编译原理 第04章 词法分析
编译原理chapter4 语法分析
type array[simple] of type {注:A=type,a=array,
type→array[simple ] of type}
array[num dotdot num] of type
{注:A=simple, a=num
simple→num dotdot num }
array[num dotdot num] of simple
aSbAa (SbA) aSbbaa (ba) aabbaa (a)
S
a
A
S
S
b
A
a
aபைடு நூலகம்
ba
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7
4.2预测分析器 4 .2 .1 预测分析 预测分析的原理 4 .2 .2 递归预测分析器的构造 用一组递归过程实现预测分析，产生式的状 态转换图可作为编写递归过程的兰图。 4 .2 .3 非递归预测分析器的构造—LL(1) 对于每一步分析，分析表项M[A,a]=‘A ’ 表示：面对非终结符号精A品和文档向前看符号a应选 8
A 1 2 ... n
i,j(1 i,j n i<>j),从 i推导出来的第一个 终结符号集合（称为FIRST( i) ）和从 j推 导出来的第一个终结符号集合（称为FIRST( j) ）不相交，即， FIRST( i) FIRST( j)=
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12
定义4.1 令G[S]=(VT,VN,S,P),则
FIRST( )= a a*… a VT
例4.2 文法G[S]，其产生式如下:
S→aA|d A→bAS|ε （4.2)
若 w=abd，则构造最左推导的过程如下:
S aA {注：A=S，a=a，S→aA}
abAS {注：A=A，a=b，A→ bAS}
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。
wsx(编译原理第04章)词法分析
VT={a,d} VN={S,A,B}
第19页，共152页
• 2. 将正规文法转换成正规式 文法产生式 正规式 （1）AxB, By A=xy
（2）AxAy （3）AxБайду номын сангаасy
G[s]:SaA AaA AdA Sa Aa Ad
A=xy A=xy
S=aAa A =aAdA a d =(ad)A(ad) =(ad)(ad) S=a(ad)(ad)a =a((ad)(ad)) =a(ad) R=a(ad)
第24页，共152页
• 标识符和保留字的转换图
id letter (letter | digit )* letter或digit 开始
9
letter
10
other
*
11
return(install_id( ))
第25页，共152页
• 无符号数的转换图
num digit+ (.digit+) (E (+ | ) digit+)
•本章目的：讨论词法分析程序的设计原则，单词的描述技术，识 别机制及词法分析程序的自动构造原理。
第2页，共152页
本章重点 • 单词的描述工具
• 单词的识别系统
• 设计和实现词法分析程序 – 首先需要描述和刻画程序设计语言中的原子 单位——单词，其次需要识别单词和执行某 些相关的动作。 – 描述程序设计语言的词法的机制是正则表达 式，识别机制是有穷状态自动机。
E digit 开始 digit 12 13 .
14
digit digit
15
digit E +/ digit
digit
18
16
《编译原理》第4章词法分析
编译原理武汉大学计算机学院编译原理课程组第4章词法分析·词法分析器·单词符号·词法分析程序设计·词法分析器的自动生成4.1 词法分析器与单词符号词法分析程序依据语言词法规则，分析由字符组成的源程序，把它识别为一个一个具有独立意义的最小语法单位，即“单词”，并识别出与其相关的属性(如是标识符，是界限符，还是数，等等)，再转换成长度上统一的标准形式——属性字，把字符串形式的源程序改造成为单词符号串(属性字)形式的中间程序，以供其它部分使用。
