编译原理 3.2正规文法和状态转换图
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《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}
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,
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）。
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）。
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
编译原理 3.2正规文法和状态转换图
S2，…，Sn为行，以各个输入符号a1，a2，…，am 为列，组成一个n行m列矩阵：
2020/6/18
B=
状态 vt S1 S2 … Si … Sn
a1 a2 a3 … aj … am
B23 Bij
第25页/共24页
其中，元素 Bij=B[Si，aj] 指明下一状态 Sk 和 扫描器此时应完成的语义动作；
助记符
while if else
switch case id num
+ − * relop relop relop = ；
内码值
— — — — —
id在符号表中位置
num在常数表中位置
—
—
— LE LT EQ — —
第33页/共24页
2 C语言子集对应的状态转换图的设计 首先对输入串做预处理。
即剔除多余的空格、注释、制表符和 换行符等。
由于直接使用整数编码不利于记忆， 故采用一些助记符表示种别编码。
2020/6/18
第32页/共24页
表1 C语言子集的单词符号及内码值
单词符号
while if else
switch case 标识符 常数
+ − * <= < == = ；
2020/6/18
种别编码
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 11 11 12 13
(2)状态4识别出一个常数后可以将它 转换成二进制常数再登录到常数表,然后返 回它在常数表中的入口指针作为内码值。
2020/6/18
第37页/共24页
3 状态转换图的实现 状态转换图易于用程序实现,最简单的
办法是让每个状态对应一小段程序。对于 图3–00,首先引进一组变量和过程：
2020/6/18
B=
状态 vt S1 S2 … Si … Sn
a1 a2 a3 … aj … am
B23 Bij
第25页/共24页
其中，元素 Bij=B[Si，aj] 指明下一状态 Sk 和 扫描器此时应完成的语义动作；
助记符
while if else
switch case id num
+ − * relop relop relop = ；
内码值
— — — — —
id在符号表中位置
num在常数表中位置
—
—
— LE LT EQ — —
第33页/共24页
2 C语言子集对应的状态转换图的设计 首先对输入串做预处理。
即剔除多余的空格、注释、制表符和 换行符等。
由于直接使用整数编码不利于记忆， 故采用一些助记符表示种别编码。
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表1 C语言子集的单词符号及内码值
单词符号
while if else
switch case 标识符 常数
+ − * <= < == = ；
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种别编码
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 11 11 12 13
(2)状态4识别出一个常数后可以将它 转换成二进制常数再登录到常数表,然后返 回它在常数表中的入口指针作为内码值。
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3 状态转换图的实现 状态转换图易于用程序实现,最简单的
办法是让每个状态对应一小段程序。对于 图3–00,首先引进一组变量和过程：
chapter3.2正规文法和状态转换图
右=>状 讨论1：消除ε产生式的方法-2
如文法G[S]：
S -> A A -> aX X -> ε 消除ε后，G[S]为 S -> A A -> a 而不是： S -> A A -> aX | a （显然A无法产生终止符串）
右=>状 讨论2 A-other->[[F]] vs [[A]]
A
[other]
L(G) c, cd, ad b | n 0
n
3.2.1(1)右线性文法=>状态转换图
设G=(VN,VT,P,S)是一右线性文法,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为初态状态
3) 终止状态,用F(VN)标记
1
{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) );
3) 起始状态,用R(VN)标记
R是新加(状态）节点
左线性文法=>状态转换图 转换规则 A -> Ba B R
a
a
A A
A -> a
若A为起始符（G[A]）
A
消除ε，重用上述规则
A ->ε
不存在这 种转换
编译原理第3章
• 二、有限自动机（FA：Finite Automata）
1、说明：
• 有限自动机是具有离散输入输出系统的数学模型。它具 有有限数目的内部状态，系统可以根据当前所处的状态 和面临的输入字符决定系统的后继行为。其当前状态概 括了过去输入处理的信息
输入带
a b
c d
读头
e ……
有限状态控制器
2014-5-22 12
3.1 正规文法与有限自动机
• 二、有限自动机
电梯是典型的有限状态自动机 那电梯如何描述呢? 电梯的程序又如何构造呢?
