编译原理(龙书)
龙书 编译原理(一)
龙书编译原理(一)编译原理简介什么是编译编译是指将人类编写的高级程序代码转换成机器能够理解的底层语言的过程。
编译器是负责完成这种转换的程序。
编译器的工作过程编译器大致可以分为以下几个步骤：1.分词2.语法分析3.语义分析4.中间代码生成5.代码优化6.目标代码生成分词分词阶段将源代码拆分成一个个单词。
单词是指代码中的标识符、关键字、运算符等不可拆分的最小单元。
例如，针对以下代码：int main(){printf("Hello, World!\n");return0;}分词后会得到这样的结果：intmain(){printf("Hello, World!");return;}语法分析语法分析阶段将单词组成的序列转化成语法分析树，也叫做抽象语法树。
语法分析树采用树状结构表示程序的语法结构。
例如，对于以下代码：int main(){printf("Hello, World!\n");return0;}语法分析树大致如下：Program│└─── Main Function│├─── Declare int│├─── Function Body│ ││ ├─── Call printf│ │ ││ │ ├─── String "Hello, World!"│ │ ││ │ └─── End of Arg uments│ ││ └─── Return 0│└─── End of Main Function语义分析语义分析阶段检查程序的语义错误和类型错误。
例如，一个整数类型的变量不能被赋值给一个字符串类型的变量。
中间代码生成中间代码生成阶段将语法分析树转化成一种中间代码，以便在后面的优化和目标代码生成阶段使用。
中间代码通常是一种抽象的栈式或寄存器式指令集。
例如，以下代码：int main(){int a =1+2;printf("%d\n", a);return0;}中间代码大致如下：1: t1 = 12: t2 = 23: t3 = t1 + t24: a = t35: printf("%d\n", a)6: return 0代码优化代码优化阶段根据中间代码尽量优化程序性能，以及压缩代码。
编译原理龙书第四章答案
编译原理龙书第四章答案编译原理是计算机科学中的一门基础课程，是用于教授计算机程序的设计、构建和优化的学科，常常被用于编写编译器和解释器。
在编译原理课程中，龙书（Compilers: Principles, Techniques, and Tools）是一本经典的教材，其中第四章主要讲述了词法分析器的设计和实现。
以下是第四章的答案，按照列表划分：1. 什么是词法分析器？词法分析器（Lexical Analyzer）是编译器的组成部分之一，它用于将程序中的字符序列转换为一系列单词或词法单元（Lexeme），以便后续的语法分析和语义分析使用。
2. 词法分析器的工作流程是什么？词法分析器的工作流程如下：（1）读入字符序列。
（2）将字符序列划分为一个个词法单元，或者检查字符序列是否合法。
（3）生成一个词法单元序列，并将其传递给语法分析器。
3. 词法单元的定义是什么？词法单元是编程语言中的一个基本单元，它是对代码中的一个单一概念进行编码的基本方式。
例如，在C语言中，词法单元包括关键字（如int，if，while等）、标识符（Identifier，即自定义变量名）、运算符和特殊符号等。
4. 有哪些方法可以实现词法分析器？可以使用正则表达式、自动机等方法实现词法分析器。
其中，正则表达式可以表示字符串的集合，因此可以将其用于识别单词类别；自动机是根据输入字符序列转换状态的一种计算模型，因此可以用于实现有限自动机（Deterministic Finite Automaton）和非确定有限自动机（Nondeterministic Finite Automaton）等。
5. DFA和NFA分别是什么？DFA和NFA都是有限自动机的一种，但在转换动作上有所不同。
DFA 是确定的有限自动机，即在状态转换时只有唯一的一个选择；而NFA 是非确定的有限自动机，即在状态转换时可以有多个选择。
6. DFA和NFA之间有什么关系？DFA和NFA虽然在转换动作上不同，但它们可以互相转化。
编译原理 龙书答案
第四章部分习题解答Aho：《编译原理技术与工具》书中习题（Aho）4.1 考虑文法S → ( L ) | aL → L, S | Sa)列出终结符、非终结符和开始符号解：终结符：(、)、a、，非终结符：S、L开始符号：Sb)给出下列句子的语法树i)(a, a)ii)(a, (a, a))iii)(a, ((a, a), (a, a)))c)构造b)中句子的最左推导i)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, a)ii)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, (L)) (a, (L, S)) (a, (S, S)) (a, (a, S) (a, (a, a))iii)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, (L)) (a, (L, S)) (a, (S, S)) (a, ((L), S)) (a, ((L, S), S)) (a, ((S, S), S)) (a, ((a, S), S))(a, ((a, a), S)) (a, ((a, a), (L))) (a, ((a, a), (L, S))) (a, ((a, a), (S, S))) (a, ((a, a), (a, S))) (a, ((a, a), (a, a)))d)构造b)中句子的最右推导i)S(L)(L, S) (L, a) (S, a) (a, a)ii)S(L)(L, S) (L, (L)) (L, (L, S)) (L, (L, a)) (L, (S, a)) (L, (a, a)) (S, (a, a)) (a, (a, a))iii)S(L)(L, S) (L, (L)) (L, (L, S)) (L, (L, (L))) (L, (L, (L, S))) (L, (L, (L, a))) (L, (L, (S, a))) (L, (L, (a, a))) (L, (S,(a, a))) (L, ((L), (a, a))) (L, ((L, S), (a, a))) (L, ((L, a), (a,a))) (L, ((S, a), (a, a))) (L, ((a, a), (S, S))) (S, ((a, a), (a,a))) (a, ((a, a), (a, a)))e)该文法产生的语言是什么解：设该文法产生语言（符号串集合）L，则L = { (A1, A2, …, A n) | n是任意正整数，A i=a，或A i∈L，i是1～n之间的整数}（Aho）4.2考虑文法S→aSbS | bSaS |a)为句子构造两个不同的最左推导，以证明它是二义性的S aSbS abS abaSbS ababS ababS aSbS abSaSbS abaSbS ababS ababb)构造abab对应的最右推导S aSbS aSbaSbS aSbaSb aSbab ababS aSbS aSb abSaSb abSab ababc)构造abab对应语法树d)该文法产生什么样的语言？