编译原理3词法2剖析.ppt

DFA的最小化 算法的核心 把M的状态集K分成不相交的子集。 结论 接受L的最小状态有穷自动机不计同构是唯一的。 DFA M =（K,∑,f, k0,, kt),最小状态DFA M’ 1.构造状态的初始划分?：终态kt 和非终态K- kt两组 2.对∏施用传播性原则 构造新划分∏new 3. 如∏new =∏,则令 ∏final=∏ 并继续步骤4，否则∏:=∏new重复2 4.为∏final中的每一组选一代表，这些代表构成M’的状态。若k是一代表且f(k,a)=t,令r是t组的代表，则M’中有一转换f’(k,a)=r M’ 的开始状态是含有K0的那组的代表 M’的终态是含有Kt的那组的代表 5.去掉M’中的死状态. DFA的最小化 初始划分：一个由终态组成，一个由非终态组成 P0=({1,2,3,4},{5,6,7}) 观察第一个子集，在读入a之后划分为P1=({1,2},{3,4},{5,6,7}) 观察第二个子集，在读入a之后划分为P1=({1,2},{3},{4},{5,6,7}) 观察第四个子集，在读入a之后划分为P1=({1,2},{3},{4},{5},{6,7}) 正则文法与有限自动机的等价性 对于正则文法G和有限自动机M，如果L(G)=L(M)，则称G和M是等价的。关于正则文法和有限自动机的等价问题，有以下结论： 对每一个右线性正则文法G或左线性正则文法G，都存在一个正则自动机(FA)M，使得L(M)=L(G)。 对每一个FA M，都存在一个右线性正则文法GR和左线性正则文法GL，使得L(M)=L(GR)=( GL)。 正则文法与有限自动机的等价性 正则文法 GR={0,1},{A,B,C,D},A,P其中P由以下产生式构成 A→0|0B|1D B→0D|1C C→0|0B|1D D→0D|1D A B D C 0 0 1 0 1 0,1 1 A B D C 0 0 1 0 1 0,1 1 F 0 0 正则表达式和有限自动机的等价性 关于正则表达式与自动机的等价性，有如下性质： 对任何FA M，都存在一个正则表达式r，使得L(r)=L(M)。 对任何正则表达式r，都存在一个FA M，使得L(M)=L(r)。 正则表达式和有限自动机的等价性 对于简单的正则表达式： 对于正则表达式Φ，所构造的NFA为： 对于正则表达式ε，构造的NFA为： 对于正则表达式a，a∈∑，构造的NFA为： 正则表达式和有限自动机的等价性 若s,t为∑上的正则表达式，相应的NFA分别为N(s)和N(t)，则 对于正则表达式R=s | t，所构造的NFA(R)为： 对于正则表达式R= st，构造的NFA(R)为： 对于正则表达式R=S*，构造的NFA(R)为： Thanks for your time! Questions Answers * * * * * * * * * * * * * * * * * * * * Part3词法分析 授课：胡静 内容提要 词法分析器的作用 词法分析程序的设计与实现——状态图 词法分析程序的自动生成——有穷自动机 正则表达式与有限自动机 问题的提出 如果只向前看一个字符，不能够确定我们将要读入的是哪种类型的token 如果token的开头是“i”，那么它一定是标识符么？ 如果token的开头是“2”，那么它一定是一个整型的常数么？ 如果我们通过上面的类似“插入”式的方法来写识别token的程序，这样的程序不容易写正确，而且也不容易维护 因此需要一个更加有原理性的方法：词法分析器的生成器，可以自动产生有效的词法分析器。（例如lex，flex，Jlex） 一般说来，没有限制的向前看是必要的 一些问题 如何明确的描述tokens 2.e0 20.e-01 2.0000 “” “x” “\\” “\”\’” 如何将文本分割成tokens if (x == 0) a = x1; if (x == 0) a = x1; 如何描述tokens 我们可以使用正则表达式来描述程序设计语言中的tokens。正则表达式的定义如下： 正则集合（语言） 正则表达式的例子 令?={a，b}， 正则表达式 正则集合集 a {a} a?b {a,b} ab {ab} (a?b)(a?b) {aa,ab,ba,bb} a ? {? ,a,a, ……任意个a的串} (a?b)? {? ,a,b,aa,ab ……所有由a 和b组成的串} (a?b)?(aa?bb)(a?b)? {??上所有含有两个相继的a或两个相继的b组成的串} 正则表达式的例子 ?={a，b}，r=a(a ?b) ?定义的正则集合: {a,aa,ab,abb,……} ?={