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最全的编译原理知识点-完美总结

第一章

1. 程序设计语言是人与计算机联系的工具，通过程序设计语言指挥计算机按照自己的意志

进行运算和操作显示信息和输出运算结果。

2. 最早的计算机程序设计语言是机器语言(指令系统)。机器语言中的指令都是用二进制代码

直接表示的。

3. 机器语言和符号语言以及汇编语言都是低级程序设计语言。

4. 1954年FORTRAN I语言的问世标志计算机高级程序设计语言的诞生。

5. 计算机高级程序设计语言独立于机器，比较接近于自然语言，容易学习掌握,编写程序效

率高,编写的程序易读易理解易移植。

6. 翻译程序：将高级语言编写的程序翻译成机器语言。

7. 编译程序的工作过程：编译程序这要功能是将源程序翻译成等价的目标程序，这个翻译

过程分为词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和目标代码生成。

8. 编译程序的重要意义在于它使高级语言独立于机器语言，使程序员用高级语言编写程序

时不必考虑那些直接与机器有关的琐碎的环节，这些细节由编译程序区处理。

9. 编译程序包括：词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、代码优化程序和目标代码生成程序以及表格处理程序和出错处理程序。

10.编译程序的组织方式：编译过程分为六个阶段,改划分是编译程序的逻辑组织方式。编译

过程分为前端和后端。前端包括词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化。后端包括目标代码生成,依赖于计算机的硬件系统和机器指令系统。这种组织方式便于编译程序的移植，如果移植到不同类型的机器上只需修改编译程序的后端即可。

11.翻译方式：编译方式和解释方式。

12.源程序：用高级语言编写的程序。源程序是编译程序加工的对象。

13.编译方式：先将源程序翻译成汇编语言程序或机器语言程序（目标程序），然后再执行。

这个翻译程序为编译程序.

14.编译方式中源程序的编译和目标程序的运行时分成两个阶段完成的。编译所的目标程序计算机暂时不能执行,必须由连接装配程序将目标程序和编译程序及系统子程序连接成一个可执行程序,这个可执行程序可直接被计算机执行。例如FORTRAN,ALGOL,PASCAL,C,C++等等。

15.解释方式：对源程序边翻译边执行，按解释方式进行翻译的翻译程序为解释程序。优点

在于便于对源程序调试和修改，加工处理过程慢。

16.解释程序：按解释方式进行翻译的翻译程序.

17.词法分析：词法分析是编译过程的基础，任务是扫描源程序，根据语言的词法规则分解

和识别出每个单词，并把单词翻译成相应的机内表示。在识别单词的过程中同时也做词法检查。

18.语法分析：语法分析师在词法分析的基础上进行的。任务是根据语言的语法规则把单词

符号串分解成格内语法单位，如表达式、语句等。通过语法分析确定整个输入符号串是否构成一个语法正确的程序。

19.语义分析：任务是对源程序进行语义检查，其目的是保证标识符和常数的正确使用，把

必要的信息收集保存到符表或中间代码程序中，并进行相应的处理。

20.中间代码生成：是必不可少的阶段，任务是在语法分析和语义分析基础上把语法成分的

语义对其继续翻译，翻译的结果是某种中间代码形式，这种中间代码的结果简单，接近计算机的指令形式，能够很容易被翻译成计算机指令，常用的中间代码有三元式，四元式和逆波兰式。

21.目标代码生成：任务:将中间代码或优化之后的中间代码转换为等价的目标代码,即机器指

令或汇编语言。由中间代码很容易生成目标程序（地址指令序列）。这部分工作与机器关系密切，所以要根据机器进行。在做这部分工作时（要注意充分利用累加器），也可以进行优化处理。

22.编译程序的自展、移植与自动化：高级语言的自编译性是指可以用这个语言来编写自己

的编译程序。对于具有自编译性的高级语言，可运用自展技术构造其编译程序。即先对语言的核心部分构造一个小小的编译程序(可用低级语言实现)，再以它为工具构造一个能够编译更多语言成分的较大编译程序，如此扩展下去，最后形成整个编译程序。

23.高级语言的自编译性：是指可以用这个语言来编写自己的编译程序。一个具有自编译性

的高级语言该机其他高级语言的编译程序。

24.编译程序的移植：将一个机器(宿主机)上的具有自编译性的高级语言编译程序移植到另一

个机器上(目标机)。

25.编译程序的自动化：在编译程序自动化中开发早和应用广泛的是分析程序生成器和语法

分析程序生成器。LEX是一个有代表的性的词法分析生成器。输入的是正规表达式,输出的是词法分析器。LEX的基本思想是由正规表达式构造有穷自动机。YACC是一种基于LALR(1)文法的语法分析生成器。他接受LALR(1)文法生成一个相应的LALR(1)分析表以及一个LALR(1)分析器，而且YACC得语法分析程序可以和扫描器连接。在YACC源程序中除2型语言的规则之外，还可以包括一段语义程序指定相应的语义操作(填写,查找符号表,语义检查,生成语法树,代码生成)。LEX和YACC是关于编译程序前端的生成器。编译程序后端(代码生成,代码优化)。

26.编译程序编写系统(TWS):将有助于减轻编写翻译程序(编译程序汇编程序解释程序)工作

的任何软件系统或工具包统称为翻译程序编写系统。包括产生式语言的编译程序和自动分析算法的改构造程序,以及翻译程序所必须执行的各种基本操作(建立,查找符号表操作,生成目标代码,处错处理操作等)。

27.TWS分为三类：

第一类为自动产生编译程序的“编译程序的编译程序”,只要给出一个高级语言的语法规则和语义描述这类程序就能自动产生相应语言的编译程序。第二类为面向语法的符号加工程序。比较通用，例如表达式符号化简,数据格式转换,高级语言之间的相互转换等。当输入对象可用巴科斯范式BNF表示法加以描述时该TWS适用。第三类为由可扩充语言组成的集合。允许程序员用已有的数据类型和语句自定义新的数据类型和语句。

28.规格说明：以某种方式告知计算机所需要的是什么样的程序，要求这一程序干什么。

29.目标语言：是自动程序设计系统用以表示最后生成的程序的语言。

30.问题范围：是指希望生成的程序的应用范围，问题范围与规格说明有关，对系统采用的方法有很大影响。

31.采用方法：程序转换，知识工程等。

32.串行编译程序：适合于SISD结构计算机的编译程序。

33.并行编译程序：适合于SIMD和MIMD结构计算机，具有并行处理功能的编译程序。

34.并行编译程序的功能：把串行的源程序和尚未充分并行化的并行源程序自动转换成并行

计算机上运行的并行目标程序或它所能接受的并行源程序。

35.并行编译程序的任务：实现对并行语言的翻译，受到并行语言的约束和并行计算机体系

结构以及和操作系统提供的基本手段的限制。

36.并行语言分为扩充式语言和全新设计语言。

37.扩充式语言流行原因：

向上兼容串行语言。用扩充式语言编译程序可以使串行源程序不必修改或者极少的修改就可以转换成并行程序。当前全新式并行语言不能够全面的支持并行语言。兼容性不高，

不容易掌握。

38.实现扩充语言编译程序的方式有：

直接法：直接接受扩充式语言，并按语言的语义规则处理。

间接法：接受串行源程序(或带并行指示标志的串行源程序)，并行编译程序对源程序进行并行性检查，将检测到的并行成分转换成并行语句。或者立即进行并行编译处理。39.并行粒度是对并行执行任务或者事务大小的度量。分为作业级,用户级,程序级,指令级(语句级)。作业级粒度最大，指令级粒度最小。并行编译程序应该选择适当的并行粒度。40.加速比Sp可认为是应用程序在单处理机上串行执行时间Ts和p个处理器并行执行的时

间Tp之比，即Sp=Ts/Tp。分析比较并行编译程序所生成的目标程序的执行速度是可用此指标。

41.并行硬件上实现神经模型和连接机制模型途径：

用大量的专门的神经元器件连接成特定的模型。用通用并行计算机支持各种连接模型。第二章

1. 字母表：字母表是元素的非空有穷集合。字母表中的元素称为符号。

2. 符号串：符号的有穷序列成为符号串。什么符号也不包含的符号称为空符号串。符号串

中符号的个数称为符号的长度。

3. 符号串相等若xy是集合上的两个符号串。且符号串的每个元素和元素的位置均相等时

符号串相等。

4. 符号串的正闭包：A+ 为集合A上所有符号串的集合。

5. 符号串的自反闭包：A* 自反闭包不包含A本身A+=AA*=A*A

6. 文法：文法是对语言结构的定义与描述。即从形式上用于描述和规定语言结构的称为“文

法”（或称为“语法”）。对于we妇女发要研究它的句型、句子和语言。

7. 语法规则：我们通过建立一组规则，来描述句子的语法结构。规定用“::=”表示“由……

组成”或“定义为……”。

8. 产生式的定义；设VN、VT分别是非空有限的非终结符号集和终结符号集，V=VN∪VT ,VN∩VT=Φ。一个产生式是一个有序偶对（α,β）,其中α∈V+,β∈V*，通常表示为α→β或α::=β。称α为产生式的左部，称β为产生式的右部。产生式又称为重写规则，它意味着能将一个符号串用另一个符号串替换。

9. 文法的定义：文法G =（VN，VT，P，S）。VN：非终结符号集。VT：终结符号集。P：

产生式或规则的集合。S：开始符号（识别符号）S∈VN.