解：生成的语言：a、b个数相等的a、b串的集合（Aho）4.3 考虑文法bexpr→bexpr or bterm | btermbterm→bterm and bfactor | bfactorbfactor→not bfactor | ( bexpr ) | true | falsea)试为句子not ( true or false)构造分析树解：b)试证明该文法产生所有布尔表达式证明：一、首先证明文法产生的所有符号串都是布尔表达式变换命题形式——以bexpr、bterm、bfactor开始的推导得到的所有符号串都是布尔表达式最短的推导过程得到true、false，显然成立假定对步数小于n的推导命题都成立考虑步数等于n 的推导，其开始推导步骤必为以下情况之一bexpr bexpr or btermbexpr btermbterm bterm and bfactorbexpr bfactorbfactor not bfactorbfactor ( bexpr )而后继推导的步数显然<n，因此由归纳假设，第二步句型中的NT推导出的串均为布尔表达式，这些布尔表达式经过or、and、not运算或加括号，得到的仍是布尔表达式因此命题一得证。
编译原理(龙书)课后习题解答(详细)
编译原理(龙书)课后习题解答(详细)编译原理(龙书)课后题解答第一章1.1.1 ：翻译和编译的区别？答：翻译通常指自然语言的翻译，将一种自然语言的表述翻译成另一种自然语言的表述，而编译指的是将一种高级语言翻译为机器语言（或汇编语言）的过程。
1.1.2 ：简述编译器的工作过程？答：编译器的工作过程包括以下三个阶段：(1) 词法分析：将输入的字符流分解成一个个的单词符号，构成一个单词符号序列；(2) 语法分析：根据语法规则分析单词符号序列中各个单词之间的关系，确定它们的语法结构，并生成抽象语法树；(3) 代码生成：根据抽象语法树生成目标程序（机器语言或汇编语言），并输出执行文件。
1.2.1 ：解释器和编译器的区别？答：解释器和编译器的主要区别在于执行方式。
编译器将源程序编译成机器语言或汇编语言等，在运行时无需重新编译，程序会一次性运行完毕；而解释器则是边翻译边执行，每次执行都需要进行一次翻译，一次只执行一部分。
1.2.2 ：Java语言采用的是解释执行还是编译执行？答：Java一般是编译成字节码的形式，然后由Java虚拟机（JVM）进行解释执行。
但是，Java也有JIT（即时编译器）的存在，当某一段代码被多次执行时，JIT会将其编译成机器语言，提升代码的执行效率。
第二章2.1.1 ：使用BNF范式定义简单的加法表达式和乘法表达式答：<加法表达式> ::= <加法表达式> "+" <乘法表达式> | <乘法表达式><乘法表达式> ::= <乘法表达式> "*" <单项式> | <单项式><单项式> ::= <数字> | "(" <加法表达式> ")"2.2.3 ：什么是自下而上分析？答：自下而上分析是指从输入字符串出发，自底向上构造推导过程，直到推导出起始符号。
编译原理(龙书)习题答案(chap2-3)省名师优质课赛课获奖课件市赛课一等奖课件
Hundreds LowHundreds | CD | D LowHundreds | CM
LowHundreds | C | CC | CCC Thousands M Thousands |
第三章 词法分析
3.2.2 试描述下列正则体现式定义旳语言：
2）全部由按词典递增序排列旳小写字母构成旳串。
a *b * z *
3）注释，即/*和*/之间旳串，且串中没有不在双引号 （“）中旳*/。
/\* ([^*"] | \*[^/] | \"([^"]*)\")* \*/
8）全部由a和b构成且不含子串abb旳串。
b *(a | ab)*
9）全部由a和b构成且不含子序列abb旳串。
第二章 一种简朴旳语法制导翻译器
2.2.1 考虑下面旳上下文无关文法：
S S S |S S |a
1）试阐明怎样使用该文法生成串 aa a
S S S S S S a S S 最左推导 aa S aa a
2）试为这个串构造一棵语法分析树。
3）该文法生成旳语言是什么？ 以a为变量，+和*为二元操作符旳后缀体现式旳集合
RomanNumeral Thousands Hundreds Tens Ones | RomanNumeral Ones LowOnes | IV |V LowOnes | IX
LowOnes | I | II | III
Tens LowTens | XL | L LowTens | XC
1） a(a | b) * a
以a开头和结尾且至少包括两个字符旳a,b字符串旳集合
2） (( | a)b*) *
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符号表的接口： 符号表的作用就是存放字符串或词素 当一个字符串或词素被保存时，与之相对 应的记号也被保存
符号表上的操作： Insert(s,t):将符号串s和记号t插入符号
表，返回相应表项的指针 Lookup(s):在符号表中查找字符串s，查找 成功返回相应指针，否则返回0
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赋值、分支、循环语句： S → id=E S → if B then S S → if B then S else S S → while B do S S →{ L } L → L ;S L→S
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调用语句： S→call id(Elist) Elist →Elist,E
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主要语句的形式描述：
表达式：
E→E+T E→E-T E→T T→T*F T→T/F T→F F→(E) F→ id
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布尔表达式： B→ B or B B→ B and B B→ not B B→(E） B→ id relop id B→ true B→ false
其它
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二.语法规则
