2013 lecture03-Scanner.ppt

1、第三章 词 法 分 析,10/8/2020,1,Lecture 3,3.1 引言,10/8/2020,2,3.1.1 词法分析与词法分析程序 1. 概况 功能：读入源程序， 识别开单词（符号）并转换为内部表示, 做力所能及的工作( 删除无效字符、预处理 )。 输入：源程序字符序列 输出：属性字序列 基础文法：正则文法,Lecture 3,C语言符号：标识符、常量、字符串、标号、 界限符（关键字，专用符号） 符号都可用正则文法规则来定义： U:=VT U:=T,3.1.2 符号的识别与重写规则的关系,3.1 引言,:=字母|数字|字母 :=数字|数字 :=|=| := = := !,10/8/2

2、020,Lecture 3,3,关于关键字else的定义 :=e :=s :=l :=e 因此，关键字的定义都可采用正则文法规则形式,完全融合 相对独立 完全独立,3.1.2 符号的识别与重写规则的关系,3.1 引言,实现方式,10/8/2020,Lecture 3,4,3.1正则表达式与有穷状态自动机,3.2.1 状态转换图 1. 状态转换图的引进,:=L | L | D,引进目的：识别正则文法的句子,状态转换图：为识别正则文法的句子专门设计的有向图,10/8/2020,Lecture 3,5,3.1正则表达式与有穷状态自动机,3.2.1 状态转换图,例 正则文法GZ： Z=ZaAbBa A

3、=Bba B=Aab,10/8/2020,Lecture 3,6,2. 状态转换图的构造 状态转换图构造步骤如下： 步骤1 以符号S为开始状态作结点(假定文法的字汇表中不包含符号S)； 步骤2 以每一个非终结符号为状态作结点； 步骤3 对于形如Q=T的每个规则，引一条从开始状态S到状态Q的弧，其标记为T；而对形如Q=RT的规则引一条从状态R到Q的弧，其标记为T。其中R为非终结符号，T为终结符号； 步骤4 识别符号为终止状态。,3.2.1 状态转换图,10/8/2020,Lecture 3,7,3. 应用状态转换图来识别句子 一般地识别步骤如下： 步骤1 从开始状态开始，以它作为当前状态，并从输

4、入字符串x的最左字符开始，重复步骤2直到达到x的右端为止。 步骤2 扫描x的下一字符(当前字符)，在当前状态射出的各个弧中找出标记有该字符的弧，并沿此弧前进，以所达到的状态作为下一当前状态。 假定有输入字符串aababb，要识别它是否是其句子。,3.2.1 状态转换图,10/8/2020,Lecture 3,8,Z是终止状态，所以，输入字符串aababb是上述文法的句子。,输入字符串x=aababb, 是否是该文法的句子？,当识别一个字符串x时，如果能从状态转换图的开始状态出发，行进达到x的右端, x为句子的充分必要条件是最后的当前状态为终止状态。,或： (S)a(A)a(B)b(A)a(B)

5、b(A)bZ,3.2.1 状态转换图,10/8/2020,Lecture 3,9,为什么可以通过运行状态转换图来识别正则文法的句子？,10/8/2020,Lecture 3,10,3.2.1 状态转换图,利用状态转换图识别正则文法句子,10/8/2020,Lecture 3,11,GZ： Z:=Cb C:=Bb | b B:=Ab A:= a | Ba,3.2.1 状态转换图,4. 应用状态转换图为正则语言构造正则文法,例 正则语言 (ab)nb2n0,进而,GZ： S:=aA|bC A:=bB B:=bC|bA C:=bZ,10/8/2020,Lecture 3,12,ai bji, j1

