《编译原理》复习要点Word文档下载推荐.docx
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K;
N
J
END
目标代码产生
把中间代码变换成特定机器上的目标代码。
依赖于硬件系统结构和机器指令的含义
目标代码三种形式:
a）绝对指令代码:
可直接运行
b）可重新定位指令代码:
需要连接装配
c）汇编指令代码:
需要进行汇编
三.
编译程序结构
◆
编译程序总框
（简答题
5
分）
第二章
高级语言及其语法描述
2.1.1
语法
词法规则：
单词符号的形成规则。
a）
单词符号是语言中具有独立意义的最基本结构。
一般包括：
常数、标识符、
基本字、算符、界符等。
b）
正规式和有限自动机
语法规则：
语法单位的形成规则。
语法单位通常包括：
表达式、语句、分程序、过程、函数、程序等;
c）
2.1.2
语义
语义：
一组规则，用它可以定义一个程序的意义。
描述方法：
a）自然语言描述：
隐藏错误、二义性和不完整性
形式描述：
☞无二义性
☞
完整性
多数语言中，算符的优先顺序如下：
乘幂（**或↑）
一元负（-）
乘、除
加、减
关系符（<
=,>
<
=,>
=,<
>
）
非（¬
，not）
与（Λ，&
，and
或（˅,|,or,）
优
先
级
由
高
自
低
不同的语言对算符优先级
的规定有差异，甚至差异
很大！
隐含（或
imp）
等值（或
epui，或~）
2.3
程序语言的语法描述
几个概念:
a）考虑一个有穷
字母表∑
字符集
其中每一个元素称为一个字符
c）∑上的字（也叫字符串）
是指由∑中的字符所构成的一个有穷序列
d）
不包含任何字符的序列称为空字，记为ε
e）
用∑*表示∑上的所有字的全体,包含空字ε
例如:
设
∑={a，
b}，则
∑*={ε,a,b,aa,ab,ba,bb,aaa,...}
f）∑*的子集
U
和
V
的连接（积）定义为
UV＝{
αb
|
α∈U
&
b∈V
}
设：
U＝{
a,
aa
}
V＝
{
b,
bb
那么：
UV=
ab,
abb,
aab,
aabb}
g）V
自身的
n
次积记为
Vn=VV…V
h）
规定
V0={ε}，令
V*=V0∪V1∪V2∪V3∪…
称
V*是
的闭包;
记
V＋＝VV*
，称
V+是
的正规闭包。
U*
ε
aa,
aaa,
aaaa,
…}
U＋
i）0
型（短语文法，图灵机）：
产生式形如：
α
→
β
其中：
α∈
（VT
⋃
VN）*且至少含有一个非终结符；
β∈
VN）*
任何
0
型语言都是递归可枚举的。
j）1
型（上下文有关文法，线性界限自动机）：
|α|
≤
|β|，仅
S→ε
例外。
意味着对非终结符进行替换时务必考虑上下文，并且，一般不允许替换成
空串ε
。
k）2
型（上下文无关文法，非确定下推自动机）：
A
A∈
VN；
VN）*。
非终结符的替换可以不必考虑上下文。
l）3
型（正规文法，有限自动机）：
A
αB
或
α
右线性文法
VT*；
A，B∈VN
Bα
正规文法的能力要比上下文无关文法弱得多。
左线性文法
四种类型描述能力比较
m）
上下文无关文法的定义：
一个上下文无关文法
G
是一个四元式
G=（VT，VN，S，P），其中
VT：
终结符集合（非空）
VN：
非终结符集合（非空），且
VT
⋂
VN=∅
S：
文法的开始符号，S∈VN
P：
产生式集合（有限），每个产生式形式为
P→α，
P∈VN，
α
∈
开始符
S
至少必须在某个产生式的左部出现一次。
文法
G1（A）：
c|Ab
G1（A）的语言?
