编译原理结束符号
‘壹’ 编译原理问题：求解
E是文法开头。ε代表终结符号(推理中代表终点或结果，程序语言中代表常量等)。E T 这些大写字母一般代表非终结符号（这些代表中间过程，非结果。程序中代表函数等等）。开始是E。因为有个G(E)。E就是文法开始符号。推导就有E开始，它也是一个非终结符(代表函数、或者一个推导过程，类似于程序中的main(c++)、winmain(vc++)、dllmain(dll)等主函数）。
1算术表达式文法：这个文法是一个递归文法。计算机进行逻辑推导时会走很多弯路（类似于遍历一颗树的过程）。为了不让计算机走弯路（提高效率的目的），可以变换为第二种文法。这种文法消除了递归（消除了歧义，类似于后缀表达式），使计算机可以一条直线走到底儿推导出结果。
我也很久没看编译原理了。 呵呵
‘贰’ 编译原理——LR分析表
自底向上的语法分析
LR分析表的结构如上，其分为两个部分 Action Goto
两个参数状态i，终结符号a（s(i)代表第i个状态，r(i)代表第i条表达式）
Goto[i,A]=j
文法
容易得知这个文法可以推出 0 1 00 01 等的字符串。因为它是 左递归 。不适用于 LL 文法分析，只能使用 LR 分析。
因为本题入口有两个—— S → L·L S → L ，所以需要构造额外的产生式 S'->S
2.1 第一次遍历
我们从 [S -> . L·L] 开始，构造这个状态的闭包，也就是加上所有能从这个产生式推出的表项。
首先，判断 . 后面是否为 非终结符号A 。如果是，那我们就得找所有由 A-> 推出的产生式，并将它们添加进入 闭包 里(也就是State包里)。循环做即可。
因此我们可以得到 State 0 有
下一步，就是我的 . 往下一位移动。对每个符号X后有个 . 的项，都可以从 State 0 过渡到其他状态。
由以上6条式子可以得知下一位符号可以是 S L B 0 1 。所以自然可以得到5个状态。
State 1 是由 State 0 通过 S 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 S 前有 . 的项。
此状态作为结束状态 Accept ，不需要继续状态转移了。
State 2 是由 State 0 通过 L 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 L 前有 . 的项。
S -> . L·L S -> . L L -> . LB
有3条式子，现在我们将 . 向后推一格，就得到 State 1 的项了。
但是 . 之后的符号分别是 · $ B ， B 为非终结符号，我们得包含 B -> 的项
State 3 是由 State 0 通过 B 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 B 前有 . 的项。
因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。
State 4 是由 State 0 通过 0 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 0 前有 . 的项。
因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。
很简单，同样的道理找 State 5
State 5 是由 State 0 通过 1 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 1 前有 . 的项。
因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。
好的，现在我们第一次遍历完成。
2.2 第二次遍历
第二次遍历自然从 State 2 开始。
我们回到 State2 ，可以看出 . 之后的符号有 · B 0 1 。
State 6 是由 State 2 通过 · 转移到这里的，所以我们找出所有 State 2 中在 · 前有 . 的项。
S -> L. ·L 只有1条，我们往后移发现 L 又为非终结符号，参考 State 0 做的操作，我们得找出所有的式子。
共有5条式子，共同组成 State 6 ，由上面的式子可以看出我们还得继续下一次遍历。先不管着，我们进行下一次状态查找。
State 7 是由 State 2 通过 B 转移到这里的，所以我们找出所有 State 2 中在 B 前有 . 的项。
L -> L. B 也是只有1条，我们往后移发现没有非终结符号了，那就不需要再继续添加其他式子了。
这个状态也不需要继续进行转移了。
接下来很关键，因为我们通过 State2 的 . 后的符号找出了 State 6 State 7 ，接下来还差符号 0 1 ，那么是否像之前一样按例添加状态呢， 答案是不是的 ，因为我们发现通过 0 1 找到的闭包集分别是 B -> 0 B -> 1 ，这与我们的之前的 State 4 State 5 相同。所以我们得将其整合起来，相当于 State 2 通过 0 1 符号找到了 State 4 State 5 状态。
2.3 第三次遍历
回头看第二次遍历，可以看出只有 State 6 可以进行状态转移了。
那么就将 State 6 作为第三次遍历的源头，可以看出 . 之后的符号有 L B 0 1 。
State 8 是由 State 6 通过 L 转移到这里的，所以我们找出所有 State 6 在 L 前有 . 的项。
S -> L· .L L -> . LB 有两条式子，往后移发现有非终结符号 B ，所以经过整合可以得到
可以看出 . 的后面还有一个符号，所以这里我们还得再进行一次遍历。