6、GZ: Z:=Ab|Zb S A Z A:=a|Aa ai bj cki, j, k1 GZ: Z:=Bc|Zc S A B Z B:=Ab|Bb A:=a|Aa,10/8/2020,Lecture 3,13,1. 定义 定义 一个确定的有穷状态自动机DFA是五元组 DFA D=(K，M，S，F), 其中： K：状态集， ：字母表， M：KK 映象， SK 开始状态， F K 终止状态集,例 DFA D=(S, Z, A, B, a, b, M, S, Z)， 其中, M： M (S, a)=A M (S, b)=B M (A, a)=Z M (A, b)=B M (B, a)=A M (B,

7、 b)=Z M (Z, a)=Z,3.2.2 确定有穷状态自动机DFA,10/8/2020,Lecture 3,14,扩充了的映象M： M(R,)=R，其中R为任意状态； M(R, Tt)=M(M(R, T)，t)，其中t*，T。,所以，字符串bababb可为该DFA所接受。,接受： 对于某个DFA D=(K, M, S, F)，如果 M(S, t)=P, PF, 则称字符串t可被该DFA D所接受。,例 串bababb 是否可为上述DFA所接受,M(S,bababb)=M(M(S,b),ababb)=M(M(B,a),babb) =M(M(A,b),abb)=M(M(B,a),bb)=M(M

8、(A,b),b) =M(B,b)=Z,运行DFA： 识别输入字符串是否可被DFA所接受的过程,3.2.2 确定有穷状态自动机DFA,2. 运行DFA,10/8/2020,Lecture 3,15,3.2.2 确定有穷状态自动机DFA,3. FA在计算机内的存储表示,2)表结构表示,1)矩阵表示,10/8/2020,Lecture 3,16,3.2.3 非确定有穷状态自动机NFA,映像不唯一：状态W，字符T下映像到U或V。,1. NFA的引进 例 U=WT 和 V=WT 或者：W:=TU和W:=TV,10/8/2020,Lecture 3,17,NFA是一个五元组(K, , M, S, F)，其

9、中K:状态集， ：字母表 M: KK的子集所组成集合； S K 开始状态集 F K 终止状态集,2.定义,3.2.3 非确定有穷状态自动机NFA,文法GZ: Z=Z0T101 T=Z00 NFA N=(S, T, Z, 0, 1, M, S, Z) 其中M=？,NFA与DFA的区别 : 开始状态 与映像,10/8/2020,Lecture 3,18,文法GZ: Z=Z0T101 T=Z00 NFA N=(S, T, Z, 0, 1, M, S, Z) M：M(S, 0)=T, Z M(S, 1)=Z M(T, 0)= M(T, 1)=Z M(Z, 0)=T, Z M(Z, 1)= ,3.2.3

10、 非确定有穷状态自动机NFA,10/8/2020,Lecture 3,19,3. 运行NFA 扩充了的映象M： M(R,)=R, 其中R是任意的状态； M(R,Tt)=M(Q1,t)M(Q2,t)M (Qn, t)， 其中， M(R,T)=Q1，Q2，Qn 接受：若对于某NFA存在状态P, PF, 有PM(S, t)， SS，则说字符串t可被该NFA所接受。 当一个输入字符串为NFA所接受时，它就是相应文法的句子。,3.2.3 非确定有穷状态自动机NFA,10/8/2020,Lecture 3,20,文法GZ: Z=Z0T101 T=Z00 输入字符串010010的运行过程,所以输入字符串01

11、0010是该文法的句子,3.2.3 非确定有穷状态自动机NFA,10/8/2020,Lecture 3,21,3. 从NFA生成DFA 思路： 假定对于一个NFA，存在状态R，对于它有： M(R,T)=Q1, Q2, Qn 即，转换到的状态可能是Q1 或Q2，也可能是Qn。为使NFA成为等价的DFA,把状态集合Q1, Q2, , Qn看成单个状态，用Q1, Q2, Qn表示这单个状态，如, M(S, 0) = T, Z M(S,0) = T，Z 注意： DFA的状态名中所包含的原有状态名按字典顺序排列,3.2.3 非确定有穷状态自动机NFA,10/8/2020,Lecture 3,22,定义：