解：
L（G1）={c，cb，cbb，⋯}，以
c
开头，后继若干个
b
n）定义：
如果一个文法存在某个句子对应两颗不同的语法树，则说这个文法
是二义的。
G（E）：
E
i|E+E|E*E|（E）
是二义文法。
o）
语言的二义性：
一个语言是二义性的，如果对它不存在无二义性的文法。
可能存在
G’，一个为二义的，一个为无二义的。
但
L（G）=L（G’）
状态转换图
概念：
状态转换图是一张有限方向图。
结点代表状态，用圆圈表示。
状态之间用箭弧连结，箭弧上的标记（字符）代表射出结状态下可能出现的输
入字符或字符类。
一张转换图只包含有限个状态，其中有一个为初态，至少要有一个终态
正规运算符优先顺序
在不致混淆时，括号可以省去，但规定算符的优先顺序为：
*（闭包）.（连接）|（或）
3
型文法-正规式
的任何产生式为
型文法等价于正规式，所以也称正规文法。
3.3.2
确定有限自动机（DFA）
对状态图进行形式化，则可以下定义：
自动机
是一个五元式
M=（S,
∑,
f,
S0,
F）,其中：
S:
有穷状态集，
∑：
输入字母表（有穷），
f:
状态转换函数，为
S⨯∑→S
的单值部分映射，f（s，a）=s’表示：
当现行状态为
s，输入字符为
a
时，将状态转换到下一状态
s’。
我
们把
s’称为
s
的一个后继状态。
S0∈S
是唯一的一个初态；
F⊆S
：
终态集（可空）。
例如：
DFA
M=（{0，1，2，3}，{a，b}，f，0，{3}），
f
定义如下：
f（0，a）=1f（0，b）=2
f（1，a）=3f（1，b）=2
f（2，a）=1f（2，b）=3
f（3，a）=3f（3，b）=3
3.3.3
非确定有限自动机（NFA）
定义：
一个非确定有限自动机（NFA）
F），其中：
1
有穷状态集；
2
∑
输入字母表（有穷）；
S⨯∑*→2S
的部分映射（非单值）；
4
S0⊆S
是非空的初态集；
F
⊆S
从状态图中看
NFA
的区别：
弧上的标记可以是∑*中的一个字，而不一定是单个字符；
同一个字可能出现在同状态射出的多条弧上。
是
的特例。
对于任何两个有限自动机
M’，如果
L（M）=L（M’），则称
与
M’等价。
自动机理论中一个重要的结论：
判定两个自动机等价性的算法是存在的。
对于每个
存在一个
M’，使得
L（M）=L（M’）。
亦即
描述能力
相同。
把上述
确定化——采用子集法.
M’的状态集的一个子集，定义
的ε-闭包ε-closure（I）为:
i）
若
s∈I，则
s∈ε-closure（I）；
ii）
s∈I，则从
出发经过任意条ε弧而能到达的任何状态
s’都属于ε-
closure（I）
即
ε-closure（I）=I⋃{s’|从某个
s∈I
出发经过任意条ε弧能到达
s’}
是∑中的一个字符，定义
Ia=
ε-closure（J）
其中，J
为
中的某个状态出发经过一条
弧而到达的状态集合。
3.3.4
正规文法与有限自动机的等价性
定理：
1.对每一个右线性正规文法
或左线性正规文法
G，都存在一个有限自动机（FA）
M，使得
L（M）＝L（G）。
2.对每一个
FA
M，都存在一个右线性正规文法
GR
和左线性正规文法
GL，使得
L（M）
＝L（GR）＝L（GL）。
3.3.5正规式与有限自动机的等价性
对任何
M，都存在一个正规式
r，使得
L（r）=L（M）。
对任何正规式
r，都存在一个
L（M）=L（r）。
对转换图概念拓广，令每条弧可用一个正规式作标记。
（对一类输入符号）
3.3.6
确定有限自动机的化简
对
的化简:
寻找一个状态数比
少的
L（M）=L（M’）
假设
t
的两个状态，称
等价:
如果从状态
出发能读出某个字α而
停止于终态，那么同样，从
出发也能读出α而停止于终态；
反之亦然。
两个状态不等价，则称它们是可区别的。
对一个
最少化的基本思想:
把
的状态集划分为一些不相交的子集，使得任何两个不同子集的状态是可区别的，而
同一子集的任何两个状态是等价的。
最后，让每个子集选出一个代表，同时消去其他状
态。
I
（1）={0,
1,
2}I
（2）={3,
4,
5,
6}
Ia
（1）
={1,
3}
I（11）
={0,
2}I（12）
={1}
I
（2）={3,
2}
Ia（11）
Ib（11）
={2,
5}
I（111）
={0}I（112）
={2}
I（12）
Ia
（2）
={3,
6}Ia
（2）
={4,
第四章
语法分析——自上而下分析
语法分析的方法：
自下而上分析法（Bottom-up）
自上而下分析法（Top-down）
基本思想：
它从文法的开始符号出发，反复使用各种产生式，寻找
"
匹配"
的推导。
递归下降分析法：
对每一语法变量（非终结符）构造一个相应的子程
序，每个子程序识别一定的语法单位，通过子程序间的信息反馈和
联合作用实现对输入串的识别。
预测分析程序
优点：
直观、简单和宜于手工实现。
4.3
LL
（1）分析法
构造不带回溯的自上而下分析算法
要消除文法的左递归性
克服回溯
4.3.1
左递归的消除
直接消除见诸于产生式中的左递归：
