Ⅰ 編譯原理全部的名詞解釋
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編譯過程的六個階段：詞法分析，語法分析，語義分析，中間代碼生成，代碼優化，目標代碼生成
解釋程序：把某種語言的源程序轉換成等價的另一種語言程序——目標語言程序，然後再執行目標程序。解釋方式是接受某高級語言的一個語句輸入，進行解釋並控制計算機執行，馬上得到這句的執行結果，然後再接受下一句。
編譯程序：就是指這樣一種程序，通過它能夠將用高級語言編寫的源程序轉換成與之在邏輯上等價的低級語言形式的目標程序(機器語言程序或匯編語言程序)。
解釋程序和編譯程序的根本區別：是否生成目標代碼
句子的二義性（這里的二義性是指語法結構上的。）:文法G[S]的一個句子如果能找到兩種不同的最左推導(或最右推導)，或者存在兩棵不同的語法樹，則稱這個句子是二義性的。
文法的二義性:一個文法如果包含二義性的句子，則這個文法是二義文法，否則是無二義文法。
LL(1)的含義：(LL(1)文法是無二義的； LL(1)文法不含左遞歸)
第1個L：從左到右掃描輸入串 第2個L：生成的是最左推導
1 ：向右看1個輸入符號便可決定選擇哪個產生式
某些非LL(1)文法到LL(1)文法的等價變換: 1. 提取公因子 2. 消除左遞歸
文法符號的屬性:單詞的含義，即與文法符號相關的一些信息。如，類型、值、存儲地址等。
一個屬性文法(attribute grammar)是一個三元組A=(G, V, F)
G：上下文無關文法。
V：屬性的有窮集。每個屬性與文法的一個終結符或非終結符相連。屬性與變數一樣，可以進行計算和傳遞。
F：關於屬性的斷言或謂詞(一組屬性的計算規則)的有窮集。斷言或語義規則與一個產生式相聯，只引用該產生式左端或右端的終結符或非終結符相聯的屬性。
綜合屬性:若產生式左部的單非終結符A的屬性值由右部各非終結符的屬性值決定,則A的屬性稱為綜合屬
繼承屬性:若產生式右部符號B的屬性值是根據左部非終結符的屬性值或者右部其它符號的屬性值決定的,則B的屬性為繼承屬性。
(1)非終結符既可有綜合屬性也可有繼承屬性，但文法開始符號沒有繼承屬性。
(2) 終結符只有綜合屬性，沒有繼承屬性，它們由詞法程序提供。
在計算時： 綜合屬性沿屬性語法樹向上傳遞；繼承屬性沿屬性語法樹向下傳遞。
語法制導翻譯：是指在語法分析過程中，完成附加在所使用的產生式上的語義規則描述的動作。
語法制導翻譯實現：對單詞符號串進行語法分析，構造語法分析樹，然後根據需要構造屬性依賴圖，遍歷語法樹並在語法樹的各結點處按語義規則進行計算。
中間代碼（中間語言）
1、是復雜性介於源程序語言和機器語言的一種表示形式。
2、一般，快速編譯程序直接生成目標代碼。
3、為了使編譯程序結構在邏輯上更為簡單明確，常採用中間代碼，這樣可以將與機器相關的某些實現細節置於代碼生成階段仔細處理，並且可以在中間代碼一級進行優化工作，使得代碼優化比較容易實現。
何謂中間代碼：源程序的一種內部表示，不依賴目標機的結構，易於代碼的機械生成。
為何要轉換成中間代碼:(1)邏輯結構清楚；利於不同目標機上實現同一種語言。
(2)便於移植，便於修改，便於進行與機器無關的優化。
中間代碼的幾種形式：逆波蘭記號 ，三元式和樹形表示 ，四元式
符號表的一般形式：一張符號表的的組成包括兩項，即名字欄和信息欄。
信息欄包含許多子欄和標志位，用來記錄相應名字和種種不同屬性，名字欄也稱主欄。主欄的內容稱為關鍵字（key word）。
符號表的功能：（1）收集符號屬性 (2) 上下文語義的合法性檢查的依據： 檢查標識符屬性在上下文中的一致性和合法性。(3)作為目標代碼生成階段地址分配的依據
符號的主要屬性及作用：
1. 符號名 2. 符號的類型 （整型、實型、字元串型等））3. 符號的存儲類別（公共、私有）
