编译原理第三版 第三章 词法分析

合集下载

《编译原理》第3章

《编译原理》第3章

NFA到相应的DFA的构造的基本思路是: DFA的每 一个状态对应NFA的一组状态. DFA使用它的状 态去记录在NFA读入一个输入符号后可能达到的 所有状态.
NFA M所能接受的符号串的全体记为L(M)
结论:
上一个符号串集V是正规的,当且仅当存 在一个上的不确定的有穷自动机M,使得 V=L(M)。
DFA是NFA的特例.对每个NFA N一定存在一个DFA M,使得 L(M)=L(N)。对每个NFA N存在着与之 等价的DFA M。 有一种算法,将NFA转换成接受同样语言的DFA.这 种算法称为子集法. 与某一NFA等价的DFA不唯一.
0
1
S P
Z
{P} {}
{P}
{S,Z} {Z}
{P}
• δ为S * 到S的子集(2 S)的一种映射
• 从NFA的矩阵表示中可以看出,表项通常是一状态的集合, 而在DFA的矩阵表示中,表项是一个状态
∑*上的符号串t被NFA M接受:
• 对于Σ*中的任何一个串t,若存在一条从某一初态 结点到某一终态结点的道路,且这条道路上所有 弧的标记字依序连接成的串(不理采那些标记为ε 的弧)等于t,则称t可为NFA M所识别(读出或接 受)。 • 若M的某些结点既是初态结点又是终态结点;或 者存在一条从某个初态结点到某个终态结点的道 路,其上所有弧的标记均为ε,那么空字ε可为M所 接受。
其中: δ(S,0)={P}
δ(S,1)={S,Z} δ(Z,0)={P} δ(Z,1)={P} δ(P,1)={Z} • 状态图表示
1 1 S 0 0,1 Z
P
1
• 矩阵表示
状态 输入
δ(S,0)={P} δ(S,1)={S,Z} δ(Z,0)={P} δ(Z,1)={P} δ(P,1)={Z}

北航编译原理课件 03.词法分析

北航编译原理课件 03.词法分析

3. 词法分析程序算法
北京航空航天大学计算机学院
17
1.单词及内部表示 单词及内部表示: 单词及内部表示
单词名称
BEGIN END FOR DO IF THEN ELSE 标识符 常数(整 常数 整) : + * , ( ) :=
保留字和分界符采用一符一类
记忆符
BEGINSY ENDSY FORSY DOSY IFSY THENSY ELSESY IDSY INTSY COLONSY PLUSSY STARSY COMSY LPARSY RPARSY ASSIGNSY
字母、数字
标识符 无符号整数
单字符分界符
S S S
字母
标 数字
非字母数字
出口
数字

非数字
出口
+ * , 单界 ( ) :
其他字符 非=
出口
双字符分界符
北京航空航天大学计算机学院
S
冒号
=
双界
其他字符
出口 15
查保留字表 读字符
字母、数字
S
字母
标 数字
非字母数字
标识符
非数字
数字

无符号整数 单字符分界符
如:b{ab} = {ba}b {a|b} = {{a} {b}} = (a*b*)*
北京航空航天大学计算机学院 23
例:设 ∑ = { a,b },下面是定义在∑上的正则表达式和正则集合 正则表达式 ba* a(a|b)* (a|b)*(aa|bb)(a|b)* 正则集合
北京航空航天大学计算机学院
北京航空航天大学计算机学院 20
‘*’ : ‘,’ : ‘(’ : ‘)’ : ‘:’ :

编译原理词法分析及词法分析程序

编译原理词法分析及词法分析程序
∴M能识别出L(G)中的全部句子。
状态图=>右线性文法
文法G[0] 0->a1
d 0
S->aA A->dA A->b
a c
1 2
b
d
3
1->d1 1->b
0->c
0->c2 2->d
S->c
S->cB,2有出弧 B->d
左线性文法=>状态转换图
设G=(VN,VT,P,S)是一左线性文法,令|VN|=K, 1) 则所要构造的状态转换图共有K+1个状态. 2) VN中的每个符号分别表示K个状态 2.1) G的开始符S为终止状态 3) 起始状态,用R(VN)标记
识别符号串与归约
S





从初态R到下一状态A对应Ba,即终结 符a归约成非终结符B; U 从状态B转换到状态A对应ABa,即将 Ba归约为A; 状态A转换到状态S(终态)对应S Aa,即 U 将Aa归约为开始符S. 归约成功,恰好进入终态,即状态转换图识 U 别了(或接受)该符号串. 识别00011的例子的归约过程
f是转换函数,是在K×Σ →K上的映像,即:如果f(ki,a)=kj, (ki,kj∈K)意味着,当前状态为ki,输入字符为a时,将转换 为下一个状态kj,我们把kj称作ki的一个后继状态;
1.确定的有限自动机
通常把这五要素组成的五元式M=(K,∑,f, S0,Z)称为确定的 有限自动机(DFA),它是相应的状态转化图的一种形式描 述,或者说,是状态转换矩阵的另一种表示。 在状态转换的每一步,据DFA当前所处状态及扫视的输入 字符,能唯一确定下一状态。

