第3章词法分析与有穷自动机汇编

合集下载

编译原理第三章

例3.4 Z→ A→ B→
有正规文法G： 0A 0A | 0B 1A | ε
例3.5 A→ B→ C→
有正规文法G： aB | bB aC | a | b aB
例3.6 Z→ U→ V→
有正规文法G： Z=0(0|01)*0 U0 | V1 A=(a|b)(aa)*(a|b) Z1 | 1 Z=(10|01)(10|01)* Z0 | 0
A
B
r2 ε
A C
A
B
ε
B
r1
④R为复合正规式？
例3.12 3.13 P41
教学进度
3.4.4 NFA确定化为DFA
方法（子集法） 1、改造M为M’： ①引进新的初态结点X、终态结点Y； ②对M的状态转换图实施分裂（替换）
计算机科学与工程系
2、将M’进一步变换为DFA :
①状态子集T的闭包_CLOSURE(T) ②定义状态集Ta = _CLOSURE(J) ③从DFA的初态_CLOSURE({X})开始计算状态转换矩阵；直到不再产生新的状态子集为止。
第三章
• • • • • •
词法分析与有穷自动机
计算机科学与工程系
词法分析器的功能与输出单词符号的两种定义方式正规表达式与有穷自动机正规文法与有穷自动机词法分析器的设计词法分析程序自动构造工具LEX简介
教学进度
3.1 词法分析器的功能

计算机科学与工程系
词法分析：对字符串表示的源程序进行从左到右的扫描和分解，根据语言的词法规则识别出一个个具有独立意义的单词符号。
教学进度
3.3 单词符号的两种定义方式
单词符号结构的描述方法：
计算机科学与工程系
正规文法（３型文法）(regular grammar)

第三章词法分析和有穷自动机

ε
ε
2
ε
6 b
ε
f
3.4.5 DFA的最小化（化简）
• 最少状态DFA 对于一个DFA M，存在一个最少状态DFA M’，使得L(M’)=L(M)。 (a)没有多余状态 (b)没有两个状态是互相等价的结论：一个NFA 对应的DFA不惟一但它对应的最小化DFA不计同构是惟一的
• 多余状态的例子 a
例
正规式 φ
ε
a a|b ab (a|b)(a|b) a* ba* (a|b)*
正规集 φ {ε } {a} L(a|b)=L(a) ∪ L(b)={a,b} L(ab)=L(a)L(b)={ab} {aa,ab,ba,bb} { ε ,a,aa,aaa,…} {b,ba,baa,baaa,…} {所有由a和b组成的字}
• 例 DFA M=({0,1,2,3},{a,b}, f ,0,{3}) 其中 f 为： f (0,a)=1 f (0,b)=2 f (1,a)=3 f (1,b)=2 f (2,a)=1 f (2,b)=3 f (3,b)=3 f (3,a)=3
3.4.1 确定有穷自动机(DFA) • DFA的表示方法两种：矩阵和图形的方式矩阵称为状态转换矩阵图形称为状态转换图
• NFA M所接受字符串的集合称为NFA M所能识别的语言，记为L(M)。 • NFA的确定化 DFA是NFA的特例
NFA M存在与之等价的DFA M’,L(M)=L(M’) 与某一NFA等价的DFA不惟一正规式 NFA 正规文法 DFA
3.4.4 NFA 确定化
• 状态集合I的空闭包：ε -closure(I) 它是一个状态集合，包含： ♠ I中任何状态q ♠ I中任何状态q经任意条空弧到达的任何状态 • 状态集合I的a弧转换：Ia 定义一个状态集J，J是I中所有状态经一条a 弧到达的状态的全体 Ia＝ε -closure(J)

