到右构建左推导，是递归下降式语法分析的基础。
3
LR文法
从左到右扫描符号串，从右到左构建右推导，是LR分析器（最常用的语法分析器） 的基础。
语义分析
符号表
类型检查
存储程序中所有标识符的信 息，如名字、值、数据类型、 作用域等。
对程序中的表达式进行类型 检查，检查其数据类型是否 匹配，发现类型错误，报告 错误信息。
目标代码生成
静态链接
所有和程序相关的代码和库都被合并到单一 静态程序中，生成的目标代码提供给编译器 后期处理和执行。
动态链接
当程序执行时，操作系统将共享库动态链接 到程序中。生成更小的目标程序，提高内存 效率。
中间代码生成
生成高级语言与目标代码之 间的中间代码。
优化器和中间代码
1 控制流分析
构建控制流图表示各 代码块的控制流程， 用于优化控制流程。
2 数据流分析
分析程序中信息的传 播和使用，用于优化 算法、寄存器分配和 内存使用。
3 中间代码
支持优化器的三元式、 四元式或间接三元式 形式，可以做优化、 可移植性更好。
编译原理第二章
编译器将源代码转换为目标代码的工具。编译过程分为三个部分：前端，优 化器和后端。本章介绍编译器的概述和基本部件。
编译器
前端
将源程序转换为内部表示， 检查其语法和语义。
优化器
将生成的代码优化，减少目 标代码的大小和时间成本。
后端
生成目标代码，包括中间代 码生成，寄存器分配和指令 生成。
词法分析
To ken
基本的词义单元是记号（Token），个记号表示源语言中的一个词、一个操作符、一个标点 符号或其他语法单元。
贵州大学_编译原理课件第二章(编译原理完整版)
下一页 最后一页
退出
• 字母表是组成字符串的所有字符的集合。换句话说，字 符串中的所有字符取自字母表
• 定义中强调两个有限，因为计算机的表示能力有限 ： <1> 字母表是有限的，即字母表中元素是有限多个；
<2> 字符串的长度是有限的，即字符串中字符个数是有限 多个。
• 由于字符串的有序性，使得以字符串作为元素的集合， 与一般意义下的集合有所不同，反映在集合运算上，强
➢ 实现方法：
最后一页 退出
– 作为单独的一遍：把字符流的源程序变为单词序列，输 出在一个中间文件上，这个文件作为语法分析程序的输
入而继续编译过程。
– 作为语法分析的子程序：当语法分析程序需要一个单词 时，调用该子程序；词法分析程序每得到一次调用，便
从源程序文件中读入一些字符，直到识别出一个单词或 直到下一单词的第一个字符为止。
便。运算符可采用一符一种的分法，但也可以把具
有一定共性的运算符视为一种。至于界符一般用一
符一种的分法
2.1.2 词法记号的属性
目 录 ➢ 如果一个记号只含一个单词符号，那么，对于这个
第一页 单词符号，记号就完全代表它自身了。若一个记号
上一页 下一页
含有多个单词符号，那么，对于它的每个单词符号， 除了给出记号之外，还应给出有关单词符号的属性 信息。
上一页
fi (a == f (x) ) …
下一页 ➢在实数是a.b格式下，可以发现下面紧急方式的错误恢复
➢错误修补
2.2 词法记号的描述与识别
目 录 ➢ 2.2.1 串和语言
第一页 上一页
– 从词法分析的角度看程序设计语言，它是由记号组成的 集合。
– 定义2.1 语言L是有限字母表∑上有限长度字符串的集合。
编译原理课件第2章
第2章 词 法 分 析
在计算机内部，可以有不同的方式来表示记号的类别和属性。 一般情况下，记号的类别可以用整型编码或枚举类型表示，如表 2.1中每个记号类别可以用括号中的整型编码表示，如01表示const， 82表示id等。根据记号类别的不同，记号的属性的值可以有不同 的表示方法。relation的属性值是一个有限可枚举集合，可以用每 个属性值在集合中的位置来表示它，如1表示<，2表示<=，依此 类推。id的属性值是一个无限可枚举集合，因此，只能用每个标 识符的原始输入形式(字符串)来表示，如pi、draw_line等。字面 量的属性根据情况，其表示方式也不同，如数字字面量可由转义 后的实际值表示，如表示为3.1416而不是“3.1416”，而字符串字 面量就无需转义。
第2章 词 法 分 析
例2.1 对于语句：position := initial + rate * 60，可以识别出 下述序列：
标识符 特殊符号 标识符 特殊符号 标识符 特殊符号 数 字字面量
其中position、initial、rate均被识别为标识符，因为它们均符 合同一条规则，即以字母打头的字母数字串。记号至少含有两 个信息：一个是记号的类别，如“标识符”；另一个是记号的 值，如“position”。显然，如果把记号看作是一个类型的话，则 单词就是一个类型中的实例。由于我们总是说识别出一个标识 符，而不说识别出一个position或rate，因而将词法分析器识别出 的序列称为记号流。
第2章 词 法 分 析 例2.2 表达式mycount > 25由表2.2的三个记号组成。其中标 识符的属性值也可以由mycount在符号表中的入口(下标)来表示。
表2.2 记号的表示
第2章 词 法 分 析