例:文法G=({S,U},{0,1},{SS1 |U1,

编译原理词法分析

编译原理词法分析
❖ 数字:继续读,直到非数字字符出现或文件尾。输 出无符号整数的单词记号及数字串;
❖ =、<、>、!:读下一个字符,判断是否为双字 符分界符,若是,组成双字符分界符,输出类码; 若不是,输出单分界符记号;
编译原理
❖ 非=、<、>、/等与双分界符首字符不同的单分界 字符:输出相应单词记号及单分界符。
1.S是一个有穷集,它的每个元素称为一个状态;
2.Σ是一个有穷字母表,它的每个元素称为一个输入 符号,所以也称Σ为输入符号表;
3.δ是在S×Σ→S上的单值映射,即,如δ (s,a)=s’, (s∈S,s’∈S)就意味着,当前状态为s,输入符为 a时,将转换为下一个状态s’,我们把s’称作s的一 个后继状态;
编译原理 在 入 准初带备整•••始的读输读有个时开入始入头穷模,始,状带:控型读位状态:可制由头置态存以器如状的所三处,处放在:果态符识部于表于输输控读正号别分输示初入入制头好组组符带状移是成成号上态动终的:向发到结字后生最状能移变后态被头每有动化一,该转向读穷个则有移后入控符输限到移一 制号入自下动个器后带动一一符控面上机个个号制,状位,状态置读态,
编译原理
词法分析 读字符
结束 Y
结束
N Y 空字
N 字母 N 数字
Y 组合标识符 Y 组合整数
查保留字Βιβλιοθήκη N 纯单分符Y 输出单分符
N
>,<,!,= Y 读字符
=
N
N
/ Y 读字符
*
N
Y
错误处理
输出保留字
Y 保留字
N 输出标识符
组合整数
读字符
Y 输出双分符
输出单分符 N 输出单分符/
注释处理
读字符

《编译原理》教学课件 第3章-词法分析

《编译原理》教学课件 第3章-词法分析
主要内容: • 基本概念 • 正则表达式定义及一些性质 • 正则定义 • 扩充的正则表达式及程序设计语言中
单词的定义 • 正则表达式的局限性。
正则表达式
• 基本概念: • 字母表:非空有限集,,其元素称为符号或字母. • 符号串:符号的有限序列,也称为‘字’。或表示
空串 空串集{}不同于空集 。
• 符号串长度:符号串中字符的个数.|| • 符号串连接:和都是符号串,则为符号串的连接
非确定有限自动机NFA
• 定义1:一个非确定有限自动机(NFA)A是 一个五元组A=(,SS,S0,f,TS).其中
• 是字母表
• SS是状态集
• S0是初始状态集 • f是转换函数,但不要求是单值的

f: SS (∪{}) 2SS
• TS是终止状态集
非确定有限自动机NFA
• 定义2:设A是一个NFA,A= (,SS,S0,f,TS) • 则定义L(A)为从任意初始状态到任意终止状
❖ 空格符和制表符以及换行符的处理 1.无用的空格符和制表符要删掉; 2.字符串内的空格不能删; 3.换行符不能删。用于错误定位
❖ 复合型特殊符,如“:=”的处理 读到“:”时不能判断是否为冒号,必须读下 一字符。
❖ 括号类配对预检
• 括号类: begin …end ,if … then,[ ],{ },( )
描述程序设计语言中的单词字,进一步为词法 分析程序的自动构造寻找特殊的方法和工具。 主要内容: • 确定有限自动机DFA • 确定有限自动机DFA的实现 • 非确定有限自动机NFA • NFA到DFA的转换 • DFA的化简
确定有限自动机DFA
• 确定有限自动机(DFA:Deterministric Finite Automata ) 为一个五元组

词法分析-编译原理-03-(二)

词法分析-编译原理-03-(二)

5. 5.1 5.2 5.3 5.4 5.5 5.6 5.7 6 6.1 6.2
isalpha(ch) : ch→buf; 下一字符→ch WHILE isalpha(ch) OR isdigit(ch) DO ch→buf; 下一字符→ch 回送 ch; key = isKeyword(buf) IF key >= 0 THEN 返回 key Lookup( buf ) → attr 返回 IDN ':' : 下一字符→ch; IF ch等于'=' THEN 返回 ASG 出错处理
第三章 词法分析 3.1 词法分析的任务
输入源程序,输出单词符号
把构成源程序的字符串转换成语义
上关联的单词符号的序列
单词符号
token
按照最小的语义单位设计, 通常表示为二元组
(单词种别,属性值)
1) 单词符号的表示
单词种别
通常按照语法分析的需要设置. 常用: 各关键字,标识符,常数,各
例3-3 状态图的实现算法
1. 2. 3.1 3. 4. 4.1 4.2 4.3 4.4 4.5 读入当前字符 ch //跳过空格 WHILE ch 是空格 DO 下一字符 → ch CASE ch OF isdigit(ch) : ch→buf; 下一字符→ch WHILE isdigit(ch) DO ch→buf; 下一字符→ch 回送 ch 将缓冲区的数字字符串变成数字→attr 返回 NUM
7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18
'+' : 返回 ADD '-' : 返回 SUB '*' : 返回 MUL '/' : 返回 DIV '=' : 返回 EQ '>' : 返回 GT '<' : 返回 LT '(' : 返回 LP ')' : 返回 RP ';' : 返回 SEMI 其它 : 出错处理 END OF CASE