10.文法和语言分类Chomsky将文法分为四类：0型、1型、2型、3型。这几类文法的差别在于对产生式施加不同的限制。

11.0型文法：P：α::=β

其中α∈(VN∪VT)＋，β∈(VN∪VT)*

0型文法称为短语结构文法。规则的左部和右部都可

以是符号串，一个短语可以产生另一个短语。

0型语言：L0 这种语言可以用图灵机(Turing)接受。

12.1型文法：

P：γ1Aγ2::= γ1δγ2

其中γ1,γ2∈(VN∪VT)*, A∈VN,

δ∈(VN∪VT)+

称为上下文有关文法或上下文敏感文法。也即只有在

γ1,γ2这样的上下文中才能把A改写为δ

1型语言：L1 这种语言可以由一种线性界限自动机接受.

13.2型文法：

P：A::= δ

其中A∈VN，

δ∈(VN∪VT)+

称为上下文无关文法。也即把A改写为δ时，不必考虑上下文。

注意：2型文法与BNF表示相等价。

2型语言：L2 这种语言可以由下推自动机接受.

14.3型文法：

（右线性）P：A::=a 或A::=aB

其中A、B∈VN。a∈VT。

3型文法称为正则文法。它是对2型文法进行进一步限制。

3型语言：L3 又称正则语言、正则集合这种语言可以由有穷自动机接受.

根据上述分析，L0 L1 L2 L3

0型文法可以产生L0、L1、L2、L3，但2型文法只能产生L2，不能产生L1。

从0型文法到3型文法，各文法描述语言的能力依次减弱。

15.直接推导

设文法G＝(VN, VT, P, S)(α, β)∈P ，γ,δ∈(VN∪VT)*则称符号串γβδ为符号串γαδ应用产生式α::=β所得到的直接推导，记为γαδ=>γβδ

特别有，当γ＝δ＝ε时，有α=>β即每个产生式得右部都是它左部的直接推导。

16.最左直接推导

在xUy=》xuy直接推导中，若x属于Vt*，U属于Vn，即U是符号串最左非终结符，即最左直接推导，若每一步都是最左直接推导，称为最左推导。

17.最右直接推导

在xUy=》xuy直接推导中，若y属于Vt*，U属于Vn，即U是符号串最右非终结符，即最右直接推导，若每一步都是最右直接推导（规范直接推导），称为最右推导（规范推导）。

18.句型：S是文法G的识别符号，若S*=>u，则称u为文法G的句型。S也是。

19.句子：S是文法G的识别符号，若S*=>u，u属于Vt*，则U为文法G的句子。

20.语言：S是文法G的识别符号,G语言L(G)={u|S*=>u，u属于V*t}，即文法的语言是文法所有句子构成的集合。

21.语法树：句子结构的图示表示法，它是一种有向图，由结点和有向边组成。

（1）：树中每个结点都有一个标记，该标记是Vn并上Vt并上空中的一个符号。

（2）：树的根节结标记是文法的标志符号S

（3）：若书的一个节点至少有一个叶子结点，则该结点的标记一点是一个非终结22二义性：若对于一个文法的某一句子存在两棵不同的语法树，则该文法是二义性文法，否则是无二义性文法。（包含二义性的句子）

23.无用非终结符号：如果文法的某个非终结符不出现的任何一个句型中，并且不能从它推

导出非终结号串，则称该非终结符称为无用非终结符号。

24.不可达文法符号：如果一个非终结符不出现在we妇女发的任何一条产生式的右部，则称

该非终结符为不可达文法符号。

25. 自上而下分析方法：从文法的识别符号出发，看是否能推导出待检查的符号串，如果能

推导出这个符号串，则表明此符号串是该文法的一个句型或句子，否则便不是。或者说，以文法的识别符号作为根节点，看其是否能构造一个语法树，而且此语法树所有叶子节点从左到右所构成的符号串恰好是待检查的符号串。如果能生成这样的语法树，则表明待检查的符号串是该文法的一个句型或句子，否则便不是。

26：带回溯的自上而下分析方法：又称为不确定的自上而下分析方法。这种方法显然花费时间多，效率低。

27：确定的自上而下分析方法：是指在分析的过程中，选择某个非终结符的产生式，是根据待检查符号串的当前符号以及各产生式右部首符号而进行的，因此是确定的。

28.自下而上分析方法：基本思想：从待检查的符号串出发，看最终是否能归约（推导的逆

过程）到文法的识别符号。如果能归约到文法的识别符号，则表明此待检查的符号串是该文法的一个句型或句子，否则便不是。从待检查符号串出发，在其中寻找一个称为句柄的子串，此句柄如果与文法中的某一产生式右部相匹配，那么就用此产生式左部（一个非终结符）去替换待检查符号串中的句柄，替换之后得一新符号串，然后对这新符号串作同样处理。这便是一个归约的过程。

29.文法分类：为0型、1型、2型、3型文法。程序设计语言的语法规则属于3型文法（正

规文法）。程序设计语言的语法和语义部分，一般属于1型文法（上下文有关文法），但实际上都是采用二型文法（上下文无关文法）。

30.语法分析：语法分析方法有两类，一类是自上而下分析法，另一类是自下而上分析法。

为了语法分析，需讲文法的产生式存储在计算机，可以为文法建立一个产生表，为了方便还可建立一个目录表。

第三章

1.有穷自动机(FA)分为确定有穷自动机(DFA)和非确定有穷自动机(NFA)。

2.一个确定的有穷自动机DFA是一个五元组DFA=(Q，∑，t，q0，F)其中，Q是非空有穷

状态集，∑是有穷输入字母表，t是一个映射Q*∑→Q，q0∈Q是开始状态，F包含于Q 是非空终止状态集。

3.一个状态转换图实际上是一个有穷自动机。

4.一个不有穷自动机NFA是一个五元组DFA=(Q，∑，t，Q0，F)其中，Q是非空有穷状

态集，∑是有穷输入字母表，映射t为Q*∑→Q的子集所成的集合(即t是一个多值映射)，Q0∈Q是开始状态，F包含于Q是终止状态集。

5.非确定有穷自动机与确定有穷自动机的主要区别有二：一是NFA有一个开始状态集，

而DFA只有一个开始状态；二是NFA的映射是Q*∑→Q的子集所成的集合，是一个多值映射，而DFA的映射Q*∑→Q，是一个单值映射。

6.如果自动机的弧上允许标记ε，则称此自动机为ε自动机，记为εNDFA或εDFA。

7.ε自动机的状态转换图中会出现由若干条ε弧组成的空移环路或空移。

8.NDFA确定化方法

子集法

设NDFA A=(∑,Q ,t ,Q0,F)是一个非确定的有穷自动机，那么可以通过子集法构造一个和它等价的确定有穷自动机DFA A‘=(∑,Q‘, t‘, q0, F‘)。构造方法如下：

⑴输入字母表∑不变

⑵把NDFA A的每一个状态子集都作为DFA A‘的一个状态

⑶DFA A‘的映射定义t‘({r1,r2,…,rm} , a) = q‘ = t (r1,a)∪t (r2,a)∪…∪t (rm,a)

⑷DFA A‘的开始状态q0＝{s1 , s2 , … , sk}，其中，si∈Q0( i =1,2,…,k)

⑸DFA A‘的终态集为包含原终止状态的子集组成

造表法

造表法中DFA A‘的输入字母表∑、开始状态q0和终态集F‘的确定都与子集法的构造方法一致。

状态集Q‘与映射函数t‘则是随着造表的过程而动态生成。

首先求出开始状态q0在接受各输入字母后状态变迁的结果，将其填入表中。然后把得到

的结果作为新的状态，再求其接受各输入字母后状态变迁的结果，填入表中，如此过程不断重复，直到最后无新结果（状态）出现为止，此时造表结束。

9.造表法:在子集法中，如果NFA的状态个数n比较大，那么，确定化后的DFA

的状态个数2n-1将更大，其中不少状态时不可达状态。

10.I包含Q，状态子集I的ε-闭包，记为ε-closuer(I)，定义如下：

①若q∈I，则q∈ε-closuer(I)；

②若q∈ε-closuer(I)，q‘是由q出发经多条ε弧所到达的状态，则q‘∈

ε-closuer(I)。显然ε-closuer(I)包含Q。

11.I包含Q，a∈∑，映射t(I,a)={q‘|t(q,a= q‘,q∈I)=J包含Q I a=ε-closuer(J)

12.不可达状态:动机中，从开始状态出发没有任何一条路径能达到的状态称为不可达状态。

13.DFA的化简

对于任一个DFA，存在一个唯一的状态最少的等价的DFA

一个有穷自动机是化简的?它没有多余状态并且它的状态中没有两个是互相等价的。

一个有穷自动机可以通过消除多余状态和合并等价状态而转换成一个最小的与之等价的有穷自动机

―分割法‖：把一个DFA(不含多余状态)的状态分割成一些不相关的子集，使得任何不同的两个子集状态都是可区别的，而同一个子集中的任何状态都是等价的.