12、对于任何两个有限自动机M和M，如果L(M)=L(M)，则称M与M等价。 自动机理论中一个重要的结论：判定两个自动机等价性的算法是存在的。 对于每个NFA M存在一个DFA M，使得 L(M)=L(M)。亦即DFA与NFA描述能力相同。,10/8/2020,23,Lecture 3,1. 假定NFA M=，我们对M的状态转换图进行以下改造： 1) 引进新的初态结点X和终态结点Y，X,YS， 从X到S0中任意状态结点连一条箭弧， 从F中任意状态结点连一条箭弧到Y。 2) 对M的状态转换图进一步施行替换，其中k是新引入的状态。,证明:,10/8/2020,24,Lecture 3,代之为,代之为,代

13、之为,按下面的三条规则对V进行分裂:,10/8/2020,25,Lecture 3,逐步把这个图转变为每条弧只标记为上的一个字符或，最后得到一个NFA M，显然L(M)=L(M),10/8/2020,26,Lecture 3,识别所有含相继两个a或相继两个b的字,10/8/2020,27,Lecture 3,把上述NFA确定化采用子集法.,设I是的状态集的一个子集，定义I的-闭包-closure(I)为: i) 若sI，则s-closure(I)； ii) 若sI，则从s出发经过任意条弧而能到达的任何状态s都属于-closure(I) 即 -closure(I)=Is|从某个sI出发经过任意条

14、弧能到达s,10/8/2020,28,Lecture 3,设a是中的一个字符，定义 Ia= -closure(J) 其中，J为I中的某个状态出发经过一条a弧而到达的状态集合。,10/8/2020,29,Lecture 3,-closure(1)=1，2=I J=5，4，3 Ia= -closure(J)= -closure(5，4，3) =5，4，3，6，2，7，8,设a是中的一个字符，定义 Ia= -closure(J) 其中，J为I中的某个状态出发经过一条a弧而到达的状态集合。,10/8/2020,30,Lecture 3,把确定化的过程: 不失一般性，设字母表只包含两个a和b，我们构造一

15、张表:,10/8/2020,31,Lecture 3,首先，置第1行第1列为-closure(X)求出这一列的Ia，Ib； 然后，检查这两个Ia，Ib，看它们是否已在表中的第一列中出现，把未曾出现的填入后面的空行的第1列上，求出每行第2，3列上的集合. 重复上述过程，知道所有第2，3列子集全部出现在第一列为止。,10/8/2020,32,Lecture 3,I,Ia,Ib,X,5,1,5,3,1,5,4,1,5,3,1,5,2,3,1,6,Y,5,4,1,5,4,1,5,3,1,5,2,4,1,6,Y,5,2,3,1,6,Y,5,2,3,1,6,Y,5,4,6,1,Y,5,4,6,1,Y,5,

16、3,6,1,Y,5,2,4,1,6,Y,5,2,4,1,6,Y,5,3,6,1,Y,5,2,4,1,6,Y,5,3,6,1,Y,5,2,3,1,6,Y,5,4,6,1,Y,10/8/2020,33,Lecture 3,现在把这张表看成一个状态转换矩阵，把其中的每个子集看成一个状态。 这张表唯一刻划了一个确定的有限自动机M，它的初态是-closure(X) ，它的终态是含有原终态Y的子集。 不难看出，这个DFA M与M等价。,10/8/2020,34,Lecture 3,10/8/2020,35,Lecture 3,NFA N= (K, , M, S, F) , 其中S =S1，S2，Sn 确定

