编译原理初态必须是0开始吗
‘壹’ 编译原理
编译原理)：利用编译程序从源语言编写的源程序产生目标程序的过程； 用编译程序产生目标程序的动作。 编译就是把高级语言变成计算机可以识别的2进制语言，计算机只认识1和0，编译程序把人们熟悉的语言换成2进制的。
编译程序把一个源程序翻译成目标程序的工作过程分为五个阶段：词法分析；语法分析；语义检查和中间代码生成
(1)编译原理初态必须是0开始吗扩展阅读：
编译程序的语法分析器以单词符号作为输入，分析单词符号串是否形成符合语法规则的语法单位，如表达式、赋值、循环等，最后看是否构成一个符合要求的程序，按该语言使用的语法规则分析检查每条语句是否有正确的逻辑结构，程序是最终的一个语法单位。
编译程序的语法规则可用上下文无关文法来刻画。语法分析的方法分为两种：自上而下分析法和自下而上分析法。自上而下就是从文法的开始符号出发，向下推导，推出句子。
而自下而上分析法采用的是移进归约法，基本思想是：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栈里，当栈顶形成某个产生式的一个候选式时，即把栈顶的这一部分归约成该产生式的左邻符号。
‘贰’ 编译原理NFA转DFA ，请问DFA的初始状态如何确定
NFA确定化的时候，包含NFA初态的那个DFA状态就是确定后的DFA的初态。
DFA的终态就是所有包含了NFA终态的DFA的状态。
对于DFA来说，他的初态就是包含了NFA唯一初态1的那个状态，就是左边的1，2右边的1了。
脱氧核糖-磷酸链在螺旋结构的外面，碱基朝向里面。两条多脱氧核苷酸链反向互补，通过碱基间的氢键形成的碱基配对相连，形成相当稳定的组合。
(2)编译原理初态必须是0开始吗扩展阅读：
将DNA或RNA序列以三个核苷酸为一组的密码子转译为蛋白质的氨基酸序列，以用于蛋白质合成。密码子由mRNA上的三个核苷酸（例如ACU，CAG，UUU）的序列组成，每三个核苷酸与特定氨基酸相关。
例如，三个重复的胸腺嘧啶（UUU）编码苯丙氨酸。使用三个字母，可以拥有多达64种不同的组合。由于有64种可能的三联体和仅20种氨基酸，因此认为遗传密码是多余的（或简并的）：一些氨基酸确实可以由几种不同的三联体编码。
但每个三联体将对应于单个氨基酸。最后，有三个三联体不编码任何氨基酸，它们代表停止（或无意义）密码子，分别是UAA，UGA和UAG 。
‘叁’ 编译原理中=>*表示0步或多步推导，什么叫0步推导难道不经过产生式吗。。
0步推导，是指符号串本身已经就是所需要推导的结果，不推导就已经是了。
不推导，当然也就不需要应用任何一个产生式。
举个例子：
G[S]:
S-->aSb
|
ab
待推导的句子是
w=aabb
现在有3个句型u,v,z，都可以推导出w。
它们分别是：
u=S
v=aSb
z=aabb
那么：
从句型u推导：
u=S==>aSb==>aabb，需要2步推导
从句型v推导：
v=aSb==>aabb，需要1步推导
从句型z推导：
z=aabb，需要0步推导
‘肆’ 编译原理题目
明天写了给你吧。这实在略多了点
‘伍’ 编译原理编程
1)0*10*10*
2)0*(10+)*(1|0)
3)(0*10*10*)*
第一题跟第三题是差不多的
这时候可以发现,只要用一个count来做对错的识别就能解决,并不是没有用到state状态,而是该状态变为隐性了,如下
/**
*@fnintcheck_data(char*d_line,intn)
*@brief检查资列串是否符合给定的正则表达式
*@return0不符;1符合
*/
intcheck_data(char*d_line,intn){
inti,count;
for(count=0,i=0;i<n;i++){//只要算出1的个数即可
if(d_line[i]=='1')count++;
}
return(1-(count&1));//当count奇数表示失败;当count偶数成功
}
第二题的话,就会用到state来纪录状态,
而最后离开状态S4还是被隐含在执行判断的过程中
#defineS10
#defineS21
#defineS32
#defineS43
intcheck_data(char*d_line,intn){
inti,state;
state=S1;
for(i=0;i<n;i++){
switch(state){
caseS1:
if(d_line[i]=='1')state=S2;break;
caseS2:
if(d_line[i]=='1')return0;//失败了
/*d_line[i]为'0'*/state=S3;break;
caseS3:
if(d_line[i]=='1')state=S2;break;
caseS4:break;
}
}
return1;
}
基本上上述程式对照自动机就可以比较清楚了
‘陆’ 编译原理，正则表达式的低级基础问题
1、正则表达式：0(0|1)*1
2、由于不方便画图，最简DFA用状态表表示如下：
（1）开始状态S------输入0------->状态A
（2）状态A-------输入0-------->状态A
（3）状态A-------输入1-------->状态B（可接受状态）
（4）状态B-------输入0-------->状态A
（5）状态B-------输入1-------->状态B（可接受状态）
‘柒’ 编译原理搜索符的问题
从初态开始，（S':=.S，# ） ，初态的核心项目的搜索符为#号，这是定的，然后扩充初态，就是把所有的（S:=. αβ，# ）加进去，若α为一个非终结符，假设为A，则把（A：= .γ）加进去，A：= .γ的搜索符为 FIRST（β#），就是说若β为空，则为原来S的搜索符，若β不为空，则为β的首终结符。继续扩γ，一直到初态不能扩充为止。goto时，核心项目的搜索符是继承过来的。
例子，若某状态的核心项目为(A：=α.Bβ,a),则把项目(B:= .γ,FIRST（βa）)加进去。
‘捌’ 编译原理题--写正规表达式:所有不以0开头的偶数的集合
[^0].*0|2|4|6|8
‘玖’ 有关编译原理
⑴拓广文法 1 分
G[S ′ ]: S ′→ S ⑴
S → SaA ⑵ S → a ⑶ A → AbS ⑷ A → b ⑸
该文法的以 LR(0) 项目集为状态的识别规范句型活前缀的 DFA ：
⑵ 该文法的 LR(0) 分析表：
状态 ACTION GOTO
a b # S A
0 S 2 1
1 S 3 acc
2 r 3 r 3 r 3
3 S 5 4
4 r 2 r 2 /S 6 r 2
5 r 5 r 5 r 5
6 S 2 7
7 r 4 /S 3 r 4 r 4
⑶ LR(0) 文法：该文法的以 LR(0) 项目集为状态的识别规范句型活前缀的 DFA 中没有冲突状态。
该文法不是 LR(0) 文法
因为存在冲突状态： I 4 和 I 7
⑷ SLR(1) 文法：该文法的以 LR(0) 项目集为状态的识别规范句型活前缀的 DFA 中有冲突状态，冲突可用 FOLLOW 集解决。
该文法不是 SLR(1) 文法。
因为 FOLLOW(S)={a,b,#} ，所以无法解决冲突
‘拾’ 编译原理问题——给出不是0开头的正偶数正规式
a->1|2|3|4|5|6|7|8|9,
b->0|1|2|3|4|5|6|7|8|9,
c->0|2|4|6|8,
P->ab*c