1. 词法分析程序的作用如删除注解、空格、回车符、换行符之类非必要信息，把标识符登录入符号表及某些预加工处理等。
4.1 词法分析器与单词符号2.词法分析程序的地位·作为一个独立阶段⑴能独立地研究词法与语法两方面的特性。
⑵词法规则简单，可建立特别适用的有效分析技术，易于实现词法分析程序生成自动化。
⑶可以就同一语言，为每种不同的机器编写一个词法分析程序，而只编写一个共同的语法分析程序。
每当语法分析程序需要一个单词符号时就调用词法分析子程序，每一次调用，词法分析子程序就从源程序中识别出一个单词符号交给语法分析程序。
2.词法分析程序的地位4.1 词法分析器与单词符号·作为一个独立阶段·安排为一个子程序4.1 词法分析器与单词符号3. 单词符号程序语言的单词符号一般可分为五种：关键字、标识符、常数、运算符、界限符。
•单词种别一类一码；一符一码。
•单词符号的属性值反映单词符号特征或特性的值。
如标识符的符号表指针，常数的常数表指针等。
4.2 扫描程序的设计1．预处理如删除注解、空格、回车符、换行符之类非必要信息。
从源程序中处理出一串确定长度的输入字符，并将其装进词法分析程序指定的缓冲区——扫描缓冲区中。
4.2 扫描程序的设计1．预处理2．单词符号的识别——超前搜索•关键字的识别•标识符的识别•常数的识别•算符和界限符的识别4.2 扫描程序的设计状态转换图的实现：将状态转换图看作是通常的程序框图。
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。
编译原理课件-词法分析
關於有窮自動機將討論如下內容
確定的有窮自動機DFA 不確定的有窮自動機NFA NFA的確定化 DFA的最小化
VT={a,d} VN={S,A,B}
A B(ad)B B
AdB
正規文法和正規式
對G=(VN,VT,P,S),存在一個 =VT上的正規式R : L(R)=L(G)
AxB AxAy Axy
, By ≈ A=xy ≈ A=xy ≈ A=xy
正規文法和正規式
G[s]:SaA|a AaAadAd
A(ad)A(ad)
=f（Q，b）=Q
Q屬於終態。
得證。
a
Ua b, a
S
b
aQ
b
V
b
DFA M所能接受的符號串的全體記為L(M).
對於任何兩個有窮自動機M和M′，如果L(M)=L(M′)，則 稱M與M′是等價的.
結論：
上一個符號串集V是正規的，當且僅當存在一個上 的確定有窮自動機M，使得V=L(M)。
DFA的確定性表現在轉換函數f:K×Σ→K是一個單值函 數，也就是說，對任何狀態k∈K，和輸入符號a∈Σ， f(k,a)唯一地確定了下一個狀態。從狀態轉換圖來看， 若字母表Σ含有n個輸入字元，那麼任何一個狀態結 點最多有n條弧射出，而且每條弧以一個不同的輸入 字元標記。
狀態
字元
a
S
U
U
Q
V
U
Q
Q
b
V0
V0
Q0
Q
编译原理课件chapter4
三地址代码的生成
总结词
三地址代码是一种常见的中间代码形式，它由一系列的三元 式组成，每个三元式包含一个操作符和两个操作数。
详细描述
三地址代码的生成是编译过程中的一个重要步骤，它通过对 源代码进行语法分析和语义分析，将高级语言转换为一系列 的三元式。这些三元式表示了源代码中的运算和数据传输操 作，可以进一步转换为目标代码。
常见的寄存器分配算法包括基于 图的方法、线性扫描算法和遗传
算法等。
目标代码的生成
01
02
03
04
目标代码的生成通常涉及指令 选择、指令调度和代码优化等
步骤。
指令选择是根据中间代码选择 合适的目标指令的过程，需要 考虑指令集架构、语义等约束
。
指令调度是为了确定指令的执 行顺序，以充分利用处理器资
源并提高指令级并行度。
为了能够处理连续输入的字符流，词 法分析器需要使用一个输入缓冲区来 存储尚未处理的字符。
设计状态转换图
根据正则表达式的规则，可以设计出 一个状态转换图，用于描述如何将输 入的字符转换为相应的词法单元。
词法分析器的实现
编写词法分析器程序
根据状态转换图和输入缓冲区的处理 逻辑，可以编写出相应的词法分析器 程序。
循环展开
将循环体多次执行，减 少循环次数，提高程序
运行效率。
循环优化
通过优化循环结构，减 少循环次数，提高程序
运行效率。
函数内联
将函数调用替换为函数 体中的代码，减少函数
调用的开销。
循环优化
01
02
03