17、化为： DFA N=(K, , M, S, F) 其中，K =K的一切子集组成的集合 S = S1,S2,Sn M：M(R1，R2，Ri,T)=Q1,Q2,Qj j 这里 M(R1,R2,Ri, T)= M(Ri, T)=Q1,Q2, ,Qj i=1 F= Sj, Sk, , Sl | Sj, Sk, , SlK,且 Sj, Sk, , SlF ,10/8/2020,Lecture 3,36,对于文法GZ， GZ: Z:=Z0|T1|0|1 T:=Z0|0 NFA N=(S, T, Z, 0, 1, M, S, Z) M: M(S,0)=T, Z M(T,0)= M(Z,0)=T, Z M(S

18、,1)=Z M(T,1)=Z M(Z,1)= DFA N=( K, 0,1, M, S, TZ, Z ) K=S, T, Z, ST, SZ, TZ, STZ M: M(S, 0)=TZ M(S, 1)=Z M(Z, 0)=TZ M(T, 1)=Z M(ST, 0)=TZ M(ST, 1)=Z M(SZ, 0)=TZ M(SZ, 1)=Z M(TZ, 0)=TZ M(TZ, 1)=Z M(STZ,0)=TZ M(STZ,1)=Z,10/8/2020,Lecture 3,37,0 TZ 0 ST 1 1 0 0 S 1 Z 1 SZ 1 1 0 T STZ,有很多状态是无用状态或死状态，应删除。

19、 注意: 状态名未写出与。,相应的状态转换图：,10/8/2020,Lecture 3,38,从NFA生成DFA的简单办法：列表 思路：从开始状态出发，能转换到的状态才是需要的。 DFA N=(S,Z,TZ, 0,1, M,S, Z,TZ), 其中, M: M(S,0)=TZ M(S,1)=Z M(Z,0)=TZ M(TZ,0)=TZ M(TZ,1)=TZ 显然，状态的个数大大减少，避免了繁琐的构造工作。,10/8/2020,Lecture 3,39,从NFA N 构造DFA N的一般步骤如下。 步骤1 把NFA的一切开始状态S1，S2，.，Sm合并成一个新的开始状态S1，S2，.，Sm； 步

20、骤2 从新开始状态出发，列表求出其它一切新状态； 步骤3 以状态名中包含原有终止状态名的一切新状态作为新终止状态； 步骤4 构造DFA N。,NFA确定化采用子集法,10/8/2020,Lecture 3,40,3.2.4 确定有穷状态自动机的化简,对DFA M的化简:寻找一个状态数比M少的DFA M，使得L(M)=L(M) 假设s和t为M的两个状态，称s和t等价:如果从状态s出发能读出某个字而停止于终态，那么同样，从t出发也能读出而停止于终态；反之亦然。 两个状态不等价，则称它们是可区别的。,10/8/2020,Lecture 3,41,具体做法: 对M的状态集进行划分 首先，把S划分为终态

21、和非终态两个子集，形成基本划分。 假定到某个时候，已含m个子集，记为=I(1)，I(2)，I(m)，检查中的每个子集看是否能进一步划分: 对某个I(i)，令I(i)=s1,s2, ,sk，若存在一个输入字符a使得Ia(i) 不会包含在现行的某个子集I(j)中，则至少应把I(i)分为两个部分。,10/8/2020,42,3.2.4 确定有穷状态自动机的化简,Lecture 3,例如，假定状态s1和s2经a弧分别到达t1和t2，而t1和t2属于现行中的两个不同子集，说明有一个字， t1读出后到达终态，而t2读出后不能到达终态，或者反之，那么对于字a ， s1读出a后到达终态，而s2读出a不能到达终

22、态，或者反之，所以s1和s2不等价。,s1,t1,a,s2,t2,a,i,j,10/8/2020,43,Lecture 3,则将I(i)分成两半，使得一半含有s1 : I(i1)=s|sI(i)且s经a弧到达t, 且t与t1属于现行中的同一子集 另一半含有s2 : I(i2)=I(i)-I(i1),10/8/2020,44,3.2.4 确定有穷状态自动机的化简,Lecture 3,一般地，对某个a和I(i)，若Ia(i) 落入现行中 N个不同子集，则应把I(i)划分成N个不相交的组，使得每个组J的Ja都落入的同一子集。这样构成新的划分。 重复上述过程，直到所含子集数不再增长。 对于上述最后划分

