① 【編譯原理】第二章：語言和文法
上述文法 表示，該文法由終結符集合 ，非終結符集合 ，產生式集合 ，以及開始符號 構成。
而產生式 表示，一個表達式（Expression） ，可以由一個標識符（Identifier） 、或者兩個表達式由加號 或乘號 連接、或者另一個表達式用括弧包裹（ ）構成。
約定 ：在不引起歧義的情況下，可以只寫產生式。如以上文法可以簡寫為：
產生式
可以簡寫為：
如上例中，
可以簡寫為：
給定文法 ，如果有 ，那麼可以將符號串 重寫 為 ，記作 ，這個過程稱為 推導 。
如上例中， 可以推導出 或 或 等等。
如果 ，
可以記作 ，則稱為 經過n步推導出 ，記作 。
推導的反過程稱為 歸約 。
如果 ，則稱 是 的一個 句型（sentential form ）。
由文法 的開始符號 推導出的所有句子構成的集合稱為 文法G生成的語言 ，記作 。
即：
例
文法
表示什麼呢？
代表小寫字母；
代表數字；
表示若干個字母和數字構成的字元串；
說明 是一個字母、或者是字母開頭的字元串。
那麼這個文法表示的即是，以字母開頭的、非空的字元串，即標識符的構成方式。
並、連接、冪、克林閉包、正閉包。
如上例表示為：
中必須包含一個 非終結符 。
產生式一般形式：
即上式中只有當上下文滿足 與 時，才能進行從 到 的推導。
上下文有關文法不包含空產生式（ ）。
產生式的一般形式：
即產生式左邊都是非終結符。
右線性文法 ：
左線性文法 ：
以上都成為正則文法。
即產生式的右側只能有一個終結符，且所有終結符只能在同一側。
例：（右線性文法）
以上文法滿足右線性文法。
以上文法生成一個以字母開頭的字母數字串（標識符）。
以上文法等價於 上下文無關文法 ：
正則文法能描述程序設計語言中的多數單詞。
正則文法能描述程序設計語言中的多數單詞，但不能表示句子構造，所以用到最多的是CFG。
根節點 表示文法開始符號S；
內部節點 表示對產生式 的應用；該節點的標號是產生式左部，子節點從左到右表示了產生式的右部；
葉節點 （又稱邊緣）既可以是非終結符也可以是終結符。
給定一個句型，其分析樹的每一棵子樹的邊緣稱為該句型的一個 短語 。
如果子樹高度為2，那麼這棵子樹的邊緣稱為該句型的一個 直接短語 。
直接短語一定是某產生式的右部，但反之不一定。
如果一個文法可以為某個句子生成 多棵分析樹 ，則稱這個文法是 二義性的 。
二義性原因：多個if只有一個else；
消岐規則：每個else只與最近的if匹配。
② 編譯原理：構造產生此語言的上下文無關文法G
對於文法G=(V, T, S, P)，如果產生式的形式如下：
A -> xB
A -> x
其中A, B屬於V，x屬於T*，則稱為右線性文法；相似的，如果產生式的形式如下：
A -> Bx
A -> x
則稱為左線性文法。右線性文法和左線性文法統稱為正則文法。
正則表達式的表達能力等價於正則文法，正則表達式的定義如下：
字母表中的任意字母是正則表達式，空串和空集也是正則表達式；
如果r, s是正則表達式，那麼r|s, rs, r*, (r)也是正則表達式。
正則表達式的擴展：
r+：一個或多個重復
. ：任意字元
[a-z]：字元范圍
[^abc]：不在給定集合中的任意字元
r?：可選
正則表達式只能使用終結符（字母表中的字元），因而很容易變得復雜又難懂，實際中，經常使用正則描述，正則描述允許使用非終結符定義表達式，很像EBNF，但是它限制在未完全定義之前，不能使用非終結符，也就是說不允許遞歸或自嵌套。
像正則表達式的表達能力等價於正則文法一樣，BNF範式的表達能力等價於上下文無關文法。BNF是「Backus Naur Form」的縮寫。John Backus和Peter Naur首次引入一種形式化符號來描述給定語言的語法。
BNF的元符號：
::= 表示「定義為 」，有的書上用-->
| 表示「或者」
< > 尖括弧用於括起非終結符。
BNF的擴展EBNF：
可選項被括在元符號「[」和「]」中
重復項（零個或者多個）被括在元符號「{」和「}」中