程序设计语言编译原理(第三版)第3章

程序设计语言编译原理(第三版)第3章

程序设计语言编译原理(第三版)第3章第3章词法分析任务:从左至右逐个字符地对源程序进行扫描,产生一个个的单词符号,把作为字符串的源程序改造成为单词符号串。

§3.1§3.2§3.3§3.4对于词法分析器的要求词法分析器的设计正规表达式与有限自动机词法分析器的自动产生(LE某)—略1§3.1对于词法分析器的要求一.功能和输出形式二.接口设计§3.1对于词法分析器的要求一.功能和输出形式1.功能:输入源程序,输出单词符号2.单词符号的分类(1)关键字:由程序语言定义的具有固定意义的标识符,也称为保留字或基本字。

例如:Pacal语言中begin(2)标识符:用来表示各种名字。

endifwhile等。

如变量名、数组名、过程名等。

(3)常数:整型、实型、布尔型、文字型等例:100(5)界符:,;3.14159()true等ample(4)运算符:+、-、某、/3§3.1对于词法分析器的要求3.输出的单词符号形式二元式:(单词种别,单词符号的属性值)通常用“整数编码”“单词符号的特征或特性”单词符号的编码:标识符:一般统归为一种常数:常按整型、实型、布尔型等分类关键字:全体视为一种/一字一种运算符:一符一种界符:一符一种4§3.1对于词法分析器的要求例:考虑下述C++代码段:while(i>=j)i--;经词法分析器处理后,它将被转换为如下的单词符号序列:<while,-><(,-><id,指向i的符号表项的指针><>=,-><id,指向j的符号表项的指针><),-><id,指向i的符号表项的指针><--,-><;,->§3.1对于词法分析器的要求二.接口设计1.词法分析器作为独立的一遍词法分析字符流(源程序)单词序列(输出在一个中间文件上)2.词法分析器作为一个独立的子程序,但并不一定作为独立的一遍语法分析器单词(至少一个)调用(取下一个单词)词法分析器优点:使整个编译程序的结构更简洁、清晰和条理化.6§3.2词法分析器的设计一.输入和预处理二.单词符号的识别三.状态转换图及其实现§3.2词法分析器的设计一.输入、预处理1.预处理:剔掉空白符、跳格符、回车符、换行符、注解部分等.原因:编辑性字符除了出现在文字常数中之外,在别处的任何出现都无意义.#注解部分不是程序的必要组成部分,它的作用仅在于改善程序的易读性和易理解性.8§3.2词法分析器的设计2.预处理子程序:每当词法分析器调用时,就处理出一串确定长度(如120个字符)的输入字符,并将其装进词法分析器所确定的扫描缓冲区中。

《编译原理》西北工业大学第三版课后答案

《编译原理》西北工业大学第三版课后答案

第一章绪论1.1何谓源程序、目标程序、翻译程序、编译程序和解释程序?它们之间可能有何种关系?1.2一个典型的编译系统通常由哪些部分组成?各部分的主要功能是什么?1.3选择一种你所熟悉的程序设计语言,试列出此语言中的全部关键字,并通过上机使用该语言以判明这些关键字是否为保留字。

1.4选取一种你所熟悉的语言,试对它进行分析,以找出此语言中的括号、关键字END以及逗号有多少种不同的用途。

1.5试用你常用的一种高级语言编写一短小的程序,上机进行编译和运行,记录下操作步骤和输出信息,如果可能,请卸出中间代码和目标代码。

第一章习题解答1.解:源程序是指以某种程序设计语言所编写的程序。

目标程序是指编译程序(或解释程序)将源程序处理加工而得的另一种语言(目标语言)的程序。

翻译程序是将某种语言翻译成另一种语言的程序的统称。

编译程序与解释程序均为翻译程序,但二者工作方法不同。

解释程序的特点是并不先将高级语言程序全部翻译成机器代码,而是每读入一条高级语言程序语句,就用解释程序将其翻译成一段机器指令并执行之,然后再读入下一条语句继续进行解释、执行,如此反复。

即边解释边执行,翻译所得的指令序列并不保存。

编译程序的特点是先将高级语言程序翻译成机器语言程序,将其保存到指定的空间中,在用户需要时再执行之。

即先翻译、后执行。

2.解:一般说来,编译程序主要由词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、代码优化程序、目标代码生成程序、信息表管理程序、错误检查处理程序组成。

3.解:C语言的关键字有:auto break case char const continuedefault do double else enum extern float for goto if int longregister return short signed sizeof static struct switch typedef union unsigned void volatile while。

