編譯原理本身的回邊

㈠ 中國人學的編程，一直是在別人發明的工具上使用編程，有誰知道最原始的編譯法則是什麼樣的

如果你學過數字電路你會知道計算機的本質是由0和1組成的。
最早的「編程」就是通過開關電線來控制計算機的行為。
後來有了匯編，用特定的字元串替代由0和1組成的編碼。
再後來有了更高級的C語言，編譯的原理是將其轉換成匯編。再後來又有了C/C++,Java等面向對象的語言，這些解放了程序員，讓他們將更多的精力放到程序本身的業務上去，而不是關注計算機的細節。
編譯原理本身就像發明輪子一樣，別人已經發明了，你還要跟個SB一樣去再發明一個？

㈡ C語言編譯原理是什麼

編譯共分為四個階段：預處理階段、編譯階段、匯編階段、鏈接階段。

1、預處理階段：

主要工作是將頭文件插入到所寫的代碼中，生成擴展名為「.i」的文件替換原來的擴展名為「.c」的文件，但是原來的文件仍然保留，只是執行過程中的實際文件發生了改變。（這里所說的替換並不是指原來的文件被刪除）

2、匯編階段：

插入匯編語言程序，將代碼翻譯成匯編語言。編譯器首先要檢查代碼的規范性、是否有語法錯誤等，以確定代碼的實際要做的工作，在檢查無誤後，編譯器把代碼翻譯成匯編語言，同時將擴展名為「.i」的文件翻譯成擴展名為「.s」的文件。

3、編譯階段：

將匯編語言翻譯成機器語言指令，並將指令打包封存成可重定位目標程序的格式,將擴展名為「.s」的文件翻譯成擴展名為「.o」的二進制文件。

4、鏈接階段：

在示例代碼中，改代碼文件調用了標准庫中printf函數。而printf函數的實際存儲位置是一個單獨編譯的目標文件（編譯的結果也是擴展名為「.o」的文件），所以此時主函數調用的時候，需要將該文件（即printf函數所在的編譯文件）與hello world文件整合到一起，此時鏈接器就可以大顯神通了，將兩個文件合並後生成一個可執行目標文件。

㈢ 編譯原理中的拉鏈和回填到底什麼意思

回填技術是指控制語句中布爾表達式翻譯成四元式序列時，有的轉移地址不能在產生這些四元式的同時得知，需要在適當的時候回填這個地址。 拉鏈技術是指為了記錄需要回填地址的四元式，把需要回填E•ture的四元式拉成一條鏈，稱為「真鏈」；把需...

㈣ 如何通俗易懂地解釋編譯原理中語法分析的過程

分成詞法分析，語法分析（LL演算法，遞歸下降演算法，LR演算法），語義分析，運行時環境，中間代碼，代碼生成，代碼優化這些部分。其實現在很多編譯原理的教材都是按照85,86出版的那本龍書來安排教學內容的，所以那本龍書的內容格式幾乎成了現在編譯原理教材的定式，包括國內的教材也是如此。一般來說，大學裡面的本科教學是不可能把上面的所有部分都認真講完的，而是比較偏重於前面幾個部分。像代碼優化那部分東西，就像個無底洞一樣，如果要認真講，就是單獨開一個學期的課也不可能講得清楚。所以，一般對於本科生，對詞法分析和語法分析掌握要求就相對要高一點了。

詞法分析相對來說比較簡單。可能是詞法分析程序本身實現起來很簡單吧，很多沒有學過編譯原理的人也同樣可以寫出各種各樣的詞法分析程序。不過編譯原理在講解詞法分析的時候，重點把正則表達式和自動機原理加了進來，然後以一種十分標準的方式來講解詞法分析程序的產生。這樣的做法道理很明顯，就是要讓詞法分析從程序上升到理論的地步。

語法分析部分就比較麻煩一點了。現在一般有兩種語法分析演算法，LL自頂向下演算法和LR自底向上演算法。LL演算法還好說，到了LR演算法的時候，困難就來了。很多自學編譯原理的都是遇到LR演算法的理解成問題後就放棄了自學。其實這些東西都是只要大家理解就可以了，又不是像詞法分析那樣非得自己寫出來才算真正的會。像LR演算法的語法分析器，一般都是用工具Yacc來生成，實踐中完全沒有比較自己來實現。對於LL演算法中特殊的遞歸下降演算法，因為其實踐十分簡單，那麼就應該要求每個學生都能自己寫。當然，現在也有不少好的LL演算法的語法分析器，不過要是換在非C平台，比如Java,Delphi,你不能運用YACC工具了，那麼你就只有自己來寫語法分析器。