僅一個字元的終結符用引號（"）引起來，以和元符號區別開來
上述操作符不是嚴格限定的，有的人喜歡直接使用擴展正則表達式的操作符描述EBNF。除了方便表達以外，引入EBNF的另一個主要原因是為了更緊密地把文法映射到遞歸下降分析程序的真實代碼。當需要手動構造歸下降分析程序的時候，通常把上下文無關文法改寫為EBNF是必需的。
如果一個上下文無關文法G不是自嵌套或自遞歸的，即不存在如下推導：
U =>* xUy
那麼L(G)是正則語言。自嵌套的上下文無關文法不一定是正則語言。事實上，一個上下文無關文法是嚴格的，既不可能由正則文法產生，當且僅當該語言的一切文法都是自嵌套的。
如果一個上下文無關文法G不是自嵌套或自遞歸的，即不存在如下推導：
U =>* xUy
那麼L(G)是正則語言。自嵌套的上下文無關文法不一定是正則語言。事實上，一個上下文無關文法是嚴格的，既不可能由正則文法產生，當且僅當該語言的一切文法都是自嵌套的。
BNF的擴展EBNF：
可選項被括在元符號「[」和「]」中
重復項（零個或者多個）被括在元符號「{」和「}」中
僅一個字元的終結符用引號（"）引起來，以和元符號區別開來
上述操作符不是嚴格限定的，有的人喜歡直接使用擴展正則表達式的操作符描述EBNF。除了方便表達以外，引入EBNF的另一個主要原因是為了更緊密地把文法映射到遞歸下降分析程序的真實代碼。當需要手動構造歸下降分析程序的時候，通常把上下文無關文法改寫為EBNF是必需的。
如果一個上下文無關文法G不是自嵌套或自遞歸的，即不存在如下推導：
U =>* xUy
那麼L(G)是正則語言。自嵌套的上下文無關文法不一定是正則語言。事實上，一個上下文無關文法是嚴格的，既不可能由正則文法產生，當且僅當該語言的一切文法都是自嵌套的。
如上所述，上下文無關文法的遞歸性，對其分析方法也有很大影響。首先，用作識別這些結構的演算法必須使用遞歸調用或顯式管理的分析棧。其次，用作表示語言語義結構的數據結構現在也必須是遞歸的（通常是一顆分析樹），而不再是線性的（如同用於詞法和記號中的一樣）了。
在程序設計語言中，通常用正則表達式描述詞法規則。但是正則表示式的表達能力有限，她無法表達括弧配對等語法形式，因而，需要引入表達能力更強的上下文無關文法。編譯程序中常用正則文法表示詞法，用上下文無關文法表示語法。那麼程序語言中那些屬於詞法哪些屬於語法呢？一個簡單的辦法，把所有能用正則文法表示的規則成為詞法，即我們用盡可能的使用正則文法表示更多的東西，那些無法用正則表示式表示的成為句法，如C語言中的{ statement; }語法形式。語言中有些規則使用上下文無關文法仍然無法描述，例如變數的定義在使用之前，類型匹配等等，這些通常稱為（靜態）語義，它們在編譯程序的靜態語義檢查階段進行檢測。
如果一個上下文無關文法G不是自嵌套或自遞歸的，即不存在如下推導：
U =>* xUy
那麼L(G)是正則語言。自嵌套的上下文無關文法不一定是正則語言。事實上，一個上下文無關文法是嚴格的，既不可能由正則文法產生，當且僅當該語言的一切文法都是自嵌套的。
③ 編譯原理中 文法 文法G定義為四元組（Vn ,Vt,P,S）這4個是什麼意思 另外 終結符和非終結符是什麼意思
文法G是一個四元式（Vt,Vn,S,P）
其中Vt是一個非空有限集，它的每個元素稱為終結符號
Vn是一個非空有限集，它的每個元素稱為非終結符號（Vt和Vn的交集為空）
S是一個非終結符號，稱為開始符號
P是一個產生式集合（有限），每個產生式的形式是P-->a
開始S必須在某個產生式的左部出現一次
終結符指組成語言的基本符號（如基本字、標識符、常數、算符、界符）
非終結符號（也稱語法變數）表示一定符號串的集合。
你看到小寫字母一般是終結符，大寫字母肯定是非終結符
不明白可以聯系。
④ 編譯原理題目：下列文法能否轉換為等價的非二義文法