14. 有穷自动机的多余状态：从该自动机的开始状态出发,任何输入串也不能到达那个状态

15. 等价状态状态s和t的等价条件是:

1)一致性条件：状态s和t必须同时为可接受状态或不接受状态.

2)蔓延性条件：对于所有输入符号,状态s和t必须转换到等价的状态里.

16. 正则文法G?有穷自动机A

①令正规文法G的终结符号集作为有穷自动机A的字母表。

②文法G的每一个非终结符都作为自动机A的一个状态，特别是文法G的开始符号作

为自动机A的开始状态。

③在自动机A中增加一个新状态Z作为自动机的终止状态。

④对于文法G的形如U→aV的产生式，在自动机A中构造形如t(U,a)=V的映射。

⑤对于文法G的形如U→a的产生式，在自动机A中构造形如t(U,a)=Z的映射。

17. 有穷自动机A ?正则文法G

①自动机每一个状态的标记，均作为正规文法的非终结符，其中，自动机开始状态的标

记作为正规文法的开始符号。自动机的输入字母表中的所有符号，作为正规文法的终结符。

②对于自动机的映射t（U,a）=V，构造文法的一条产生式U→ a V

③对于自动机的终止状态Z，在正规文法中增加一条产生式Z→ε

18. 正规表达式的定义：

有字母表∑, 定义在∑上的正规表达式和正规集合递归定义如下:

1. ε和φ都是∑上的正规表达式, 它们所表示的正规集合分别为:{ε}和φ;

2. 任何a∈∑ , a是∑上的正规表达式,它所表示的正规集合为:{a};

3. 假定U和V都是∑上的正则表达式, 它们所表示的正则集合分别记为L(U)和L(V),

那么U|V, U?V和U*也都是∑上的正则表达式, 它们所表示的正则集合分别为L(U) ?L(V)、L(U) ? L(V)和L(U)*

4. 任何∑上的正规表达式和正规集合均由1、2和3产生。

19. 正则表达式中的运算符：| --- 或（选择）? ---- 连接* --- 重复（）---- 括号

20. 运算符的优先级：先*(闭包）, 后?(连接), 最后|(或) ?在正则表达式中可以省略.

21. 正则表达式的性质：

设e1, e2和e3均是某字母表上的正则表达式, 则有:

单位正则表达式: εεe = eε = e

交换律: e1 | e2 = e2 | e1

结合律: e1|(e2|e3) = (e1|e2)|e3 e1(e2e3) = (e1e2)e3

分配律: e1(e2|e3) = e1e2|e1e3 (e1|e2)e3 = e1e3|e2e3

此外: r* = (r|ε)* r** =r* (r|s)* = (r*s*)*

22. 正规文法?正规表达式

在转换之前，先将正规文法拓广，其产生式可以是

U→αV 或U→α其中U、V∈VN , α∈VT* 转换规则为：

⑴产生式U→αV , V→β, U、V∈VN , α、β∈VT* ，转换为正规表达式U=αβ

⑵产生式U→αU|β，转换为U=α*β

⑶产生式U→α|β，转换为U=α|β

23. 正规表达式?正规文法

算法:

1)对任何正规式r,选择一个非终结符S作为识别符号.

并产生产生式S→r

2)若x,y是正规式,对形为A→xy的产生式,重写为

A→xB B→y,其中B为新的非终结符,B∈VN

同样: 对于A→x*y ?A→xA A→y

A→x|y ?A→x A→y

第四章

1. 词法分析程序：编译程序中完成词法分析任务的程序段

2. 扫描器：此法分析程序负责对源程序进行扫描，从中识别出一个个的单词符号，因此，

词法分析程序又称为扫描器

3. 预处理：预处理包括删除无用的空格、跳格、回车和换行等编辑性字符，以及注解部分

4. 状态转换图：状态转换图是一个有向图，仅包含有限个结点，每个结点表示一个状态，

其中有一个初始结点，至少有一个终态结点，节点间弧的标记可以是输入字符或字符类5. 机内符：标识符的机内表示又称机内符，它包括标识符的全部信息

词法分析器与单词符号

6、词法分析器：编译程序中完成词法分析任务的程序段，称为词法分析器。词法分析器负责对源程序进行扫描，从中识别出一个个的单词符号，因此，词法分析器又称为扫描器。

单词符号是程序设计语言的基本语法单位和最小语义单位。

单词的种类

1. 关键字：if、then、else、while、do等

2. 标识符：表示变量名、过程名等

3. 常数：无符号数、布尔常数、字符串常数等

4. 运算符：+、－、*、/ 等

5. 分界符：逗号、分号、括号等

词法分析程序的输出形式-----单词的内部形式

8、单词类别单词自身值

几种常用的单词内部形式：

1、按单词种类分类

2、关键字、运算符和分界符采用一符一类

3、标识符和常数的单词值又为指示字（指针值）

预处理包括删除无用的空格、跳格、回车和换行等编辑性字符以及注解部分。

文法：1. <标识符>::= 字母| <标识符>字母| <标识符>数字

2. <无符号整数>::=数字| <无符号整数>数字

3. <单字符分界符>::= : | + | * | , | ( | )

4. <双单字符分界符>::= <冒号>=

5. <冒号>::= :

9、标识符的处理

标识符的类型在机内可用向量形式表示。

标识符赋予语义后，可以用来标识变量、数组、函数、过程等。

符号表用来存放在程序中出现的各种标识符及其语义特征。

定义性标识符、使用性标识符

第五章

1. 语法分析阶段的主要任务是对词法分析的输出结果─单词序列进行分析，识别合法的语

法单位。语法分析分为自上而下和自下而上两类方法

2. 自上而下分析法的基本思想是从文法的识别符号出发，试图推导出输入符号串；或试图

为输入串从上而下构造一颗语法树。

3. 自上而下语法分析面临的问题：左递归：造成死循环回溯现象：降低分析效率

4. 文法的左递归性是指文法具有以下形式的直接左递归：U →Ux | y

或间接左递归：U+ =>Ux

5. 用扩展的BNF表示法消除左递归

对巴科斯范式进行扩展，增加以下元符号：

①花括号{ }

{x}：表示符号串x 出现零次或多次。

{x}：n表示符号串x 能重复出现的最大次数，m 表示符号串x 能重复出现的最小次数。

②方括号[ ]：用来表示可选项。[x]= x 或ε，表示符号串x可出现一次或不出现。

③圆括号( )：利用圆括号可提出一个非终结符的多个产生式右部的公共因子。

6. 直接改写法

设产生式U ∷＝U x | y 直接左递归形式

可将其改写为一个等价的非直接左递归形式

U ∷＝y U’U’ ∷＝x U’ | ε

7. LL(K)文法是一种自上而下的语法分析方法。它是从文法的识别符号出发，生成句子的最

左推导。它从左到右扫描源程序，每次向前查看k(k>1)个字符，便能确定当前应该选择的产生式。如果每次只向前查看一个字符，则称为LL(1)文法。

8. 集合FIRST、FOLLOW与SELECT的构造

⑴设X∈(VN∪VT)，FIRST(X)的构造

①若X∈VT，则FIRST(X)={X};

②若X∈VN，其产生式为X→a…，a∈VT,则a∈FIRST(X)；

若它有产生式为X→ε，则ε∈FIRST(X)；

③如果它有产生式X→Y…，Y∈VN

则FIRST(Y)-{ε}∈FIRST(X)；

如果它有产生式X→Y1Y2…YK(其中，Y1,Y2,…Yi-1都是非终结符，且Y1,Y2,…,Yi-1 * =>ε)，则FIRST(Yi)-{ε}∈FIRST(X)；

如果Y1Y2…YK ε，则ε∈FIRST(X)。

⑵设α∈(VN∪VT)*，α＝X1X2…Xn，FIRST(α)的构造

①若α＝ε，显然FIRST(α)={ε};

②若α≠ε，则FIRST(X1)－{ε}∈FIRST(α)；

③若X1X2…Xi-1 * =>ε，则FIRST(Xi) －{ε} ∈FIRST(α);

若X1X2…Xn * =>ε，则ε∈FIRST(α)。

⑶设U∈VN，FOLLOW(U)的构造

①若U是文法的识别符号，则$ ∈FOLLOW(U);

②若有产生式A→xUy，则FIRST(y)－{ε} ∈FOLLOW(U)；

③若有产生式A→xU，或A→xUy，y * =>ε，则FOLLOW(A) ∈FOLLOW(U)。

⑷集合SELECT(U→α)的构造

①当α不可空时SELECT(U→α)=FIRST(α)

②②当α可空时SELECT(U→α)=FIRST(α)∪FOLLOW(U)