㈤ 編譯原理四——代碼優化

1、基本塊的劃分方法：

3、DAG圖實現基本塊的優化

1、程序流圖與循環
控制流程圖就是有唯一首節點的有向圖，用三元組G=（N，E，n ₀ ）表示（節點集，邊集，首節點）節點集就是基本塊集，有向邊表示如下：基本塊i出口語句不是轉向語句或停語句，i與緊隨其後的基本塊j有有向邊。或者i出口轉向j入口語句。
2、循環：程序流圖里的一個節點序列強連通，任意兩個節點都有至少一條通路，它們中有且只有一個入口節點。（從序列外某節點有一條有向邊引導它，或他是程序流圖的首節點。
3、找循環：
必經節點集：從流圖首節點出發，到n的任意通路都要經過m，m是n的必經節點，記為mDOMn；流圖中結點n的所有必經節點的集合稱為節點n的必經結點集，極為D(n)。
DOM的性質：自反性：流圖中任意節點a，都有aDOMa。傳遞性：aDOMb，bDOMc則aDOMc。反對稱性：aDOMb,bDOMa,a=b。DOM是一個偏序關系，任何節點n的必經節點集是一個有序集。
必經節點的求法：一定包括自己好吧。。。。。。必經節點集就是前驅節點必經節點集的交集加自己沒准。
找回邊：假設a b是流圖中的一條有向邊，如果bDOMa，則a b是流圖中的一條回邊。已知有向邊n d是一條回邊，則由它組成的循環就是由結點d、結點n以及有通路到達n但該通路不經過d的所有結點組成的。
4、可規約流圖：當且僅當一個流圖除去回邊後，其餘邊構成一個無環路流圖。性質：1. 圖中任何直觀環路都是循環。2. 找到所有回邊可以對應找出所有循環。3. 循環或嵌套或不相交（可能有公共入口節點），goto語句不可跳入循環。

5、循環優化

㈥ 什麼是編譯原理

問題一：什麼是編譯原理 編譯：就是將程序語言進行翻譯，生成可供用戶直接執行的二進制代碼，即可執行文件。
任務是個比較模糊的概念，指的是操作系統中正在進行的工作，既可以指進程，也可以指程序春坦灶。
程序指的是可以連續執行，並能夠完成一定任務的一條條指令的 *** 。
進程是程序在一個數據 *** 上運行的過程,它是傳統操作系統進行資源分配和調度的一個獨立單位。
線程是一個指令執行序列，是操作系統調度的最小單位。一個或多個線程構成進程，構成一個進激的線程之間共享資源。進程和線程之間的最大區別就是線程不能獨立擁有資源，進程擁有自己的資源。

問題二：編譯原理中V*是什麼意思 V是一個符號 *** ，假設V指的是三個符號a, b, c的 *** ，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 *** 。
也就是說，用V中的任意符號進行意多次（包括0次）連接，得到的符號串，都是V*這個 *** 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
……
n次連接是一個長度為n、由a、b、c三個符號構成的符號串，比如abaacbbac……
因此，V*包含一切由a,b,c三個符號連接而成的、任意長度的符號串（以及空串ε）

問題三：編譯原理 V+什麼意思，例如下面的例子。。。 v表示終結符和非終結符 *** 。
+表示 *** 中的一個或多個元素構成的串的 *** 。
所以v+表示由一個或多個終結符或非終結符構成的串的 *** 。比如如果a∈VT，A∈VN，那麼a，A，aA，Aa，aAA，AaA等都是v+中的元素。