23、中的每个子集，我们选取每个子集I中的一个状态代表其他状态，则可得到化简后的DFA M。 若I含有原来的初态，则其代表为新的初态，若I含有原来的终态，则其代表为新的终态。,10/8/2020,45,Lecture 3,I(1)=0, 1, 2 I(2)=3, 4, 5, 6,Ia(1) =1, 3 I(11) =0, 2 I(12) =1,I(2)=3, 4, 5, 6,I(11) =0, 2 Ia(11) =1 Ib(11) =2, 5 I(111) =0 I(112) =2,I(12) =1 I(2)=3, 4, 5, 6,Ia(2) =3, 6 Ia(2) =4, 5,10/8/2020,

24、46,Lecture 3,10/8/2020,47,Lecture 3,1. 引进的必要性 1）一种适合于描述符号的表示法 易理解正被定义的是什么符号集合； 更容易构造高效识别程序； 有利于自动地构造识别程序； 可用于其他各种信息流的处理。,3.2.5 正则表达式,代数系统,10/8/2020,Lecture 3,48,正规式和正规集的递归定义： 对给定的字母表 (1) 和都是上的正规式，它们所表示的正规集为和; (2)任何a ，a是上的正规式，它所表示的正规集为a ;,10/8/2020,49,3.2.5 正则表达式,Lecture 3,(3) 假定e1和e2都是上的正规式，它们所表示的正规

25、集为L(e1)和L(e2)，则 i) (e1|e2)为正规式，它所表示的正规集为L(e1)L(e2)， ii) (e1.e2)为正规式，它所表示的正规集为L(e1)L(e2)， iii) (e1)*为正规式，它所表示的正规集为(L(e1)*， 仅由有限次使用上述三步骤而定义的表达式才是上的正规式，仅由这些正规式表示的字集才是上的正规集。,10/8/2020,50,3.2.5 正则表达式,Lecture 3,所有词法结构一般都可以用正规式描述。 若两个正规式所表示的正规集相同，则称这两个正规式等价。如 b(ab)*=(ba)*b(a*b*)*=(a|b)*,L( (ba)*b) = L(ba)*

26、) L(b) = (L(ba)*L(b) = (L(b)L(a)* L(b) = ba* b = , ba, baba, bababa, b = b, bab, babab, bababab, ,L(b(ab)*) = L(b)L(ab)*) = L(b) (L(ab)* = L(b) (L(a)L(b)* =b ab* = b , ab, abab, ababab, = b, bab, babab, bababab, , L(b(ab)*)= L( (ba)*b) b(ab)*=(ba)*b,10/8/2020,51,Lecture 3,对正规式，下列等价成立： e1|e2 = e2|e1

27、交换律 e1 |(e2|e3) = (e1|e2)|e3 结合律 e1(e2e3) = (e1e2)e3 结合律 e1(e2|e3) = e1e2|e1e3 分配律 (e2|e3)e1 = e2e1|e3 e1分配律 e = e = e e1e2 e2 e1,L(e1|e2) = L(e1 ) L(e2) = L(e2 ) L(e1) = L(e2|e1),10/8/2020,52,Lecture 3,代之为,代之为,代之为,按下面的三条规则对r进行分裂:,10/8/2020,53,2) 正则表达式的形成,Lecture 3,例 状态转换图到正则表达式的转换 a S a A b B a C b