编译原理中的词法分析与语法分析原理解析

编译原理中的词法分析与语法分析原理解析

编译原理中的词法分析与语法分析原理解析编译原理是计算机科学中的重要课程,它研究的是如何将源程序翻译成目标程序的过程。

而词法分析和语法分析则是编译过程中的两个重要阶段,它们负责将源程序转换成抽象语法树,为接下来的语义分析和代码生成阶段做准备。

本文将从词法分析和语法分析的原理、方法和实现技术角度进行详细解析,以期对读者有所帮助。

一、词法分析的原理1.词法分析的定义词法分析(Lexical Analysis)是编译过程中的第一个阶段,它负责将源程序中的字符流转换成标记流的过程。

源程序中的字符流是没有结构的,而编程语言是有一定结构的,因此需要通过词法分析将源程序中的字符流转换成有意义的标记流,以便之后的语法分析和语义分析的进行。

在词法分析的过程中,会将源程序中的字符划分成一系列的标记(Token),每个标记都包含了一定的语义信息,比如关键字、标识符、常量等等。

2.词法分析的原理词法分析的原理主要是通过有限状态自动机(Finite State Automaton,FSA)来实现的。

有限状态自动机是一个数学模型,它描述了一个自动机可以处于的所有可能的状态以及状态之间的转移关系。

在词法分析过程中,会将源程序中的字符逐个读取,并根据当前的状态和字符的输入来确定下一个状态。

最终,当字符读取完毕时,自动机会处于某一状态,这个状态就代表了当前的标记。

3.词法分析的实现技术词法分析的实现技术主要有两种,一种是手工实现,另一种是使用词法分析器生成工具。

手工实现词法分析器的过程通常需要编写一系列的正则表达式来描述不同类型的标记,并通过有限状态自动机来实现这些正则表达式的匹配过程。

这个过程需要大量的人力和时间,而且容易出错。

而使用词法分析器生成工具则可以自动生成词法分析器的代码,开发者只需要定义好源程序中的各种标记,然后通过这些工具自动生成对应的词法分析器。

常见的词法分析器生成工具有Lex和Flex等。

二、语法分析的原理1.语法分析的定义语法分析(Syntax Analysis)是编译过程中的第二个阶段,它负责将词法分析得到的标记流转换成抽象语法树的过程。

编译原理 第3章 词法分析与有穷自动机(第5-8讲)

编译原理 第3章 词法分析与有穷自动机(第5-8讲)

它所对应的状态表如图:
状态 0 1 2 3 a 1 3 1 3 后继 状态 b 2 2 3 3
输入字符 接受 否 否 否 是
式的转化
22
第3章 词法分析与有穷自动机
■DFA所识别的语言
给定DFA M,对于字符c1,c2,…,cn,当以下条件成立时, 称M接受由c1,c2,…,cn组成的字符串c1c2…cn: 存在状态序列s0,s1,s2,…,sn,使得s1=f(S,c1), s2=f(s1,c2),…,sn=f(sn-1,cn),且sn∈Z。 由DFA M接受的语言L(M)是所有M接受的字符串组成的集 合。
25
第3章 词法分析与有穷自动机
判断下图是DFA还是NFA的状态转换图,并 写出其他2种表示形式
26
第3章 词法分析与有穷自动机
■由正规表达式R构造NFA
1.基本正规表达式 (a)对于正规式φ,所构造NFA: (b)对于正规式ε,所构造NFA: (c)对于正规式a,a∈Σ,则 NFA:
x ε y
练习:若S=a|bb,则L((a|bb)*)=?
5
第3章 词法分析与有穷自动机
■正规式中运算的优先级
括号优先,* 次之,•(连接)再次之,| 最后 例:a|bc* ≌ a|(b(c*)) ab|c*d ≌ (ab)|((c*)d)
■ 正规式与正规集举例
L(a|bc*)=L(a)∪L(bc*) 思考:L(ab|c*d)=? =L(a)∪L(b)L(c*) =L(a)∪L(b)(L(c))* ={a}∪{b}{ε,c,cc,ccc……} ={a,b,bc,bcc,bccc,……}
17
第3章 词法分析与有穷自动机
■有穷自动机的状态转移图表示方法

编译原理第三版 第三章 词法分析

编译原理第三版 第三章 词法分析

超前搜索
例:FORTRAN语言中关键字的识别: DO99K=1,10 识别DO为关键字要搜 DO99K=1.10 索到“,” FORTRAN语言中常数的识别:
5.EQ.M, 5.E08
识别5为常数要搜索到Q
2、状态转换图
大多数程序设计语言中单词符号的词法规则可 以用正规文法描述。如: <标识符>→ 字母|<标识符>字母|<标识符>数字 <整数>→数字|<整数>数字 <运算符>→+|-|×|÷„ <界符>→; |, |( | )|„
#
3.3 正规表达式与有限自动机


目的: 形式化地描述词法规则和词法分析程序 词法分析程序的自动生成 主要内容 正规式与正规集 确定有限自动机 (DFA) 非确定有限自动机(NFA) 正规式与有限自动机的等价性 确定有限自动机的化简
正规文法

多数程序设计语言单词的语法都能用正规文法 (3型文法)描述 正规文法回顾 文法的任一产生式α→β的形式都为
单词符号的种类
(3) 常数 常数的类型一般有整型、实型、布 尔型、字符型等。
(4) 运算符 如 +,-,*,/等,对具体语言个 数是确定的。 (5) 界符 如 , ;()等,对具体语言个数是 确定的。
单词符号的表示形式
词法分析器所输出的单词符号常常表示成如下的 二元式:<单词种别,单词符号的属性值> 单词种别:由语法分析阶段使用的抽象符号。如: 用整数编码。 最简单的编码方案为一类一码,种别编码可设为: 1,2,3,4,5。 另一种编码方案(如本教材中): 标识符:列为一种,用一个整数编码表示; 常数:按类型分种编码; 关键字、运算符、界符:采用一字一种编码。

