helloworld2008 — Sun, 05 Jul 2009 16:45:00 GMT

文法的化��与改�?/span>

1、无用符号及无用产生式的删除

无用�W�号�Q�设有一文法G[S]= �Q�VN �Q�VT �Q�P�Q�S�Q�，说G中的一个符号X∈V是有用的是指X臛_��出现在一个句子的推导�q�程中，��x��I��

存在α�Q?#946;∈V*�Q�有S=*>αXβ

存在ω∈VT* �Q?#945;Xβ=*>ω

否则X为无用符�?/span>

设有文法G[S]= �Q�VN �Q�VT �Q�P�Q�S�Q�，首先用算�?.1攚w��该文法的到G1[S]= �Q�VN1 �Q�VT �Q�P1�Q�S�Q�，使得对于每一个X∈VN1�Q�都�?#969;∈VT*�Q�X=*>ω

��法1�Q?nbsp;

(1) 分别�|�VN1�Q�P1�?#934;�?/span>

(2) 对P中每一个��生式A→δ�Q�若δ∈VT*�Q�则��A攑օ�VN1中�?/span>

(3) 对P中每一个��生式A→X1 X2……XK�Q�若每一个Xi 都属于VT或VN1�Q�则��A攑օ�VN1中�?/span>

(4) 重复③直至VN1不增大�?/span>

(5) 对于P中的每一个��生式B→Y1 Y2……Yn �Q�若B及每一个Yi �Q�都属于VN1∪VT �Q�则��B→Y1 Y2……Yn�Q�放入P1中�?nbsp;

其次�Q�对以给文法G[S]�Q�若执行��法2.2可得��C��{��h文法G’=�Q�VN’�Q?nbsp;VT’ �Q�P’�Q�S�Q��得对��M��X∈VN’∪ VT’都存�?#945;�Q?#946;∈�Q�VN’∪ VT’�Q�有S=*>αXβ.

��法2:

1.分别�|�VN’�?nbsp;VT’、P’�?#966;

2.��S 攑օ�VN’中�?/span>

3.对于G中�Q何型如A→α1|……|αm的��生式�Q�若A∈VN’则将α1……αm 中的全部非终�l�符攑օ�VN’中，�l�结�W�放入VT’中�?/span>

4.重复③直至VN’�?nbsp;VT’不增大�ؓ止�?/span>

5.��P中左右部仅含VN’∪ VT’中符��L��所有��生式攑օ�P’ 中�?nbsp;

2�?#949;—��生式的消�?/span>

有的分析�Ҏ��要求文法中不能含�?#949;—��生式�Q�因此需要改造文法��之不�?#949;—��生式�?/span>

如果语言不含�?#949;句子�Q�则可有办法消除文法中的全部ε—��生式�Q�否则不可能全部消除�Q�但我们希望只有在空句子的推��g��用到ε—��生式�Q�其他语句的推导�q�程中不会��?#949;—��生式。故对含有空句子的文法，我们希望只有文法开始符S→ε�q�样一个��生式�q�且S不出现在其它��M��产生式的右部�?/span>

��法3�Q?/span>

扑և�所有能导出ε的非�l�结�W��?/span>

1.构造W1={A|产生式A→ε∈P}

2.构造集合序列WK+1= WK∪{B|B→β∈P�Q�且β∈WK�Q�K≥1}

WK+1是一个有限集�Q�设最后的WK+1为W�?/span>

当S∈W�Ӟ��ε∈L�Q�G[S]�Q��?/span>

设有一文法G[S]= �Q�VN �Q�VT �Q�P�Q�S�Q�，�?#949;不属于该文法所描述的语�a��Ӟ��可构造文法：

G’=�Q�VN�Q�VT�Q�P’�Q�S�Q�，使得L�Q�G’�Q?L�Q�G�Q�，G’不含�?#949;产生式：

��法4:

1.利用W��VN 分�ؓ两个子集W及VN -W�?/span>

2.设A→X1 X2……XK∈P�Q�按下面规则��所有型如A→Y1 Y2……YK 的��生式攑օ�P’中，对于一�?≤i≤k�Q?/span>

a�Q�若Xi 不属于W�Q�则取Yi = Xi

b�Q�若Xi ∈W�Q�则分别取Yi 为Xi�?#949;�Q�但是若所有Xi均属于W�Q�却不能把所有Yi 取�ؓε�?nbsp;

设有一文法G[S]= �Q�VN �Q�VT �Q�P�Q�S�Q�，�?#949;属于该文法所描述的语�a��Ӟ��可构造文法：

G1=�Q�VN1 �Q�VT �Q�P1�Q�S’�Q�，使得L�Q�G1�Q?L�Q�G�Q�，P1中除S’→ε外不再含有其�?#949;产生式，�q�且S’不出现在��M��产生式的双��?/span>

��法5�Q?/span>

若S不出现在��M��产生式的右部�Q�则可直接用��法2.4消除ε产生式，再加入S→ε�Q�否则：

1�Q�引入新的非�l�结�W�S’�Q?nbsp;VN1= VN ∪{ S’}

2�Q�构造P’ =P∪{ S’→α| S→α∈P}

3�Q�对文法G1=�Q�VN1 �Q�VT �Q�P1�Q�S’�Q�，执行��法4�Q�再加入S’→ε�?nbsp;

3、单产生式的消除

A→B�Q�A,B∈VN 此类产生式被�U�Cؓ单��生式�?/span>

假定文法中不含有ε产生式�?/span>

��法6�Q?/span>

设VN ={ A1 ...... AN } �Ҏ��一个Ai �Q?≤i≤n�Q�构造集合序�?/span>

W1( Ai�Q?{Ai}�Q?nbsp;

WK+1�Q�Ai �Q? WK�Q�Ai �Q?#8746;{D|C→D∈P�Q�C∈WK�Q�Ai �Q�，D∈VN }

K≥1�Q�该集合序列存在一个j�Q�有

Wj�Q�Ai �Q? Wj+1�Q�Ai �Q?.....

令W�Q�i�Q? Wj�Q�Ai �Q?/span>

W�Q�i�Q?{B| Ai =>B�Q�B∈VN }

构造P’={ Ai →α|B→α∈P�Q�B∈W�Q�i�Q�，α不是单个非终�l�符}(对于A1到A_n的U操作),此时P′中已不含��M��单��生式�?/span>

helloworld2008 2009-07-06 00:45 发表评论

helloworld2008 — Fri, 15 May 2009 14:20:00 GMT

摘要: 刚刚学习�~�译原理�Q�这是第二章的代码的改写�Q�源�?http://www.aygfsteel.com/Files/zhaochengming/compiler%20section%202%20parse.rar 1.KeyWord.java 关键字对象类 package parse; public class KeyWord { &n... 阅读全文

helloworld2008 2009-05-15 22:20 发表评论

操作	描述
ε-closure(s)	能够从NFA的状态s开始只通过ε转换到达的NFA状态集�?/span>
ε-closure(T)	UsєTε-closure(s)
move(T,a)	能够从T中某个状态S出发通过标号为a的�{换到辄��NFA状态的集合

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