编译原理[第二版]第4章词法分析.pptVIP

第四章 词法分析;4.1 词法分析程序的设计;单词符号;二、输出表示：（单词种别，单词自身的值） A:=B+2 (id,指向A的符号表的入口指针） (id,指向B的符号表的入口指针) (num, 2) 三、词法分析工作独立的原因： 1、简化设计 2、改进编译效率 3、增加编译系统的可移植性 ;4.2 单词的描述工具;几类单词的描述;二、正规式(regular expression);正规式中的符号说明： “?”读为“或”（也有使用“+”代替 “?” 的） “? ”读为“连接”； “?”读为“闭包”（即，任意有限次的自重复连接）。 在不致混淆时，括号可省去，但规定算符的优先顺序为：“?”、“? ”、“?” 。 连接符“? ”一般可省略不写。 “?”、“? ”和“?” 都是左结合的。 正规集是正规语言的另一种表示。 如：字母(数字|字母)? 表示标识符。;例令?={a，b}， ?上的正规式和相应的正规集的例子有： 正规式 正规集 a {a} a?b {a,b} ab {ab} (a?b)(a?b) {aa,ab,ba,bb} a ? {? ,a,aa, ……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} ;例 ?={l，d}，r=l(l?d)?定义的正规集: {l,ll,ld,ldd,……}（标识符） 其中：l代表字母,d代表数字,正规式即是 字母(字母|数字)? 它表示的正规集是“字母打头的字母数字串”。 例4.3 ?={d，.，e，+，-},则?上的正规式 ： d?(.dd??? )(e(+?-??)dd???) 表示的是无符号数的集合。其中：d为0-9的数字。;（二）两个正规式等价;（三）正规式的运算律;三、正规文法到正规式;例 r = a(a?d)? VT={a,d} S?a(a?d)? S?aA A?(a?d)? A?(a?d)B A?? B?(a?d)B B?? ;2. 将正规文法转换成正规式 使用如下规则，最后只剩下一个开始符号定义的产生式，并且右部不含非终结符。 规则1 ：A-xB,B-y = A=xy 规则2： A-xA|y = A=x*y 规则3： A-x, A-y = A=x|y ;例如：文法G[S]为： S-aA, S-a, A-aA, A-dA, A-a, A-d;4.3 有穷自动机;一、确定的有穷自动机（DFA） 1、定义: 一个确定的有穷自动机（DFA）M是一个五元组：M=（K，Σ，f，S，Z）其中 1.K是一个有穷集，它的每个元素称为一个状态； 2.Σ是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入符号，所以也称Σ为输入符号字母表； 3.f是转换函数，是在K×Σ→K上的映射，即如f(ki,a)=kj，(ki∈K，kj∈K)就意味着，当前状态为ki，输入符为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； 4.S∈K是唯一的一个初态； 5.Z?K是一个终态集，终态也称可接受状态或结束状态。;例：;（1）DFA 的状态图表示;（2）DFA 的矩阵表示;2、∑*上的符号串t在M上运行 一个输入符号串t，（我们将它表示成Tt1的形， 其中T∈∑，t1∈∑*）在DFA M上运行的定义为： f（Q，Tt1）=f（f（Q，T），t1） 其中Q∈K。 扩充转换函数f，是K×Σ*→K上的映射，且： f（Q，?）=Q;例：证明t=baab被如下的DFA所接受。;DFA M所能接受的符号串的全体记为L(M);DFA M=（K，Σ，f，S，Z）的算法: K:=S； c:=getchar; while ceof do {K:=f(K,c); c:=getchar; }; if K is in Z then return (‘yes’) else return (‘no’);二、不确定的有穷自动机NFA;例;表格表示;∑*上的符号串t在NFA N上运行 一个输入符号串t，（我们将它表示成Tt1的形式，其中T∈∑，t1∈∑*）在NFA M上运行的定义为：f（Q， Tt1）=f（f（Q，T），t1），其中Q∈K. ∑*上的符号串t被NFA