语法规则规定了如何从单词符号形成更 大的结构（即语法单位），换言之，语法 规则是语法单位的形成规则 一般的程序设计语言的语法单位有： 表达式 、语句 、分程序 、 函数 、 过程和程序等
下推自动机理论和上下 文无关文法是我们讨论语法 分析的理论基础
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编译原理书籍推荐
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编译原理书籍推荐：
1.《编译原理》（龙书），作者：Alfred V. Aho, Monica S. Lam, Ravi Sethi, Jeffrey D. Ullman
这本经典教材系统地介绍了编译原理的基本概念、原理和技术。
它包含了编译器设计与实现所需的知识，涉及词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成等内容。
2.《现代编译原理-C语言描述》，作者：Andrew W. Appel
这本书以C语言描述编译原理的各个方面，包括词法分析、
语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和代码生成等。
适合初学者入门，易于理解和实践。
3.《编译器设计》（虎书），作者：阿巴基维尔编著
这本书以编译器设计和实现为主题，内容包括词法分析、语
法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和代码生成等。
它以编译器设计的实例为线索，使读者更易于理解和应用所学知识。
4.《编程语言实现模式》，作者：Terence Parr
这本书介绍了使用ANTLR工具进行编译器开发的实践方法
和技巧。
它通过实例来展示如何实现词法分析器、语法分析器和语义分析器等编译器模块。
5.《深入理解计算机系统》，作者：Randal E. Bryant, David R. O'Hallaron
这本书以计算机系统的层次结构为基础，介绍了编译器在系统中的地位和作用。
它涵盖了编译器的基本概念和技术，并介绍了与编译器相关的主题，如汇编语言、操作系统和计算机体系结构等。
这里推荐的书籍都是经典教材或实践指南，适合初学者入门和深入学习编译原理的读者。
编译原理龙书课后部分答案(英文版)
1) What is the difference between a compiler and an interpreter?• A compiler is a program that can read a program in one language - the source language - and translate it into an equivalent program in another language – the target language and report any errors in the source program that it detects during the translation process.• Interpreter directly executes the operations specified in the source program on inputs supplied by the user.2) What are the advantages of:(a) a compiler over an interpretera. The machine-language target program produced by a compiler is usually much faster than an interpreter at mapping inputs to outputs.(b) an interpreter over a compiler?b. An interpreter can usually give better error diagnostics than a compiler, because it executes the source program statement by statement.3) What advantages are there to a language-processing system in which the compiler produces assembly language rather than machine language?The compiler may produce an assembly-language program as its output, becauseassembly language is easier to produce as output and is easier to debug.4.2.3 Design grammars for the following languages:a) The set of all strings of 0s and 1s such that every 0 is immediately followed by at least 1.S -> SS | 1 | 01 | ε4.3.1 The following is a grammar for the regular expressions over symbols a and b only, using + in place of | for unions, to avoid conflict with the use of vertical bar as meta-symbol in grammars:rexpr -> rexpr + rterm | rtermrterm -> rterm rfactor | rfactorrfactor -> rfactor * | rprimaryrprimary -> a | ba) Left factor this grammar.rexpr -> rexpr + rterm | rtermrterm -> rterm rfactor | rfactorrfactor -> rfactor * | rprimaryrprimary -> a | bb) Does left factoring make the grammar suitable for top-down parsing?No, left recursion is still in the grammar.c) In addition to left factoring, eliminate left recursion from the original