9. LL(1)分析器需要用到一个分析表M和一个符号栈S。

10. 分析表M是进行LL(1)分析的重要依据。分析表M是一个矩阵，它的元素M[U,a]可以存放一条非终结符U的产生式，表明当符号栈S的栈顶元素非终结符U遇到当前输入字符(终结符)a时，说应选择的产生式；元素M[U,a]也可存放一个出错标志，说明符号栈S的栈顶元素非终结符U不应遇到当前输入字符(终结符)a。

11. 构造分析表M的算法

①对文法的每一条产生式U::=α，若a∈FIRST(α）,则M[U,a]=?U::=α‘；

②若ε∈FIRST(α)，则M[U,b]= ?U::=ε‘，其中，b∈FOLLOW(U）;

③分析表M的其它元素均为出错标志error，通常用空白表示。

12. 递归下降分析方法是一种确定的自上而下分析方法。它的基本思想是给文法的每一个非

终结符均设计一个相应的子程序。由于文法的产生式往往是递归的，因而这些子程序往往也是递归的。所以，这种分析方法又称为递归子程序法

第六章

1. 自下而上分析法是从输入符号串出发，试图归约到文法的识别符号，或从下往上地为输

入串构造一棵语法树。本章具体介绍自下而上分析法中的简单优先分析法和算符优先分析法自下而上分析法是一种―移进－归约‖法。它用到一个符号栈S，待检查符号串的符号逐个被―移进‖S栈，当栈顶符号串与某个产生式右部相匹配时，这个符号串被替换成（―归约‖为）该产生式左部非终结符。

移进就是将一个终结符推进栈

归约就是将0个或多个符号从栈中弹出，根据产生式将一个非终结符压入栈

2. 对这个―可进行归约的符号串‖，在不同的自下而上分析方法中有着不同的称呼，在简单优先分析方法中称之为―句柄‖，而在算符优先分析方法中称之为―素短语‖。

3. 短语和句柄

设S是文法G的识别符号，若

S+＝>xUy ，U*＝>α

则称子串α是句型xαy相对于非终结符U的短语。其中，U∈VN ；x,y∈(VN∪VT)* 如果α是U的一个直接推导，即U=>α则称子串α是句型xαy相对于非终结符U的直接短语或简单短语。

4. 一个句型的最左直接短语，称为该句型的句柄。

5. 一个句型，有一棵相应的语法树（无二义性）。该语法树的一棵子树的叶子结点（从左到

右）组成的符号串便是这个句型关于子树根结点的一个短语。语法树的一棵简单子树（只

有单层的子树）的叶子结点组成的符号串则是这个句型关于简单子树根结点的一个直接短语。语法树中最左边的简单子树叶子结点组成的符号串就是这个句型的句柄。

6.移进－归约方法

一个移进－归约分析器设置一个符号栈和一个输入缓冲区。输入符号串为α，分析开始时，栈和输入缓冲区的格局为：

符号栈输入符号串

＃α＃

对α进行分析时，将α的符号从左到右逐个移进符号栈，一旦栈顶符号串与某一个产生式右部相匹配成为一个可归约符号串时，则将此符号串归约为一个非终结符，这个非终结符是该产生式的左部符号。α的符号继续逐个移进符号串，重复这个过程…如果最终出现如下格局：

符号栈输入符号串

＃S ＃

说明符号串α是文法的一个句子。否则，则表示α存在语法错误。

7. 有关文法的一些关系关系

在集合∑1到∑n上的一个n元关系R，是笛卡儿乘积∑1×∑2×…×∑n的一个子集。

或者说，一个n元关系R可定义为一个有序的n元组集合。即：设x1∈∑1 , x2∈∑2 , …，xn∈∑n ，则x1,x2,…,xn满足关系R，当且仅当有序n元组(x1,x2,…,xn)∈R。

一般n=2，不妨令∑＝∑1＝∑2，二元关系定义如下：

集合上的二元关系R，是∑2的一个子集。或者说，x1与x2(x1,x2∈∑)满足二元关系R，当且仅当有序偶对(x1,x2)∈R。x1与x2满足关系R，记为x1Rx2。

关系具有以下基本性质

⑴自反性设R是定义在集合∑上的一个关系，如果对于任何x∈∑，都有xRx，则称关系R是自反的。如数学中的关系―≤‖是自反的，但关系―<‖不是自反的。

⑵对称性如果对任何x，y ∈∑，xRy，都有yRx，则称关系R是对称的。如数学中的关

系―=‖是对称的。

⑶传递性对任何x，y ∈∑，如果能由xRy与yRz推得xRz，则称关系R是传递的。如数

学中的关系―<‖是传递的。

和文法相关的一些关系：

⑴关系和

设x，y ∈∑，R1与R2是上的两个关系，R1与R2的关系和记为R1+R2，x(R1+R2)y当且仅当xR1y或xR2y。关系―<‖与关系―=‖的关系和为<+=。如3(<+=)5，9(<+=)9。

⑵关系积

关系R1与R2的关系积记为R1R2 ，x R1R2y当且仅当存在一个w，使得x R1w且w R2y。

关系―<‖与关系―<‖的关系积为<<，如12<<25，因为在12与25之间的任意一个数都满足这种关系，如存在一个数19，使得12<19，且19<25。

⑶传递闭包

关系R的传递闭包记为R+，设x，y ∈∑，x R+ y当且仅当存在一个n>0，使得x Rny。其中，R1 = R R2 = RR R3 = R2 R=R R2…R n = R n-1 R=R R n-1

⑷自反传递闭包

关系R的自反传递闭包记为R*，R*=R0+R+，其中，R0为恒等关系。设x，y ∈∑；x R0y 当且仅当x=y。

定理1关系R的转置关系记为RT，则M(RT)=M（R）T即转置关系（RT）的关系矩阵等于关系矩阵的转置矩阵。

定理2关系R1与R2的关系和(R1+R2)的关系矩阵，等于R1的关系矩阵与R2的关系矩阵之和，即M(R1+R2)=M(R1)+M(R2)

定理3关系R1与R2的关系积(R1R2)的关系矩阵，等于R1的关系矩阵与R2的关系矩阵之积，即M(R1R2)= M(R1)M(R2)

定理4关系R的传递闭包(R+)的关系矩阵，等于R的关系矩阵的传递闭包，

即M(R+)=M（R）+

8. 关系FIRST与LAST

①A FIRST B，当且仅当文法有如下产生式：A::=Bα其中，A∈VN，B∈(VN∪VT)，α∈(VN∪VT)* 。

②A LAST B，当且仅当文法有如下产生式：A::=αB 其中，A∈VN，B∈(VN∪VT)，α∈(VN∪VT)* 。

9. 两个重要的结论

①A +=>Bα，当且仅当A FIRST+ B 其中，A∈VN，B∈(VN∪VT)，α∈(VN∪VT)* 。

②A+=>αB，当且仅当A LAST+ B其中，A∈VN，B∈(VN∪VT)，α∈(VN∪VT)*

10.算符优先分析方法是根据算符（终结符）之间的优先关系来寻找可归约串的一种自下而上语法分析方法。

11. 简单优先关系

①L±R，当且仅当文法中有以下形式的产生式：U::=αLRβ中，L,R∈(VN∪VT)；α,

β∈(VN∪VT)*。

②L Rγ

其中，L,R∈(VN∪VT)；P∈VN；α,β,γ∈(VN∪VT)*。

③L>R，当且仅当文法中有以下形式的产生式：U::=αWPβ且W +=>δL , P *=> Rγ

其中，L,R∈(VN∪VT)；W∈VN；α,β, δ, γ∈(VN∪VT)*。

12. 算符优先文法：

①a=b,且仅当文法中包含有形如U::=…ab…，或U::=…aVb…的产生式；

②ab…或V+=> Wb…；

③a>b，当且仅当文法中包含有形如U::=…Vb…的产生式，其中，V+=>…a或V+=>…aW。

13. 部不包含两个相邻非终结符的文法称为算符文法，或OG文法。

例：算符文法G[E]

E::= E+T | T T::= T*F | F F::= ( E ) | i

14. 文法，如果任意两个终结符之间至多存在一种算符优先关系，则称此算符文法是一个算

符优先文法或OPG文法。

15.构造算符优先关系：

先定义如下两个集合：

最左终结符集：FIRSTVT(U)={b | U+=> b…，或U+=>Vb…，V∈VN}

最右终结符集：LASTVT(U)={a | U+=>…a，或U+=>aV，V∈VN}

①算符优先关系―=‖：可直接检查产生式，若有形如U::=…ab…，或U::=…aVb…的产生

式，则(a , b)∈= 。

②算符优先关系―<‖：若有形如U::=…aV…的产生式，则对于b ∈FIRSTVT(V)，有(a ,

b)∈< 。

③算符优先关系―>‖：若有形如U::=…Vb…的产生式，则对于a ∈LASTVT(V)，有(a , b)

∈> 。

构造集合FIRSTVT(U)建立一个布尔数组F[U,a]，使得F[U,a]为真的条件是：当且仅当a ∈FIRSTVT(U) 。开始时，数组元素的初值为假。观察文法，若有形如U::=a…或U::=V a…