28、 Z b ba S a b B a C b Z b S abab B a C b Z S (abab) a C b Z b b S (abab) a)|b C b Z S (abab) a)|b)b Z 最终(abab)a)|b) b 为所求。,A,10/8/2020,Lecture 3,54,2. 正则表达式的定义及其性质 1)定义 字母表上的正则表达式： (1)与； (2) a； (3) (e1)、e1e2、e1e2 与e1,3.2.5 正则表达式,10/8/2020,Lecture 3,55,正则表达式e的值是字母表上正则集， 记作e。 |= |= |a|=a |(e)|=|e| |e1

29、e2|=|e1|e2|=xy|x|e1|,且y|e2| |e1|e2|=|e1|e2|=x|x|e1|或x|e2| |e|=|e|* 即，|e|的闭包,3.2.5 正则表达式,10/8/2020,Lecture 3,56,例如，|a|= a |DD|=|D| |D|=|D| |D|*=DD*=D+ （D是数字） 所以，|DD|=x|x是整数,3.2.5 正则表达式,10/8/2020,Lecture 3,57,设e、e1、e2与e3都是某个字母表上的正则表达式，则有： 零正则表达式： e|=|e=e e=e= 单位正则表达式： e=e=e 交换律：e1|e2=e2|e1 结合律：e1|(e2|

30、e3)=(e1|e2)|e3 e1(e2e3)=(e1e2)e3 分配律：e1(e2|e3)=e1e2|e1e3 (e1|e2)e3=e1e3|e2e3,3.2.5 正则表达式,10/8/2020,Lecture 3,58,2)等价: 若|e1|=|e2|,则称e1与e2是等价的,记为e1=e2 3)正则表达式的性质 4)正则表达式与语法规则的联系 标识符= 字母字母数字 字母字母数字 字母字母数字 5 数字数字,3.2.5 正则表达式,10/8/2020,Lecture 3,59,10/8/2020,Lecture 3,60,设计要点 确定程序设计语言（或其子集） 设计属性字，设计各类表格

31、画出总控流程图，确定个子程序功能， 画出控制流程图 编程，设计调试实例，进行调试,3.3 词法分析程序的实现,10/8/2020,Lecture 3,61,属性字是符号的内部中间表示。所有属性字是等长、定长的。属性字指明是什么符号，且刻划了符号的属性。 1. 属性字的一般结构 符号类区别不同类的符号， 符号值区别同一类中不同的符号。,3.3.1 符号与属性字,10/8/2020,Lecture 3,62,2. 属性字的设计 属性字的设计是词法分析程序之实现的重要方面。它的设计要有利于语法分析阶段的处理。 符号编码表如下。,3.3.1 符号与属性字,10/8/2020,Lecture 3,63,

32、10/8/2020,Lecture 3,64,例 属性字序列 试为下列C语言程序写出属性字序列。 int main( ) int x，AB，C; x=(AB+C*C)/8; return 0; ,3.3.1 符号与属性字,10/8/2020,Lecture 3,65,10/8/2020,Lecture 3,66,属性字结构的改进 分成两大类：特定符号、非特定符号 指明说明符还是运算符 运算符时给出优先级 0 1 2 3 6 7 15 特定 说 运 优 编码 符号值 符号 明 算 先 符 符 级,10/8/2020,Lecture 3,67,例 改进的属性字序列,10/8/2020,Lectur

33、e 3,68,词法分析时使用的表： 字符表 符号机内表示对照表 关键字表 标识符表（符号表） 无正负号整数表,10/8/2020,Lecture 3,69,3.3.2 标识符的处理 1. 区别标识符的定义性出现与使用性出现 2. 确定标识符的作用域 3. 确定属性字中的符号值,10/8/2020,Lecture 3,70,1. 区别标识符的定义性出现与使用性出现 1）定义性出现时填标识符表（符号表） 应用性出现时查标识符表（符号表） 2）定义性出现一般在程序的说明部分 应用性出现一般在程序的控制部分 例见下页。,10/8/2020,Lecture 3,71,例 设有程序如下： /*PROGRA

