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编译原理总结范文 编译原理总结1.2.3.4.编译程序是对)若、是正规式，则以下不是正规式的是(+)对任何两个有限自动机M和M,若L(M)=L(M)，则称M与M(等价)一个文法G是一个（四元式）5.如果文法G是无二义的，则下面（对于文法中的任意一个句子，它的最左或最右推导对应的语法树相同）成立6.文法的开始符号经0步或多步推导产生的文法符号序列是（句型）7.已知文法G S(L)|aS|a LL,S|S的句型(S,(a)，此句型的句柄为（a）8.编译程序中的语法分析器接受以（单词）为单位的输入，并产生有关信息供以后各阶段使用。 9.自上而下语法分析的主旨是对于输入串，试图用一切可能的办法，从文法的开始符号出发，为输入串寻找一个（最左推导）10.所谓消除回溯，就是在推导时，根据面临的输入符号去寻找唯一正确的（候选式）11.LR分析法中，语法分析栈中存放的状态是识别规范句型(活前缀)的DFA的状态12.规范归约中用（句柄）刻画可归约串13.LR (0)的一个项目是A.B，这个项目称为（待约项目）14.在基于自下而上的语法制导翻译中，语义翻译子程序在（归约）时刻被执行15.假设某变量对应的符号表的入口地址为operand，则*operand表示的内容为（存放实际数据的地址）1.词法分析执行词法分析的程序称为词法分析器，任务依据描述语言的构词规则，从文件读入源程序，由字符拼接单词，每当识别出一个单，词法分析器就输出这个单词的内部码（单词二元式）。 内部码由两部分组成单词的种别，单词的值。 2.语法分析执行语法分析的程序叫语法分析器。 任务根据语言的语法规则，将词法分析器所提供的单词种别分析成各类语法范畴，检查源程序的语法结构是否正确3.语义分析（中间代码产生）执行语义分析任务的程序称为语义分析器或中间代码产生器。 任务依据语言的语义内涵，按照语法分析器所识别出的语法范畴产生相应的中间代码，并建立符号表和常数表，用于登录源程序中各种名字的性质和状态，中间代码非常接近于机器指令，但和具体机无关。 常用的中间代码有三元式和四元式。 4.目标代码生成执行目标代码生成的程序称为目标代码生成器。 任务依据目标机器的系统结构，根据中间代码和表格信息，确定各类数据在内存中的位置，选择合适的指令代码，将中间代码翻译成汇编语言或机器指令，这部分工作和具体的计算机硬件有关。 5.语法制导翻译为每一个产生式配一个语义子程序。 在语法分析过程中，当一个产生式获得匹配或用于归约时，此产生式相应的语义子程序进入工作，完成既定的翻译任务。 1.词法分析（第二章）基本概念步 (2)NFA转换成DAF（状态转换矩阵形式）画出正规式a*(a|b)b对应的NFA（画出状态转换图）,再转换成DFA（状态转换矩阵形式）（第四章）G如下AaAB|a BBb|d (1)消除文法左递归，并提取左因子 (2)计算每个非终结符候选式的first集合和follow集合 (3)构造预测分析表 (4)改写后的文法是否是LL (1)文法？为什么？解: (1)文法G消除左递归后，变为GAaAB|aBdBBbB|G文法提取左因子后，变为GAaAAAB|BdBBbB| (2)A:first(aA)=afollow(A)=#,dA:first(AB)=afirst()=follow(A)=#,dB:first(dB)=dfollow(B)=#,dB:first(bB)=bfirst()=follow(B)=#,d改写后的文法G是LL (1)因为预测表中任一单元不含多重产生式G SA bAaBBb (1)计算每个非终结符候选式的first集合和follow集合； (2)构造预测分析表 (3)判断该文法是否是LL (1)文法，说明原因解 (1)计算每个非终结符候选式的first集合和follow集合；S:first(A b)=a,bfollow(S)=#A:first(a)=afirst(B)=b,first()=follow(A)=bB:first(b)=bfirst()=follow(B)=follow(A)=b (2)LL (1)文法，原因在文法预测分析表中含有多重定义。 )文法G SfCtSj|fCtSeS|a(j相当于endif)Ci提取文法G的左因子SfCtSS|a SeS|j Ci给出它的预测分析表first(S)=f,afirst(S)=e,jfirst(C)=i不含空产生式不研究follow因为预测表中任一单元不含多重产生式故上述文法是LL (1)文法3.