产生式，则令相应的数组元素值为真，并将其存入堆栈S中。然后，对堆栈施行如下操作：如果栈S不空，就将栈顶项弹出，记此项为(Q , a)。对于每个形如U::=Q…的产生式，若F[U,a]为假，则将其置为真且将(U , a)存入栈S中。上述过程一直重复进行，直到堆栈S为空。

16. 素短语及句型的分析

素短语是至少包含一个终结符的短语，但它不能包含其它素短语。

例：设文法G[E]

E::= E+T | T

T::= T*F | F

F::= ( E ) | i

短语：T+i*(E) , T , i*(E) , i , (E)

素短语：i , (E)

注：算符优先分析法中将最左素短语作为可归约符号串。

17. 由算符文法的定义，算符文法的句型可写成以下形式：

[V1]a1[V2]a2…[Vn]an[Vn+1]其中，ai∈VT , Vi∈VN(i=1,2, … , n+1)，Vi为可选项。18. 定理：一个算符优先文法的句型的最左素短语是该句型中满足下列条件的最左子串

[V i]ai…[Vj]aj[Vj+1]：

ai-1 < ai , ai = a i+1 , … , aj-1 = aj , aj > aj+1

19. 算符优先分析算法

分析中用到一个符号栈S。每一步分析均要比较栈内最顶端终结符S[i]与当前输入符号TR[j]之间的优先关系：

若S[i]

若S[i]>TR[j]，则表示栈内出现最左素短语（栈顶符S[m]即为最左素短语尾字符），此时在符号栈内自上而下依次比较下、上两相邻（至多相隔一个非终结符）终结符之间的关系，若发现S[k] < P ，则表示S[k+1]为最左素短语首字符。最左素短语为S[k+1]…S[m]，根据文法产生式，将其归约。如此步骤重复进行，直到分析过程结束。

注：归约时，要求最左素短语和相关产生式右部的终结符位置相同、符号相等，非终结符只要求对应位置相同。

20. 优先函数及其构造

优先函数

设M是简单优先文法G的简单优先关系矩阵，符号L与R只存在一种简单优先关系，如果以文法字母表作为定义域的函数f和g满足以下条件：

①若L=R，则f( L ) = g( R )

②若L>R，则f( L ) > g( R )

③若L

那么，f和g称为对于文法G的优先关系矩阵M的优先函数。

注意：不是所有的优先关系矩阵都有对应的优先函数。

Bell方法

Bell方法是利用有向图来构造优先函数的一种方法。

设文法的字母表V={A1 , A2 , … , An}，则其优先函数构造步骤如下：

①作一个具有2n个结点的有向图。2n个结点通常分为上下两排，上排结点标记分别为f1 , f2 , … , fn，下排结点标记分别为g1 , g2 , … , gn。如果Ai>Aj，则从结点fi到结点gj作一条弧；如果Ai

②给有向图中的每一个结点赋一个数值，这个值等于该结点所能到达的结点（包括该结

点自身）的个数。函数f(Ai)等于结点fi的值，函数g(Aj)等于结点gj的值。

③检查函数f(Ai)和g(Aj) （i=1,2,…,n）是否与文法的优先关系矩阵一致，即是否符合优

先函数定义。如果一致，则函数f(Ai)和g(Aj)便是优先函数，否则它们就不是优先函数。Floyd方法

①对于文法的所有符号A∈(VN∪VT)，令f(A)=g(A)=1；

②对于A

③对于A>B，如果f(A)≤g(B)，则令f(A)=g(B) +1；

④对于A=B，如果f(A)≠g(B)，则令f(A)=g(B)=max(f(A) , g(B))；

⑤重复步骤，直到f和g都符合优先函数定义为止，否则不存在与文法的优先关系矩阵相

对应的优先函数。

第七章

1. LR(k)分析器是这样一种分析程序：它总是按从左至右方式扫描输入串，并按自下而上方式进行规范归约。在这种分析过程中，它至多只向前查看k个输入符号就能确定当前的动作是移进还是归约；若动作为归约，则它还能唯一地选中一个产生式去归约当前已识别出的句柄（这里称为活前缀）。若该输入串是给定文法的一个句子，则它总可以把这个输入串归约到文法的开始符号；否则报错，指明它不是该文法的一个句子。

2. 给定文法G，S是其开始符号。考虑该文法中一个终结符号串w的一个规范推导

S=>w1=>w2=>…=>w假定uAv=>uxv是上述推导中的一个推导步。A::=x是用于该推导步的产生式。对于每一个这样的推导和推导步，仅通过扫描ux和查看v中开始的k个符号就能唯一确定选用产生式A::=x，我们就称G为LR(k)文法。

3. LR分析程序是一个确定的下推自动机。

4. LR分析程序的分析表由两部分组成：分析动作表(ACTION表)和goto函数表(gato表)。分析动作表（ACTION）：

移进ai 和s=goto[sm,ai]进栈

action[sm,ai]=归约rj : A::=Xm-r+1Xm-r+2…Xm

接收s=goto[sm-r , A]

错误处理

GOTO函数表：GOTO[si,xj]规定了当状态si面临文法符号xj时所应到达的下一状态。

6. LR分析器的逻辑结构一个输入、一个输出、一个栈、一个驱动程序和一张分析表。

7. LR分析器的工作过程

格局（构形）：（栈中符号序列，剩余输入符号串）

开始：（s0, a1 a2 ……an$)

中间：（s0x1s1x2s2…xmsm ,aiai+1…an$)

1. 若action[sm ,ai]=si 则把ai,si=action[sm ,ai]推进栈。

格局：（s0x1s1x2s2…xmsm aisi , ai+1…an$)

2. 若action[sm ,ai]=r (A::=xm-r+1xm-r+2…xm) ,则

格局：（s0x1s1x2s2…xm-rsm-r As , ai ai+1…an$)其中，s=goto[sm-r ,A]

3.若action[sm ，$]=accept,则分析结束。

4 .若action[sm,ai]=error,则转出错处理程序。

8. LR分析方法的基本原理是：把每个句柄（某个产生式的右部）的识别过程划分为若干状态，每个状态从左至右识别句柄中的一个符号，若干个状态就可识别句柄左端的一部分符号。识别了句柄的这一部分就相当于识别了当前规范句型的左起部分——规范句型的活前缀。因而，对句柄的识别就变成了对规范句型活前缀的识别。

9. LR(0)分析程序，即在分析的每一步，仅根据当前的栈顶状态就能确定应执行何种分析动作，而无须向前查看任何输入符号。

10. 活前缀（Viable Prefix）是指规范句型的一个前缀，它不包含该句型的句柄右边的任何符号

11. LR(0)项目：用圆点“?”表示识别一个产生式右部符号到达的位子

12. 给定文法G，S是其开始符号，我们构造一个与S相关的文法G‘：它包含整个G，而且外加一个新产生式S‘::=S。其中，S‘是G‘的开始符号，称G‘为G的拓广文法。

13. A→α? aβa∈VT 移进项目

A→α? BβB∈VN 待归约项目

A→α?归约项目

S′→S ?接收项目

14. CLOSURE(I)函数

设I是文法G的一个LR(0)项目集合

closure(I)是从I出发用下面三个规则构造的项目集:

1．I中每一个项目都属于closure(I)。

2．若项目A→α·Bβ∈closure(I)且B→γ∈P

则将B→·γ加进closure(I)中。

3．重复执行(2)直到closure(I)不再增大为止。

15. goto(I,X)函数

若I是G的一个LR(0)项目集, X ∈{VT∪VN} 则goto(I,X)=closure(J)

其中, J={A→αX·β|当A→α·Xβ∈ I时}

goto(I,X)称为转移函数。项目A→αX·β称为A→α·Xβ的后继。

16. 有效项目

一个项目[A→x.y]称为对某个活前缀ux是有效的，当且仅当存在某个规范推导

S=>uAv=>uxyv 其中，xy是规范句型uxyv的句柄，v是一个终结符号串。

17. LR(0)文法

如果文法G‘的项目集规范族的每个项目集中不存在下述任何冲突项目：

①移进项目和归约项目并存；

②多个归约项目并存；

则称文法G‘为LR(0)文法。

当且仅当一个文法是LR(0)文法时，才能构造出它的不含冲突动作的LR(0)分析表。18. 构造LR(0)分析表的算法

设一文法G?的项目集规范族C＝{I0,I1,…,In},令其中每个项目集Ii的下标作为分析器的状态，令包含项目S‘→.S的项目集Ik的下标k为分析器的初态，则构造LR(0)分析表的步骤为：

