编译原理-(第三章词法分析)课件

第二章词法分析词法分析的：

从左至右逐个字符地扫描源程序，产生一个个的，把作为字符串的源程序改造成为单词符号串的中间程序。词法分析器/扫描器：执行词法分析的程序。源程序扫描器scanner1、关键字词法分析器的功能如下图所示：2、标识符5、界符4、运算符3、常数由程序语言定义的具有固定意义的标识符。也可称为保留字或基本字。例如：Pascal中的begin，end，if等。界符：如逗号、分号、括号、/*，*/等。它是确定的。运算符：如+、-、*、/等。它是确定的。常数的类型一般有整型、实型、布尔型、文字型等。它是不限的。用来表示各种名字，如变量名、数组名、过程名等。它是不限的。2.1对词法分析器的要求2.1.1词法分析器的功能和输出形式词法分析器的功能：输入源程序，输出单词符号。单词符号：一个程序语言的基本语法符号。分为以下5种。

1、关键字：由程序语言定义的具有固定意义的标识符。也可称为保留字或基本字。例如：Pascal中的begin，end，if等。它是确定的。2、标识符：用来表示各种名字，如变量名、数组名、过程名等。它是不限的。3、常数：常数的类型一般有整型、实型、布尔型、文字型等。它是不限的。4、运算符：如+、-、*、/等。它是确定的。5、界符：如逗号、分号、括号、/*，*/等。它是确定的。确定不限例2-1：151－FORTRAN编译程序的词法分析器在扫描输入串IF(5·EQ·M)GOTO100后，它输出的单词符号串是：

逻辑IF（34，_）左括号（2，_）整常数（20，‘5’的二进制表示）等号（6，_）标识符（26，‘M’）右括号（16，_）GOTO（30，_）标号（19，‘100’的二进制表示）IF为关键字，种别编码34，采用一符一种的编码方式。常数类型，种别编码20，单词自身的值为‘5’的二进制表示。‘(’为界符，种别编码2，采用一符一种的编码方式。等号为运算符，种别编码6，采用一符一种的编码方式。M为标识符，种别编码26，单词自身值为‘M’。‘)’为界符，种别编码16，采用一符一种的编码方式。GOTO为关键字，种别编码30，采用一符一种的编码方式。100为标号，种别编码19，单词内部的值用100的二进制表示。例2-2：下述C++代码段：while(i>=j)i--；经词法分析器处理以后，它将被转换为如下的单词符号串

(while，_)((，_)(id，指向i的符号表指针)(>=，_)(id，指向j的符号表指针)()，_)(id，指向i的符号表指针)(--，_)(；，_)2.1.2词法分析与语法分析的关系1、把词法分析从语法分析中脱离出来的优点：使编译程序的结构更加简洁、清晰和条理化。词法分析和语法分析方法不同，词法分析可以使用正则文法自动构造scanner简单。有利于提高语法分析的效率。可以改善词法分析的细节，甚至于一个语法分析配几个scanner，把不同的输入变成一种内部表示。2、把词法分析作为独立的一遍scanner当作一遍。把scanner当作子程序。外存scanner语法分析源程序单词符号scanner作为一遍语法分析scanner源程序scanner作为子程序若识别输入语句IF(5.EQ.M)GOTO100，若缓冲区情况如下所示：IF(5.EQ.M)GO起点指示器搜索指示器输入缓冲区

TO100IF(5.EQ.M)GO起点指示器搜索指示器输入缓冲区TO100IF(5.EQ.M)GO起点指示器搜索指示器两个互补输入缓冲区120个字符扫描缓冲区的结构：

缓冲区大小：120个字符。采用两个指示器：起点指示器、搜索指示器。

两个互补区。2.2.2单词符号的识别——超前搜索单词符号识别的简单方法：超前搜索。关键字识别：

例如：在标准FORTRAN中1、DO99K=1,102、IF(5.EQ.M)I=103、DO99K=1.104、IF(5)=55

其中的DO、IF为关键字其中的DO、IF为标识符的一部分标识符的识别多数语言的标识符是字母开头的“字母/数字”串，而且在程序中标识符的出现后都跟着算符或界符。因此，不难识别。常数的识别对于某些语言的常数的识别也需要使用超前搜索。算符和界符的识别对于诸如C++语言中的“++”、“--”，这种复合成的算符，需要超前搜索。