4. 符號的作用域及可視性 （全局、局部） 5. 符號變數的存儲分配信息 （靜態存儲區、動態存儲區）
存儲分配方案策略：靜態存儲分配；動態存儲分配：棧式、 堆式。
靜態存儲分配
1、基本策略
在編譯時就安排好目標程序運行時的全部數據空間，並能確定每個數據項的單元地址。
2、適用的分配對象：子程序的目標代碼段；全局數據目標（全局變數）
3、靜態存儲分配的要求：不允許遞歸調用，不含有可變數組。
FORTRAN程序是段結構，不允許遞歸，數據名大小、性質固定。 是典型的靜態分配
動態存儲分配
1、如果一個程序設計語言允許遞歸過程、可變數組或允許用戶自由申請和釋放空間，那麼，就需要採用動態存儲管理技術。
2、兩種動態存儲分配方式：棧式，堆式
棧式動態存儲分配
分配策略：將整個程序的數據空間設計為一個棧。
【例】在具有遞歸結構的語言程序中，每當調用一個過程時，它所需的數據空間就分配在棧頂，每當過程工作結束時就釋放這部分空間。
過程所需的數據空間包括兩部分
一部分是生存期在本過程這次活動中的數據對象。如局部變數、參數單元、臨時變數等；
另一部分則是用以管理過程活動的記錄信息(連接數據)。
活動記錄（AR）
一個過程的一次執行所需要的信息使用一個連續的存儲區來管理，這個區 (塊)叫做一個活動記錄。
構成
1、臨時工作單元；2、局部變數；3、機器狀態信息；4、存取鏈；
5、控制鏈；6、實參；7、返回地址
什麼是代碼優化
所謂優化，就是對代碼進行等價變換，使得變換後的代碼運行結果與變換前代碼運行結果相同，而運行速度加快或佔用存儲空間減少。
優化原則：等價原則：經過優化後不應改變程序運行的結果。
有效原則：使優化後所產生的目標代碼運行時間較短，佔用的存儲空間較小。
合算原則：以盡可能低的代價取得較好的優化效果。
常見的優化技術
(1) 刪除多餘運算(刪除公共子表達式) (2) 代碼外提 +刪除歸納變數+ (3)強度削弱; (4)變換循環控制條件 (5)合並已知量與復寫傳播 (6)刪除無用賦值
基本塊定義
程序中只有一個入口和一個出口的一段順序執行的語句序列，稱為程序的一個基本塊。
給我分數啊。。。
Ⅱ [編譯原理]構造一個正則表達式，它接受S={a, b, c}上符合以下規則的字元串：
（1）如果以a開頭，則串內至少包含一個c ----> 可以寫成a(a|b|c)*c(a|b|c)*
（2）如果以b開頭，則串內至多包含一個 a ----> 有兩種情況，一個是不包含a，可以寫成b(b|c)*；另一個是只有一個a,可以寫成b(b|c)*a(b|c)* ，結合起來就是b(b|c)* | b(b|c)*a(b|c)*
（3）綜合前面（1）和（2），有
a(a|b|c)*c(a|b|c)* | b(b|c)* | b(b|c)*a(b|c)*
Ⅲ 編譯原理-LL1文法詳細講解
我們知道2型文法( CFG )，它的每個產生式類型都是 α→β ,其中 α ∈ VN , β ∈ (VN∪VT)*。
例如, 一個表達式的文法:
最終推導出 id + (id + id) 的句子，那麼它的推導過程就會構成一顆樹，即 CFG 分析樹：
從分析樹可以看出，我們從文法開始符號起，不斷地利用產生式的右部替換產生式左部的非終結符，最終推導出我們想要的句子。這種方式我們稱為自頂向下分析法。
從文法開始符號起，不斷用非終結符的候選式(即產生式)替換當前句型中的非終結符，最終得到相應的句子。
在每一步推導過程中，我們需要做兩個選擇:
因為一個句型中，可能存在多個非終結符，我們就不確定選擇那一個非終結符進行替換。
對於這種情況，我們就需要做強制規定，每次都選擇句型中第一個非終結符進行替換(或者每次都選擇句型中最後一個非終結符進行替換)。
自頂向下的語法分析採用最左推導方式，即總是選擇每個句型的最左非終結符進行替換。