编译原理第三章(4-2)

编译原理第三章(4-2)
北京交通大学 于双元 15
无符号数一般形式:dm dm-1 · · · d1 d0 ·d-1 d-2 · · ·d-nE+ dd · · · d E d 0 d . 3 d 1 d d E 4 d 5 d d 6
.
d
2
+∣d
. d d
d
d
F
北京交通大学 于双元 16
无符号数一般形式:dm dm-1 · · · d1 d0 ·d-1 d-2 · · ·d-nE+ dd · · · d E d 0 d . 3 d 1 d d E 4 d 5 d d 6
A B
②开始符号S作为初始状态 设一符号F不属于V作为终止状态
S
F B F F
③形如A→aB的规则
④形如A→a的规则 特别:A → ε
A A
a a
A 未曾在A的射出弧中 出现过的终结符号
北京交通大学 于双元
也可以消除ε产生式后再画状态图。
4
例:G[Z]: Z→0U∣1V U →1Z∣1 V →0Z∣0
1 初态
0 Z 1
U
1 0
F
0
V
②此过程是一种推导过程. (最右(左)推导)
相当于: Z=>0U =>01Z =>011V =>0110Z =>01100U =>011001
能否编程序实现?
有什么问题?
北京交通大学 于双元
8
3 、左线性文法的状态图
左线性文法的规则呈: A→Ba或A→a A,B∈Vn ,a∈Vt (1)状态图 ①G[S]的每一个非终结符号代表一结点(状态) A B
北京交通大学 于双元
23
3、设有如下状态转换图,试给出对应的正则文法 (左线性和右线性)。

《编译原理》西北工业大学第三版课后答案(1)

《编译原理》西北工业大学第三版课后答案(1)

第一章习题解答1.解:源程序是指以某种程序设计语言所编写的程序。

目标程序是指编译程序(或解释程序)将源程序处理加工而得的另一种语言(目标语言)的程序。

翻译程序是将某种语言翻译成另一种语言的程序的统称。

编译程序与解释程序均为翻译程序,但二者工作方法不同。

解释程序的特点是并不先将高级语言程序全部翻译成机器代码,而是每读入一条高级语言程序语句,就用解释程序将其翻译成一段机器指令并执行之,然后再读入下一条语句继续进行解释、执行,如此反复。

即边解释边执行,翻译所得的指令序列并不保存。

编译程序的特点是先将高级语言程序翻译成机器语言程序,将其保存到指定的空间中,在用户需要时再执行之。

即先翻译、后执行。

2.解:一般说来,编译程序主要由词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、代码优化程序、目标代码生成程序、信息表管理程序、错误检查处理程序组成。

3.解:C语言的关键字有:auto break case char const continuedefault do double else enum extern float for goto if int longregister return short signed sizeof static struct switch typedef union unsigned void volatile while。

上述关键字在C语言中均为保留字。

4.解:C语言中括号有三种:{},[],()。

其中,{}用于语句括号;[]用于数组;()用于函数(定义与调用)及表达式运算(改变运算顺序)。

C语言中无END关键字。

逗号在C语言中被视为分隔符和运算符,作为优先级最低的运算符,运算结果为逗号表达式最右侧子表达式的值(如:(a,b,c,d)的值为d)。

5.略第二章习题解答1.(1)答:26*26=676(2)答:26*10=260(3)答:{a,b,c,...,z,a0,a1,...,a9,aa,...,az,...,zz,a00,a01,...,zzz},共26+26*36+26*36*36=34658个2.构造产生下列语言的文法(1){anbn|n≥0}解:对应文法为G(S) = ({S},{a,b},{ S→ε| aSb },S)(2){anbmcp|n,m,p≥0}解:对应文法为G(S) = ({S,X,Y},{a,b,c},{S→aS|X,X→bX|Y,Y→cY|ε},S)(3){an # bn|n≥0}∪{cn # dn|n≥0}解:对应文法为G(S) = ({S,X,Y},{a,b,c,d,#}, {S→X, S→Y,X→aXb|#,Y→cYd|# },S)(4){w#wr# | w?{0,1}*,wr是w的逆序排列}解:G(S) = ({S,W,R},{0,1,#}, {S→W#, W→0W0|1W1|# },S)(5)任何不是以0打头的所有奇整数所组成的集合解:G(S) = ({S,A,B,I,J},{-,0,1,2,3,4,5,6,7,8,9},{S→J|IBJ,B→0B|IB|e, I→J|2|4|6|8, Jà1|3|5|7|9},S)(6)所有偶数个0和偶数个1所组成的符号串集合解:对应文法为 S→0A|1B|e,A→0S|1C B→0C|1S C→1A|0B3.描述语言特点(1)S→10S0S→aAA→bAA→a解:本文法构成的语言集为:L(G)={(10)nabma0n|n, m≥0}。

