有关编译原理
有关编译原理
编译程序的逻辑结构：词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化、目标代码生成。六个阶段。
词法分析
目的：识别字符串，识别出关键字、数字、运算符、变量名等，以二元式（类别，值）的形式存储，供后续的语法分析器用。
文法：
一个文法可表示成形如G[S]=(Vn,Vt,P,S)的四元式。
Vn:非终结符号集；
Vt:终结符号集；
P:产生式集；
S:文法的开始符号。
文法的分类：分析略，有以下几种。
| 0型 |
1型 |
2型 |
3型 |
| 短语结构文法 |
前后文有关文法 |
前后文无关文法 |
正规文法 |
确定的有限自动机（DFA）
DFA，Deterministic Finite Automaton。
DFA 用M=（K,∑,f,S0,Z）五元式表示。
K:状态集合；
∑,：符号集合；
f：单值映射，f(p,a)=q:指明若当前的状态为p，而输入字符为a时下一个状态就是q；
S0：一个初始状态，属于K；
Z：若干个结束状态，属于K。
非确定的有限自动机（NFA）
NFA，Non-deterministic Finite Automaton。
NFA 用M=（K,∑,f,S0,Z）五元式表示，同DFA，区别为f可以不是单值映射，即f(p,a)={q1。q2,q3,...}。
NFA与DFA的等价性论证：
1.DFA是特殊的NFA；
2.NFA可等价德转换到DFA。
文法－＞DFA的步骤：
文法->具有ε动作的NFA->DFA确定化->DFA状态数最小化。
正则表达式
又称正规文法，用来描述符合特定文法的字符串。
符号有：
* • |
名字分别叫闭包、连接、或。这三个的优先级依次降低。
正规集：某文法下的全体字符串构成了相应的正规集。
| 正规式 |
正规集（ε代表空串） |
| a|b |
{a,b} |
| a|ba* |
{a,b,ba,baa,...} |
| a* |
{ε,a,aa,aaa,...} |
| (a|b)*abb |
任何以abb结尾的a、b符号串 |
增强版的 正则表达式见：
http://blog.csdn.net/chuchus/article/details/34109787
语法分析
以词法分析的二元式作为输入，判断是否合乎特定文法。如int a 后缺少分号，语法分析器会报错。
有自顶向下和自底向上两种思想。对于前者，试着为源程序构造一棵完整的语法树，若成功则无语法错误。
递归下降分析法，属于自顶向下。是指对文法的每一非终结符号，都根据相应产生式各候选式的结构，为其编写一个子程序，用来识别该非终结符号所表示的语法。
该方法要求文法不能有直接左递归。若有，可以对文法进行改造以达到要求。
例：
T->aFb 为语法的一部分，为非终结符号T、F分别构造相应的语法检验函数，T的判别函数见下：
T(){ ...;//判断a
F();//判断F
...;判断b
}//若中间任一环节出错则说明源程序不符合语法规定。
此类函数之间允许相互嵌套和递归。
语义分析
较复杂，不详述。通常与语法分析并行进行。
定义函数 void fun(int);调用 fun();时会因参数不去匹配由语义分析器报错。
中间代码生成
四则运算表达式的表示方法：后缀表示法。
流程控制语句的翻译：
while(a<b){if(c>d) x=y+z;}
| 地址 |
operator |
参数一 |
参数二 |
结果（地址） |
| 100 |
j< |
a |
b |
102 |
| 101 |
j |
/ |
/ |
107 |
| 102 |
j> |
c |
d |
104 |
| 103 |
j |
/ |
/ |
100 |
| 104 |
+ |
y |
z |
tmp |
| 105 |
= |
tmp |
/ |
x |
| 106 |
j |
/ |
/ |
100 |
| 107 |
... |
... |
... |
... |
代码优化及目标代码生成
略。
消除产生式中的直接左递归是比较容易的。例如假设非终结符P的规则为
P→Pα|β
其中，β是不以P开头的符号串。那么，我们可以把P的规则改写为如下的非直接左递归形式：
P→βP’ P’→αP’|ε
这两条规则和原来的规则是等价的，即两种形式从P推出的符号串是相同的。