词法分析及词法分析程序
词法分析及词法分析程序
– w,p,n初值为0，e初值为1；
– 处理整数部分时，对于每个di ,令w=w10+di ; – 处理小数部分时，对于每个di ,令w=w10+di ;及n++;
– 处理指数时，E后若有‘-’号，令e=-1；计算指数值 p=p10+d;
– 在出口处，令ICON=w或FCON=w10^(e(p-n)).
(2)设当前处在Ai状态,所扫描的字符为ai+1,在结点Ai所 射出的诸矢线中,寻找标记为ai+1的矢线(若不存在,则 表明w有语法错误),读入ai+1,并进入状态Ai+1;
(3)重复(2),直到w中所有字符被读完且恰好进入终态F 时,宣告整个识别结束,w可被接受.
28
例:G[Z]:
状态转换图:
Z→0U∣1V
{return ( ICON= w ); {n++; w=w*10+d;}
{return (FCON =w*pow(10,e*p-n) ) ;} {n++;w=w*10+d;} error {p=p*10+d;}
e=-1; error {p=p*10+d;} error {p=p*10+d;} {return (FCON=w*pow(10,e*p-n) );
(1)对于G中形如Aa 的产生式，引矢线RA，且标记
为a；
(2)对于G中形如ABa 的产生式，引矢线 BA，且标
记为a。
34
由左线性文法构造状态转换图
已给文法G=({S,U},{0,1},{SS1 |U1, UU0 | 0},S)
R0
0
1
U1 S
编译原理词法分析与语法分析的核心算法
编译原理词法分析与语法分析的核心算法编译原理是计算机科学与技术领域中的一门重要课程。
在编程中，我们常常需要将高级语言编写的程序翻译成机器语言，使计算机能够理解并执行我们编写的程序。
而编译原理中的词法分析和语法分析是编译器的两个核心算法。
一、词法分析词法分析是编译器的第一个阶段，它负责将输入的字符序列（源代码）划分为一个个的有意义的词素（Token），并生成相应的词法单元（Lexeme）。
词法分析的核心算法主要包括以下两个步骤：1. 正则表达式到有限自动机的转换：正则表达式是一种描述字符串匹配模式的表达式，它可以用来描述词法分析中各种词素的规则。
而有限自动机则是一种用来识别或匹配正则表达式所描述的模式的计算模型。
将正则表达式转换为有限自动机是词法分析的关键步骤之一。
2. 词法分析器的生成：在将正则表达式转换为有限自动机后，我们可以使用生成器工具（如Lex、Flex等）来生成词法分析器。
词法分析器可以按照预定的规则扫描源代码，并将识别出的词素转换成相应的词法单元，供后续的语法分析使用。
二、语法分析语法分析是编译器的第二个阶段，它负责分析和处理词法分析阶段生成的词法单元序列，并根据预定的语法规则确定语法正确的序列。
语法分析的核心算法主要包括以下两个步骤：1. 上下文无关文法的定义：上下文无关文法（Context-Free Grammar，简称CFG）是一种用于描述形式语言的文法。
它由一组产生式和终结符号组成，可以用于描述语法分析中的语法规则。
在语法分析中，我们需要根据具体编程语言的语法规则，编写相应的上下文无关文法。
2. 语法分析器的生成：通过使用生成器工具（如Yacc、Bison等），我们可以根据上下文无关文法生成语法分析器。
语法分析器可以根据预先定义的文法规则，对词法单元序列进行分析，并构建出语法树（Parse Tree）供后续的语义分析和代码生成使用。
综上所述，词法分析与语法分析是编译原理中的两个重要阶段，也是实现编译器的核心算法。
第三章 词法分析及词法分析程序 课后答案【khdaw_lxywyl】
课 后 答 案 网
第三章 词法分析及词法分析程序 1 试用某种高级语言编写一个 FORTRAN 源程序的预处理子程序，其功能是： 每调用它一次， 即把源程序中的一个完整语句送入扫描缓冲区。要求删去语句中的注释行；删去续行标记字 符，把语句中的各行连接起来，并在语句的末端加上语句结束符。此外，还要求此程序具有 组织源程序列表输出的功能。 2 画出用来识别如下三个关键字的状态转移图。 STEP STRING SWITCH 3 假定有一个猎人带着一只狼、一头山羊和一棵白菜来到一条河的左岸，拟摆渡过河，而岸 边只有一条小船，其 大小仅能装载人和其余三件东西中的一件，也就是说，每一次猎人只 能将随行者中的一件带到彼岸。若猎人将狼和山羊留在同一岸上而无人照管，那么，狼就会 将羊吃掉；如果猎人把山羊和白菜留在同一岸，山羊也会把白菜吃掉。现在，请你用状态转