编译原理作业集-第三章-修订版

编译原理作业集-第三章-修订版

编译原理作业集-第三章-修订版第三章词法分析本章要点1.词法分析器设计,2.正规表达式与有限⾃动机,3.词法分析器⾃动⽣成。

本章⽬标:1.理解对词法分析器的任务,掌握词法分析器的设计;2.掌握正规表达式与有限⾃动机;3.掌握词法分析器的⾃动产⽣。

本章重点:1.词法分析器的作⽤和接⼝,⽤⾼级语⾔编写词法分析器等内容,它们与词法分析器的实现有关。

应重点掌握词法分析器的任务与设计,状态转换图等内容。

2.掌握下⾯涉及的⼀些概念,它们之间转换的技巧、⽅法或算法。

(1)⾮形式描述的语⾔?正规式(2)正规式→ NFA(⾮确定的有限⾃动机)(3)NFA → DFA(确定的有限⾃动机)(4)DFA →最简DFA本章难点(1)⾮形式描述的语⾔?正规式(2)正规式→ NFA(⾮确定的有限⾃动机)(3)NFA → DFA(确定的有限⾃动机)(4)DFA →最简DFA作业题⼀、单项选择题(按照组卷⽅案,⾄少15道)1. 程序语⾔下⾯的单词符号中,⼀般不需要超前搜索a. 关键字b. 标识符c. 常数d. 算符和界符2. 在状态转换图的实现中,⼀般对应⼀个循环语句a. 不含回路的分叉结点b. 含回路的状态结点c. 终态结点d. 都不是3. ⽤了表⽰字母,d表⽰数字, ={l,d},则定义标识符的正则表达式可以是:。

(a)ld*(b)ll*(c)l(l | d)*(d)ll* | d*4. 正规表达式(ε|a|b)2表⽰的集合是(a){ε,ab,ba,aa,bb} (b){ab,ba,aa,bb}(c){a,b,ab,aa,ba,bb} (d){ε,a,b,aa,bb,ab,ba}5. 有限状态⾃动机可⽤五元组(V T,Q,δ,q0,Q f)来描述,设有⼀有限状态⾃动机M的定义如下:V T={0,1},Q={q0,q1,q2},Q f={q2},δ的定义为:δ(q0,0)=q1δ(q1,0)=q2δ(q2,1)=q2δ(q2,0)=q2M所对应的状态转换图为。

编译原理词法分析

编译原理词法分析

编译原理词法分析
编译原理的词法分析是编译器中的一个重要过程,它负责将源代码分
割成一个个的词法单元(Token)。

词法单元是程序中的最小语法单位,
如标识符、关键字、运算符、常数等。

词法分析的主要任务是从左到右扫描源代码字符流,逐个字符进行解析,并根据预先定义的词法规则识别出各种词法单元。

为了实现词法分析,通常会采用有限自动机(DFA)或正则表达式来描述词法规则。

具体的词法分析过程包括以下几个步骤:
1.建立输入缓冲区:将源代码存储在缓冲区中,方便逐个字符进行读
取和处理。

2.扫描字符流:从缓冲区中逐个字符读取并处理,跳过空白字符(空格、制表符、换行符等)。

3.根据词法规则识别词法单元:根据预先定义的词法规则,将字符序
列转换为词法单元,并记录其类型和属性信息。

4.错误处理:如果遇到无法识别的字符序列或不符合词法规则的情况,进行相应的错误处理并报告错误。

5.输出词法单元流:将识别出的词法单元按照顺序输出,作为下一步
的输入。

词法分析是编译器的前端处理阶段,它为语法分析提供了基础数据,
将源代码转化为一个个的词法单元,为后续的语法分析、语义分析和代码
生成等阶段提供支持。

编译原理

编译原理
S中有些p与a对应,有些不对应。
13
3.9直接从正则式到DFA

构造算法
实例 例3.37
得到的DFA状态比通过NFA得到的DFA状态少!
14
3.10 DFA最简化(3.9.6-3.9.7)

DFA最简化原理
最简DFA唯一性:每一个正则式可以由一个状态数最少
的DFA识别,且这个DFA唯一。 可行性:DFA存在不可区别状态,可以合并。 化简条件:确保DFA是全函数
8
3.9直接从正则式到DFA

构造原理
转换表:聚焦重要状态之间的转移 开始状态:可能出现在给定正则表达式描述的语言中任
何一个串第一个符号位置的所有重要状态。 接受状态:和结尾#相关的位置
9
3.9直接从正则式到DFA

构造算法
定义四个函数:nullable、firstpos、lastpos、
C b a B a b
开始
A
a
b
a
D
19
例 题 1

叙述下面的正则式描述的语言,并画出接受该语言 的最简DFA的状态转换图 (1|01)* 0*
描述的语言:所有不含子串001的0和1的串
1 0
1
.
start 1 刚读过的不是0 0 2 连续读过一个0 0 3 连续读过 不少于两个0
20
例 题 2
编译原理
第三章 词法分析
1
计算机科学与技术学院
3.8词法分析器生成工具的设计