grammar.rexpr -> rterm rexpr’rexpr’ -> + rterm rexpr | εrterm -> rfactor rterm’rterm’ -> rfactor rterm | εrfactor -> rprimary rfactor’rfactor’ -> * rfactor’ | εrprimary -> a | bd) Is the resulting grammar suitable for top-down parsing?Yes.Exercise 4.4.1 For each of the following grammars, derive predictive parsers and show the parsing tables. You may left-factor and/or eliminate left-recursion from your grammars first.A predictive parser may be derived by recursive decent or by the table driven approach. Either way you must also show the predictive parse table.a) The grammar of exercise 4.2.2(a).4.2.2 a) S -> 0S1 | 01This grammar has no left recursion. It could possibly benefit from left factoring. Here is the recursive decent PP code.s() {match(‘0’);if (lookahead == ‘0’)s();match(‘1’);}OrLeft factoring the grammar first:S -> 0S’S’ -> S1 | 1s() {match(‘0’); s’();}s’() {if (lookahead == ‘0’)s(); match(‘1’);elsematch(‘1’);}Now we will build the PP tableS -> 0S’S’ -> S1 | 1First(S) = {0}First(S’) = {0, 1}Follow(S) = {1, $}The predictive parsing algorithm on page 227 (fig4.19 and 4.20) can use this table for non-recursive predictive parsing.b) The grammar of exercise 4.2.2(b).4.2.2 b) S -> +SS | *SS | a with string +*aaa.Left factoring does not apply and there is no left recursion to remove.s() {if(lookahead == ‘+’)match(‘+’); s(); s();else if(lookahead == ‘*’)match(‘*’); s(); s();else if(lookahead == ‘a’)match(‘a’);elsereport(“syntax error”);}First(S) = {+, *, a}Follow(S) = {$, +, *, a}The predictive parsing algorithm on page 227 (fig4.19 and 4.20) can use this table for non-recursive predictive parsing.5.1.1 a, b, c: Investigating GraphViz as a solution to presenting trees5.1.2: Extend the SDD of Fig. 5.4 to handle expressions as in Fig. 5.1:1.L -> E N1.L.val = E.syn2. E -> F E'1. E.syn = E'.syn2.E'.inh = F.val3.E' -> + T Esubone'1.Esubone'.inh = E'.inh + T.syn2.E'.syn = Esubone'.syn4.T -> F T'1.T'.inh = F.val2.T.syn = T'.syn5.T' -> * F Tsubone'1.Tsubone'.inh = T'.inh * F.val2.T'.syn = Tsubone'.syn6.T' -> epsilon1.T'.syn = T'.inh7.E' -> epsilon1.E'.syn = E'.inh8. F -> digit1. F.val = digit.lexval9. F -> ( E )1. F.val = E.syn10.E -> T1. E.syn = T.syn5.1.3 a, b, c: Investigating GraphViz as a solution to presenting trees5.2.1: What are all the topological sorts for the dependency graph of Fig. 5.7?1.1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 92.1, 2, 3, 5, 4, 6, 7, 8, 93.1, 2, 4, 3, 5, 6, 7, 8, 94.1, 3, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 95.1, 3, 2, 5, 4, 6, 7, 8, 96.1, 3, 5, 2, 4, 6, 7, 8, 97.2, 1, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 98.2, 1, 3, 5, 4, 6, 7, 8, 99.2, 1, 4, 3, 5, 6, 7, 8, 910.2, 4, 1, 3, 5, 6, 7, 8, 95.2.2 a, b: Investigating GraphViz as a solution to presenting trees5.2.3: Suppose that we have a production A -> BCD. Each of the four nonterminals A, B, C, and D have two attributes: s is a synthesized attribute, and i is an inherited