试找出一个长度最小的输入串，使得：
h (1) 在识别此输入串的过程中，每一状态至少经历一次；
(2) 每一状态转换至少经历一次。 9 对于下列的状态转换矩阵：[]a[]bS[]A[]SA[]A[]BB[]B[]B(i) 初态：S
k 终态：B[][][]a[]bS[]A[]BA[]B[]AB[]B[]B(ii) 初态：S
26 指出下列 LEX 正规式所匹配的字符串：
. (1) "{" ［^{］*"}"
(2) ^［^a-z］［A-Z］［0-9］$ (3) ［^0-9］|［＼r＼n］
w (4) ＼′(［^′＼n］|＼′＼′)+＼′
(5) ＼"(［^"＼n］|＼＼［"＼n］)*＼"
a 27 写出一个 LEX 正规式，它能匹配 C 语言的所有无符号整数 (例如：OX89ab，0123，45，
编译原理词法分析及词法分析程序
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,
词法分析程序
词法分析程序⼀、词法分析程序功能：词法分析器的功能为输⼊源程序，按照构词规则分解成⼀系列单词符号。
单词是语⾔中具有独⽴意义的最⼩单位，包括关键字、标识符、运算符、界符和常量等(1) 关键字是由程序语⾔定义的具有固定意义的标识符。
例如，Pascal 中的begin，end，if，while都是保留字。
这些字通常不⽤作⼀般标识符。
(2) 标识符⽤来表⽰各种名字，如变量名，数组名，过程名等等。
(3) 常数常数的类型⼀般有整型、实型、布尔型、⽂字型等。
(4) 运算符如+、-、*、/等等。
(5) 界符如逗号、分号、括号、等等。
⼆、符号与种别码对照表三、代码实现：#include <stdio.h>#include <stdlib.h>#include <string.h>#define SIZE 100char prog[SIZE],ch,token[8];int p=0,syn,n,i;char *keyword[6]={"begin","then","if","while","do","end"};//定义关键字数组void scaner();void main(){int select=-1;p=0;printf("请输⼊源程序字符串（以'#'结束）：\n");do{ch=getchar();prog[p++]=ch;}while(ch!='#');p=0;do{scaner();switch(syn){case -1:printf("词法分析出错\n");break;default :printf("<%d,%s>\n",syn,token);break;}}while(syn!=0);printf("词法分析成功\n");getchar();}void scaner(){for(n=0;n<8;n++){token[n]='\0';}n=0;ch=prog[p++];while(ch==''){ch=prog[p++];}if((ch>='a'&&ch<='z')||(ch>='A'&&ch<='Z')){do{token[n++]=ch;ch=prog[p++];}while((ch>='a'&&ch<='z')||(ch>='A'&&ch<='Z')||(ch>='0'&&ch<='9'));syn=10;for(n=0;n<6;n++)//在六个关键字中对⽐{if(strcmp(token,keyword[n])==0)syn=n+1;}p--;}else if(ch>='0'&&ch<='9')//判断输⼊的是否为整数常数{p--;do{token[n++]=prog[p++];ch=prog[p];}while(ch>='0'&&ch<='9');syn=11;return;}else{switch(ch){case'+':syn=13;token[0]=ch;break;case'-':syn=14;token[0]=ch;break;case'*':syn=15;token[0]=ch;break;case'/':syn=16;token[0]=ch;break;case':':syn=17;token[0]=ch;ch=prog[p++];if(ch=='='){token[1]=ch;syn++;}else