問題四：誰能夠解釋下編譯原理中什麼是FIRSTVT,和LASTVT，盡量淺顯易懂點謝謝 Firstvt和Lastvt是為了畫算符優先關系表的（就是表裡面填優先大於小於等於的那個）。
然後要注意他們可都是終結符的 *** 。
Firstvt
找Firstvt的三條規則：如果要找A的Firstvt，A的候選式中出現：
A->a.......，即以終結符開頭，該終結符入Firstvt
A->B.......，即以非終結符開頭，該非終結符的Firstvt入A的Firstvt
攻 A->Ba.....，即先以非終結符開頭，緊跟終結符，則終結符入Firstvt
Lastvt
找Lastvt的三條規則：如果要找A的Lastvt，A的候選式中出現：
A->.......a，即以終結符結尾，該終結符入Lastvt
A->.......B，即以非終結符結尾，該非終結符的Lastvt入A的Lastvt
A->.....aB，即先以非終結符結尾，前面是終結符，則終結符入Firstvt

問題五：編譯原理 什麼是語義分析 在編譯原理中，語法規則和詞法規則不同之處在於：規則主要識別單詞,而語法主要識別多個單片語成的句子。詞法分析信孝和詞法分析程序：詞法分析階段是編譯過程的第一個階段。這個階段的任務是從左到右一個字元一個字元地讀入源程序，即對構成源程序的字元流進行掃描然後根據構詞規則識別單詞(也稱單詞符號或符號)。詞法分析程序實現這個任務。詞法分析程序可以使用lex等工具自動生成。語法分析（Syntax *** ysis或Parsing）和語法分析程序（Parser） 語法分析是編譯過程的一個邏輯階段。語法分析的任務是在詞法分析的基礎上將單詞序列組合成各類語法短語，如「程序」，「語句」，「表達式」等等.語法分扒扮析程序判斷源程序在結構上是否正確.源程序的結構由上下文無關文法描述.語義分析（Syntax *** ysis） 語義分析是編譯過程的一個邏輯階段. 語義分析的任務是對結構上正確的源程序進行上下文有關性質的審查, 進行類型審查.語義分析將審查類型並報告錯誤:不能在表達式中使用一個數組變數,賦值語句的右端和左端的類型不匹配.

問題六：編譯原理中，（E）是什麼意思？ E→(E)? 10分 就是 字元本身 意思是F產生（ E ） 或者 i 比如If語句的開頭 就是 帶括弧的 必須是 if(表達式)這樣的形式 丟了任何即括弧就是其 終結符 「(」 和 「)」.

問題七：大家覺得對編譯器及編譯原理需要掌握到一個什麼程度 我跟你說，編譯原理太有用了。
我是做手機游戲的，現在做一個游戲引擎。既然是引擎，就需要提供抽象的東西給上層使用。這里，我引入了腳本系統。
這個腳本系統包括一堆我根據實際需求自行設計的指令集，包括基本的輸入輸出，四則運算，系統功能調用，函數聲明，調用等等（其實你要是用過lua或者其他游戲腳本你就知道了。）整個結構包括指令集、編譯器、虛擬機等部分。這樣，引擎提供一些基礎服務，比如繪圖，計算位置等，腳本就可以非常簡單控制游戲。甚至快速構建新游戲。你應該知道QUAKE引擎吧？
這里提供給你一個計算器的小程序，應用了EBNF理論，支持表達式，比如(2+3*6)*4+4，你自己體驗一下它的簡潔和強大。
/*
simple integer arithmetic calculator according to the EBNF
-> {}
->+|-
->{}
-> *
-> ( )| Number
Input a line of text from stdin
Outputs Error or the result.
*/
#include
#include
#include
char token;/*global token variable*/
/*function prototypes for recursive calls*/
int exp(void);
int term(void);
int factor(void);
void error(void)
{
fprintf(stderr,Error\n);
exit(1);
}
void match(char expectedToken)
{
if(token==expectedToken)token=getchar();
else error();
}
main()
{
int result;
token = getchar();/*load token with first character for lookahead*/
result = exp();
if(token=='\n')/*check for end of line */
printf(Result = %d\n,result);
else error();/*extraneous cahrs on line*/
return 0;
}
int exp(void)
{
int temp = term();
while((token=='+')||(token=='-'))
switch(token)
{
case '+':
match('+');
temp+=term......>>