最終的結果是要推導出一個特定句子(例如 id + (id + id) )。
我們將特定句子看成一個輸入字元串，而每一個非終結符對應一個處理方法，這個處理方法用來匹配輸入字元串的部分，演算法如下:
方法解析:
這種方式稱為遞歸下降分析( Recursive-Descent Parsing )：
當選擇的候選式不正確，就需要回溯( backtracking )，重新選擇候選式，進行下一次嘗試匹配。因為要不斷的回溯，導致分析效率比較低。
這種方式叫做預測分析( Predictive Parsing )：
要實現預測分析，我們必須保證從文法開始符號起，每一個推導過程中，當前句型最左非終結符 A 對於當前輸入字元 a ,只能得到唯一的 A 候選式。
根據上面的解決方法，我們首先想到，如果非終結符 A 的候選式只有一個以終結符 a 開頭候選式不就行了么。
進而我們可以得出，如果一個非終結符 A ，它的候選式都是以終結符開頭，並且這些終結符都各不相同，那麼本身就符合預測分析了。
這就是S_文法，滿足下面兩個條件:
例子:
這就是一個典型的S_文法，它的每一個非終結符遇到任一終結符得到候選式是確定的。如 S -> aA | bAB , 只有遇到終結符 a 和 b 的時候，才能返回 S 的候選式，遇到其他終結符時，直接報錯，匹配不成功。
雖然S_文法可以實現預測分析，但是從它的定義上看，S_文法不支持空產生式(ε產生式)，極大地限制了它的應用。
什麼是空產生式(ε產生式)？
例子
這里 A 有了空產生式，那麼 S 的產生式組 S -> aA | bAB ，就可以是 a | bB ,這樣 a , bb , bc 就變成這個文法 G 的新句子了。
根據預測分析的定義，非終結符對於任一終結符得到的產生式是確定的，要麼能獲取唯一的產生式，要麼不匹配直接報錯。
那麼空產生式何時被選擇呢？
由此可以引入非終結符 A 的後繼符號集的概念:
定義: 由文法 G 推導出來的所有句型，可以出現在非終結符 A 後邊的終結符 a 的集合，就是這個非終結符 A 的後繼符號集，記為 FOLLOW(A) 。
因此對於 A -> ε 空產生式，只要遇到非終結符 A 的後繼符號集中的字元，可以選擇這個空產生式。
那麼對於 A -> a 這樣的產生式，只要遇到終結符 a 就可以選擇了。
由此我們引入的產生式可選集概念:
定義: 在進行推導時，選用非終結符 A 一個產生式 A→β 對應的輸入符號的集合，記為 SELECT(A→β)
因為預測分析要求非終結符 A 對於輸入字元 a ,只能得到唯一的 A 候選式。
那麼對於一個文法 G 的所有產生式組，要求有相同左部的產生式，它們的可選集不相交。
在 S_文法基礎上，我們允許有空產生式，但是要做限制:
將上面例子中的文法改造:
但是q_文法的產生式不能是非終結符打頭，這就限制了其應用，因此引入LL(1)文法。
LL(1)文法允許產生式的右部首字元是非終結符，那麼怎麼得到這個產生式可選集。
我們知道對於產生式:
定義: 給定一個文法符號串 α ， α 的 串首終結符集 FIRST(α) 被定義為可以從 α 推導出的所有串首終結符構成的集合。
定義已經了解清楚了，那麼該如何求呢？
例如一個文法符號串 BCDe , 其中 B C D 都是非終結符， e 是終結符。
因此對於一個文法符號串 X1X2 … Xn ，求解 串首終結符集 FIRST(X1X2 … Xn) 演算法:
但是這里有一個關鍵點，如何求非終結符的串首終結符集？
因此對於一個非終結符 A , 求解 串首終結符集 FIRST(A) 演算法:
這里大家可能有個疑惑，怎麼能將 FIRST(Bβ) 添加到 FIRST(A) 中，如果問文法符號串 Bβ 中包含非終結符 A ，就產生了循環調用的情況，該怎麼辦?