p--;break;case'<':syn=20;token[0]=ch;ch=prog[p++];if(ch=='>'){token[1]=ch;syn++;}else if(ch=='='){token[1]=ch;syn=syn+2;}else p--;break;case'>':syn=23;token[0]=ch;ch=prog[p++];if(ch=='='){token[1]=ch;syn++;}else p--;break;case'=':syn=25;token[0]=ch;break;case';':syn=26;token[0]=ch;break;case'(':syn=27;token[0]=ch;break;case')':syn=28;token[0]=ch;break;case'#':syn=0;token[0]=ch;break;default: printf("词法分析出错! 请检查是否输⼊⾮法字符\n");syn=-1;break; }}}四、程序运⾏结果截图：。
实验1：词法分析程序
实验1 词法分析程序一、实验目的与要求1.复习正规文法、正规式、有限自动机之间的相互转换的原理及技术；2.学会使用Visual C++等高级语言编程实现上述转换，并能合理显示结果；3.以C++的一个真子集为案例，具体分析词法分析程序的设计步骤、基本架构及代码编制，并通过一定实例验证其可行性，以加深对词法分析原理的理解；4.通过本次实验，使学生理解模块化程序设计的思想，从而从全局角度领会一个完整软件的设计精髓，为后续试验的顺利完成奠定坚实的基础。
二、实验仪器及设备1.微型电子计算机80台2.配置Windows 2000及以上版本操作系统3.安装Visual C++6.0/Visual C#2000/Delphi6.0等以上版本的开发环境三、实验内容及步骤（一）正规文法与有限自动机的相互转换1．正规文法⇒有限自动机已知某正规文法G[S]如下：S→aAS→bBS→εA→aBA→bAB→aSB→bAB→ε请编程实现：（1）将G[S]转换为NFA；（2）将上述得到的NFA确定化为DFA；（3）再将DFA最简化为MFA。
2．有限自动机⇒正规文法已知某有限自动机NFA M=（Q,∑,f,q0,Z）如下：状态集：Q={1,2,3,4,5,6,7,8,9}字母表：∑={a,b}转移函数：f(1,a)=5f(1,ε)=2f(1,a)=4f(5,ε)=6f(2,b)=3f(4,ε)=7f(6,ε)=2f(6,b)=9f(3,ε)=8f(8,a)=9f(7,b)=9初态：q0=1终态集：Z={6,7,9}请编程实现：（1）首先将此NFA确定化为DFA；（2）再将得到的DFA最简化为MFA；（3）最后，将MFA转化为正规文法（左线性或右线性均可）。
（二）编程实现MiniC++的词法分析这里的MiniC++为C++语言的一个真子集，其语法结构与C++类似。
基本组成如下：（1）关键字有18个，分别为：void、int、char、bool、float、double、if、else、switch、case、default、break、continue、do、while、for、return以及struct等。
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。
编译原理词法分析与语法分析的过程与方法
编译原理词法分析与语法分析的过程与方法编译原理是计算机科学领域中的重要内容之一，它研究如何将高级语言程序转化为机器语言的过程。
其中，词法分析和语法分析是编译原理中的两个重要阶段。
本文将详细介绍词法分析与语法分析的过程与方法。
一、词法分析的过程与方法词法分析是编译器的第一个阶段，其主要任务是将源程序的字符序列划分成有意义的语言单元，也就是词法单元。
以下是词法分析的过程与方法：1. 扫描：词法分析器从源程序中读取字符序列，并按照事先定义的规则进行扫描。
2. 划分词法单元：根据事先定义的规则，词法分析器将字符序列划分为不同的词法单元，如关键字、标识符、常量、运算符等。
3. 生成词法单元流：将划分好的词法单元按照顺序生成词法单元流，方便后续的语法分析阶段使用。
4. 错误处理：在词法分析过程中，如果发现了不符合规则的字符序列，词法分析器会进行错误处理，并向用户报告错误信息。
二、语法分析的过程与方法语法分析是编译器的第二个阶段，其主要任务是分析词法单元流，并判断是否符合语法规则。