假定关于非终结符
P
的规则为
P→Pα
其中β不以
开头。
我们可以把
的规则等价地改写为如下的非直接左递归形式：
P→βP'
P'
→αP'
|ε
一般而言，假定
关于的全部产生式是
左递归变右递归
P→Pα1
Pα2
…
Pαm
β1
β2|…|βn
其中，每个α都不等于ε，每个β都不以
开头
那么，消除
的直接左递归性就是把这些规则改写成：
P→β1P'
β2P'
βnP'
→α1P'
α2P'
|…
αmP'
ε
提取公共左因子:
假定关于
的规则是
A→δβ
δβ
…|
γ
γm（其中，每个γ
不以δ开
头）
那么，可以把这些规则改写成
A→δA'
m
A'
→β
β
n
经过反复提取左因子，就能够把每个非终结符（包括新引进者）的所有候选首符集变
成为两两不相交。
4.3.3
LL
（1）分析条件
假定
是文法
的开始符号，对于
的任何非终结符
A，我们定义
*
FOLLOW（A）
{a
⇒
...Aa...,a
特别是，若
⇒∙
∙
，则规定＃∈FOLLOW（A）
⏹构造不带回溯的自上而下分析的文法条件
文法不含左递归，
对于文法中每一个非终结符
的各个产生式的候选首符集两两不相交。
即，若
A→α
1|α
2|…|α
则
FIRST（α
i）∩FIRST（α
j）＝φ（i≠j）
i=1,2,...,n
对文法中的每个非终结符
A，若它存在某个候选首符集包含ε，则
FIRST（A）∩FOLLOW（A）=φ
如果一个文法
满足以上条件，则称该文法
LL
（1）文法。
第五章
语法分析——自下而上分析
从输入串开始，逐步进行“归约”，直到文法的开始符
号。
即从树末端开始，构造语法树。
所谓归约，是指根据文法的产
生式规则，把产生式的右部替换成左部符号。
算符优先分析法：
按照算符的优先关系和结合性质进行语法分析。
适合分析表达式。
LR
分析法：
规范归约
5.1.2规范归约
1.定义：
令
是一个文法，S
是文法的开始符号，假定αβδ是文法
的一个句型，
如果有
*+
且
αAδ
，
则称β是句型αβδ相对于非终结符
的短语。
特别是，如果有
A⇒β,则称β是句型αβδ相对于规则
A→
β的直接短语。
一个句型的
最左直接短语称为该句型的句柄。
2.归约
采用“移进－归约”思想进行自下而上分析。
用一个寄存符号的先进后出栈，把输入符号一个一个地移进到栈里，
当栈顶形成某个产生式的候选式时，即把栈顶的这一部分替换成（归约为）该产生式的左部
符号。
5.2
算符优先分析
四则运算的优先规则：
先乘除后加减，同级从左到右
考虑二义文法文法
i|
E+E|E-E|E*E|E/E|（E）
它的句子有几种不同的规范规约。
归约即计算表达式的值。
归约顺序不同，则计算的顺序也不同，结果也不一样。
如果规定算符的优先次序，并按这种规定进行归约，则归约过程是唯一的。
起决定作用的是相邻的两个算符之间的优先关系。
所谓算符优先分析法就是定义算符之间的某种优先关系，借助于这种关系寻找“可
归约串”和进行归约。
5.2.1
算符优先文法及优先表构造
一个文法，如果它的任一产生式的右部都不含两个相继（并列）的非终结符，即不含
如下形式的产生式右部：
…QR…
则我们称该文法为算符文法。
约定：
a、b
代表任意终结符；
P、Q、R
代表任意非终结符；
‘…’代表由终结符和非终结符组成的任意序列，包括空字。
是一个不含ε-产生式的算符文法。
对于任何一对终结符
a、b，我们说：
a=b当且仅当文法
中含有形如
P→…ab…或
P→…aQb…的产生式；
++
a<
b当且仅当
P→…aR…的产生式，
而
R
b…或
Qb…；
a>
P→…Rb…的产生式，而
…a
…aQ。
⏹如果一个算符文法
中的任何终结符对（a，b）至多只满足下述三关系之一：
a=b，
b，
b。
则称
是一个算符优先文法。
从算符优先文法
构造优先关系表的算法。
通过检查
的每个产生式的每个候选式，可找出所有满足
a=b
的终结符对。
确定满足关系<
和>
的所有终结符对：
首先需要对
的每个非终结符
构造两个集合
FIRSTVT（P）和
LASTVT（P）：
FIRSTVT
（P）
∙∙,
Qa
∈VT
Q
∈VN
LASTVT（P
）
或P
aQ
a
而Q
VN
❑
有了这两个集合之后，就可以通过检查每个产生式的候选式确定满足关系<
的所
有终结符对。
Ø
假定有个产生式的一个候选形为…aP…
那么，对任何
b∈FIRSTVT（P），有
假定有个产生式的一个候选形为…Pb…
a∈LASTVT（P），有
按其定义，可用下面两条规则来构造集合
FIRSTVT（P）：
若有产生式
P→a…或
P→Qa…，则
a∈FIRSTVT（P）；
a∈FIRSTVT（Q），且有产生式
P→Q…，则
a∈FIRSTVT（P）。
练习：
P133-2
①
计算它的
LASTVT；
②
计算
的优先关系
并确定
是否是一个算符优先文法？
分析方法：
把"
历史"
及"
展望"
综合抽象成状态；
由栈顶的状态和现行的输入符
号唯一确定每一步工作
分析器的核心是一张分析表：
ACTION[s，a]：
当状态
面临输入符号
时，应采取什么动作.