XY(a)转换图示例2字母其他字母或数字*（b）识别标识符的转换图其他2数字数字*（c）识别整数的转换图例2-3：简单的状态转换图示例：初态终态从0状态到1状态可能出现字母图2.2状态转换图7*·数字数字数字数字E或D+或－数字其他E或D·数字其他数字例2-4：识别FORTRAN实型常数的转换图：例如下列实型常数可以被以下转换图识别：1.23E+4.56E-7单词符号种别编码助忆符内码值DIM1$DIM－IF2$IF－DO3$DO－STOP4$STOP－END5$END－标识符6$ID内部字符串常数（整）7$INT标准二进制形式＝8$ASSIGN－＋9$PLUS－*10$STAR－**11$POWER－,12$COMMA－(13$LPAR－)14$RPAR－例2-5：综合实例——做出识别下表所示的小语言的单词符号的状态转换图2.2.4状态转换图的实现1、CHAR字符变量，存放最新读进的源程序字符。2、TOKEN字符数组，存放构成单词的字符串。3、GETCHAR过程，将下一输入字符读入CHAR，搜索指示器前移一个字符。4、GETBC过程，检查CHAR中的字符是否为空白。若是，则调用GETCHAR直至CHAR中进入一个非空白字符。5、CONCAT过程，把CHAR中的字符连接到TOKEN之后。6、LETTER布尔函数过程，它们分别判断CHAR中的字符是数字或是字母，

DIGIT从而给出真假值TRUE、FALSE。7、RESERVE整型函数过程，用TOKEN中的字符串查保留字表，若是一个保留字则给予编码，否则回送0值（假定0不是保留字的编码）。8、RETRACT过程，把搜索指示器回调一个字节，把CHAR中的字符置为空白。以上函数和子程序过程都不难编制，使用它们能够方便的构造状态转换图的对应程序。一般，我们可以让每一个状态结对应一个程序段。例如：我们可以让不含回路的分叉结，对应一个CASE语句，或者是一组IF…THEN…ELSE语句。具体见后面实例。

终态结一般对应一个RETURN(C,VAL)语句。其中C为单词种别编码；VAL是字符数组的TOKEN，或者是一个整数值，或者无定义。具体见后面实例。为了把状态转换图转化成程序，每个状态要建立一段程序，它要做的工作如下：第一步：从输入缓冲区中取一个字符。为此，我们使用函数GETCHAR，每次调用它，推进先行指针，送回一个字符。第二步：确定在本状态下，哪一条箭弧是用刚刚来的输入字符标识的。如果找到，控制就转到该弧所指向的状态；若找不到，那么寻找该单词的企图就失败了。失败：先行指针必须重新回到开始指针处，并用另一状态图来搜索另一单词。如果所有的状态转换图都试过之后，还没有匹配的，就表明这是一个词法错误，此时，调用错误校正程序。GETCHAR是过程，将下一输入字符读入CHAR，搜索指示器前移一个字符。对于如上的状态转换图，状态0的代码如下所示：

state0：C:=GETCHAR;ifLETTER(C)thengotostate1elseFAIL()2字母其他字母或数字LETTER()是布尔函数过程，当且仅当C中的字符是字母，它返回真假值TRUE。FAIL()是例子程序，它移回先行指针（lookaheadpointer）,开始下一状态转换图，或调用出错程序。例2-7：示例——如何把状态结对应于一段程序：*对于如上的状态转换图，状态1的代码如下所示：

state1：C:=GETCHAR;ifLETTER(C)orDIGIT(C)thengotostate1elseifDELIMITER(C)

thengotostate2elseFAIL()2字母其他字母或数字DIGIT()是布尔函数过程，当且仅当C中的字符是数字，它返回真假值TRUE。DELIMITER(C)是过程，只要碰到标识符后的分界符，它返回TRUE。分界符一般为：空格、算术、逻辑符号，括号、‘＝’、‘；’、‘.’、‘，’。*对于如上的状态转换图，终态——状态2的代码如下所示：

state2：RETRACT();

RETURN($id，INSTALL())2字母其他字母或数字RETRACT()是过程，由于分界符不属于标识符，所以我们要把先行指针回调一个字符。INSTALL()是过程，如我们识别出的标识符不在符号表中，我们把它装入符号表。我们还要给语法分析程序返回一个二元式。*如果同时识别标识符和定义符，则需要修改为State2：修改之后，状态2的代码如下所示：

state2：RETRACT();c:=RESERVE();ifc=0thenRETURN($id，INSTALL)

elseRETURN(C,_)RESERVE()整型函数过程,针对TOKEN中的字符串进行查找，看其是否是保留字，是保留字给出它的编码，否则回送0（假定0不是保留字编码）。例2－9：以下程序段对应的状态图‘0’…‘9’：BEGINWHILEDIGITDOBEGINCONCAT；GETCHAREND；

RETRACT；

RETURN($INT,DTB)；END；非数字数字数字4*RETURN语句，对应终态结，其中$INT为种别编码，DTB为一个把十进制转换到二进制的转换函数。它把TOKEN中的数字译成标准二进制码，并以此为函数值返回。正规式与正规集的递归定义：1、ε和Φ都是字母表∑上的正规式，它们所表示的正规集分别为{ε}和Φ；2、任何a∈∑，a是∑上的一个正规式，它所表示的正规集为{a}；3、正规式正规集正规式正规集UL(U)（U|V）L(U)∪L(V)VL(V)（U·V）L(U)L(V)(U)*