编译原理第三章_有穷自动机

5
例过河问题分析（续）
初始状态：MWGC-φ；终止状态：φ-MWGC。 g
MWGC-φ
WC-MG
问题：
6
例过河问题状态转换图
起始 g
MWGC-φ g
g φ-MWGC
g
7
WC-MG
m
m MWC-G
w
w
c
C-MWG
c W-MGC
g
g
MGC-W c
MG-WC
w
m
c G-MWC
m
gg MWG-C
+dd. ddd;
输入符号串
数字数字
SB
.
数字
+
A
H
-.
数字
.G
接收：若扫描完输入串，且在一个终止状态上结束。
数字阻塞：若扫描结束但未停止在终止状态上；或者为能扫描完输入串（如遇不合法符号）。
不完全描述：某些状态对于某些输入符号不存在转换。
练习：+34.567 .123 3.4.5
w
有穷自动机（FA）
数字系统：可以从一个状态移动到另一个状态；每次状态转换，都上由当前状态及一组输入符号确定的；可以输出某些离散的值集。
FA：一个状态集合；状态间的转换规则；通过读头来扫描的一个输入符号串。
读头：从左到右扫描符号串。移动（扫描）是由状态转换规则来决定的。
8
读头
一个FA的例子
(3)运行：串f(，Q,且t1tt21)∈= Σf(，f(Qt1,t2t1∈), Σt2*)，其中Q∈K， t1t2为输入字符
17
例３
题：试证abba可为例1的DFA M所识别（所接受）。

sun编译原理第3章词法分析与有穷自动机第4 8讲优质课件

={a,b}*{aa,bb}{a,b}*
练习：若S=a|bb，则L((a|bb)*)=？
2019/11/24
信息学院孙丽云
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)
其中 U、W∈N t∈T 其中 U、W∈N t∈T
2019/11/24
信息学院孙丽云
8
第3章词法分析与有穷自动机
■正规文法到正规式的转换
(1)将正规文法中的每个非终结符表示成关于它的一个正规式方程，获得一个联立方程组。 (2)依照求解规则:
若x=αx|β(或x=αx+β)，则解为x=α*β; 若x=xα|β(或x=xα+β)，则解为x=βα*; 以及正规式的分配律、交换律和结合律求关于文法开始符号的正规式方程组的解. 这个解是关于该文法开始符号S的一个正规式，显然它表示了由该正规文法所描述的语言。
信息学院孙丽云
2
第3章词法分析与有穷自动机
3.3 语言单词符号的两种定义方式多数程序设计语言的单词符号都能用正规文法或正规式来定义。
■ 正规式与正规集
设有字母表={a1，a2，…，an}，在字母表上的正规式和它所表示的正规集可用如下规则定义：（1） Φ是上的正规式，它所表示的正规集是Φ，即空集{} （2）ε是上的正规式，它所表示的正规集是{ε} （3）ai是上的正规式，它所表示的正规集由单个符号ai组成，即{ai}
③ (e1)*是上的一个正规式，它所表示的正规集为 L((e1)*) =L((e1))*
正规式描述了单词符号的构成规则，正规集是正规式能描述的所有的单词的集合。

编译原理第三章有限自动机与词法分析器

第三章有限自动机与词法分析器3.1词法分析3.1.1词法分析器的功能在第二章里我们已介绍了词法分析的基本问题。

计算机存储是二进制式的，因此，任何一种程序和数据在计算机内部均被表示为二进制表示。

实际上，当程序员每按键盘中的一个键时，自动往计算机里输入一个相应的八位二进制码，称这种码为ASCII码。

当程序员敲完程序时将它保存到自己事先起好名的文件中，因此，程序在计算机文件中的表示是ASCII码序列(末尾有文件结束码)。

编译器总是要用某种程序设计语言来写，而任何一种语言的程序其操作对象必须是该语言所规定的数据。

编译器的操作对象是程序中的各种语法单位，如<常量声明>,<类型声明>,<变量声明>,<过程声明>,<表达式>,<语句>,<变量>等等，因此，必须把它们都表示成某种数据结构形式，而它们的最小单位是所谓的单词，故首当其充的是要把每个单词转换成一种数据形式，通常称它们为TOKEN。