04
循环展开
将循环体多次执行，减少循环 次数，提高程序运行效率。
循环合并
将多个循环合并为一个循环， 减少循环次数，提高程序运行
编译原理的词法分析与语法分析
编译原理的词法分析与语法分析编译原理是计算机科学中的一门重要课程，它研究如何将源代码转换为可执行的机器代码。
在编译过程中，词法分析和语法分析是其中两个基本的阶段。
本文将分别介绍词法分析和语法分析的基本概念、原理以及实现方法。
1. 词法分析词法分析是编译过程中的第一个阶段，主要任务是将输入的源代码分解成一个个的词法单元。
词法单元是指具有独立意义的最小语法单位，比如变量名、关键字、操作符等。
词法分析器通常使用有限自动机（finite automaton）来实现。
在词法分析的过程中，需要定义词法规则，即描述每个词法单元的模式。
常见的词法规则有正则表达式和有限自动机。
词法分析器会根据这些规则匹配输入的字符序列，并生成相应的词法单元。
2. 语法分析语法分析是编译过程中的第二个阶段，它的任务是将词法分析器生成的词法单元序列转换为语法树（syntax tree）或抽象语法树（abstract syntax tree）。
语法树是源代码的一种抽象表示方式，它反映了源代码中语法结构和运算优先级的关系。
语法分析器通常使用上下文无关文法（context-free grammar）来描述源代码的语法结构。
常见的语法分析算法有递归下降分析法、LR分析法和LL分析法等。
递归下降分析法是一种自顶向下的分析方法，它从源代码的起始符号开始，递归地展开产生式，直到匹配到输入的词法单元。
递归下降分析法的实现比较直观，但对于左递归的文法处理不方便。
LR分析法是一种自底向上的分析方法，它使用一个自动机来分析输入的词法单元，并根据文法规则进行规约操作，最终生成语法树。
常见的LR分析法有LR(0)、SLR、LR(1)和LALR等。
LL分析法是一种自顶向下的分析方法，它从源代码的起始符号开始，预测下一个要匹配的词法单元，并进行相应的推导规则。
LL分析法常用于编程语言中，如Java和Python。
3. 词法分析和语法分析的关系词法分析是语法分析的一个子阶段，它为语法分析器提供了一个符号序列，并根据语法规则进行分析和匹配。
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第4章词法分析第1题构造下列正规式相应的DFA.（１） 1(0|1)*101（２） １(1010*|1(010)*1）*0（３） a((a|b)*|ab*a)*b（４） b((ab)*|bb)*ab答案：(1) 先构造NFA：用子集法将NFA确定化. 0 1X . AA A ABAB AC ABAC A ABYABY AC AB除X，A外，重新命名其他状态，令AB为B、AC为C、ABY为D，因为D含有Y（NFA的终态），所以D为终态。
. 0 1X . AA A BB C BC A DD C B DFA的状态图：:(2)先构造NFA：用子集法将NFA确定化ε 0 1 X XT0 =X AA ABFLT1= ABFL Y CG Y YCG CGJT2= YT3= CGJ DH K DH DHK ABFKLT4= DH EI EI ABEFILT5= ABFKL Y CG T6= ABEFIL EJY CG EJY ABEFGJLYT7= ABEFGJLY EHY CGK EHY ABEFHLYCGK ABCFGJKLT8= ABEFHLY EY CGI EY ABEFLYCGI CGJIT9= ABCFGJKL DHY CGK DHY DHYT10= ABEFLY EY CG T11= CGJI DHJ K DHJ DHJT12= DHY EI T13= DHJ EIK EIK ABEFIKLT14= ABEFIKL EJY CG将T0、T1、T2、T3、T4、T5、T6、T7、T8、T9、T10、T11、T12、T13、T14重新命名，分别用0、1、2、3、4、5、6、7、8、9、10、11、12、13、14表示。
因为2、7、8、10、12中含有Y，所以它们都为终态。