GOTO[s，X]：
状态
面对文法符号
X
时，下一状态是什么
的每个产生式的右部添加一个圆点称为
的
LR（0）项目
如:
A→XYZ
有四个项目：
A→.XYZA→X.YZA→XY.ZA→XYZ.
.
称为"
归约项目"
归约项目
S’→α
接受项目"
.aβ
（a∈VT）
移进项目"
☞A→α
.Bβ
（B∈VN）
待约项目"
.
G（S'
S'
→EE→aA|bBA→cA|d
B→cB|d
该文法的项目有：
1.S'
→·
E2.S'
→E·
3.E→·
aA4.E→a·
A5.E→aA·
6.A→·
cA7.A→c·
A8.A→cA·
9.A→·
d10.A→d·
11.E→·
bB12.E→b·
B13.E→bB·
14.B→·
cB15.B→c·
B
16.B→cB·
17.B→·
d18.B→d·
构造识别文法所有活前缀的
方法
若状态
i
X→X1
Xi-1.Xi
Xn
，状态
j
Xi-1Xi
.Xi+1
，则从状态
画一条标志为
Xi
的有向边到状态
j；
X→α
.Aβ
，A
为非终结符，则从状态
画一条ε边到所有状态
A→.γ。
把识别文法所有活前缀的
确定化。
构成识别一个文法活前缀的
的项目集（状态）的全体称为文法的
LR（0）项目集规
范族。
LR（0）分析表的构造
假若一个文法
的拓广文法
G'
的活前缀识别自动机中的每个状态（项目集）不存在下
述情况：
1）
既含移进项目又含归约项目，
2）
含有多个归约项目
是一个
LR（0）文法。
分析表的
ACTION
GOTO
子表构造方法：
若项目
A→α·
aβ属于
Ik
GO（Ik,
a）＝Ij，a
为终结符，则置
ACTION[k,a]
为
“sj”。
属于
Ik，那么，对任何终结符
a（或结束符#），置
ACTION[k,a]为
“rj”（假定产生式
A→α是文法
的第
个产生式）。
→S·
Ik，则置
ACTION[k,#]为
“acc”。
GO（Ik,A）＝Ij，A
为非终结符，则置
GOTO[k,A]=j。
5.
分析表中凡不能用规则
至
填入信息的空白格均置上“报错标志”。
按上述方法构造出的
表如果不含多重入口，则称该文法为
SLR
（1）
文法。
使用
SLR
表的分析器叫做一个
分析器。
每个
SLR
（1）文法都是无二义的。
但也存在许多无二义文法不是
SLR
（1）的.
I1、I2
I9
都含有“移进－归约”冲突。
FOLLOW（E）＝{#,
）,
+}，
5.3.4
规范
分析表的构造
我们需要重新定义项目，使得每个项目都附带有
k
个终结符。
每个项目的一般形式
是[A→α·
β,
a1a2…ak]
，这样的一个项目称为一个
LR（k）项目。
项目中的
a1a2…ak
称为它的向前搜索符串（或展望串）。
向前搜索符串仅对归约项目[A→α·
，a1a2…ak]有意义。
对于任何移进或待约项目
[A→α·
a1a2…ak],
β≠ε，搜索符串
没有作用。
按上述算法构造的分析表，若不存在多重定义的入口（即，动作冲突）的情形，则称它
的一张规范的
LR
（1）分析表。
使用这种分析表的分析器叫做一个规范的
具有规范的
LR
（1）分析表的文法称为一个
LR
（1）文法。
LR
（1）状态比
多，LR（0）⊂SLR
⊂
LR
（1）
⊂无二义文法。
第六章
属性文法和语法制导翻译
6.1
属性文法
属性文法（也称属性翻译文法）
在上下文无关文法的基础上，为每个文法符号（终结符或非终结符）配备
若干相关的“值”（称为属性）。
属性代表与文法符
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