编译原理课件CHAPTER2(GrammarandLanguage)
例如： Σ={a,b} a, b, aa, ab, aabba…都是Σ上的符号串 ε是任何Σ上的符号串
在语言理论中，符号串又称为: 句子（sentence）、字（word）
4
2019/2/24
2.1 串和语言
符号串的长度
符号串中包含符号的个数
符号串 s 的长度记为 |s|
例，对于字母表{a,b,c}，aab 是其上的一个符号 串， | aab |=3
2019/2/24 1
Chapter2 Grammar and Language
三．教学内容 串和语言（Strings and Languages ） 文法和语言的定义 （Definitions of Grammar and Language） 文法和语言的分类 （Classification of Grammar and Language） 分析树与句型 （Parse Tree and Sentential form）
Chapter2 Grammar and Language
一．教学目的 掌握文法、语法树、推导、归约、句子、语言、规范推导与归 约、短语、简单短语、句柄、二义性定义，了解文法的分析过程、 文法实用限制、语言分类等。 二．教学重点和难点 重点掌握： 1．串和语言的概念。 2．文法和语言的定义。 3．文法和语言的分类。 4．分析树与句型。 难点： 1．文法和语言的分类。 2．分析树与句型。
2019/2/24
2
2.1 串和语言
字母表（alphabet）：
字母表是符号（symbols）的非空有穷集合，
用∑表示
符号：可以相互区别的记号（元素）
不同的语言有不同的字母表
编译原理课件第二章
• 练习： 设文法G（N）： N-〉D|ND D->0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 给出句子00567,239的最左和最右推导。 最左推导： N=>ND=>NDD=>NDDD=>NDDDD=>DDDDD=>0DDDD=>00 DDD=>005DD=>0056D=>00567 最右推导 N=>ND=>N7=>ND7=>N67=>ND67=>N567=>ND567=>N05 67=>D0567=>00567 (另外一个大家做）
设G为一文法，A->α是G的一个产生式，如果α具有 uAδ的形式，其中u, δ同时为空则产生式A-> α是直接递 归；若存在推导A=> α=>* uAδ,则A->α为递归。 上述A称为直接递归和递归非终结符。 u为空而δ不为空，上式成为直接左递归。 u不为空而δ为空，上式成为直接右递归。 如果一个文法中至少含有一个递归的非终结符号，则称递 归文法。
11
文法举例
例 文法G=（VN，VT，P，S） VN = { S }, VT ={ 0, 1 } P={ S→0S1, S→01 } S为开始符号
12
文法的通常表示方法
元符号: → ∷= | < > 习惯表示 大写字母：非终结符 小写字母：终结符 S –> AB A –> Ax | y B –> z
23
2.3.1 规范推导和规范规约（2）
• 规范规约的实例：符号串i+i*i规约过程
步 序i 当前符号串wi 0 1 2 i+i*i F+i*i T+i*i
所用产生式 F->i T->F E->T
设G为一文法，A->α是G的一个产生式，如果α具有 uAδ的形式，其中u, δ同时为空则产生式A-> α是直接递 归；若存在推导A=> α=>* uAδ,则A->α为递归。 上述A称为直接递归和递归非终结符。 u为空而δ不为空，上式成为直接左递归。 u不为空而δ为空，上式成为直接右递归。 如果一个文法中至少含有一个递归的非终结符号，则称递 归文法。
11
文法举例
例 文法G=（VN，VT，P，S） VN = { S }, VT ={ 0, 1 } P={ S→0S1, S→01 } S为开始符号
12
文法的通常表示方法
元符号: → ∷= | < > 习惯表示 大写字母：非终结符 小写字母：终结符 S –> AB A –> Ax | y B –> z
23
2.3.1 规范推导和规范规约（2）
• 规范规约的实例：符号串i+i*i规约过程
步 序i 当前符号串wi 0 1 2 i+i*i F+i*i T+i*i
所用产生式 F->i T->F E->T
编译原理课件PPT 第2章
Chapter 2 Language & Syntax Description Section 2 Grammar & Language 1、Basic concepts a、Grammar Grammar is the formal production rules describing the construction of syntax elements. Notes：1) Syntax elements include sentences and words in sentences, a language is composed of sentences. 2) The form of a production rule is as following: left-sideright-side (that can be read as ―leftside is defined as right-side‖, ―left-side derives right-side‖,or ―left-side produces right-side‖, it expresses the relation between the two sides)