词法分析器模型 图3.49
词法分析器工作方式
DFA模拟器 图3.27
NFA模拟器 图3.27
DFA转换表
NFA转换表

编译原理-第3章 词法分析--习题答案

编译原理-第3章 词法分析--习题答案

第3章词法分析习题答案1.判断下面的陈述是否正确。

(1)有穷自动机接受的语言是正规语言。

(√)(2)若r1和r2是Σ上的正规式,则r1|r2也是Σ上的正规式。

(√)(3)设M是一个NFA,并且L(M)={x,y,z},则M的状态数至少为4个。

(× )(4)设Σ={a,b},则Σ上所有以b为首的符号串构成的正规集的正规式为b*(a|b)*。

(× )(5)对任何一个NFA M,都存在一个DFA M',使得L(M')=L(M)。

(√)(6)对一个右线性文法G,必存在一个左线性文法G',使得L(G)=L(G'),反之亦然。

(√) (7)一个DFA,可以通过多条路识别一个符号串。

(× )(8)一个NFA,可以通过多条路识别一个符号串。

(√)(9)如果一个有穷自动机可以接受空符号串,则它的状态图一定含有 边。

(× )(10)DFA具有翻译单词的能力。

(× )2.指与出正规式匹配的串.(1)(ab|b)*c 与后面的那些串匹配?ababbc abab c babc aaabc(2)ab*c*(a|b)c 与后面的那些串匹配? acac acbbc abbcac abc acc(3)(a|b)a*(ba)* 与后面的那些串匹配? ba bba aa baa ababa答案(1) ababbc c babc(2) acac abbcac abc(3) ba bba aa baa ababa3. 为下边所描述的串写正规式,字母表是{0, 1}.(1)以01 结尾的所有串(2)只包含一个0的所有串(3) 包含偶数个1但不含0的所有串(4)包含偶数个1且含任意数目0的所有串(5)包含01子串的所有串(6)不包含01子串的所有串答案注意 正规式不唯一(1)(0|1)*01(2)1*01*(3)(11)*(4)(0*10*10*)*(5)(0|1)*01(0|1)*(6)1*0*4.请描述下面正规式定义的串. 字母表{x, y}.(1) x(x|y)*x(2)x*(yx)*x*(3) (x|y)*(xx|yy) (x|y)*答案(1)必须以 x 开头和x结尾的串(2)每个 y 至少有一个 x 跟在后边的串 (3)所有含两个相继的x或两个相继的y的串5.处于/* 和 */之间的串构成注解,注解中间没有*/。

  1. 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. 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. 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)。

$ASSIGN
$PLUS $STAR $POWER $COMMA $LPAR $RPAR
-
试构造一个能识别小语言所有单词的状态转换图
空白 字母
0
字母或数字 非字母与数字
1
2 *
约定(限制): 基本字为保留字; 保留字作为标识符 处理,并使用保留字 表识别; 基本字、标识符、 常数间若无运算符 或界限符则加一空 格
A→αB|α或A→Bα|α,其中A,B∈VN , α∈VT* 正规文法描述的是VT*上的符号串集。
1.正规式与正规集
定义:字母表∑上的正规式和正规集递归定义如下: (1)ε和φ都是∑上的正规式,它们所表示的正规集分别为{ε} 和φ。其中:ε为空字符串,φ为空集; (2)任意元素a∈∑,a是∑上的一个正规式,它所表示的正 规集是{a}; (3)假定U和V都是∑上的正规式,它们所表示的正规集记 为L(U)和L(V),那么,(U|V),(U· V)和(U)*都是正 规式,他们所表示的正规集分别记为L(U)∪L(V), L(U)L(V)和(L(U))*。 (4)仅由有限次使用上述三步而得到的表达式才是∑上的正 规式,它们所表示的字集才是∑上的正规集。

说明:
(1)运算符 ”|”读为”或”,”.”读为”连 接”,”*”读为”闭包”。一般地,连接符”.” 可省略不写,在不引起混淆的情况下,括号可省 去。 (2)正规式运算符的优先顺序为:”*”最高,”.” 次之,”|”最低。 (3)若两个正规式所表示的正规集相同,则认 为二者等价,记为U=V。
#
3.3 正规表达式与有限自动机


目的: 形式化地描述词法规则和词法分析程序 词法分析程序的自动生成 主要内容 正规式与正规集 确定有限自动机 (DFA) 非确定有限自动机(NFA) 正规式与有限自动机的等价性 确定有限自动机的化简
正规文法

多数程序设计语言单词的语法都能用正规文法 (3型文法)描述 正规文法回顾 文法的任一产生式α→β的形式都为
………………… ………While……… ...abcdddeee1=….. …. .. Wh
半区长度Length >=程序语言允许的标识符长度
超前搜索
在某些程序设计语言中,识别单词符号 时,有时需要向前扫描多个字符,直到能 够肯定词性的地方为止,这种技术称为超 前搜索。

例如:C++语言中++, --, >=, <=, +=, -=等运 算符的识别。
else if (ch==„=„) return($ASSIGN,-);
else if (ch==„+„) return($PLUS,-); else if(ch==“*”) { Getchar();
if(ch==„*‟) return($POWER,-);
Retract();return($STAR,-);}
例3: 识别FORTRAN实常数 的状态转换图
a .b E (或D)±d (a,b,d 为整数常数)
数字
0 数字 1 . .
E/D
a. .b a.b a.E±d .b E±d a.b±E d aE±d
数字
数字 E/D 2
+/3
数字
4
其它
5
7
*
6
数字
数字 其它
利用状态转换图识别单词符号的过程
1)从初态开始;
(2)程序段
i