2014-5-22
13
3.1 正规文法与有限自动机
• 二、有限自动机－分别讲解
2、确定有限自动机（DFA）
• 确定有限自动机DFA是一个五元组 M(S,,f,s0,Z），其中：
• 1. 取I0=S0 • 2. 若状态集Q中有状态Ii={s0,s1,……sj} , sk∈S , 0 kj;而 且M机中有f({s0,s1,……sj},a)= f(s0,a)∪f(s1,a)…∪f(sj,a) ={s0,s1,……st} =It，若It不在Q中，则将It加入Q。 • 3. 重复第(2)步，直至Q中没有新的状态加入 • 4.取终态F={I | I ∈ Q,且I ∩ Z }
例：已知正规文法G1的产生式，求出它所定义的正规式。
产生式为：SaS|aB BbB|bA AcA|c
• 解：由产生式写出对应的联立方程组： S＝aS|aB （ 1） B＝bB|bA （ 2） A＝cA|c （ 3） 运用定理2求解(1)(2)(3): …
2014-5-22
11
3.1 正规文法与有限自动机
• 注意：
– 仅由字母表A={ai| i=1,2,……n}上的正规式所组成的语言 称作正规集，记作L() – 利用正规集相同，可用来证明相应正规式等价 – “|”读作为“或”，也可写作为“+”或“，”；“•”读作 连接
1、说明：
• 有限自动机是具有离散输入输出系统的数学模型。它具 有有限数目的内部状态，系统可以根据当前所处的状态 和面临的输入字符决定系统的后继行为。其当前状态概 括了过去输入处理的信息
输入带
a b
c d
读头
e ……
有限状态控制器
2014-5-22 12
3.1 正规文法与有限自动机
• 二、有限自动机
电梯是典型的有限状态自动机 那电梯如何描述呢? 电梯的程序又如何构造呢?
2014-5-22
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3.1 正规文法与有限自动机
• 二、有限自动机－分别讲解
2、确定有限自动机（DFA）
• 确定有限自动机DFA是一个五元组 M(S,,f,s0,Z），其中：
• 1. 取I0=S0 • 2. 若状态集Q中有状态Ii={s0,s1,……sj} , sk∈S , 0 kj;而 且M机中有f({s0,s1,……sj},a)= f(s0,a)∪f(s1,a)…∪f(sj,a) ={s0,s1,……st} =It，若It不在Q中，则将It加入Q。 • 3. 重复第(2)步，直至Q中没有新的状态加入 • 4.取终态F={I | I ∈ Q,且I ∩ Z }
例：已知正规文法G1的产生式，求出它所定义的正规式。
产生式为：SaS|aB BbB|bA AcA|c
• 解：由产生式写出对应的联立方程组： S＝aS|aB （ 1） B＝bB|bA （ 2） A＝cA|c （ 3） 运用定理2求解(1)(2)(3): …
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3.1 正规文法与有限自动机
• 注意：
– 仅由字母表A={ai| i=1,2,……n}上的正规式所组成的语言 称作正规集，记作L() – 利用正规集相同，可用来证明相应正规式等价 – “|”读作为“或”，也可写作为“+”或“，”；“•”读作 连接
编译原理 第3章习题解答
第三章习题参考解答3.1 构造自动机A，使得①②③当从左至右读入二进制数时，它能识别出读入的奇数；④它识别字母表{a, b}上的符号串，但符号串不能含两个相邻的a，也不含两个相邻的b；⑤它能接受字母表{0, 1}上的符号串，这些符号串由任意的1、0和随后的任意的11、00对组成。
⑥它能识别形式如±dd*⋅ d*E ±dd的实数，其中，d∈{0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9}。
3.2 构造下列正规表达式的DFSA：① xy*∣yx*y∣xyx；② 00∣(01)*∣11；③ 01((10∣01)*(11∣00))*01；④ a(ab*∣ba*)*b。
3.3 消除图3.24所示自动机的空移。
bεq1q2q3aba,bqaq6q4q5abεεε图3.24 含空移的自动机3.4 将图3.25所示NDFSA确定化和最小化。
xyqq1q2q4q3xyxyx,yx图3.25 待确定化的NDFSA3.5 设e、e1、e2是字母表∑上的正规表达式，试证明① e∣e=e；② {{e}}={e}；③ {e}=ε∣e{e}；④ {e1 e2} e1= e1{e2 e1};⑤ {e1∣e2}={{e1}{e2}}={{e1}∣{e2}}。
3.6 构造下面文法G[Z]的自动机，指明该自动机是不是确定的，并写出它相应的语言： G[Z]:Z→A0A→A0∣Z1∣03.7 设NDFSA M=({x, y},{a, b},f, x, {y}), 其中，f(x, a)={x, y}, f(x, b)={y}, f(y, a)=∅, f(y, b)={x, y}。
试对此NDFSA确定化。
3.8 设文法G[〈单词〉]：〈单词〉→〈标识符〉∣〈无符号整数〉〈标识符〉→〈字母〉∣〈标识符〉〈字母〉∣〈标识符〉〈数字〉〈无符号整数〉→〈数字〉∣〈无符号整数〉〈数字〉〈字母〉→a∣b〈数字〉→1∣2试写出相应的有限自动机和状态图。