以下是语法分析的过程与方法：1. 构建语法树：语法分析器根据语法规则构建抽象语法树（AST），用于表示源程序的语法结构。
2. 自顶向下分析：自顶向下分析是一种常用的语法分析方法，它从根节点开始，按照语法规则向下递归分析，直到生成叶子节点对应的词法单元。
3. 底部向上分析：底部向上分析是另一种常用的语法分析方法，它从词法单元开始，逐步合并为更高级的语法结构，直到生成抽象语法树的根节点。
4. 错误处理：在语法分析过程中，如果发现了不符合语法规则的词法单元流，语法分析器会进行错误处理，并向用户报告错误信息。
三、词法分析与语法分析的关系与区别词法分析和语法分析在编译原理中起着不同的作用：1. 关系：词法分析是语法分析的前置阶段，它为语法分析提供了有意义的词法单元流。
语法分析基于词法单元流构建语法树，判断源程序是否满足语法规则。
2. 区别：词法分析主要关注词法单元的划分和分类，它是基于字符序列的处理；而语法分析主要关注词法单元之间的组合和语法结构的判断，它是基于语法规则的处理。
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状态转换图
状态转换图：由一组矢线连接的有限个结点所 组成的有向图。
–每个结点代表在识别分析过程中扫描器所处的状态， 其中含有一个初始状态和若干个终态。在图中，状 态用圆圈表示，终态用双层圆圈表示。
–状态之间可用有向边连接，其上标记一字符a， 表示从有向边的射出状态出发，识别一字符a后， 将进入箭头所指状态（结点）
②此过程是一种推导过程.
Z=>0U=>01Z=>011V=>0110Z=>01100U=
>011001
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右线性文法与状态转换图
设G是一右线性文法,M是相应的状态转换图,则从前面的讨 论可以看出如下事实：
(1)在利用M对符号串w进行识别时,M中每次状态的转换都模拟了一 步直接推导,即识别方法(或称分析方法) 是“”的;
的路径,此路径上各矢线的标记依次拼接起来所组成的符号串恰为 y。
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由左线性文法构造状态转换图
设G=(VN,VT,P,S)是一左线性文法,构造相应的状态转换 图的方法是: 首先用VN中的非终结符标记M的结点，其中，开始符S 对应的结点为终态结点。引入一个新结点R(VN)标记初 态。矢线的连接规则为:
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状态转换图与文法推导
用状态转换图识别符号串w的过程，就是为w建立一个 推导S* w的过程。
在第一步（在初始状态S下，扫描到a1而过渡到下一状 态A1），由状态转换图的构造规则可知，G中必有产生 式Sa1A1;
对于识别过程的后续步骤，由状态Ai 识别ai+1后过渡到 Ai+1恰好对应了使用产生式Ai ai+1Ai+1 。
(2)因右线性文法只有形如AaB、A a的产生式，所以推导的每
一步所得句型只含一个非终结符，且必出现在句型的最右端，所 以推导是规范推导，每步所得的句型也必为规范句型；
(3)对于M所识别的任一符号串x,必存在G中的一个推导S * x (即有 xL(G);反之,对于L(G)中任一句子y,必存在一条从初态S到终态F
第三章 词法分析及词法分析程序
1
词法分析程序设计的流程
1、各类单词表示成不同的正规文法Gi 2、求正规文法Gi对应的正规表达式 3、由各个正规表达式构造对应的-NFA 4、由各个-NFA组合成一个大的-NFA 5、大的-NFA确定化、最小化得到DFA M 6、DFA M就是构造词法分析程序的流程图 7、按照DFA M编写词法分析程序
24
例:G[Z]:
状态转换图:
Z→0U∣1V
U →1Z∣1
1
U
V →0Z∣0
0
1
初态
Z
F
1
0
0
V
25
利用状态转换图识别符号串的方法
对于已给的字符串w=a1a2…an,aiVT,利用状态转换图 对w 识别的步骤如下:
(1)从初始状态S出发,自左至右逐个扫描w的各个字符 (当前为a1),此时在结点S所射出的诸矢线中,寻找标 记为a1的矢线(若不存在,则表明w有语法错误),读入 a1并沿矢线所指方向前进,过渡到下一状态(设为A1).