二義性文法【定義】 若文法中存在這樣的句型，它具有兩棵不同的語法樹，則稱該文法是二義性文法。二義性文法會引起歧義，應盡量避免之！ E E E + E E * E i E * E E + E i i i i i 都可以表示i+i*i 所以G(E)：E -> E+E | E*E | (E) | i ;文法具有二義性。文法二義性的消除：【方法1】不改變文法的原有規則,加進一些非形式規定。加進運算符的優先順序和結合規則對G(E)，規定*優於+，*和+服從左結合【方法2】構造一個等價的無二義性文法，將排除 二義性的規則合並到文法中 G(E) -> G′(E) : E -> E+T | T T -> T*F | F F -> (E) | i ;
⑤ 編譯原理中文法二義性問題
二義性文法
【定義】 若文法中存在這樣的句型，它具有兩棵不同的語法樹，則稱該文法是二義性文法。
二義性文法會引起歧義，應盡量避免之！
E E
E + E E * E
i E * E E + E i
i i i i
都可以表示i+i*i
所以G(E)：E -> E+E | E*E | (E) | i ;文法具有二義性。
文法二義性的消除：
【方法1】不改變文法的原有規則,加進一些非形式規定。
加進運算符的優先順序和結合規則對G(E)，規定*優於+，*和+服從左結合
【方法2】構造一個等價的無二義性文法，將排除 二義性的規則合並到文法中
G(E) -> G´(E) : E -> E+T | T T -> T*F | F F -> (E) | i ;
⑥ 編譯原理全部的名詞解釋
書上有別那麼懶！。。。。
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。。。
⑦ 編譯原理 LR0文法的判定
設G1、G2是兩個文法，若L(G1)=L(G2) ，則稱G1與G2等價，記作G1≡G2。
即：文法的等價性是指他們所定義的語言是一樣的。
文法的化簡是指消除如下無用產生式：
⒈ 刪除 A->A 形式的產生式(自定己)；
⒉ 刪除不能從其推導出終結符串的產生式(不終結)；
⒊ 刪除在推導中永不使用的產生式(不可用)。
⑧ 編譯原理文法可以定義為四元集G(S)={Vn ,Vt,P,S},那麼Vn* ,Vt*和Vn+ ,Vt+，即右上角加*或+是什麼意思
右上角加*是集合的閉包，也稱為克林閉包(Kleene Closure)，右上角加+是集合的正閉包
Vn* 是非終結符集的閉包，Vn+是非終結符集的正閉包
Vt* 是終結符集的閉包，Vt+是終結符集的正閉包
⑨ 編譯原理的文法是什麼
文法是描述語言規則的形式規則。實際上就是用一個四元組G=(VT,VN,S,P)定義的一個推理方式。其中VT是終結符，VN是非終結符，S是開始符號，P是一組產生規則。
⑩ 文法的定義
文法是一個漢語詞彙，讀音為wén fǎ ，即文章的書寫法規，一般用來指以文字、詞語、短句、句子的編排而組成的完整語句和文章的合理性組織。
定義
文法即文章的書寫法規，一般用來指以文字、詞語、短句、句子的編排而組成的完整語句和文章的合理性組織。[2]
組成規律
●最簡單的語句組合一：主詞及動詞：
「我」「哭了」
「天氣」「改變了」
「哭笑」「難分」
●最簡單的語句組合二：主詞、動詞及受詞：（括弧內為隱藏語）
我愛你
「道」「可」「道」，「(這個道字)」「〈並〉非」「常道」。《道德經》老子
「打羽毛球」「是」「最好的(運動)」
「駕駛」「〈使我〉」「樂趣無窮」
●比較復雜的語句組合一：主語〈短句〉、謂語及賓語：
例：「我這個從來沒有戀愛經驗的少年人」、「竟然不知為了什麼原因而喜歡了」及「一個黃毛小丫頭」
●復雜的語句組合二：主語及復式謂語：
例：「有些頭腦守舊而自以為是的讀書人」、「認為如廁的動作不雅，」「所以寫成出恭。」
在口語中，因為說話者或受話人都知道相方的關系和說話主題，所以大都隱去主詞或受詞。但在書寫文章時，必須要清楚表明主和賓雙方。
一般結構
●動賓結構：一般口語，多是動賓結構的，即前面是動詞，後面是名片語成的。這是因為受話人明知語句的主語而不用說出來的關系。
〈你正在──主語不用說出來〉拍馬屁、
〈你真的是〉痴線（廣東慣用語）、〈你是在〉敲竹杠、〈你在〉潑冷水、〈你不要〉耍花招等。
●主謂結構，主謂（陳述）結構，即前面是主詞或主語，後面加上一個描述或動作的單字、詞語或片語組成的。這是因為說話語句中的受詞或賓語不用說出來的關系 。