①若项目A→α.xβ∈Ii且goto(Ii,x)=Ij,x∈∑,则置ACTION[i,x]=Si，即―将状态j、符

号x移进栈‖；但若x∈VN，则仅置GOTO[i,x]=j。

②若项目A→α.∈Ii，对于任何输入符号a∈(∑∪{$})，则置ACTION[i,a]=rj，即―用

第j条产生式A→α进行归约‖。

③若项目S‘→S.∈Ik，则置ACTION[k,$]=―接收‖。

④分析表中凡不能用规则①～③填入信息的元素均置上ERROR（用空白表示）。

19. 构造LR(0)分析表的步骤小结

①写出给定文法G的拓广文法G‘；

②写出文法G‘的基本LR(0)项目——G‘的LR(0)项目集；

③利用CLOSURE和GOTO函数，求出相应的LR(0)项目集规范族C；

④构造识别该文法全部活前缀的DFA；

⑤根据算法构造LR(0)分析表。

20. 构造出的文法的DFA如果没有移进-归约、归约-归约冲突则该文法为LR(0)文法。考察SLR(1)文法：如果有移进-归约冲突，则考察移进-归约项目中的FOLLOW(归约)∩移进项目=∮如果有归约-归约冲突，则考察归约-归约项目中的FOLLOW(归约1)∩FOLLOW(归约2)=∮，如果有移进-归约、归约-归约冲突，则考察FOLLOW(归约1)∩FOLLOW(归约2)∩移进项目=∮。

21. 重新定义项目，使得每个项目包含两个部分，第一部分就是原来的项目本身，

第二部分是由一个终结符号（可能为$）组成。重新定义后的项目称为LR(1)项目，其一般形式为[A→α.β,a]项目中第二部分称为向前看符号

22. 构造规范LR(1)分析表的算法

设一文法G?的LR(1)项目集族C＝{I0,I1,…,In},令其中每个项目集Ii的下标作为分析器的状态，令包含项目[S‘→.S,$]的项目集Ik的下标k为分析器的初态，则构造规范LR(1)分析表的步骤为：

①若项目[A→α.xβ,b]∈Ii且goto(Ii,x)=Ij,x∈∑,则置ACTION[i,x]=Si，即―将状态j、符

号x移进栈‖；但若x∈VN，则仅置GOTO[i,x]=j。

②若项目[A→α.,a]∈Ii，则置ACTION[i,a]=rj，即“用第j条产生式A→α进行归约”。

③若项目[S‘→S.,$]∈Ik，则置ACTION[k,$]=―接收‖。

④分析表中凡不能用规则①～③填入信息的元素均置上ERROR（用空白表示）。

23. LALR（向前看LR）分析技术是介于规范LR分析器构造法和SLR分析器构造法之间

的一种方法。某些LR(1)项目集称为同心，即如果除了向前看符号之外，这些项目集是相同的。在LALR分析方法中，就试图将这些同心项目集合并成一个项目集。

24.构造LALR分析表的算法

设一文法G?的LR(1)项目集族C＝{I0,I1,…,In},令其中每个项目集Ii的下标作为分析器的状态，则构造LALR分析表的步骤为：

①合并C中的同心集，记合并后的项目集族为C‘＝{J0,J1,…,Jm},令其中每个项目集Ji的下标作为分析器的状态，令包含项目[S‘→.S,$]的项目集Jk的下标k为分析器的初态，

②若项目[A→α.xβ,b]∈Ji且goto(Ji,x)=Jj,x∈∑,则置ACTION[i,x]=Si，即―将状态j、符号x移进栈‖；但若x∈VN，则仅置GOTO[i,x]=j。

③若项目[A→α.,a]∈Ji，则置ACTION[i,a]=rj，即―用第j条产生式A→α进行归约‖。

④若项目S‘→S.∈Ik，则置ACTION[k,$]=―接收‖。

⑤分析表中凡不能用规则①～③填入信息的元素均置上ERROR（用空白表示）。

第八章

1. 制导翻译的基本思想是先给文法中的每个产生式添加一个成分，这个成分常称为语义动作或翻译子程序，在执行语法分析的同时，执行相应产生式的语义动作。

2. 所谓语法制导翻译法就是在语法分析的过程中，依从分析的过程，根据每个产生式添加的语义动作进行翻译的方法。

3. 语法制导翻译法SDTS是一个五元组T=(VT,VN,△,R,S)。VT是一个有穷的输入字母表，包含源语言中的符号；VN是一个有穷的非终结符号集合；△是一个有穷的输出字母表，包含出现在翻译串中的那些符号；R是形如A→w,y的规则的有穷集合，w是由终结符或非终结符组成的串，y是由VN或△中的符号组成的串；S∈VN是一个开始符号。

例如：SDTS T1=

({a,b,c,+,-,[,]},{E,T,A},{ADD,SUB,NEG,x,y,z},R,E)，

其中R由下列翻译规则组成：

①E→E+T , T E ADD

②E→E-T , E T SUB

③E→–T, T NEG

④E→T , T

⑤T→[E] , E

⑥T→A , A

⑦A→a , x

⑧A→b , y

⑨A→c , z

T1的基础源文法是

E→E+T|E-T|-T|T

T→[E]|A

A→a|b|c

T1的基础目标文法是

E→T E ADD|E T SUB

| T NEG |T

T→E|A

A→x|y|z

一个翻译模式是一个形如(u,v)的串对，其中，u是SDTS基础源文法的一个句型，而v称为与其对应的翻译，它是由VN和△中元素组成的串。

4. 翻译模式的定义如下：

①(S,S)是一个翻译模式，且这两个S是相关的(S是SDTS的开始符号)。

②(aAb,a‘Ab‘)是一个翻译模式，且两个A是相关的；此外，若A→g,g‘是R中的一条

规则，那么(agb,a‘g‘b‘)也是一个翻译模式。规则中g和g‘的非终结符之间的相关性也必须带进这种翻译模式之中。

表示法(aAb, a‘Ab‘)=>(agb,a‘g‘b‘)

表示一种翻译模式到另一种翻译模式的变换。

5. 树变换

语法制导的翻译过程也可用语法树变换来说明。

①从中剪掉终结符号节点；

②根据适当的翻译规则，重排每个中间结点的孩子；

③添加对应于输出符号集中的中间符节点。

6. 简单SDTS和自上而下翻译器

如果在每一规则的翻译成分中，非终结符出现的次序与它们在源成分中出现的次序相同，则称一个SDTS是简单的(simple)；但是，如果A→A1+A2 , A2 A1 ADD是SDTS T 的一个规则，那么，该SDTS T就是不简单的。如果T=(VN,VT,△,R,S)是其基础源文法为LL(k)的简单SDTS，那么，存在一个自上而下的确定的下推翻译器PDT(Push-Down Translater)，它接受T的输入语言中的任何符号串并产生对应的输出串。

7. PDT P的定义如下：P的一个构形是一个四元组(q,x,y,z)，其中，q是它的有穷控制器的状态，x是尚待扫描的输入串，y是下推栈，z是此时被打印出的输出符号串。于是，在某次移动中，便有(q,ax,Yy‘,z)┟(r,x,gy‘,zz‘)即，在状态q面临输入符号a且栈顶符号为Y 时，P才允许移动到状态r，这一移动的结果是：输入符号a被去掉，栈顶符号Y被g所

替换，而且串z‘已作为输出串打印出。称w是关于x的输出，如果对于某个状态q和栈符号串u，存在(q0,x,Z0,ε)┟(q,ε,u,w)其中，q0是初态；Z0是栈的初始内容，ε为空串。若u＝ε，则称P停止于空栈；若q是某个终态，则称P停止于终态。如果P满足下述两个条件，则称P是确定的：

①对所有的状态q，输入串a和栈符号Z，δ(q,a,Z)至多只包含一个元素；

②若δ(q,ε,Z)非空，则不存在符号a(a≠ε)使得δ(q,a,Z)非空，即对于某个状态和栈

符号，在空移动和非空移动之间不应存在冲突。

8. PDT P的操作为：

①在一应用移动中，非终结符A已位于栈顶，借助于分析表，选定产生式A→w来进行

归约。假定R中的翻译规则为A→w , z其中，w=a0B1a1B2a2…Bkak，而z=b0B1b1B2…Bkbk。其中，Bi是非终结符，ai是输入符号串，bi是输出符号串。位于栈顶的A由下面的复合串b0a0B1b1a1B2…Bkbkak所替代，而b0称为新栈顶符号。

②若栈顶符号是输出字母表的一个元素，则从栈中弹出，并将其作为输出符号打印出。

③若栈顶符号是输入字母表VT的一个元素，则它应与当前输入符号匹配。从栈顶弹出它，

输入指针后移。

9. 简单后缀SDTS和自下而上翻译器

如果一个SDTS是简单的，而且它的每个翻译规则都有下述形式：A→a0B1a1B2a2…Bkak , B1B2…Bkw也就是说，除了最右边的w之外，（输出）终结符不可能出现在翻译成分之中，那么，称这个SDTS为简单后缀的(Simple Post Fix)。

定理：对其基础源文法为LR(k)的每一简单后缀的SDTS，存在一确定的LR(k)PDT：

①它接受从该基础源文法可推导出的每一句子；

②它将这种句子的翻译作为输出。

10.抽象语法树AST(Abstract-Syntax tree)是某个语言结构的一种简洁的树形表示形式，它只

需包含该结构尚须转换或归约的信息。

语法树简化成一个AST：

①去掉于单非产生式（即右部为单一终结符的产生式）相关的子树，并上提相关分支

上的终结符号节点。

②对于直接包含运算符的多个子树，上提运算符并让它取代其父节点。

③去掉括号，并上提运算符，让它取代其节点。

最后得到的语法树便是一个AST。

11.属性文法是以上下文无关文法为基础，只不过为每个文法符号配备了一些属性。属性同

变量一样，可以进行计算和传递。属性的加工过程即是语义处理的过程。

12.继承属性：其计算规则按―自上而下‖方式进行，即文法产生式右部符号的某些属性根据

其左部符号的属性和右部的其它符号的某些属性计算而得。

13.综合属性：其计算规则是按―自下而上‖方式进行，即产生式左部符号的某些属性根据其

右部符号的属性和自己的其它属性计算而得。

例如：Ap→Xq,rYs,t

[p=q+s，r=p+t]