attribute. For each of the sets of rules below, tell whether (1) the rules are consistent with an S-attributed definition (2) the rules are consistent with an L-attributed definition, and (3) whether the rules are consistent with any evaluation order at all?a) A.s = B.i + C.s1.No--contains inherited attribute2.Yes--"From above or from the left"3.Yes--L-attributed so no cyclesb) A.s = B.i + C.s and D.i = A.i + B.s1.No--contains inherited attributes2.Yes--"From above or from the left"3.Yes--L-attributed so no cyclesc) A.s = B.s + D.s1.Yes--all attributes synthesized2.Yes--all attributes synthesized3.Yes--S- and L-attributed, so no cyclesd)• A.s = D.i• B.i = A.s + C.s• C.i = B.s• D.i = B.i + C.i1.No--contains inherited attributes2.No--B.i uses A.s, which depends on D.i, which depends on B.i (cycle)3.No--Cycle implies no topological sorts (evaluation orders) using the rules5.3.1: Below is a grammar for expressions involving operator + and integer or floating-point operands. Floating-point numbers are distinguished by having a decimal point.1. E -> E + T | T2.T -> num . num | numa) Give an SDD to determine the type of each term T and expression E.1. E -> Esubone + T1. E.type = if (E.type == float || T.type == float) { E.type = float } else{ E.type = integer }2. E -> T1. E.type = T.type3.T -> numsubone . numsubtwo1.T.type = float4.T -> num1.T.type = integerb) Extend your SDD of (a) to translate expressions into postfix notation. Use the binary operator intToFloat to turn an integer into an equivalent float.Note: I use character ',' to separate floating point numbers in the resulting postfix notation. Also, the symbol "||" implies concatenation.1. E -> Esubone + T1. E.val = Esubone.val || ',' || T.val || '+'2. E -> T1. E.val = T.val3.T -> numsubone . numsubtwo1.T.val = numsubone.val || '.' || numsubtwo.val4.T -> num1.T.val = intToFloat(num.val)5.3.2 Give an SDD to translate infix expressions with + and * into equivalent expressions without redundant parenthesis. For example, since both operators associate from the left, and * takes precedence over +, ((a*(b+c))*(d)) translates into a*(b+c)*d. Note: symbol "||" implies concatenation.1.S -> E1. E.iop = nil2.S.equation = E.equation2. E -> Esubone + T1.Esubone.iop = E.iop2.T.iop = E.iop3. E.equation = Esubone.equation || '+' || T.equation4. E.sop = '+'3. E -> T1.T.iop = E.iop2. E.equation = T.equation3. E.sop = T.sop4.T -> Tsubone * F1.Tsubone.iop = '*'2. F.iop = '*'3.T.equation = Tsubone.equation || '*' || F.equation4.T.sop = '*'5.T -> F1. F.iop = T.iop2.T.equation = F.equation3.T.sop = F.sop6. F -> char1. F.equation = char.lexval2. F.sop = nil7. F -> ( E )1.if (F.iop == '*' && E.sop == '+') { F.equation = '(' || E.equation || ')' }else { F.equation = E.equation }2. F.sop = nil5.3.3: Give an SDD to differentiate expressions such as x * (3*x + x * x) involving the operators + and *, the variable x, and constants. Assume that no simplification occurs, so