Chapter 2 Language & Syntax Description Section 2 Grammar & Language 1、Basic concepts j、Extended notations of grammar rules Use extended BNF(Backus Naur Form) notations
Chapter 2 Language & Syntax Description Section 2 Grammar & Language 1、Basic concepts b、Non-terminal symbol – A symbol that appears in the left of a rule , is bracketed in <> and expresses a syntax concept. – A set of non-terminal symbols is expressed in VN c、Terminal symbol – Strings in a language that cannot be decomposed (including strings of single characters), expressed in VT. Notes：Terminal symbols are basic elements of a sentence.
- 1、下载文档前请自行甄别文档内容的完整性，平台不提供额外的编辑、内容补充、找答案等附加服务。
- 2、"仅部分预览"的文档,不可在线预览部分如存在完整性等问题,可反馈申请退款(可完整预览的文档不适用该条件!)。
- 3、如文档侵犯您的权益，请联系客服反馈,我们会尽快为您处理(人工客服工作时间：9:00-18:30)。
上下文无关文法
是一个四元组，包括：
终结符集
文法所定义的语言的基本符号的集合 仅出现在产生式右部（体）
非终结符集
在某个产生式的左部出现过的文法符号
产生式集 开始符
两种说明方式：
• 明确指出 • 第1条产生式规则左部的文法符号
上下文无关文法（例）
list list + digit
使用分析树来描述推导过程
list list + digit list - digit + digit
digit - digit + digit
9 - digit + digit 9 - 5 + digit 9-5+2
list
list list
digit
9
+ digit
5
digit
二义性
对于一个文法，若有多棵分析树生成同一 个终结符号串，则此文法具有二义性。
一个具有二义性的文法
string
string string 9 string string 2 string 9
+
string 5
string 5
g
+ string
2
string string + string | string – string | 0 | 1 | …| 9
最左推导（Leftmost derivation） : 总是首先替 换最左边的非终结符 最右推导（rightmost derivation） : 总是首先替 换最右边的非终结符 最左（右）推导与分析树一一对应
可以通过说明对于某个串存在两个不同的最左推 导来证明文法二义 可以通过说明对于某个串存在两个不同的最右推 导来证明文法二义
有时可以基于优先级和结合性来构建无二义的 文法
四则运算存在两个优先级，所以可引入两个非终结 符expr和term来对应不同的运算层次 四则运算均为左结合，故规则中更为抽象的非终结 符应位于左边
expr expr + term | expr - term | term term term * factor | term / factor | factor
T T*F | F T F*T | F T T+F | F F id F id F id
作业1
2、指出下列错误可在编译的哪个阶段被发现 （1）关键字拼写错误 （2）缺少运算对象 （3）实参与形参的类型不一致 （4）所引用的变量没有定义 （5）数组下标越界 （6）本应为常数，但却在数中出现了非数字字符
一个文法的句子集合称为语言。
文法S 0S1 | 01生成什么语言？给出证明。
本文法对应的语言为{0m1m|m>0}。
证：对推导长度n进行归纳证明。 当n=1时，S可以推导出的句子为01，即0111。
设n不大于k时，得到的串为0n1n。则当n=k+1时，第 一步进行的推导应该是S0S1。而对于句型0S1中的 S进行k步推导，会得到句子为0k1k，故k+1步推导 得到的句子为0k+11k+1。