19
3.2.1 由正规文法构造状态转换图
程序设计语言的单词都能用正规文法描述，例如， 标识符可定义为： <标识符><标识符>字母 <标识符><标识符>数字 <标识符> 字母
若把字母、数字视为终结符，则上述产生式为左 线性文法，是正规文法。
若我们用d表示0-9间的数字，则C语言的<无符 号数>的文法是右线性文法，也是正规文法（见 P48）
单词
运算符
MUL GT
词文 * >
模式 * >
界符
,
,
,
串常量
STRING
“hello” ‘there’
双（单）引号中间的字符 串（不包括引号本身）
7
3.2 正规文法和状态转换图
单词的描述：正规文法定义了3型语言，常见 的单词可由正规文法定义。 单词的识别：状态转换图可用于识别3型语言， 它是设计和实现扫描器的一种有效工具，是有 限自动机的直观图示。
最后在状态An-1识别an后到达终态F，对应了使用产生 式A an。
整个推导过程：S a1A1 a1a2A2 …… a1a2…an-1An-1 a1a2…an
31
例:G[Z]:
状态转换图:
Z→0U∣1V
U →1Z∣1 V →0Z∣0
1
U
0
1
初态
Z
F
1
0
0 V
例: ω=011001
通过状态图可以确定ω是文法的句子.
2
程序语言的单词（1）
单词：同类词文的总称 词文：源程序中能匹配某一记号的字符串 模式：描述用字符串构成单词的规则
单词
WHILE
关键字 FOR
标识符 ID
常数 NUM
词文 while
for temp, i,
max 3.14 100
模式 while
for 字母开头的字母数字串
数字串{.数字串}
6
程序语言的单词（2）
22
状态转换图的构造原则
①G的每一个非终结符号代表一结点(状态)
A
B
②开始符号S作为初始状态 S
设一符号F不属于V作为终止状态 F
③形如A→aB的规则 a
A
B
④形如A→a的规则
a
A
F
特别:A →ε 未曾在A的射出弧中 出现A过的终结符号
F
某些情况下也可考虑直接将A作为终态 A
23
例:G[Z]: Z→0U∣1V U →1Z∣1 V →0Z∣0
U →1Z∣1
1
U
V →0Z∣0
01Βιβλιοθήκη 初态ZF1
0
0
V
ω1=011001 ω2=111001
29
状态转换图识别的语言
显然,若从初态出发,分别沿一切可能的路径到达终态结 点,并将路径中矢线上所标记的字符依次连接起来,便得 到状态转换图所能识别的全部符号串,这些符号串组成 的集合构成了该状态转换图识别的语言。
(2)设当前处在Ai状态,所扫描的字符为ai+1,在结点Ai所 射出的诸矢线中,寻找标记为ai+1的矢线(若不存在,则 表明w有语法错误),读入ai+1,并进入状态Ai+1;
(3)重复(2),直到w中所有字符被读完且恰好进入终态F 时,宣告整个识别结束,w可被接受.
28
例:G[Z]:
状态转换图:
Z→0U∣1V
凡能用正规文法描述的语言，均可由某种有限 状态算法——状态转换图进行分析。
21
由右线性文法构造状态转换图
设G=(VN,VT,P,S)是一右线性文法，并设|VN|=k, 则所要构造的状态转换图共有k+1个状态(结 点)。用VN中的每个符号分别标记其中的k个 结点，且令G的开始符S为初态结点；余下 的一个结点作为终态结点，用F(VN)标记。