that, for example, 3*x will be translated into 3*1 + 0*x. Note: symbol "||" implies concatenation. Also, differentiation(x*y) = (x * differentiation(y) + differentiation(x) * y) and differentiation(x+y) = differentiation(x) + differentiation(y).1.S -> E1.S.d = E.d2. E -> T1. E.d = T.d2. E.val = T.val3.T -> F1.T.d = F.d2.T.val = F.val4.T -> Tsubone * F1.T.d = '(' || Tsubone.val || ") * (" || F.d || ") + (" || Tsubone.d || ") * (" ||F.val || ')'2.T.val = Tsubone.val || '*' || F.val5. E -> Esubone + T1. E.d = '(' || Esubone.d || ") + (" || T.d || ')'2. E.val = Esubone.val || '+' || T.val6. F -> ( E )1. F.d = E.d2. F.val = '(' || E.val || ')'7. F -> char1. F.d = 12. F.val = char.lexval8. F -> constant1. F.d = 02. F.val = constant.lexval。
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其它
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二.语法规则
语法规则规定了如何从单词符号形成更 大的结构（即语法单位），换言之，语法 规则是语法单位的形成规则 一般的程序设计语言的语法单位有： 表达式 、语句 、分程序 、 函数 、 过程和程序等
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编译器
目标程序 汇编语 另一种程序 言、机 设计语言、 器语言
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源程序 Fortran、 Pascal、 Java、 C2016/8/5 ….. 计算机学院
错误信息
辛明影
1.2 编译过程概述
编译程序的工作，从输入源程序开始，到输出目 标程序结束，与自然语言之间的翻译有很多相似之处。 构成编译程 序各个阶段 一段英文翻译成中文，
Elist →E|ε
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类型说明和过程说明语句：
P→ D
D→ D;D
D→ id:T D→id（Elist） D ; S
T →int
T → float
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数组说明语句： L→ id[Elist] Elist→ Elist,E
Elist→ E
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语法规则
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一 .词法规则
字母表就是一个有穷字符集。 C语言的字母表为： ∑={a---z 、 A—Z 、 0—9 、(、) 、 [ 、] 、 、. 、! 、~ 、+ 、- 、* 、 / 、 & 、% 、< 、 > 、= 、^ 、 | 、? 、, 、; } 词法规则是指单词符号的形成规则 C语言的标识符的构成规则： 字母、下划线打头的字母、数字和下划线 构成的符号串。如：a1、ave 、_day
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1.4编译各阶段的分组 一、前端和后端
前端包括词法分析、词法分析、语 义分析，以及相关的错误处理和符号表 的建立
前端依赖于源程序并在很大程度上 独立于目标机器。
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后端主要包括代码优化、代码生成和相 关错误处理。
后端依赖于目标机器。
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主要语句的形式描述：
表达式：
E→E+T E→E-T E→T T→T*F T→T/F T→F F→(E) F→ id
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布尔表达式： B→ B or B B→ B and B B→ not B B→(E） B→ id relop id B→ true B→ false
编译原理
自我介绍
姓名：辛明影 电话： 86413213 教研室：计算机软件基础 办公室：综合楼513 xmy63@ xmy63@
单丽丽，新技术楼608
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辛明影
助课教师：洪晓鹏，综合楼614
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开课目的及应用前景：介绍设计与构造程序设计语
后端处理对象是由前端产生的结果，即中 间代码 Java语言的编译采用的是前端后端方式。 前端生成与平台无关的字节码 后端是由与平台有关的解释器对所生成 的字节码文件进行解释执行
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二、编译的遍 编译的若干阶段通常是以一遍来实现 的，每遍读一次输入文件、产生一个输出 文件。
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符号表的实现 固定长标识符：采用前面的结构 不定长标识符：使用单独的数组lexemes 存放标识符的字符串,符号表中存放标识 符在lexemes的起始位臵和相应记号
If(12) Int(13) Id1(25) Id2(25)
i f eos i n t eos p o s i t i o n eos i n i t i a l eos
符号表上的操作： Insert(s,t):将符号串s和记号t插入符号
表，返回相应表项的指针 Lookup(s):在符号表中查找字符串s，查找 成功返回相应指针，否则返回0