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2020/6/18
第30页/共24页
一个简单的词法分析器示例
1 C语言子集的单词符号表示 2 C语言子集对应的状态转换图的设计 3 状态转换图的实现
2020/6/18
第31页/共24页
1 C语言子集的单词符号表示
大多数程序语言的单词符号都可用 状态转换图予以识别。下面构造一个C 语言子集的简单词法分析器，该C语言 子集的所有单词符号及其种别编码和内 码值如下表所示。
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
2020/6/18
第7页/共24页
形如A→aB的规则：从结点A引一条矢线到结
点B，并用符号a标记这条矢线；
a
A
B
形如A→a的规则：从结点A引一条矢线到终态
结点F，并用符号a标记这条矢线；
a
A
F
2020/6/18
第8页/共24页
则有：S=> a1A1=> a1 a2A2=> a1 a2 a3A3=> … => a1 a2 a3 … an-1An-1=> a1a2a3…an
事实上，在利用状态转换图M对符号串ω进行识别的 过程中，M中的每一次状态转换都模拟了G中的一步 直接推导，所以，上述方法是一个自顶向下的分析
方法。
2020/6/18
a
R
A
2020/6/18
第16页/共24页
例如：G[Z]：Z→U0∣V1 U →Z1∣1 V →Z0∣0
1
2020/6/18
1
U
初态 R
0
V
0
Z
1
0
第17页/共24页
二、状态图的使用——识别句子
对于已知的字符串ω =a1a2a3……an，利用状态 转换图识别的步骤：
从初态R开始，自左向右扫描ω的字符，在当前状态 所射出的弧中，找出标记有该字符的弧，并沿此弧 过渡到下一当前状态；
(8)buildlist( ): 将标识符登录到符号表或将常数 登录到常数表；若登录表中已存在该标识符 或常数，则返回相关信息。
(9)error( ): 进行出错处理。 (10)getchar():把下一个输入字符读到character 中，读入源程序字符的指针前移一个字符。
2020/6/18
第40页/共24页
Sk：其含义是，在Si状态下，扫描到输入符
号aj时，按序偶（Si，aj）查矩阵B，扫描
Bij=
器根据Bij的指示，先执行相应的语义动作，
再转换到下个状态Sk；
空白：“出错”，则说明输入符号串有误，
拒绝接受，扫描器将调用出错处理程序进
行处理。
2020/6/18
第26页/共24页
在一个状态矩阵中，有很多元素都是出错状态， 为了节省存放状态矩阵的存储空间，在具体实现 时，常采用更为紧凑和有效的数据结构（见P55 表3-1 ）。
一、状态图
文法中的每一个非终结符号代表一结点 （状态） ；
开始符号S作为终止状态 S 设一符号R不属于V作为初始状态 R
2020/6/18
第15页/共24页
形如A→Ba的规则：从结点B引一条矢线到 结点A，并用符号a标记这条矢线；
a
B
A
形如A→a的规则：从初始状态R引一条矢 线到结点A，并用符号a标记这条矢线；
助记符
while if else
switch case id num
+ − * relop relop relop = ；
内码值
— — — — —
id在符号表中位置
num在常数表中位置
—
—
— LE LT EQ — —
第33页/共24页
2 C语言子集对应的状态转换图的设计 首先对输入串做预处理。
即剔除多余的空格、注释、制表符和 换行符等。
其它
其它
第23页/共24页
3.2.3 状态转换图的一种实现
状态矩阵法：状态转换图可方便地用于识别 单词，但是，如何让计算机利用状态转换图 来进行词法分析呢？一个简单实用的方法就 是将图以矩阵的形式保存在内存中，这就是 所谓的状态矩阵法。
2020/6/18
第24页/共24页
状态（转换）矩阵：以状态转换图中各个状态S1，
字母
其它
*
0
1
2
2020/6/18
( a)
第21页/共24页
识别无符号整数的状态转换图如下：
数字
数字 0
其它
*
1
2
(b)
2020/6/18
第22页/共24页
识别无符号数的状态转换图如下：
E
数字
数字
数字
数字 · 数字 E ＋或－ 数字 其它
0
1
2
3
4
5
6
27
数字
另见：P51 图 3-3
2020/6/18
(5)letter( )和digit( ): 判断character中的 字
符是否为字母和数字的布尔函数,若是 则返回true, 否则返回false。 (6)reserve( ): 按token数组中的字符串查 保留字表, 若是保留字则返回其编码, 否则返回0。
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(7) retract( ): 扫描指针回退一个字符, 同 时将character置为空白。