词法分析器的任务就是，从源程序的ASC码(用高级语言的术语来说是字符串)序列逐个地拼出单词，并将构造相应TOKEN数据表示。

词法分析器可有两种，一种是它作为语法分析的一个子程序，一种是它作为编译器的独立一遍。

前一种情形，词法分析器不断地被语法分析器所调用，每调用一次词法分析器将从源程序的字符序列拼出一个单词，并将其TOKEN值返回给语法分析器。

后一种情形则不同，即不是被别的部分不断地调用，而是完成编译器的独立一遍任务，具体说将整个源程序的字符序列转换成TOKEN序列，并将其交给语法/语义分析器。

实际的编译器一般都采用子程序方式，但是为了独立地介绍词法分析、语法分析和语义分析的概念和技术，我们将词法分析部分分离出来即作为独立一遍的词法处理器来介绍。

从实际的角度来说，这种方法有以下缺点:一是因为它要生成TOKEN列，自然多占用空间；二是因为要保存所有的TOKEN，需要耗费更多的时间。

第3章词法分析(3)

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

第3章词法分析与有穷自动机20090319

单词的种类（1）关键字：if、for、while （2）标识符：（3）常数：（4）运算符：+、-、* （5）分界符：, 、;、(、)
编译原理
2013年8月27日
词法分析程序的输出形式-----二元式
单词类别单词的属性值
单词类别可以用整数编码表示:一类一种或一字一种
单词类别关键字标识符常数运算符分界符
编译原理
2013年8月27日
【例3．9】将描述标识符的正规式R=l(l∣d)*转换成相应的正规文法。
• 令S为文法的开始符号，根据规则（2）有 • S→l(l∣d)* • 根据规则（3）变换为： • S→lA • A→(l∣d)* • 根据规则（4）变换为： • S→lA • A→(l∣d)A∣ε •
有穷自动机的作用
实质上是提供了一种逻辑的探测方式,去探测一些输入串是否属于某种语言,即: 它可以作为一种语法检查器。
编译原理
2013年8月27日
3.4.1
确定的有穷自动机（DFA）
M=(Σ, Q, f,S, Z)
Σ：有穷字母表，它的每个元素称为一个输入符号 Q：有穷状态集，它的每个元素称为一个状态 S∈K，是唯一的初态
运算符的优先级：先*, 后 • , 最后 | • 在正规式中可以省略.
正规式相等这两个正规式表示的语言相等
编译原理
2013年8月27日
正规式举例
• 例：设有字母表 ∑={a,b}，根据正规式与正规集的定义，有以下的正规式和正规集正规式正规集 a {a} a∣b {a,b} ab {ab} ( a∣b)( a∣b) {aa,ab,ba,bb} a* {ε,a,aa,aaa,…,任意个a的串} （a∣b）* {ε，a,b,aa,ab,ba,bb,…所有a,b组成的串} (a︱b) *(aa︱bb) (a︱b) * ∑*上所有含两个连续的a 或两个连续的b组成的串

《编译原理实践及应用》第3章词法分析—DFA与NFA

其中 Κ ={ S 0 ,S1 ,S 2 } Σ ={a,b}
Ѕ={ S 0 , S1 } ( S0 ,a)={ S1 }
F={ S 2 }
( S 0 ,b)={ S 0 ,S 2 }
( S1 ,a)= Φ
(S1 ,b)={S 2 }
( S 2 ,a)= Φ
(S 2 ,b)={S1 }
②以每个非终结符号做其它状态
③对于形如Q→q的规则,
q
S
Q
对于形如Q→Rq的规则,
Rq Q
④以文法开始符号为终止状态。
例3-1：文法G[Z]： Z→Za|Aa|Bb
aA
a
A→Ba|a B→Ab|b
Sb a
Za
b
Bb
2.应用状态转换图识别句子
识别句子：从开始状态到终止状态经过的边上的符号序列。识别句子的步骤： ①从开始状态出发，以欲识别符号串的最左字符开始，寻找标
Z→Cb C→b|Bb B→Ab A→a|Ba
有限自动机(FA)
FA可看作一个机器模型，由一个带读头的有限控制器和一条字符输入带组成。
#
a b a ba
…
输入带
控制器
工作原理：读头从左到右扫描输入带，读到一个字符，状态改
变，同时读头右移一个字符，…，直到读头读到
“#”，状态进入终止状态。
控制器中包括有限个状态，读入一个字符形成状态转换。
( S1 ,a)= S0 ( S1 ,c)= S3 ( S 2 ,b)= S1
( S3 ,b)= S3
a
b
S2 a
S0 a S1
ba
C
S3 b
定义: 所接收的语言（正则集）
L( AD)={β | S β S, S∈ F },