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关键字的处理 通常情况下，将关键字存在符号表中， 作为符号表的初值。
当词法分析程序识别出一个标识符s后， 用lookup(s)查找符号表，如果是关键字， 返回相应的记号；如果是变量名，返回 记号id
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1.5错误检测与报告
在编译的各个阶段都会发现源程序中的错误， 为了使编译器能继续运行，以检测出源程序中 更多的错误，在检测到错误后，必须以合适的方式 进行错误处理。
error
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第二章
高级语言 及其语法描述
内容简介：
本章概述程序设计语言的结构 和主要 的共同特征， 并介绍程序设计语言主要语 句的文法描述与形式定义。
文法：S →dA
C →dC
E →dF A →dA A →eD A →.B B →dC
C →eD
F →dF
D → -E
F →d
D →+E
D →dF
12e5 0.1e24
3.14
d S d A
1000
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e
10e+3 3.14e-5
d
B d
其它
C
e
其它
– + D d
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d
E d F
temp2=b+temp1
a=temp2
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代码生成阶段
生成可重定位的机器代码或汇编代码 Movf R2，c
Mulf R2,d
Movf R1,b
Addf R2,R1
Movf a,R2
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1.3符号表管理 int a,b;
float e,f
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赋值、分支、循环语句： S → id=E S → if B then S S → if B then S else S S → while B do S S →{ L } L → L ;S L→S
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调用语句： S→call id(Elist) Elist →Elist,E
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上述的定义是用文字来描述的，当设 计编译程序时，就要把它用形式的方式描 述出来，就要用到形式语言。 在现今多数程序设计语言中，单词符 号一般包括： 标识符、 基本字、 各类型的常数、 算符和界符等 正规式和有穷自动机是描述词法结 构和进行词法分析的有效工具
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语法分析
在词法分析的基础上，根据语言的语法规则， 把单词符号串组成各类语法单位. 具体的说，语法分析是在单词流的基础上建立 一个层次结构-----建立语法树
标识符 a
赋值语句 =
表达式 标识符 b
表达式 + 表达式 表达式 * 表达式
标识符 c
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标识符
d
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语义分析阶段
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2.2 构造基础 2.2.1 程序结构简介 一个高级语言程序通常由若干子程序段 （过程、函数等）组成， 许多语言还 引入了类、程序包等更高级的结构
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一. FORTRAN 一个FORTRAN 程序由一个主程序 和若干个辅助程序段组成
PROGRAM MAIN . END SUBROUTINE SUB1 . .END FUNCTION FUN1 . END
符号表是一个数据结构。 每个标识符在符号表中都有 一条记录 例：int a,b; 名字 a 记号 id1(25) 类型 int 种属 …… 简变 addr 0
b
id2(25)
int
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简变
4
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符号表的接口： 符号表的作用就是存放字符串或词素 当一个字符串或词素被保存时，与之相对 应的记号也被保存
言编译程序的原理与方法 源程序 目标程序 可执行程序
编译 程序
预备知识：
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How?
连接
两门以上的高 级程序设计语 言
形式语言与自动机、 汇编语言 数据结构等
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内容简介：
第一章：编译器的基本结构 第二章：高级语言及其语法描述 第三章：词法分析器 第四章：语法分析技术 第五章：语法制导翻译的主要概念及中间代码 第六章：程序运行时的存贮分配问题 第七章：代码优化 第八章：目标代码生成
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例：C语言标识符的文法描述 C语言的标识符的文法和自动机描述： 解：P:I →aB
B →aB
L（G）={w/w为字母或‘-‟打头的字母数字串}
I → -B
I →a
B →d
B →dB B→a a a,d B
识别L（G）的自动机
I
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其它
T
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例：C语言实常数的文法描述
2.1 程序语言的定义
任何语言实现的基础是语言定义。
语言的定义决定了该语言 具有什么样的 语言功能、 什么样的数据结构、 什么样 的程序结构、 以及具体的使用形式等细 节问题。
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