34、M 求max*/ float max2(float x, float y) float max; if(xy) max=x; else max=y; return max; ,main( ) float a,b,max; printf(Input values of a and b: ); scanf(%f%f, ,10/8/2020,Lecture 3,72,标识符表 max2 0 0 0 0 1 max2 x 0 0 0 0 1 x y 0 0 0 0 1 y max 0 0 0 0 1 max a 0 0 0 0 1 a b 0 0 0 0 1 b,10/8/2020,Lecture 3

35、,73,2. 标识符作用域 概念：标识符与某类型属性相关联的范围，也即相应数据对象有定义的范围。 /* Scope for identifiers */ int m=13; int fun(int x, int y) int m=3, a=10; return (x*(y+a)-m); main( ) int a=7, b=5; printf( fun(%d,%d)/%d)=%dn, a, b, m, fun(a,b)/m ); ,10/8/2020,Lecture 3,74,3. 标识符属性字之符号值的确定 简单变量为标识符表序号； 常量为常量表序号； 其它各类标识符为相应信息表之序号。,1

36、0/8/2020,Lecture 3,75,3.3.3 词法分析程序的编写 1. 词法分析程序手工编写的基本思路 当设计了属性字、相应的各种表格后，画出词法分析程序总控流程图，进而给出各个相关子程序的控制流程示意图。这样将给出词法分析程序的控制过程和程序结构的清晰构思。 总控程序流程示意图,10/8/2020,Lecture 3,76,词法分析程序的基本子程序（函数） 取字符子程序、 取符号子程序、 查造常量表子程序、 查造标识符表子程序、 查符号机内表示对照表子程序 （查关键字子程序） 注意：取字符子程序的编写。,10/8/2020,Lecture 3,77,取符号子程序的程序控制流程示意图

37、,关键字,10/8/2020,Lecture 3,78,取符号子程序的约定: 约定1 进入时已取到当前符号的第一个字符； 约定2 在离开时已取到当前符号的后继字符。,10/8/2020,Lecture 3,79,手工实现词法分析程序的基本思路 确定所要实现的语言（或其子集） 设计属性字，并设计各类表格 ( 标识符表、常量表、符号机内表示对照表等 ) 画出总控流程图及各子程序的流程图 最终完成词法分析程序的编程及其调试,10/8/2020,Lecture 3,80,2. 词法分析程序实现之考虑 要点是数据结构（包括表格）的设计， 数据结构 typedef struct 符号类 属性字符号类； c

38、har 符号MaxSymbolLength;/*属性字符号值,即符号本身*/ 属性字； 其中符号类定义如下： typedef struct int 符号大类； /* 1：特定符号类 0：非特定符号类 */ int 说明符标志； /* 1：说明符， 0：非说明符 */ int 运算符标志； /* 1：运算符， 0：非运算符 */ int 运算符优先级； int 符号类编码； 符号类； 属性字 属性字序列MaxAttriWordNum;,10/8/2020,Lecture 3,81,表格的输入，以赋初值方式给出： 属性字 符号机内表示对照表23= 1,0,1,6,3, + , 1,0,1,6,4,

39、 - , 1,0,1,7,5, * , 1,0,1,7,6, / , 1,0,1,5,7, , 1,0,1,5,10,=, 1,0,1,4,11, =, 1,0,1,4,12,!=, 1,0,1,8,13, ,10/8/2020,Lecture 3,82,属性字 关键字表9= 0, 1,0,0,0,26,void, 1,1,0,0,27,int, 1,1,0,0,28,float, 1,1,0,0,29,char, 1,0,0,0,30,if, 1,0,0,0,31,else, 1,0,0,0,32,while,1,0,0,0,33,do ;,10/8/2020,Lecture 3,83,基于属性字（类型），定义标识符表如下： typedef struct char 标识符MaxIdLength; /*标识符：identifier*/ 属性字 标识符属性字； int 条目序号； 标识符表条目； 标识符表条目 标识符表MaxIDTNum; /*标