對於 串首終結符集 ，我想大家疑惑的點就是，串首終結符集到底是針對 文法符號串 的，還是針對 非終結符 的，這個容易弄混。
其實我們應該知道， 非終結符 本身就屬於一個特殊的 文法符號串 。
而求解 文法符號串 的串首終結符集，其實就是要知道文法符號串中每個字元的串首終結符集:
上面章節我們知道了，對於非終結符 A 的 後繼符號集 :
就是由文法 G 推導出來的所有句型，可以出現在非終結符 A 後邊的終結符的集合，記為 FOLLOW(A) 。
仔細想一下，什麼樣的終結符可以出現在非終結符 A 後面，應該是在產生式中就位於 A 後面的終結符。例如 S -> Aa ，那麼終結符 a 肯定屬於 FOLLOW(A) 。
因此求非終結符 A 的 後繼符號集 演算法：
如果非終結符 A 是產生式結尾，那麼說明這個產生式左部非終結符後面能出現的終結符，也都可以出現在非終結符 A 後面。
我們可以求出 LL(1) 文法中每個產生式可選集:
根據產生式可選集，我們可以構建一個預測分析表，表中的每一行都是一個非終結符，表中的每一列都是一個終結符，包括結束符號 $ ，而表中的值就是產生式。
這樣進行語法推導的時候，非終結符遇到當前輸入字元，就可以從預測分析表中獲取對應的產生式了。
有了預測分析表，我們就可以進行預測分析了，具體流程:
可以這么理解：
我們知道要實現預測分析，要求相同左部的產生式，它們的可選集是不相交。
但是有的文法結構不符合這個要求，要進行改造。
如果相同左部的多個產生式有共同前綴，那麼它們的可選集必然相交。
例如:
那麼如何進行改造呢？
其實很簡單，進行如下轉換:
如此文法的相同左部的產生式，它們的可選集是不相交，符合現預測分析。
這種改造方法稱為 提取公因子演算法 。
當我們自頂向下的語法分析時，就需要採用最左推導方式。
而這個時候，如果產生式左部和產生式右部首字元一樣(即A→Aα)，那麼推導就可能陷入無限循環。
例如:
因此對於:
文法中不能包含這兩種形式，不然最左推導就沒辦法進行。
例如:
它能夠推導出如下:
你會驚奇的發現，它能推導出 b 和 (a)* (即由 0 個 a 或者無數個 a 生成的文法符號串)。其實就可以改造成:
因此消除 直接左遞歸 演算法的一般形式：
例如:
消除間接左遞歸的方法就是直接帶入消除，即
消除間接左遞歸演算法：
這個演算法看起來描述很多，其實理解起來很簡單：
思考 : 我們通過 Ai -> Ajβ 來判斷是不是間接左遞歸，那如果有產生式 Ai -> BAjβ 且 B -> ε ,那麼它是不是間接左遞歸呢？
間接地我們可以推出如果一個產生式 Ai -> αAjβ 且 FIRST(α) 包括空串ε，那麼這個產生式是不是間接左遞歸。
Ⅳ 在編譯中,字元和記號是什麼的概念
編譯原理記號記號。
當掃描程序將字元收集到一個記號中時，它通常是以符號表示這個記號。這也就是說，作為一個枚舉數據類型的值來表示源程序的記號集。
字元與編碼是一個被經常討論的話題。即使這樣，時常出現的亂碼仍然困擾著大家。雖然我們有很多的辦法可以用來消除亂碼，但我們並不一定理解這些辦法的內在原理。
Ⅳ 編譯原理 構建字元串
還可以一般
Ⅵ 正在學習編譯原理，語法圖應該用什麼軟體畫會比較簡單一點
一般用YACC畫，不過建議用GOLD PARSER。畫起來最快，不要編程。
步驟：
1）寫出正確的文法。
2）在測試窗口中輸入要分析的字元串。
Ⅶ C轉義字元及編譯原理
你是不是打錯了一些字啊？你把第一個雙引號打成兩個單引號了，害我在這兒迷茫半天！！！
我的輸出中沒有ab，而是輸出f_______gde
解釋：