L(U)*（闭包）仅由有限次使用上述三步骤而得到的表达式才是∑上的正规式。仅由这些正规式所表示的子集才是∑上的正规集。2.3正规表达式与有限自动机2.3.1正规式与正规集运算符的优先顺序：先“*”，次“·”，最后“|”“|”读做“或”“·”读做“连接”“*”读做“闭包”∑*的子集U,V：

积UV={αβ|α∈U&β∈V}

n次积Vn=VVV…VV0={ε}V的闭包V*=V0

UV1

UV2U…V的正则闭包V+=VV*2.3.2确定有限自动机（DFA）一个确定有限自动机（DFA）M是一个五元式：M＝(S,∑,δ,s0,F)，其中1、S是一个有限集，它的每个元素称为一个状态2、∑是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入字符3、δ是一个从S×∑至S的单值部分映射。δ(s,a)=s´意味着：当现行状态为S、输入字符为a时，将转换到下一状态s´。我们称s´为s的一个后继状态。4、s0∈S是唯一的初态5、FS是一个终态集（可空）。显然，一个DFA可用一个矩阵表示，该矩阵的行表示状态，列表示输入字符，矩阵元素表示δ(s,a)的值。这个矩阵称为状态转换矩阵。例2-12：有DFA

M=({0,1,2,3},{a,b},δ,0,{3})其中δ为:

δ(0,a)=1δ(0,b)=2

δ(1,a)=3δ(1,b)=2

δ(2,a)=1δ(2,b)=3

δ(3,a)=3δ(3,b)=3

状态ab012132213333相应的状态转换矩阵如下表：

一个DFA也可用一张（确定的）状态转换图来表示。假定DFAM含有m个状态和n个输入字符，那么，这个状态转换图含有m个状态结点，每个结点顶多有n条箭弧射出和别的结点相连接，整张图含有一个初态结点和若干个（可以为0）终态结点。3图2.5状态转换图aaaabbb状态ab01213221333-如下表所示的状态转换矩阵对应的状态转换图如右图：3aaabbb上图所示的状态转换图的S、∑及∑*如下：S={0,1,2,3}∑={a,b}∑*={α|α为ε，或者α为a、b的任意组合}从初态0到终态3有如图所示的通路，箭弧上到标记符连接起来的字aa属于∑*，所以右图所示的DFA可以识别字aa。同理：从初态0到终态3还有如图所示的通路，箭弧上到标记符连接起来的字bba属于∑*，所以右图所示的DFA可以识别字bba。a例2-13：科学表示法中数字常量的正则表达式对应的DFA：digitdigitnat对应的DFA如下图digit=[0-9]nat=digit+

signedNat=(+|-)?natnumber=signedNat(“·”nat)？signedNat对应的DFA如下图加上可选的小数部分，数字常量的正则表达式number=signedNat(“·”nat)？对应的DFA如下图：+digitdigitdigit-+digitdigitdigit-digitdigit•abbb接受与正则式ab+|ab*|b*相同的语言的DFA如下所示：例2-14：串中只有一个b被如下所示的DFA接受：bnotbnotb例2-15：包含最多一个b的串被如下所示的DFA接受：bnotbnotb注意二者之间的区别

定理：如果一个DFAM的输入字母表为∑，则我们也称M是∑上的一个DFA。可以证明:∑上的一个字集V∑*是正规的，当且仅当存在∑上的DFAM，使得V=L(M)。DFA的确定性表现在映射δ：S×∑→S是一个单值函数。即：对于任何状态s∈S和输入符号a∈∑，δ(s,a)唯一确定了一个状态。从转换图角度，我们也可以得到答案。如果允许是一个多值函数，我们就得到下一节要讲到的非确定自动机的概念。2.3.3非确定有限自动机（NFA）一个非确定有限自动机（NFA）M是一个五元式：

M＝(S,∑,δ,S0,F)，其中1、S是一个有限集，它的每个元素称为一个状态2、∑是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入字符3、δ是一个从S×∑*至S的子集的映射，即δ：S×∑*