0 10 11 2 323 4 54 65 2 36 7 37 8 98 10 119 12 910 10 311 13 512 613 1414 7 3用子集法将NFA 确定化ε a bX XT 0=X A A ABCD T 1=ABCD BE BY BE ABCDEBY ABCDY T 2=ABCDE BEFBEY BEF ABCDEFBEY ABCDEYT 3=ABCDY BE BY T 4=ABCDEF BEF BEY T 5=ABCDEYBEFBEY将T 0、T 1、T 2、T 3、T 4、T 5重新命名，分别用0、1、2、3、4、5表示。
因为3、5中含有Y ，所以它们都为终态。
a b 0 1 1 2 3 2 4 5 3 2 3 4 4 5 5 4 5 b用子集法将NFA 确定化：ε a bX X T 0=X A A ABDEFT 1=ABDEFCIG CI CI G GT 2=CI DY DY ABDEFYT 3=G H H ABEFHT 4=ABDEFY CI G T 5ABEFH CIG将T 0、T 1、T 2、T 3、T 4、T 5重新命名，分别用0、1、2、3、4、5表示。
因为4中含有Y ，所以它为终态。
a b 0 1 1 2 3 2 4 3 5 4 2 3 5 2 3DFA 的状态图：已知NFA＝（｛x,y,z｝,{0,1},M,{x},{z}），其中：M(x,0)={z}，M(y,0)={x,y}，,M(z,0)={x,z}，M(x,1)={x}，M(y,1)=φ，M(z,1)={y}，构造相应的DFA。
答案：先构造其矩阵0 1 x z x y x,yz x,z y用子集法将NFA确定化：0 1 x z xz xz y xz xz xy y xyxy xyz x xyz xyz xy将x、z、xz、y、xy、xyz重新命名，分别用A、B、C、D、E、F表示。
因为B、C、F中含有z，所以它为终态。
0 1A B AB C DC C ED EE F AF F EDFA将下图确定化：答案：用子集法将NFA确定化：. 0 1S VQ QUVQ VZ QUQU V QUZVZ Z ZV Z .QUZ VZ QUZZ Z Z重新命名状态子集，令VQ为A、QU为B、VZ为C、V为D、QUZ为E、Z为F。
. 0 1S A BA C BB D EC F FD F .E C EF F F DFA的状态图：第4题将下图的（a）和（b）分别确定化和最小化：答案：初始分划得Π0：终态组{0}，非终态组{1,2,3,4,5}对非终态组进行审查：{1,2,3,4,5}a {0,1,3,5}而{0,1,3,5}既不属于{0}，也不属于{1,2,3,4,5}∵{0}，所以得到新分划{4} aΠ1：{0}，{4}，{1,2,3,5}对{1,2,3,5}进行审查：∵{4}{1,5} b{2,3} b {1,2,3,5}，故得到新分划Π2：{0}，{4}，{1, 5}，{2,3}{1, 5} a {1, 5}{2,3} a {1,3}，故状态2和状态3不等价，得到新分划Π3：{0}，{2}，{3}，{4}，{1, 5}这是最后分划了最小DFA：第5题构造一个DFA，它接收Σ={0,1}上所有满足如下条件的字符串：每个1都有0直接跟在右边。
并给出该语言的正规式。
答案：按题意相应的正规表达式是(0*10)*0*，或0*(0 | 10)*0* 构造相应的DFA，首先构造NFA为用子集法确定化：I I0I1{X,0,1,3,Y} {0,1,3,Y}{2} {1,3,Y} {0,1,3,Y}{0,1,3,Y}{1,3,Y}{1,3,Y}{2}{2}{2}重新命名状态集：S 0 11 2 3 4 2244333DFA的状态图：可将该DFA最小化：终态组为{1,2,4}，非终态组为{3}，{1,2,4}0 {1,2,4}，{1,2,4}1 {3}，所以1,2,4为等价状态，可合并。
第６题设无符号数的正规式为θ：θ=dd*|dd*.dd*|.dd*|dd*10(s|ε)dd*|10(s|ε)dd*|.dd*10(s|ε)dd*|dd*.dd*10(s|ε)dd*化简θ，画出θ的DFA，其中d={0,1,2,…,9}，s={＋，－}答案：先构造NFA：用子集法将NFA确定化：ε· s 10 d X XA T 0=XAB F AB B F FG A A T 1=B C C C T 2=FGG HG G H HT 3=A B F A T 4=CD CD DE T 5=G H T 6=H H T 7=DE E YE E Y Y T 8= E Y T 9=Y Y将XA 、B 、FG 、A 、C 、G 、H 、DE 、E 、Y 重新命名，分别用0、1、2、3、4、5、6、7、8、9表示。