先輸出_ab_c___de (製表位不是空格，他的輸出占幾個字元的位置，而具體是多少又不一定，他的目的就是讓它的後面填上一些空格以便上下行間對齊，一般製表符會填空格填到從輸出開始處的第八個字元處，如果前面的輸出超過八個，製表位就重新開始計數重新補齊八個字元位，但是本身又只是一個字元)
\r表示回車，但是它不換行
所以\r之後的輸出覆蓋掉一部分之前的輸出，f\tg剛好覆蓋掉兩個字元一個製表位
f顯然直接將第一個空格覆蓋掉，而製表位則填空填到第八個字元處，然後輸出g將上一個製表符之後的空格覆蓋，於是輸出就變成f_______gde了
製表位輸出試驗程序：
#include "stdio.h"
void main()
{
printf("1\t1\n");
printf("11\t1\n");
printf("111\t1\n");
printf("1111\t1\n");
printf("11111\t1\n");
printf("111111\t1\n");
printf("1111111\t1\n");
printf("11111111\t1\n");
printf("111111111\t1\n");
printf("1111111111\t1\n");
printf("11111111111\t1\n");
printf("111111111111\t1\n");
printf("111111111111111111");
}
輸出結果：
1 1
11 1
111 1
1111 1
11111 1
111111 1
1111111 1
11111111 1
111111111 1
1111111111 1
11111111111 1
111111111111 1
111111111111111111Press any key to continue
控制台的輸出是可以復制的哦，你在任務欄（開始菜單那一排）的你的程序圖標上單擊滑鼠右鍵選擇編輯里的全選，重復以上操作，選擇編輯里的復制就可以把你的程序的輸出結果復制下來了！！！
有什麼問題就趕緊問我，不然就趕緊給分！！！！！！！！！！！！！
Ⅷ C轉義字元及編譯原理
.2f的意思就是控制輸出的精度，指顯示兩位小數
不能加strlen是因為這個是字元串的操作，你要加string.h的頭文件
（Q）這個用法我沒用過，由於現在沒用自己的電腦，看不到stdio.h的具體內容，不知道printf的函數實現，不過你可以打開stdio.h這個文件，就可以看到函數的實現，相信就比較好理解了，當然你要保證（q)這樣的用法是正確的
Ⅸ 編譯原理，求詳解A*和A+代表什麼意思
V是一個符號集合，假設V指的是三個符號a, b, c的集合，記為 V = {a, b, c }
V* 讀作「V的閉包」，它的數學定義是V自身的任意多次自身連接（乘法）運算的積，也是一個集合。
也就是說，用V中的任意符號進行任意多次（包括0次）連接，得到的符號串，都是V*這個集合中的元素。
0次連接的結果是不含任何符號的空串，記為 ε
1次連接就是只有一個符號的符號串，比如，a，b， c
2次連接是兩個符號構成的符號串，比如，aa, ab, ac, ba, bb, bc,等等
……
Ⅹ 編譯原理：構造表示「標識符」的正則表達式標識符定義：以字母開頭的字母數字串，標識符可以有後綴，
^([A-Za-z]\w*)([.]([A-Za-z]\w*))*$
不知理解得對不對
比如
(java).(util).(Locale)
java util Locale三組都是以字母開頭,後接單詞字元(即[A-Za-z0-9_]的縮寫\w)的表達式