其中，p、q、r、s、t是属性。p是综合属性，r是继承属性

14. L属性文法

①产生式右部任一文法符号V的继承属性仅依赖于下述两种属性值中的一种：

a)产生式左部的继承属性；

b)产生式右部但位于V左边的符号的任何属性。

②产生式左部符号的综合属性仅依赖于下面的属性值中的一种：

a)产生式左部符号的继承属性；

b)产生式右部符号（除自身外）的任意属性。

15.S属性文法

①全部非终结符的属性是综合属性；

②同一产生式中相同符号的各综合属性之间无相互依赖关系；

③如果q是某个产生式中文法符号V的继承属性，那么，属性q的值仅依赖于该产生

式右部位于V左边的符号的属性。

16.所谓中间代码形式是指用来表述源程序并与之等效的一种编码方式。

常见的中间代码形式有逆波兰表示、四元式、三元式和树形表示等等。

逆波兰表示法：运算符直接跟在其运算量（操作数）的后面

例如：AB* 表示A*B

AB*C+ 表示A*B+C

ABCD/+* 表示A*(B+C/D)

例：

begin

integer k;

k:=10;

h: if k>i+j then

begin

k:=k-1;

goto h

end

else

k:=i*2-j*2;

i:=j:=0

end

四元式一般形式：（运算符运算量1 运算量2 结果）

例如，表达式A*B+C*D的四元式为

* A B T1

* C D T2

+ T1 T2 T3

三元式一般形式：（运算符运算量1 运算量2 结果）

例如，A+B*C可表示为①* B C

②+ A ①

第九章

1. 为管理过程活动所需的信息，当过程调用发生时，使用一个连续的存储块记录该活动的

相关信息，称为该过程的活动记录或数据区。

2. 当过程返回（活动即将结束）时，过程的数据区或活动记录一般包含连接数据、形式单

元、局部数据。

3. 过程（或分程序）嵌套结构的程序设计寓言，源程序书写完后，过程（或分程序）间形

成一种嵌套层次关系，过程（或分程序）在这种嵌套结构中的层次成为静态层次。

4. 直接包含某过程（或分程序）的外层成为该过程（或分程序）的静态外层。

5. 源程序中，定义一个标识符的语法单位成为该标识符的作用域。

6. 标识符的生存期是指定义该标识符的语法单位的整个运行期间，出去该语法单位内部嵌

套的定义有同命标识符的语法单位的运行期间。

7. 在主程序中说明的量成为全程量。对于嵌套子程序结构，在外层子程序中说明的量称为相对于原子程序的非局部量，而在内层子程序中说明的量称为相对于内层子程序的局部量。

8. 如果一个名字的属性是通过说明语句或隐约定规则定义的，则称这种性质是静态属性。

如果名字的属性只有在程序运行时才能知道，则称这种属性是动态属性。

9. 数组的存储可以分为单块存储方式和多块存储方式。

10.静态存储分配，是指在编译阶段对源程序中的量分配以固定存储单元，运行时始终不变。

11.动态存储分配，是指在运行阶段动态地为源程序中的量进行存储单元分配。

12.栈式存储分配，是指在运行时把存储器作为一个栈进行管理，每当调用一个过程，它所

需的存储空间分配在栈顶，一旦退出，它所占用的空间就被释放。

13.堆式存储分配，是指在运行时把存储区组织成堆，以便用户对存储空间进行申请与归还，

凡申请则从堆中分给一块，凡释放则退回给堆。

14.程序运行时，调用者与被调用者之间的信息交流是通过全局量或参数传递的方式进行的。

15.以过程为单位的栈式存储分配，是指把整个程序的数据空间设计成一个栈，以过程调用

为单位来设置数据区。

第十章

1. 符号表的每一项（称为表项）包含两个部分，即主目和值。

2. 表的主目通常即符号或标识符本身（变量的名字），值是它们的属性，包括种属和类型。

3. 符号表的构造（简称造表）是指把新的表项填入表中的过程。

4. 符号表的查找是致在符号表中搜索某一特定表项的过程。

5. 构造符号表是最容易的方法是线性构造表法。

6. 折半造表法是指按照表项主目的“大小”次序进行填写，“小”的排在前，“大”的排后。

7. 杂凑技术就是设计一杂凑函数h(x)，其中x为任一标识符，它把x映像成表区中某一单元的地址，并要求当x≠y时，h(x)=h(y)的可能性尽量地小，即单元冲突的可能性尽量地小。

8. 线性探查法是解决冲突的最简单的一种方法，即当发生冲突时，从冲突单元的下一位置开始，逐个查寻，直至找到第一个所需位置（空单元）或指出语法错（符号表溢出或标识符无定义）为止。9.链接技术就是在造表时，把冲突的各标识符连接到一条“链”上，查找时，沿着这条“链”查找。这种技术通常把表分为两个区，一部分称为链根区，存放杂凑函数值不同的那些标识符；另一部分称为链表区，

第十一章

1.控制流分析：为了减少冗余的计算，编译程序需要在编译阶段对生成的中间代码的可能的运行性状态进行分析，这一过程称为控制流分析。

2.数据流分析：与此同时编译程序还应分析伴随控制流的各种数据变化情况，这一过程称为数据流分析。

3.控制流图：为了研究指令在运行时所有组合的可能，将每条指令作为有向图的结点，指令I到J有一条有想边，当且仅当指令J在运行时能紧随指令I之后。由此得到的有向图称为控制流图。

4.编译程序的优化过程：编译程序的优化过程就是“分析→变换→再分析→再变换”的，如此往复。

5.基本块：没有任何其他的边引入其中间结点，也没有任何边从中间结点引出，其执行的程序不会被任何控制流所破坏。我们把满足上述条件的最大子图称为基本块。

6.全局优化：通过分析基本块之间的关系而进行的优化称为全局优化。

7.局部优化：全局优化对编译的过程整体进行优化，而在基本块内部进行的优化称为局部优化。

8.公共子表达式：设x op y为中间代码中赋值号右边的表达式，如果该表达式在中间代码链接中有两次出现，而且第一次出现到第二次出现的任意控制流中都没有对x和y进行直接或间接的赋值，则称x op y为公共子表达式。

9.活跃的、不活跃的：称某一变量x在三地址码某处p活跃的，当且仅当在控制流图中存在一条从p到出口的有向路径，该有向路径上至少有一条语句引用了x且从p到引用x间没有对x的定义语句，否则x是不活跃的。

10.循环不变量：再循环内的一条指令如果其计算结果与循环迭代的次数无关，则称为循环不变量。

11.内循环：前一个循环嵌套后一个循环，后者称为前者的内循环。

12.代码外提：在迭代程序中循环由不变量和常变量组成的表达式进行反复计算无疑是多余的，将它们外提到循环的入口之前进行一次计算即可。由此减少了循环内代码执行的次数。这样的优化方法称为代码外提。

13. 循环展开：循环展开通过减少循环的迭代次数并增大循环体的代码，以减少对归纳变量的赋值和循环边界条件的检测而调高循环整体的执行效率。

第十二章

1. 四元式序列：运算是按其执行顺序排列的。

2. 全局量ACC：它是编译时刻的变量，ACC为空则表明运行时累加器为空；ACC非空则

表明它包含了当前累加器中的变量名或临时变量的值。

3. 过程INACC：其功能是在生成可交换的双边运算指令之前，调用该过程，它生成将其中任一运算量存入累加器的指令。

4. 在生成三元式i的代码之前，必须检查两个运算量，如果其中有一个运算量引用了前面的

三元式，那么就必须分配给该三元式存放结果值的临时变量名去代替这个运算对象。

5. 生成三元式i的代码之后，还必须生产一个临时变量，用以描述执行该代码后所得到的结果值。

6. 树形表示生成代码：把单个表达式的i个三元组序列想象成一棵树，TR(i)表示跟分支，树形表示生成代码，用到一个动作表和一个递归过程，对树根为TR(i)的子树生成代码。

7. 逆波兰：从左至右顺次扫描逆波兰表示中的运算符和运算量，当扫描到运算量时，将运

算量的名字存入运算量栈中，当扫描到一个二目运算时，利用栈项和两个运算量的名字生成相应的代码。

8. 任何算术运算或逻辑运算，其代码生成的一般过程可以归纳如下：

①生成建立运算量地址的代码；

②生成实现任何必须要的类型的转换代码；

③生成把一个运算量取到累加器中的代码；

④生成该运算的代码

9. 寄存器的分配：在计算一个表达式时，如何使用使用所需要的寄存器个数最少。

10. 算表达式如何使用所需存取令最少：先找出运算序列中涉及寄存器的那些指令，把运算

序列变换成以这些指令为结点的一个有向图，所述问题就变成从图中找出某个结点到另一个结点的最短通路问题。

第十三章

1.字符串集上的一个分类称为单词，如标识符和整形常数等。单词的成员称为词形.