多為說話語句中的動詞部分，主語和賓語也不用說出了。 例如：（這個）天曉得，、〈他的〉嘴巴軟〈了〉等。
●復詞結構
●偏正結構由兩組〈或以上〉字詞所組成的〈復合〉名詞──用作主語部分，或賓語部分。
●形容詞〈相當於英語的形容詞〉及名詞。
替罪羊、耳邊風、糊塗蟲、絆腳石等。
鬼畫〈形容詞〉符
由兩組〈或以上〉字詞所組成的短句，如謂語部分。
●動詞及副詞。
跳得很遠、大聲哭叫、清早起來
類型
文法形式
在計算機科學中，文法是編譯原理的基礎，是描述一門程序設計語言和實現其編譯器的方法。文法的描述多用BNF(巴克斯範式)，而另一個重要的概念:正則表達式，也是文法的另一種形式。
文法分類
自從喬姆斯基(Chomsky)於1956年建立形式語言的描述以來，形式語言的理論發展很快。這種理論對計算機科學有著深刻的影響，特別是對程序設計語言的設計、編譯方法和計算復雜性等方面更有重大的作用。
喬姆斯基把文法分成四種類型，即0型、1型、2型和3型。這幾類文法的差別在於對產生式施加不同的限制。
多數程序設計語言的單詞的語法都能用正規文法或3型文法來描述。
3型文法G=(VN，VT，P，S)的P中的規則有兩種形式：一種是前面定義的形式，即：A→aB或A→a其中A，B∈VN ，a∈VT*，另一種形式是：A→Ba或A→a，前者稱為右線性文法，後者稱為左線性文法。正規文法所描述的是VT*上的正規集。
四個文法類的定義是逐漸增加限制的，因此每一種正規文法都是上下文無關的，每一種上下文無關文法都是上下文有關的，而每一種上下文有關文法都是0型文法。稱0型文法產生的語言為0型語言。上下文有關文法、上下文無關文法和正規文法產生的語言分別稱為上下文有關語言、上下文無關語言和正規語言。
類型說明
文法G定義為四元組(VN，VT，P，S )其中
VN:非終結符號(或語法實體，或變數)集；
VT:終結符號集；
P: 規則的集合；
VN，VT和P是 非空有窮集。
S:稱作識別符號或開始符號的一個非終結符，它至少要在一條產生式中作為左部出現。
VN和VT不含公共的元素，即VN ∩ VT = φ
用V表示VN ∪ VT ，稱為文法G的字母表或字匯表
規則，也稱重寫規則、產生式或生成式，是形如→或 ∷=的( ，)有序對，其中是字母表V的正閉包V+中的一個符號，是V*中的一個符號。 稱為規則的左部， 稱作規則的右部。
設G=(VN，VT，P，S)，如果它的每個產生式α→β是這樣一種結構：α∈( VN∪VT )*且至少含有一個非終結符，而β∈( VN∪VT )*，則G是一個0型文法。
0型文法也稱短語文法。一個非常重要的理論結果是，0型文法的能力相當於圖靈機(Turing)。或者說，任何0型語言都是遞歸可枚舉的；反之，遞歸可枚舉集必定是一個0型語言。
對0型文法產生式的形式作某些限制，以給出1，2和3型文法的定義。
設G=(VN，VT，P，S)為一文法，若P中的每一個產生式α→β均滿足|β|≥|α| ，僅僅S→ε除外，則文法G是1型或上下文有關的。
在有些文獻給的定義中，將上下文有關文法的產生式的形式描述為α1Aα2→α1βα2，其中α1、α2和β都在( VN∪VT
)*中(即在V*中)，β≠ε，A在VN中。這種定義與前邊的定義等價。但它更能體現"上下文有關"這一術語，因為只有A出現在α1和α2的上下文中，才允許用β取代A。
設G=(VN，VT，P，S)，若P中的每一個產生式α→β滿足：α是一非終結符，β∈( VN∪VT )*則此文法稱為2型的或上下文無關的。有時將2型文法的產生式表示為形如：A→β其中A∈VN，也就是說用β取代非終結符A時，與A所在的上下文無關，因此取名為上下文無關文法。
例4.1和例4.2中的文法都是上下文無關的，下面我們再給出一個例子(例4.4)，例中的文法G是上下文無關文法，G的語言是由相同個數的a和b所組成的{a，b}*上的串。
設G=(VN，VT，P，S)，若P中的每一個產生式的形式都是A→aB或A→a，其中A和B都是非終結符，a是終結符，則G是3型文法或正規文法。