第3章词法分析与有穷自动机PPT课件

或作为一个联合
typedef struct {
TokenType tokenval;
unon { char* stringval;
int numval; } attribute;
} TokenRecord;
10
【例】试给出程序段 if (a>1) b = 100;输出的单词符号串。
假定基本字、运算符和界符都是一符一种，标识符自身的值是字符串，常数是二进制值。
(2,)
基本字 if
(29,)
左括号 (
(10,‘a’)
标识符 a
(23,)
大于号 >
(11,‘1’的二进制)
常数 1
(30，)
右括号 )
(10,‘b’)
标识符 b
(17,)
赋值号 =
(11,‘100’的二进制) 常数 100
(26,)
分号 ;
11
【例】考虑下述 C++ 代码段：
另一种表示
while ( i >= j ) i--;
第三章词法分析
人们理解一篇文章（或一个程序）起码是在单词的级别上来思考的。同样，编译程序也是在单词的级别上来分析和翻译源程序的。词法分析的任务是：从左至右逐个字符地对源程序进行扫描，产生一个个的，把作为字符串的源程序改造成为单词符号串的中间程序。因此，词法分析是编译的基础。
执行词法分析的程序称为词法分析器。本章讨论词法分析程序的手工构造方法和自动构造方法。
将字符组合成记号与在一个英语句子中将字母构成单词并确定单词的含义很相像，此时的任务很像拼写。
5
程序语言的单词符号一般可分为下列五种：
1) 关键字：是由程序语言定义的具有固定意义的标识符，也称保留字或基本字。如Pascal中的 begin、end、 if、integer等，C 中的if、else、do、while， C++ 中的class、int、switch、break等都是保留字，它们一般不用作一般标识符。

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*/。

编译原理：第3章有穷自动机

编译原理第3章内容简介学习目标第3章有穷自动机3.1 有穷自动机的形式定义3.1 有穷自动机的形式定义DFA的表示举例——状态转换表DFA的表示举例——状态转换图 3.13.1 FA的形式定义有穷自动机识别的符号串举例DFA A3.1 有穷自动机的形式定义 3.1 有穷自动机的形式定义NFA举例 3.13.1用NFA识别符号串yFA的构造FA的构造举例—1FA的构造举例—2FA的构造举例—3请构造一个有穷自动机FA的构造举例—4 3.1请构造一个有穷自动机FA的等价性举例3.2 NFA到DFA的转换 3.2 NFA到DFA的转换—NFA确定化3.2 NFA到DFA的转换3.2 NFA到DFA的转换—NFA确定化——ε闭包状态子集I的ε闭包——举例状态子集I的状态子集I的ε闭包——举例状态子集I的——Ia 子集3.2 NFA到DFA的转换Ia子集——举例Ia子集——举例 3.2 NFA到DFA的转换NFA到DFA的转换——子集法NFA=（Q NFA到DFA的转换——举例1aNFA到DFA的转换——举例2NFA DFA DFA NFA DFA DFADFA化简举例1DFA化简——注意NFA到最小化DFA的转换——举例33.3 正规文法与FA3.3 正规文法与FAFA⇒右线性正规文法FA⇒右线性正规文法——举例1y3.4 正规表达式RE与FA 正规表达式与有穷自动机3.4 RE与FA——RE的性质 3.4 RE与FA—RE⇒FARE⇒FA举例1RE⇒FA举例23.4 RE与FA——FA⇒RE FA⇒REFA⇒RE FA⇒RE举例FA⇒RE举例正规文法到正规表达式正规文法到正规表达式DFA的程序实现DFADFA的程序实现DFA DFA的程序实现lDFA的程序实现l第3章内容小结第3章内容小结参考文献。