语法分析树
以图形方式展现推导过程 给定一个上下文无关文法，该文法的一棵语 法分析树是具有以下性质的树：
根节点是开始符
叶节点是终结符（ token） 或 ε 内部节点（非叶结点）是非终结符 如果应用了规则A x1x2…xn, 则A是内部结点; x1 , x2 , … ， xn是子结点
3、P2 练习1.1.1和练习1.1.2
list list - digit list digit digit 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9
前三条规则可以简写成什么？ 最后一条规则相当于多少条规则？
推导
从开始符出发，不断将某个非终结符替换为 该非终结符的某个产生式的右部。 推导的符号： 语言：从开始符出发，利用推导能得到的所 有终结符号串的集合。
2
-
综合例
考虑以下文法：S SS+ | SS* | a
1）试说明如何使用该文法生成串aa+a* S SS* SS+S* aS+S* aa+S* aa+a* 2）试为这个串构造一棵语法分析树 3）该文法生成的语言是什么？
后缀表达式
S S S a *
S a
S a
+
aa+a*的分析树
一个简单的 语法制导翻译器
待编译的代码
{
int i , j ; float a[100], v, x; while ( true ) { do{ i = i + 1 ; }while ( a[i] < v ); do{ j = j - 1 ; }while ( a[j] > v ); if ( i >= j ) break; x=a[i]; a[i]=a[j]; a[j] = x; }
文法: S → AB A → aaA A→ ε B→ b
S A a a A ε 不同的推导过 程对应一棵相 同的分析树！ B b
要求推导出: aab
最左推导:
S ⇒ AB ⇒ aaAB ⇒ aaB ⇒ aab 最右推导: S ⇒ AB ⇒ Ab ⇒ aaAb ⇒ aab
证明以下文法二义: （第二种证法） S aSbS | bSaS | ε 证：对于串abab存在两个不同的最左推导：
综合（1）（2）可知，对于任意的n>0，n步推导所得 的句子为0n1n,本文法对应的语言为{0m1m|m>0}。
作业1
1、先分别用以下文法推导出id+id+id*id，并画出 推导过程对应的分析树；最后比较三个文法生成 的语言有什么不同。
文法1：E E+T | T 文法2：E T+E | T 文法3：E E*T | T
设A={a,b,c}，则A*表示 {ε,a,b,c,aa,ab,ac,ba,bb,bc,ca,cb,cc,aaa,…}
语言
推导长度：执行一步推导的次数
一步推导
+ 大于等于1步的推导 * 大于等于0步的推导
对于上下文无关语言G[S]:
* ,则为文法G的句型 如果S + 如果S W (WT*)， 则W为文法G的句子。
factor digit | (expr)
digit 0 | 1 | 2 |…| 9
证明以下文法二义。
S aSbS | bSaS | ε
证：对于串abab存在两棵不同的分析树：
S a S ε b ε S ε a S ε S b S
b S a S
a
S b
ε
S
ε
故本文法二义
最左推导与最右推导
}
简化的中间代码 1: i=i+1 2: t1=a[i] 3: if t1<v goto 1 4: j=j-1 5: t2=a[j]; 6: if t2>v goto 4 7: ifFalse i>=j goto 9 8: goto 14 9: x=a[i] 10: t3=a[j] 11: a[i]=t3 12: a[j]=x 13: goto 1 14:
编译器前端的模型
源 词法分 程 析器 序 记号 语法分 析器 语法树 中间代码 中间 生成器 代码
符号表
产生式
也称重写规则或规则。 通常写作： U ::= u 或 U u
其中： U是一个符号，称为左部或头 u是有穷符号串，称为右部或体
例： <sentence> <subject> <verb> <sentence> <subject> <verb> <complement>
SaSbSabSaSbSabaSbSababSabab
SaSbSabSabaSbSababSabab 故本文法二义
串
符号的有穷序列
串的表示:
a2表示aa a2b2表示aabb 闭包：a*表示{ε,a,aa,aaa,aaaa,….}
正闭包：a+表示{a,aa,aaa,aaaa,…}
上下文无关文法生成的语言称为上下文无关语言
推导（例）
list list + digit list - digit + digit
digit - digit + digit 9 - digit + digit 9 - 5 + digit 9 - 5 + 2
list list + digit list list - digit list digit digit 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9