语法分析（第五章）已知文法G:St|(S)构造识别活前缀的确定有限自动机（LR (0)项目集规范族）构造该文法的LR (0)分析表，并判断其是否是LR (0)文法构造该文法的SLR (1)分析表，并判断其是否是SLR (1)文法解首先引入产生式SS，将原文法G拓广成G0:SS1:St2:S(S)该文法是LR (0)文法，因为LR (0)分析表的任意单元都不含多重定义。 构造该文法的SLR (1)分析表，并判断其是否是SLR (1)文法该文法是SLR (1)文法，因为SLR (1)分析表的任一单元都不含多重定义。 已知文法G:1.SBB2.BaB3.Bb构造识别活前缀的确定有限自动机（LR (0)项目集规范族）构造该文法的LR (0)分析表，并判断其是否是LR (0)文法构造该文法的SLR (1)分析表，并判断其是否是SLR (1)文法解首先引入产生式SS，将原文法G拓广成G0:SS1:SBB2:BaB3:Bb该文法是LR (0)文法，因为LR (0)分析表的任意单元都不含多重定义。 (3)构造该文法的SLR (1)分析表，并判断其是否是SLR (1)文法follow(S)=#follow(S)=#follow(B)=a,b,#I5follow(S)=#所以只有#对应r1；I4I6follow(B)=a,b,#分别对应该文法是SLR (1)文法，因为SLR (1)分析表的任一单元都不含多重定义。 t4。 语法树已知句型相应的语法树，给出其短语、直接短语、句柄S a A cB ea AS cB eaAS cB eA b d Abdd b最右推导，或句子的推导对应两棵语法树，则称该文法为二义文法。 句型假设G是一个文法，S是它的开始符号，如果，则称是G的一个句型。 句子仅含终结符的句型是一个句子语言文法G所产生的句子的全体称为文法的语言。 二义文法若一个文法所产生的语言中，只要存在一个句子，它有二个最左推导，或有二个等价文法两个不同的文法G 1、G2，若所产生的语言是相同的，则称这两个文法是等价的。 即L(G1)=L(G2)直接短语（简单短语）如果有A，且A，1.最左推导和最右推导在各种推导中，考虑今后语法分析的需要，我们仅对两种推导感兴趣。 1）最左推导在推导过程中始终对最左面的非终结符进行替换，记为2）最右推导在推导过程中始终对最右面的非终结符进行替换，记为例根据文法G:EE+E|E*E|(E)|i，分别用最左推导和最右推导推出(i*i+i)左(i*i+i)右(i+i*i)2.正规式证明正规式满足下列关系交换律|=|结合律|(|)=(|)|，()=()分配律(|)=|，(|)=|=1)设为正规式，求证证明L()=L()L()=L()=L()L()=L()L()=L()L()=L()=L()L()=L()成立2)设、为正规式求证:=|证明根据分配律有左(|)=(|)|=|KW-9lxJU(8kwHT*7i uGS&5htFR$4g sDP!3fqCO#1d pBNY0cozLX+b myKW-9lxJU(8kwHT*7iuGS&5htFQ$4gsDP!3eqCO#1dpBNY0cozLX+bmyKW)9lxJU(8kvHT*7iuGS%5htFQ$4gsDP!3eqCO#1dpBMY0cozLX+amyKW)9lxIU(8kvHT*7iuGS%5htF Q$4grDP!3eqCOZ1dpBM Y0cozLX+amyK W)9lx IU(8kvH T*6iuGS%5htE Q$4grDP!3eqC OZ1dp BMY0z LX+amyKV)9lx IU(8jvHT*6iu GS%5htEQ$4gr DP!2eqCOZ1dpAMY0zLX-am yKV)9lxIU(8j vHT*6iuGR%5htEQ$4frDP!2e qCOZ1d pAMY0c nzLX-amyKV)9lwIU(8jvHT&6iuGR%5htEQ$4frDP!2eqZ1dpAMY0bnzLX-amyJV)9lwIU(8jvHT&6iuGR%5hsEQ$4frDP#2eqZ1dpAMY0bnzLX-amyJV)9lwIU(7jvH T&6iuFR%5hsE Q$4frDP#2eqC NZ1doAMY0bnz LW-amy JV)9kw IU(7jvHT&6iuFR%5hsEQ$3fr DP#2eq BNZ1do AMY+bnzLW-amyJV)9kwIU(7j vHS&6iuFR%5g sEQ$3frDP#2eqBNZ1doAMY+b