编译原理知识点整理

第七章 LR 分析方法
一个 LR 分析器由 3 个部分组成：一个总控（驱动）程序、一张分析表（Action 和 Goto） 、分析栈 一个句型的左起部分称为前缀，把形成可归前缀之前包括可归前缀在内的期编译原理课程整理
前缀 产生项目时若是空产生式，如 A®ε 仅产生项目 A®• 项目分为四种： （1） 移进项目：形如 A®α • aβ，aÎVT （2） 待约项目：形如 A®α • Bβ，BÎVN （3） 归约项目：形如 A®α • （4） 接受项目：形如 S'®S• 一个文法的 LR(0)项目集规范族中的项集不存在“移进—归约” ，或“归约—归约”冲突时，称该文法为 LR(0)文法 SLR(1)方法：是 LR(0)的一种改进，为了解决 LR(0)项目集中的项目“冲突”问题，在含有冲突项目的状 态下向前看一个符号的简单 LR(1)方法 假 定 一 个 LR(0) 项 目 集 规 范 族 中 含 有 如 下 项 目 集 ： I={X®α•bβ ， A®γ• ， B®δ•} ， 若 满 足 ： FOLLOW(A)∩FOLLOW(B)∩{b}=Φ，则当在状态 I 时面临输入符为 a 时，动作可由如下规定决策： （1） 若 a=b，则移进 （2） 若 a∈FOLLOW(A)，则用 A®γ 归约 （3） 若 a∈FOLLOW(B)，则用 B®δ 归约 （详见书 P138）
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2015-2016 学年上半学期编译原理课程整理
编译原理
第一章 编译程序概述
编译器就是一个程序，它读入用某种语言编写的源程序，并翻译成一个与之等价的另一种语言编写的源 程序。 词法分析：识别出单词并用记号方式表示，进行词法检查，删除空白符、注释等 语法分析：建立语法树，检查形式语法错误 语义分析：检查动/静态语义错误，识别表达式和语句中的操作信息及类型信息 中间代码生成：产生源程序的一个显式中间表示 代码优化：试图改进中间代码，以产生执行速度较快的机器代码 代码生成：把中间代码或语义分析的结果转换成目标代码程序 （详见书 P2）
第三章 文法和语言
文法 G 定义为四元组 G =（VN，VT，P，S） 0 型文法（短语文法） ：a ® b，aÎ(VN∪VT ) +，b Î (VN∪VT)* 1 型文法（上下文有关文法） ：a ® b，½a½£½b½，aÎ(VN∪VT ) +，b Î (VN∪VT)* 2 型文法（上下文无关文法） ：A ® b，AÎVN , b Î (VN∪VT)* 3 型文法（正规/则文法） ：A ® aB，A ® a，A、BÎVN , a Î VT （详见书 P38） 如果一个文法 G 存在某个句子，使得它有两棵语法树，则称 G 为二义性文法 如果在推导的任何一步a=>b，都是对a中的最左/右非终结符进行推导分别为最左/右推导 每棵子树的叶组成一短语；每棵简单子树的叶组成简单短语；最左简单子树的叶组成句柄 由某一结点及其所属分枝组成的部分称为子树；只有单层分枝的子树称为简单子树 （详见书 P44）
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确定的有穷自动机（DFA）中 K：有穷状态集，å：有穷字母表，f：K´å ®K 的映像（单值映射） ，S： 初态，Z：终态集 非确定的有穷自动机（NFA）中，S 为初态集 （NFA 和 DFA 的转换见书 P58） DFA 化简中多余状态： 指从开始状态出发不能够达到的状态； 等价状态： 指从两个状态出发产生的 （子） 串集相同（详见书 P60） 两个状态 s 和 t 等价的条件： 一致性条件： s 和 t 同时为终态或非终态 蔓延性条件：对于所有输入符号，s 和 t 必须转到等价的状态里
第四章 词法分析