→2s4、S0∈S是唯一的初态5、FS是一个终态集（可空）。一个含有m个状态和n个输入字符的NFA可用一张如下的状态转换图来表示：该图含有m个状态结点，每个结点可以射出若干条弧与别的结点相连接，每条弧用∑*中的一个字（可以是不同的字，也可以是空字）做标记，整张图至少含有一个初态结点和若干个（可以为0）终态结点。某些结点既可以是初态结点也可以是终态结点。1aaa,b2bbaba,b0ab,baaa,bbab,baaa,bbyaaaabεbbbεεε下图所示的状态转换图的S、∑及∑*如下：S={0,1,2,3}∑={a,b}∑*={α|α为ε，或者α为a、b的任意组合}对于∑*中的任何一个字α，若存在一条从某一初态结点到某一终态结点的通路，且这条通路上所有弧上的标记字依序连接成的字（忽略ε）等于α，则称α可以为NFAM识别。从初态x到终态y的连接通路弧上，有如下标记字：εεaaεε，去除ε，为aa，所以字aa可为NFA接受。4aaεbεε例2-16：上图所示的NFA的以下两个转换序列都可以接受串abb：允许接受ab允许接受与ab*匹配的字符串允许接受与b*匹配的字符串允许接受与ab+匹配的字符串由此，我们可以看出这个NFA接受与正则式ab+|ab*|b*相同的语言！接受ab接受ab接受ab＋接受ab接受ab＋接受ab*接受ab接受ab＋接受ab*接受b*练习：考虑以下NFA通过怎样的转换接受串acab：10aεbεεεεεεεεcDFA是NFA的特例，可以采用子集法将NFA确定化。假定I是NFAM的状态集的一个子集，我们定义ε_CLOSURE(I)为：

1、若s∈I，则s∈ε_CLOSURE(I)；2、若s∈I，那么从s出发经过任意条ε弧而能到达的任何状态s’都属于ε_CLOSURE(I)。状态集ε_CLOSURE(I)称为I的ε_闭包。ε_CLOSURE(I)的定义假定I是NFAM的状态集的子集，a∈∑,定义Ia=ε_CLOSURE(J)其中，J是那些可从I中的某一状态结点出发经过一条a弧而到达的状态结点的全体。Ia定义∑={a1,a2,….ak}。先构造一张表，该表每一行含有k+1列。置该表的首行首列为ε_CLOSURE(X)。重复上述过程，直至所有第二列和第三列的子集均已在第一列上出现了为止。如果某一行的第一列的状态子集已经确定，例如记为I,那么，求出这一行的第二个和第三个子集Ia和Ib看它们是否已在表的第一列出现，将未出现的填入到后面空行的第一列。1表的初始化构造2处理表的一行3重复处理子集算法例2-17：考虑下图所示NFA的确定化：yaaaabεbbbεεεIIaIb{X,5,1}{5,3,1}{5,4,1}{5,3,1}{5,3,1,2,6,Y}{5,4,1}{5,4,1}{5,3,1}{5,4,1,2,6,Y}{5,3,1,2,6,Y}{5,3,1,2,6,Y}{5,4,1,6,Y}{5,4,1,6,Y}{5,3,1,6,Y}{5,4,1,2,6,Y}{5,4,1,2,6,Y}{5,3,1,6,Y}{5,4,1,2,6,Y}{5,3,1,6,Y}{5,3,1,2,6,Y}{5,4,1,6,Y}I=ε_CLOSURE{X}为{X,5,1}。从状态I出发经过一条a弧而能到达的状态全体J为{5,3},而ε_CLOSURE(J)={5,3,1}。从而Ia={5,3,1}。初态ε_闭包{X,5,1}Ja为{5,3}ε_CLOSURE(J)为{5,3，1}（根据ε_闭包的定义）根据此方法依次求出左边表中的状态转换矩阵即可。对右下图表中的所有子集重新命名，得到左图中的状态转换矩阵形成如下状态转换矩阵，从而得到相应的DFA。如图所示：sab0121322153344655656343aaaabbb546abbabIIaIb{X,5,1}{5,3,1}{5,4,1}{5,3,1}{5,3,1,2,6,Y}{5,4,1}{5,4,1}{5,3,1}{5,4,1,2,6,Y}{5,3,1,2,6,Y}{5,3,1,2,6,Y}{5,4,1,6,Y}{5,4,1,6,Y}{5,3,1,6,Y}{5,4,1,2,6,Y}{5,4,1,2,6,Y}{5,3,1,6,Y}{5,4,1,2,6,Y}{5,3,1,6,Y}{5,3,1,2,6,Y}{5,4,1,6,Y}重命名为状态0重命名为状态1根据重命名的状态填写表格ab例2-18：考虑下图所示NFA的确定化：{1}在letter上有到{2}的转换：{2}={2，3，4，5，7，10}{2,3,4,5,7,10}letter在letter上有到{6}的转换：{6}={4，5，6，7，9，10}{4,5,6，7,9，10}letter在digit上有到{8}的转换：{8}={4，5，7，8，9，10}{4,5,7，8,9，10}digitletterdigitdigitletter注意：所有这些状态都有在letter和digit上的转换。上图所示NFA的确定化后的DFA如下：子集构造过程如下：初始状态：{1}={1}ε10letterεletterεεεεεε