nzLW-amxJV)9kwIU*7jvHS&6iuFR%5gsEQ$3frDO#2eqBNZ1coAMY+bnzKW-amxJV)9kwIU*7jvHS&6itFR%5gsEQ!3frDO#2eqBNZ1coAMY+bnzKW-amxJV)8kwIU*7jvGS&6itFR%5gsEQ!3frDO#2epBN Z1coAMX+bnzK W-alxJV)8kwI U*7jvGS&6itF R%4gsEQ!3frC O#2epBNZ0coA MX+bnzK W-alx JV)8kwIT*7jvGS&6htFR%4gs EQ!3frC O#2ep BNZ0coAMX+bn yKW-alxJV(8k wIT*7jv GS&6h tFR%4gsEP!3frCO#2dpBNZ0c oALX+bnyKW-alxJV(8kwIT*7juGS&6htFR$4gsEP!3f qCO#2dpBNZ0coALX+bnyKW-9lxJV(8kwHT*7juGS&6htFR$4gsEP!3fqCO#2dpBN Y0coALX+bmyK W-9lxJV(8kwH T*7juGS&5htF R$4gsDP!3fqC O#1dpBNY0coA LX+bmyKW-9lx JU(8kwH T*7iu GS&5htFR$4gs DP!3fqCO#1dp BNY0cozL X+bm yKW)9lxJU(8k wHT*7iuGS&5h tFQ$4gsDP!3e qCO#1dpBMY0c ozLX+bmyKW)9lxJU(8kv HT*7iuGS%5htFQ$4gr DP!3eqCO#1dpBMY0co zLX+amyKW)9lxIU(8kvHT*7iuGS%5htFQ$4g rDP!3eqCOZ1dpBMY0zLX+amyKW)9lxIU(8kvHT*6iuGS%5htEQ$4grDP!2eqCO Z1dpBMY0zL X+amyKV)9lxI U(8jvHT*6iuG R%5htEQ$4grD P!2eqCOZ1dpA MY0z LX-amyKV)9lxIU(8j vHT*6iuGR%5h tEQ$4frDP!2e qZ1dpA MY0c nzLX-amyKV)9lw 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sEQ!3frCO#2epBNZ0coAMX+b nzKW-a lxJV)8kwIT*7jvGS&6htFR%4gsEP!3frCO#2epBNZ0coAMX+bnyKW-alxJV(8kwIT*7juGS&6htFR%4gsEP!3frCO#2dpBNZ0coALX+bnyKW-alxJV(8kwIT*7juGS&6htFR$4gsEP!3fqCO#2dpBNZ0coALX+bny KW-9lxJV(8kw HT*7juGS&5ht FR$4gsEP!3fq CO#2dpBNY0co ALX+bmyK W-9l xJV(8kwHT*7j uGS&5htFR$4g sDP!3fqCO#1d pBNY0coALX+b myKW-9lxJU(8kwHT*7iu GS&5htFQ$4gsDP!3f qCO#1dpBNY0cozLX+bm yKW)9lxJU(8kvHT*7iuGS&5htFQ$4gsDP!3eqCO#1dpBMY0cozLX+bmyKW)9lxJU(8kvHT*7iuGS%5htFQ$4grDP!3eqCO#1dpBM Y0cozLX+amyK W)9lxIU(8kvH T*6iuGS%5htF Q$4grDP!3eqC OZ1dpBMY0z LX+amyKV)9lx IU(8kvH T*6iu GS%5htEQ$4gr DP!2eqCOZ1dp BMY0zLX+am yKV)9lxIU(8j vHT*6iuGR%5h tEQ$4gr DP!2e qCOZ1dpAMY0c nzLX-amyKV)9lwIU(8jv HT*6iuGR%5htEQ$4f rDP!2eqZ1dpAMY0 zLX-amyKV)9lwIU(8jvHT&6iuGR%5hsEQ$4f rDP!2eqZ1dpAM Y0bnzLX-amyJ V)9lwIU(7jvH T&6iuGR%5hsE T*7juGS&5htF R$4gsDP!3fqC O#1dpBNY0coA LX+bmyKW-9lxJU(8kwH T*7iuGS&5htFR$4gsDP!3fqCO#1dpBN Y0cozLX+bmyK W)9lxJU(8kwHT*7iuGS&5htF Q$4gsDP!3eqC O#1dpBMY0cozLX+bmyKW)9lx JU(8k vHT*7iu 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