接下来，又是遇到重复的包的情况，可以看出我们由 State 6 通过 B 0 1 得到的闭包分别是 L->B B->0 B->1 ，很明显，这分别对应于 State 3 State 4 State 5 。
第三次遍历也就结束了。
2.4 第四次遍历
回看第三次遍历，可以看出只有 State 8 可以进行状态转移，其 . 之后的符号分别是 B 0 1 。
诶，感觉很熟悉，就是上面几行刚说的情况，也就是说通过这三个符号找到的闭包是我们之前遇到的状态，分别是 State 3 State 4 State 5 。
做到这里，我们发现我们已经全部遍历完毕！
总共有8个状态，通过以上流程做成个图是什么样子的？来看看！
这么一看就很清晰明了了，我们就可以通过这个图做出我们的 LR分析表
其实就是我们之前呈现的表
在状态 I2 和 I8 中，既有 移入 项目，也有 规约 项目，存在 移入 - 规约的冲突 ，所以不是 LR(0) 文法，但是因为 FOLLOW(S) ∩ {0, 1} = ∅，所以可以用 FOLLOW 集解决冲突，所以该文法是 SLR(1) 文法。
上表我们发现还有 r1，r2，r3 等。这个其实就是代表状态停止转移时为 第几条表达式 ，r3代表第三条表达式 L -> LB 。
当我们构建了表之后，我们如何运用起来呢？
下面我们通过一个例子来说明
以上字符串是如何被SLR分析器识别的呢？
‘叁’ 编译原理中 文法 文法G定义为四元组（Vn ,Vt,P,S）这4个是什么意思 另外 终结符和非终结符是什么意思
文法G是一个四元式（Vt,Vn,S,P）
其中Vt是一个非空有限集，它的每个元素称为终结符号
Vn是一个非空有限集，它的每个元素称为非终结符号（Vt和Vn的交集为空）
S是一个非终结符号，称为开始符号
P是一个产生式集合（有限），每个产生式的形式是P-->a
开始S必须在某个产生式的左部出现一次
终结符指组成语言的基本符号（如基本字、标识符、常数、算符、界符）
非终结符号（也称语法变量）表示一定符号串的集合。
你看到小写字母一般是终结符，大写字母肯定是非终结符
不明白可以联系。
‘肆’ 一道《编译原理》求follow集题目,在线等答案
哥们，你这个问题中的一个产生式E’→+TE’| e，应该是E->+TE’ |ε这样吧！否则不可能获得如此结果。
关于求follow集合，龙书中说得很清楚，依据三条规则即可：
1、任何FOLLOW(S)都包含输入终止符号，其中S是开始符号。
适用该条，因此FOLLOW(E’)中包含终止符号#。
2、如果存在产生式，A->αBβ,则将FIRST(β)中除ε以外的符号都放入FOLLOW(B)中。
该条不适用，因为在上述所有产生式中不存在形如E‘->αE’β这样的产生式。
3、如果存在产生式，A->αB，或A->αBβ,其中FIRST(β)中包含ε,则将FOLLOW(A)中的所有符号都放入FOLLOW(B)中。
适用该条，因为存在这样的产生式E->+TE’，使得FOLLOW(E’)=FOLLOW(E)成立。而FOLLOW(E)适用上述第二条，根据产生式F→(E)可求得为FOLLOW(E)={#,)}。
综上，FOLLOW(E’)=FOLLOW(E)={#,)}。
‘伍’ (编译原理) 求下述文法对应正规式： S->0A|1B A->1S|1 B->0S|0
一、简单的推导思路
1、该文法的对应正规式为：[01|10]+
2、推导：
（1）首先，展开产生式S，可知S要么以0开头，要么以1开头；
（2）如果S按产生式S->0A展开，则S必以01开头，因为通过产生式A->1S|1可知，A必定是以1开头的；
（3）如果S按产生式S->1B展开，则S必以10开头，因为产生式B必定以0开头；
（4）综上，可知，S是以01或10开头的非终结符号；
（5）当A以产生式A->1展开或 B以B->0展开时，S将推导结束；
（6）当A以产生式A->1S展开或 B以B->0S展开时，产生式中的非终结符号S将重复（1）-（3）的推导步骤；
（7）综上所述，该文法的对应正规式为：[01|10]+。
二、联立方程组求解
假设非终结符号S、A、B都分别代表一个正规式，则正规文法的产生式集合所代表的就是关于正规式S、A、B的一个方程组。
我们将文法“|”符号替换为正规式“+”符号，可得，
S=0A+1B=0(1S+1)+1(0S+0)=01(S+ε)+10(S+ε)=(01+10)(S+ε)=(01+10)S+(01+10)。
根据方程X=rX+t有形如X=r*t的解论断，可得，
S=(01+10)*(01+10)=[01|10]+。
‘陆’ 编译原理的文法是什么
文法是描述语言规则的形式规则。实际上就是用一个四元组G=(VT,VN,S,P)定义的一个推理方式。其中VT是终结符，VN是非终结符，S是开始符号，P是一组产生规则。
‘柒’ 什么是文法(编译原理)
【定义】
文法G定义为四元组（VN，VT，P，S）
其中 VN ：非终结符号(即语法变量)集
VT ： 终结符号集
VN∩VT =Φ，令V= VN∪VT，V称为文法G的字母表或字汇表。
P ：产生式(α→β)集
S ：开始符号，且S∈VN ，S至少要在一条规则的左部出现。
【约定】
一般地，文法G的 四元组 不用全部给出 ，而只将产生式写出。
约定：
（1）第一条产生式的左部是开始符号
（2）用尖括号括起来的（或 大写字母 ）是非终结符号
（3）不用尖括号括起来（或 小写字母 ）是终结符号
（4）还有一种习惯写法，即 G[S] ，其中 S 是 开始符号 。
【举例】
例: G=（VN，VT，P，S）
其中 VN={S}，
VT ={0，1}，
P={S→0S1，S→01}
S是开始符号
‘捌’ 编译原理这个符号表示什么 如图~~~~
剪头上加一个星号:S-*-＞aPb
表示从S可以推出含有非终结符P的形如aPb的句型。
剪头上加一个加号:S-+-＞a
表示从S可以推出终结符a。