字母
j k
数字
/
不含回路的分叉结点对应的程序段可表 示为 GetChar(); if (IsLetter()) {…状态j的对应程序段…} else if (IsDigit()){…状态k的对应程序 段…} else if(ch=„/‟) {…状态l的对应程序段…} else{…错误处理…}
接口设计

子程序
语法分析程序调用, 调用一次识别并 输出一个单词给语法分析器。 更合适,我们假定词法分析按此方式 工作。

3.2 词法分析器的设计
1、词法分析器的结构

输入、预处理
扫描缓冲区
源程序
超前搜索
预处理子程序
输入缓冲区
扫描器
扫描缓冲区
单词符号
预处理子程序

预处理子程序的任务:
第三章 词法分析
本章要点
对于词法分析器的要求
词法分析器的设计
正规表达式与有限自动机
词法分析器的自动生成
3.1 对词法分析器的要求

词法分析的任务是对源程序从左到右逐个字符 进行扫描,产生一个个的单词符号。 功能 源程序 词法分析器 单词符号

单词符号的种类
(1) 关键字 由程序语言定义的具有固定意义 的标识符。有时也称为保留字或基本字。 对具体程序语言个数是确定的。如C语言的 if ,do,int等。 (2) 标识符 在多数程序设计语言中,标识符 是以字母开头的“字母/数字”串。用来表 示各种名字,如变量名,函数名等。
else if(ch==„:‟) return($SEMICOLON,-);
else if(ch==„(‟) return($LPAR,-); else if(ch==„)‟) return($RPAR,-); else if(ch==„{‟) return($LBRACE,-); else if(ch==„}‟) return($RBRACE,-); else ProcError();

1
Y
W 3
含义
图1表示:在状态1下,若输入字符为X, 则读进X并转换到状态2;若输入字符为Y 则读进Y并转换到状态3,输入字符Z,状 态仍为1。
Z 1 Y X 2 W 3
图1
例1:识别标识符的状态转换图为
0 字母 1 其它 2 *
字母或数字
例2:识别整数的状态转换图为
0 数字 1 数字 其它 2 *
2)从输入串中读一个字符;
3)判明读入字符与从当前状态出发的哪条弧 上 的标记相匹配,便转到相应匹配的那条弧所 指向的状态; 4)重复3),均不匹配时便告失败;到达终态 时便识别出一个单词符号。
L i
n e = 8 0 ;
字母 字母
输入 输出
0
1
数 字
2 4
5 6
数字
3
数 字
=
id , ‘Line’ = , num, ‘80’ ;,
No ID Addr type · · ·· ··
224
j
AF80 INT
227
i
DF88 INT
பைடு நூலகம்
接口设计

独立一遍 被编译程序的总控程序调用, 完成词法分析 调用一次,生成整个单词序列(二元式), 并 存放于文件中。 待语法分析进入工作时,从文件输进这些单 词符号进行分析。 则须在文件中保存整个源程序的内码形式, 不是很必要。
l
(2)程序段

含回路的状态结点对应的程序段 可表示为 GetChar(); while(IsLetter() or IsDigit()) GetChar(); i …状态j的对应程序段… 终态结点对应一条语句 return(code,value);
字母或数字
j

i
(3)扫描器总控程序
int code,value; strToken=“”; GetChar();GetBC()‟ If (IsLetter()) { while(IsLetter() or IsDigit()) { Concat();GetChar();} Retract(); code=Reserve(); if(code==0){ value=InsertId(strToken); return($ID,value);} else return(code,-);} else if(IsDigit()) { while(IsDigit()) {Concat(); GetChar();} Retract(); value=InsertConst(strToken); return($INT,value);}
超前搜索
例:FORTRAN语言中关键字的识别: DO99K=1,10 识别DO为关键字要搜 DO99K=1.10 索到“,” FORTRAN语言中常数的识别:
5.EQ.M, 5.E08
识别5为常数要搜索到Q
2、状态转换图
大多数程序设计语言中单词符号的词法规则可 以用正规文法描述。如: <标识符>→ 字母|<标识符>字母|<标识符>数字 <整数>→数字|<整数>数字 <运算符>→+|-|×|÷„ <界符>→; |, |( | )|„
分析后的单词符号序列为
(1) (2) (3) (4) (5) (6) (7) (8) (9) <while , - > <( ,- > < id , ptr-i> < >= , - > < id , ptr-j> <) ,- > < id , ptr-i> < -- , - > <; ,- > 符号表
STOP
END 标识符 整常数 = + *
4
5 6 7 8 9 10
$STOP
$END $ID $INT $ASSIGN $PLUS $STAR
内部字符串 标准二进制形式 -
**
. ( )
11
12 13 14
$POWER
$COMMA $LPAR $RPAR
-
举例: 代码段 while (i>=j) i--;
相关文档
最新文档