词法分析的基本思路是：将单词符号的词法用有效的工具描述；基于该描述建立单词的识别机制；设计 和实现词法分析程序 正规文法（3 型文法） ：产生（接受）语言为正则集产生式形式是：A ® aB 或 A ® a，A、BÎVN , a Î VT 正规式和它所表示的正规集的递归定义：设字母表为∑，辅助字母表∑’={Φ,ε,•,*,|,(,)} 正规式®正规文法 （1） 对任何正规式 r，选择一非终结符 S，生成产生式：S®r （2） 若 x 和 y 是正规式，对形如 A®xy 产生式，重写成：A®xB，B®y （3） 对形如 A®x*y 产生式，重写为：A®xB，A®y，B®xB，B®y （4） 对形如 A®x | y 的产生式，重写为：A®x，A®y 正规文法®正规式 （1） 对任何正规式 r，选择一非终结符 S，生成产生式：S®r （2） 若 x 和 y 是正规式，对形如 A®xy 产生式，重写成：A®xB，B®y （3） 对形如 A®x*y 产生式，重写为：A®xB，A®y，B®xB，B®y
第八章 语法制导翻译和中间代码生成
语法制导翻译：借用语法分析程序进行控制（确定语法成分） ，在语法分析过程中，根据每个产生式对应 的的语义子程序（语义动作） ，进行翻译的办法 逆波兰式即是表达式的后缀表示 中缀Þ后缀方法找最后被运算的运算符向后移 三元式的一般形式：(i):(op , ARG1 , ARG2)，实现 i:=ARG1 op ARG2 四元式的一般形式：(i)(op , ARG1 , ARG2 , RESULT)，实现 RESULT:= ARG1 op ARG2 （赋值语句的翻译及语句分析见书 P180） 布尔表达式的翻译方法：not c：(not , c , _ , t1)，t1:=not c
第五章 自顶向下语法分析方法
从开始符出发，如何根据当前的输入符号（单词符号）唯一地确定选用哪个产生式替换相应非终结符往 下推，或构造语法树 ε 不可能在 FOLLOW、SELECT 集合中 给定产生式 A®α，A∈VN，α∈V*，则Select A → α = ������������������������������ ������ , ������ ≠> ������ ������������������������������ ������ − ������ ∪ ������������������������������������ ������ , ������ => ������
第六章 自底向上优先分析法
自底向上分析法关键是如何确定栈顶上的句柄 根据文法建立树，分析优先级关系得简单优先关系矩阵，分析语句出现＞进行规约 算符文法中任何句型都不包含相邻的非终结符，且如果 Ab 或（bA）出现在算符文法的句型 γ 中，则 γ 中任何含 b 的短语必含 A 设有一不含 ε 产生式的算符文法 G, 如果对任意两个终结符对 a，b 之间至多只有三种关系的一种成立， 则称 G 为算符优先文法（详见书 P108） 算符优先文法的优先关系（求 FIRSTVT、LASTVT 见书 P113） ： （1） = 关系：若 A®…ab…或 A®…aBb…，则 a=b （2） < 关系（列坐标） ：若 A®…aB…，则对每一个 b∈FIRSTVT(B)，a<b （3） > 关系（行坐标） ：若 A®…Bb…，则对每一个 a∈LASTVT(B)，a>b 构造优先函数：若 a=/</>b 则 f(a)= /</>g(b)，f 为列，g 为行（列表见书 P118）
一个文法 G 是 LL(1)文法的充要条件是，对任一 A ∈ VN 的两个产生式 A®α， A®β，满足 SELECT (A®a)∩SELECT(A®β)=Φ，其中a，β 不能同时=> e 若文法中含有 A®αβ | αγ，提取左公因子 一个文法含有左递归时不能采用自顶向下分析法，直接左递归：A®Aβ；间接左递归：A®Bβ，B®Aα 消除直接左递归 A®Aα | β，引进新非终结符 A′ 变换为：A®βA′，A′®αA′ | ε 消除间接左递归先变换为直接，而后消除直接 预测分析法：求 SELECT 后构造分析表，进行输入串的分析（详见书 P94）