問題八：編譯原理中,自動機究竟是什麼. 形式語言
形式語言 是一個字母表上的某些有限長字串的 *** 。一個形式語言可以包含無限多個字串。
語言的形式定義
字母表 ∑ 為任意有限 *** ，ε 表示空串， 記 ∑ 0 為{ε}，全體長度為 n 的字串為 ∑ n ， ∑ * 為 ∑ 0 ∪∑ 1 ∪…∪∑ n ∪…， 語言 L 定義為 ∑ * 的任意子集。
注記：∑ * 的空子集 Φ 與 {ε} 是兩個不同的語言。
語言間的運算
語言間的運算就是 ∑ * 冪集上的運算。
字串 *** 的交並補等運算。
連接運算：L 1 L 2 = { xy | x 屬於L 1 並且 y 屬於L 2 }。
冪運算：L n = L … L （共 n 個 L 連接在一起），L 0 = {ε}。
閉包運算：L * = L 0 ∪L 1 ∪…∪L n ∪…。
（右）商運算：L 1 /L 2 = {x | 存在 y 屬於L 2 使得 xy 屬於L 1 }。
語言的表示方法
一個形式語言可以通過多種方法來限定自身，比如：
枚舉出各個字串（只適用於有限字串 *** ）。
通過 形式文法 來產生（參見 喬姆斯基譜系 ）。
通過正則表達式來產生。
通過某種自動機來識別，比如 圖靈機 、 有限狀態自動機 。
自動機
automata
對信號序列進行邏輯處理的裝置。在自動控制領域內，是指離散數字系統的動態數學模型，可定義為一種邏輯結構，一種演算法或一種符號串變換。自動機這一術語也廣泛出現在許多其他相關的學科中，分別有不同的內容和研究目標。在計算機科學中自動機用作計算機和計算過程的動態數學模型，用來研究計算機的體系結構、邏輯操作、程序設計乃至計算復雜性理論。在語言學中則把自動機作為語言識別器，用來研究各種形式語言。在神經生理學中把自動機定義為神經網路的動態模型，用來研究神經生理活動和思維規律，探索人腦的機制。在生物學中有人把自動機作為生命體的生長發育模型，研究新陳代謝和遺傳變異。在數學中則用自動機定義可計算函數，研究各種演算法。現代自動機的一個重要特點是能與外界交換信息，並根據交換得來的信息改變自己的動作，即改變自己的功能，甚至改變自己的結構，以適應外界的變化。也就是說在一定程度上具有類似於生命有機體那樣的適應環境變化的能力。
自動機與一般機器的重要區別在於自動機具有固定的內在狀態，即具有記憶能力和識別判斷能力或決策能力，這正是現代信息處理系統的共同特點。因此，自動機適宜於作為信息處理系統乃至一切信息系統的數學模型。自動機可按其變數集和函數的特性分類，也可按其抽象結構和聯結方式分類。主要有：有限自動機和無限自動機、線性自動機和非線性自動機、確定型自動機和不確定型自動機、同步自動機和非同步自動機、級聯自動機和細胞自動機等。
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問題九：編譯原理中"(E)"表示什麼 字元( 表達式 字元)

㈦ 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。

㈧ 【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。

㈨ 什麼是編譯原理

編譯原理是計算機專業的一門重要專業課，旨在介紹編譯程序構造的一般原理和基本方法。內容包括語言和文法、詞法分析、語法分析、語法制導翻譯、中間代碼生成、存儲管理、代碼優化和目標代碼生成。 編譯原理是計算機專業設置的一門重要的專業課程。雖然只有少數人從事編譯方面的工作，但是這門課在理論、技術、方法上都對學生提供了系統而有效的訓練，有利於提高軟體人員的素質和能力。
這門課程關注的是編譯器方面的產生原理和技術問題，似乎和計算機的基礎領域不沾邊，可是編譯原理卻一直作為大學本科的 必修課程，同時也成為了研究生入學考試的必考內容。編譯原理及技術從本質上來講就是一個演算法問題而已，當然由於這個問題十分復雜，其解決演算法也相對復雜。 我們學的數據結構與演算法分析也是講演算法的，不過講的基礎演算法，換句話說講的是演算法導論，而編譯原理這門課程講的就是比較專註解決一種的演算法了。在20世紀 50年代，編譯器的編寫一直被認為是十分困難的事情，第一Fortran的編譯器據說花了18年的時間才完成。在人們嘗試編寫編譯器的同時，誕生了許多跟 編譯相關的理論和技術，而這些理論和技術比一個實際的編譯器本身價值更大。就猶如數學家們在解決著名的哥德巴赫猜想一樣，雖然沒有最終解決問題，但是其間 誕生不少名著的相關數論。