编译原理第二版第3章词法分析

一、正规式与正规集的递归定义
1. ε和φ都是∑上的正规式，它所表示的正规集分
别为｛ε｝和Ф； 2. 任何ａ∈∑，ａ是∑上的正规式，它所表示的正规集为｛ａ｝； 3. 假定ｅ1和ｅ2都是∑上的正规式，他们所表示的正规集分别为Ｌ(ｅ1)和Ｌ(ｅ2)，那么，以下也都是正规式和他们所表示的正规集；
一、正规式与正规集的递归定义
3.2 单词符号及输出单词的形式
单词自身值
对常数，基本字，运算符，界符就是他们本身的值对标识符，将标识符的名字登记在符号表中， ‚自身值‛是指向该标识符所在符号表中位置的指针。
假定基本字、运算符和界符都是一符一种例：if(a>1) b=100; 词法分析后输出的单词序列是: (2, ) if (29, ) ( (10,‘a’) a (23, ) > (11,‘1’) 1 (30, ) ) (10,’b’) b (17, ) = (11,‘100’) 100 (26, ) ;
4. 仅由有限次使用上述三步定义的表达式才是∑上的正规式，仅由这些正规式所表示的字集才是∑上的正规集。
重点回顾
四、将正规文法转换成正规式求非终结符的正规式将正规文法中的每个非终结符表示成关于它的一个正规式方程，获得一个联立方程组用代入法解正规式方程组最后只剩下一个开始符号定义的正规式, 其中不含非终结符
3.3 语言单词符号的两种定义方式
作用: 描述单词的构成规则,基于这类描述工具建立词法分析技术,进而实现词法分析程序的自动构造。工具有: 正规文法正规式(Regular Expression)
多数程序设计语言的单词符号都能用正规文法或正规式来定义。
3.3.1 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 A→aB或A→a，其中A ，B∈VN ，a∈VT A→Ba或A→a，其中A ，B∈VN ，a∈ VT 正规文法描述的是VT*上的正规集

第三章有穷自动机

C
01 S0 S1 S5 0 S1 S2 S7 1 S2 S2 S5 1 S3 S5 S7 0 S5 S3 S1 0 S7 S0 S1 1
3.2.3 合并等价状态
等价状态
若s和t是M的两个不同状态，称s和t等价：如果从状态s出发能读出某个字而停于终态，同样从t 出发也能读出同一个字而停于终态；反之若从t 出发能读出某个字而停于终态，则从s出发也能读出同一个字而停于终态。
第三章有穷自动机
本章介绍有关有穷自动机的基本概念和理论以及正规文法、正规表达式与有穷自动机之间的相互关系。
§3.1 有穷自动机的形式定义
有穷状态自动机(Finite-state Automata 或简称FA)在识别功能上与正规文法类等价，而且也等价于一个特殊类型的语言产生器——正规表达式(Regular Expression)。因此许多简单的程序语言都可由FA所识别。事实上，它是描述词法的有效工具，也是进行词法分析的主要理论基础。
消除多余状态
多余状态是指从该自动机的开始状态出发，任何 0 S1 S2 S7 1 S2 S2 S5 1 S3 S5 S7 0 S4 S5 S6 0 S5 S3 S1 0 S6 S8 S0 1 S7 S0 S1 1 S8 S0 S6 0
B
01 S0 S1 S5 0 S1 S2 S7 1 S2 S2 S5 1 S3 S5 S7 0 S5 S3 S1 0 S6 S8 S0 1 S7 S0 S1 1 S8 S0 S6 0
l, d
l, d
l
q0
q1
l q0
q1
q2
非 l,d
图(a)
图(b)
如果赋予状态q0、q1与q2一定的操作，则

第3章有穷自动机(胡)