终态有0、3、4、6、9。
· s 10 d0 1 2 3 1 4 2 5 6 3 1 2 3 4 7 4 5 6 6 6 7 8 9 8 9 9 9DFA 的状态图：第7题给文法G[S]：S→aA|bQA→aA|bB|bB→bD|aQQ→aQ|bD|bD→bB|aAE→aB|bFF→bD|aE|b构造相应的最小的DFA。
答案：先构造其NFA：用子集法将NFA确定化：a b S A Q A A BZ Q Q DZ BZ Q D DZ A BD A B B Q D将S、A、Q、BZ、DZ、D、B重新命名，分别用0、1、2、3、4、5、6表示。
因为3、4中含有z，所以它们为终态。
a b0 1 21 1 32 2 43 2 54 1 65 1 66 2 5DFA的状态图：b令P0＝（｛0,1,2,5,6｝,｛3,4｝）用b进行分割：P1＝（｛0,5, 6｝,｛1,2｝,｛3,4｝）再用b进行分割：P2＝（｛0｝,｛5, 6｝,｛1,2｝,｛3,4｝）再用a、b 进行分割，仍不变。
再令｛０｝为A，｛1，2｝为B，｛3，4｝为C，｛5，6｝为D。
最小化为：第８题给出下述文法所对应的正规式：S→0A|1BA→1S|1B→0S|0答案：解方程组S的解：S=0A|1BA=1S|1B=0S|0将A、B产生式的右部代入S中S=01S|01|10S|10=（01|10）S|（01|10）所以：S= (01|10)*(01|10)第9题将下图的DFA最小化，并用正规式描述它所识别的语言。
答案：令P0＝（｛1,2,3,4,5｝,｛6,7｝）用b进行分割：P1＝（｛1,2｝,｛3,4｝,｛5｝,｛6,7｝）再用a、b、c、d进行分割，仍不变。
再令｛1,2｝为A，｛3，4｝为B，｛5｝为C，｛6，7｝为D。
最小化为：r=b*a(c|da)*bb*=b*a(c|da)*b+附加题问题1：为下边所描述的串写正规式，字母表是 {a,b}.a) 以ab 结尾的所有串b) 包含偶数个b但不含a的所有串c) 包含偶数个b且含任意数目a的所有串d) 只包含一个a的所有串e) 包含ab子串的所有串f) 不包含ab子串的所有串答案：注意正规式不唯一a) (a|b)*abb) (bb)*c) (a*ba*ba*)*d) b*ab*e) (a|b)*ab(a|b)*f) b*a*问题2：请描述下面正规式定义的串. 字母表 {0，1}.a) 0*(10+)*0*b) (0|1)*(00|11) (0|1)*c) 1(0|1)*0答案：a) 每个 1 至少有一个 0 跟在后边的串b) 所有含两个相继的0或两个相继的1的串c) 必须以 1 开头和0结尾的串问题3：构造有穷自动机.a) 构造一个DFA，接受字母表 {0, 1} 上的以01 结尾的所有串 上的不包含01 子串的所有串.b) 构造一个DFA，接受字母表 {0, 1} x,y}上的正规式x(x|y)*x描述的集合c) 构造一个NFA，接受字母表 {d) 构造一个NFA，接受字母表 {a, b} 上的正规式(ab|a)*b+描述的集合并将其转换为等价的DFA.以及最小状态DFA答案：b)c)最小化的DFA问题4：设有如图所示状态转换图，求其对应的正规表达式。
问题5：已知正规式：(1)((a|b)*|aa)*b;(2)(a|b)*b.试用有限自动机的等价性证明正规式(1)和(2)是等价的，并给出相应的正规文法。
分析：基本思路是对两个正规式，分别经过确定化、最小化、化简为两个最小DFA，如这两个最小DFA一样，也就证明了这两个正规式是等价的。
答案：状态转换表1baX124 1234 124Y124Y 1234 1234124Y 1234 124Y状态转换表2Ba31 232 233 2由于2与3完全一样，将两者合并，即见下表ba31 232而对正规式(2)可画NFA图，如图所示。
baX12 12 12Y12Y12 1212Y 12 12Y可化简得下表ba31 232 2得DFA图两图完全一样，故两个自动机完全一样，所以两个正规文法等价。