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从状态转换图的初态出发，分别沿着一切可能 的路径到达终态结点，并将每条路径各矢线上 的标记字符依次连接起来，便得到状态转换图 所能识别的全部符号串，这些符号串所组成的 集合也就是该状态转换图所识别的语言。
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3.2.2.2 左线性文法的状态转换图
其次把保留字作为一类特殊标识符处理。
即对保留字不专设对应的状态转换图， 当状态转换图识别出一个标识符时就去查 表，确定它是否为一个保留字。
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对保留字专设对应的状态转换图：
C语言子集对应的状态转换图如下：
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空白 字母或数字
开始 字母
<标识符>→<标识符>数字 <标识符>→字母
凡是能用正规文法描述的语言，均可由某种有 限状态算法进行分析；
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3.2.1 状态转换图
状态转换图是设计和实现扫描器的一种有效工具； 状态转换图：是一组矢线连接的有限个结点组成
的方向图
每一个结点对应在识别或分析状态中扫描器所处的状 态，用小圆圈表示；
特别的A → ε：从A引一条矢线到终态，且在这 条失线上标记未曾在A的射出弧中出现终结符号。
例如：
Vt ={a，b，c} A→aB|ε
a
B
A
b,c F
表示读到a以外的其他任何终结符号都进入终态
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例如：G[Z]：Z→0U∣1V U →1Z∣1 V →0Z∣0
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满足：识别到字符串最后一个字符，进入终态； 否则：ω不是文法的句子（单词符号）；
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例如：
G[Z]： Z→U0∣V1 U →Z1∣1 V →Z0∣0
1U 初态 R
0V
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1 0
Z
1
0
ω =100110?
100110 U00110 Z0110 V110 Z10 U0 Z
构造出状态矩阵之后，整个单词的识别过程就可 在一个驱动程序（见P54 程序3-2）的控制之下自 动地进行，直到从输入字符串中识别出全部单词 为止；
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P55 表3-1
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P54 程序 3-2
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P54 程序 3-2
(2)状态4识别出一个常数后可以将它 转换成二进制常数再登录到常数表,然后返 回它在常数表中的入口指针作为内码值。
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3 状态转换图的实现 状态转换图易于用程序实现,最简单的
办法是让每个状态对应一小段程序。对于 图3–00,首先引进一组变量和过程：
(1)character: 字符变量,存放最新读入 的源程序字符。
(2)token: 字符数组,存放构成单词符号 的字符串。
(3)getbe( ): 若character中字符为空,则 调用getchar( ),直至character为非空。
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(4)concatenation( ): 将token中字符串与 character中字符连接作为token中的新 字符串。
返回(relop, LE) 返回(relop, LT)
返回(relop, EQ) 返回(＝, -) 返回(; , -)
图 3-00
非法字符错
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注意: (1)状态2识别出一个单词符号后需先
查保留字表,若匹配则为保留字,否则为标 识符。若为标识符,还需查符号表,看表中 是否有此标识符。若符号表中无此标识符, 则先将它登录到符号表中,再返回它在符号 表中入口地址作为内码值;若表中有此标识 符,则直接返回其入口地址作为内码值。
Z U0 Z1 V1 Z0 U0
1
此过程是一种归约过程
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用对左线性文法所构造的状态转换图来识别 文法的句子，其过程与上面对右线性文法中 所述的过程并无二致。不过，就识别的方法 而论，它却属于自底向上的分析。