(4) (a | b)* 是正规式 , 则相应正规集为 L((a | b)*)=(L(a | b))*= { a, b }*={ε,a,b,ab,ba, …} (5) ba* 是正规式 , 则相应正规集为 L(ba*)=L(b)L(a*)={b,ba,baa,baaa,…} (6) (a | b)*(aa | bb ) (a | b)*是正规式 , 则相应正规集为 L((a | b)*(aa | bb ) (a | b)*) =L((a | b)*)L(aa | bb ) L((a | b)*) ={a,b}*{aa,bb}{a,b}*
注意： 1）对于关键字、运算符和界符种别码是一字一符。可以完全代表它自己。也就不用写自身值。 2）对于标识符和常数就必须依赖自身值来区分。标识符自身值是它自己的字符串。常数自身值是常数本身的二进制数值。我们可以用指向标识符表或常数表的入口指针作为它们的自身值
下表是简单语言单词符号的内部表示：
3.4 有穷自动机
自动机是一种能进行运算并实现自我控制的装置，
计算机就是一部自动机。自动机是描述符号串处理的强
有力的工具。因而自动机成为研究词法分析器的重要基
础。在识别功能上与正规文法类和正规表达式等价。下面介绍有关有穷自动机的基本概念和理论以及正规文法、正规表达式与有穷自动机之间的相互关系。
例题1 （右线性）给定文法G[Z]： Z→0A A→0A|0B B→1A| ε 解：首先改为正规方程组： Z=0A A=0A+0B B=1A+ε 联立求解：3）代入2） A = 0A+01A+0 = (0+01)A+0 其次应用求解规则得 A =(0+01)*0 代入1）中 Z = 0 (0+ 01)*0 正规式为 = 0 ( 0 | 01 )* 0

编译原理第03章词法分析与有穷自动机

3.2 单词符号及输出单词的形式 if (a＞1) b =100；经词法分析后，输出的单词符号串是：
（2，）（29，）基本字if （30，）右括号 ) 左括号 ( （10，‘b’）标识符（17，）赋值号 = （10，‘a’）标识符 b a （23，）大于号＞（11，100）常数 100 （11，1）常数 1 （26, ）分号；
语法分析器
3.2 单词符号及输出单词的形式语言的单词符号是指语言中具有独立意义的最小语法单位。
关键字也称基本字，例如，C语言中的if，else，while, do等。
标识符表示各种名字，如变量名、常量名、数组名和函数名等。
3.2 单词符号及输出单词的形式常数整型常数125、实型常数0.718、布尔型常数TRUE等。
例如，(a|b)*=(a*b*)* ;
3.3.1 正规式和正规集
正规式具有如下性质 : 令A , B 和 C 均为正规式，则 1．A | B = B | A (交换律) 2．A | ( B | C) = (A | B) | C (结合律) 3．A(BC) = (AB)C (结合律) 4．A(B | C) = AB | AC (分配律) 5．(A | B)C = AC | BC (分配律) 6． Aε | εA = A 7． A* = AA* | ε = A | A* = (A | ε )* 8． (A* )* = A*
3.3.1 正规式和正规集运算符的优先级：闭包“*” > 连接“· ” > 或“|” 。连结符“· ”一般可省略不写。运算符均是左结合的。
3.3.1 正规式和正规集例1 设有字母表Σ={a,b} ，有：
1. a 和 b是正规式，相应正规集为 L(a)={a} , L(b)={b} 2. a | b 是正规式，相应正规集为 L(a | b )=L(a)∪L(b)={a ,b} 3. ab 是正规式，相应正规集为 L(ab)=L(a)L(b)={a}{b}={ab}

第3章词法分析与有穷自动机汇编

编译原理第三章

第三章 词法分析和有穷自动机

编译原理第三章_有穷自动机

sun编译原理第3章词法分析与有穷自动机第4 8讲 优质课件

编译原理 第三章 有限自动机与词法分析器

第3章 词法分析(3)

编译原理 第3章 词法分析与有穷自动机(第5-8讲)