2.单词的描述称为模式。如标识符是由字母开头并有字母和数字组成的字符串。

3.整形常数是由数字组成的字符串，模式一般用正则表达式进行精确描述。

4.LEX的输入文件称为LEX源文件

九年级上册物理知识点总结

九年级物理知识点总结第十三章内能第一节分子热运动 1、分子运动理论的初步认识 (1)物质由分子组成的。 (2)一切物质的分子都在做永不停息的无规则的运动——扩散现象。 (3)分子之间有相互作用的引力和斥力。 2、(1)分子运动理论的基本内容：物质是由分子组成的；分子不停地做无规则运动；分子间存在相互作用的引力和斥力。 (2)扩散现象：不同物质在相互接触时，彼此进入对方的现象叫扩散。气体、液体、固体均能发生扩散现象。扩散现象表明：直接说明一切物质的分子都在永不停息地做无规则运动，并且间接证明了分子间存在间隙。扩散的快慢与温度有关。温度越高，分子运动越剧烈。注：只要为人眼所能看到的物体的运动，都不能说明分子在不停地做无规则的运动。比如：蒙蒙细雨、粉笔灰等。只要与气味、颜色变化等有关的都能说明分子在做无规则的热运动。 (3)分子间的相互作用力既有引力又有斥力，引力和斥力是同时存在的。当两分子间的距离等于10-10 米时，分子间引力和斥力相等，合力为零,叫做平衡位置；当两分子间的距离小于10-10米时，分子间斥力大于引力，合力表现为斥力；当两分子间的距离大于10-10米时，分子间引力大于斥力，合力表现为引力；当分子间的距离很大(大于分子直径的10倍以上)时，分子间的相互作用力变得十分微弱，可近似认为分子间无相互作用力。注：物体很难被拉伸，说明分子之间存在引力；物体很难被压缩，说明分子之间存在斥力。（露珠呈现球状说明分子之间存在引力。吸盘被吸附在墙上不是分子引力的作用是大压强的作用；带电的同种电荷相互吸引不是分子引力的作用是电场的作用）高分提示：此部分需复习星级题。第二节内能 1、内能 (1)概念：物体内部所有分子做无规则热运动的动能和分子势能的总和，叫物体的内能。 ①内能是指物体内部所有分子做无规则热运动的动能和分子势能的总和，不是指少数分子或单个分子所具有的能。 ②内能与温度有关，但不仅仅与温度有关，从微观角度来说，内能与物体内部分子的热运动和分子间的相互作用力有关。从宏观的角度来说，内能与物体的质量、温度、体积都有关。 ③一切物体在任何情况下都具有内能，物体的内能与温度有关，同一个物体，温度升高，它的内能增加，温度降低，内能减少。 (2)影响内能的主要因素：物体的质量、温度、状态及体积等。 (3)热运动：物体内部大量分子的无规则运动叫做热运动。分子无规则运动的速度与温度有关，温度越高，分子无规则运动的速度就越快，物体的温度越低，分子无规则运动的速度就越慢。内能也常叫做热能。 2、改变物体内能的两种方法：做功与热传递 (1)做功： ①对物体做功，物体内能增加；物体对外做功，物体的内能减少。 ②做功改变物体的内能实质是内能与其他形式的能相互转化的过程。 (2)热传递： ①热传递的条件：物体之间(或同一物体不同部分)存在温度差。 ②物体吸收热量，物体内能增加；物体放出热量，物体的内能减少。 ③用热传递的方法改变物体的内能实质是内能从一个物体转移到另一个物体或从物体的一部分转移到另一部分。 3、做功与热传递改变物体的内能是等效的。注：一切与摩擦有关的现象都是利用做功方式改变物体的内能！ 4、热量 (1)概念：物体通过热传递的方式所改变的内能叫热量。 (2)热量是一个过程量。热量反映了热传递过程中，内能转移的多少，是一个过程量。所以在热量前面只能用“放出”或“吸收”，绝对不能说某物体含有多少热量，也不能说某物体具有、包含多少热量。 (3)热量的国际单位制单位：焦耳(J)。高分提示：此部分需要狂记，记准确、记完整。要理解： 1 内能说增大或减少；温度说升高或降低；热量说吸收或放出。

编译原理期末复习

编译原理期末复习鉴于编译原理马上就要期末考试，我将手中集中的一些资料上的题目进行了整理归类，每种类型题目给出了所涉及到的基本知识，然后对每类题目中的第一道例题进行了做法进行了讲解，剩下的例题请给大家作为练习，答案也都给出，希望对大家复习有所帮助，最后由于时间很紧，整理的有些仓促，整理中难免有遗漏或错误，请大家见谅。注：下面出现的字母中，若无特别说明，小写英文字母为终结符，大写英文字母为非终结符，希腊字母为终结符与非终结符的任意组合。 1、简答题（或者名词解释）下面涉及到的概念中，加下划线的都是在以往一些试卷中出现的原题，务必掌握。注：这类题目老师说答案不会超过一百个字，否则写的再多也不给分，有些点到即可，不要重复啰嗦。（1）简述编译程序的概念及其构成答：1）编译程序：它特指把某种高级程序设计语言翻译成等价的低级程序设计语言的翻译程序。 2)构成：（2）简述词法分析阶段的主要任务（也有可能问语法分析阶段主要任务）答：词法分析的任务是输入源程序，对源程序进行扫描，识别其中的单词符号，把字符串形式的源程序转换成单词符号形式的源程序。语法分析的主要任务是对输入的单词符号进行语法分析（根据语法规则进行推导或者归约），识别各类语法单位，判断输入是不是语法上正确的程序 (3) 简述编译程序的构造过程（这个大家看看，是对（1）和（2）的综合）答：1）构造词法分析器：用于输入源程序进行词法分析，输出单词符号； 2）构造语法分析器：对输入的单词符号进行语法分析，识别各类语法单位，判断输入是不是语法上正确的程序 3）构造语义分析和中间代码产生器：按照语义规则对已归约出的语法单位进行语义分析并把它们翻译成中间代码。 4）构造优化器：对中间代码进行优化。 5) 构造目标代码生成器：把中间的代码翻译成目标程序。 6) 构造表格管理程序：登记源程序的各类信息和编译各阶段的进展情况。 7)构造错误处理程序：对出错进行处理。 (4) 说明编译和解释的区别： 1)编译要程序产生目标程序，解释程序是边解释边执行，不产生目标程序； 2)编译程序运行效率高而解释程序便于人机对话。（5）文法：描述语言语法结构的形式规则，一般用一个四元式表示： G=(V T，V N，S，P)，其中V T：终结符集合(非空) V N：非终结符集合(非空)，且V T ?V N=? S：文法的开始符号，S?V N P：产生式集合(有限)。

四川大学编译原理期末复习总结

一、简答题 1.什么是编译程序答：编译程序是一种将高级语言程序(源程序)翻译成低级语言(目标程序)的程序。将高级程序设计语言程序翻译成逻辑上等价的低级语言(汇编语言,机器语言)程序的翻译程序。 2.请写出文法的形式定义答：一个文法G抽象地表示为四元组 G=（Vn,Vt,P,S） –其中Vn表示非终结符号 –Vt表示终结符号，Vn∪Vt=Ｖ(字母表)，Vn∩Vt=φ –S是开始符号， –P是产生式，形如：α→β(α∈V+且至少含有一个非终结符号，β∈V*) 3.语法分析阶段的功能是什么答：在词法分析的基础上，根据语言的语法规则，将单词符号串分解成各类语法短语(例：程序、语句、表达式)。确定整个输入串是否构成语法上正确的程序。 4.局部优化有哪些常用的技术答：优化技术1—删除公共子表达式优化技术2—复写传播优化技术3—删除无用代码优化技术4—对程序进行代数恒等变换（降低运算强度）优化技术5—代码外提优化技术6—强度削弱优化技术7—删除归纳变量优化技术简介——对程序进行代数恒等变换（代数简化）优化技术简介——对程序进行代数恒等变换（合并已知量） 5．编译过程分哪几个阶段答：逻辑上分五个阶段：词法分析、语法分析、语义分析与中间代码生成、代码优化、目标代码生成。每个阶段把源程序从一种表示变换成另一种表示。 6. 什么是文法答：文法是描述语言的语法结构的形式规则。是一种工具，它可用于严格定义句子的结构；用有穷的规则刻划无穷的集合；文法是被用来精确而无歧义地描述语言的句子的构成方式；文法描述语言的时候不考虑语言的含义。 7. 语义分析阶段的功能是什么答：对语法分析所识别出的各类语法范畴分析其含义，进行初步的翻译(翻译成中间代码)；并对静态语义进行审查。 8.代码优化须遵循哪些原则答：等价原则：不改变运行结果有效原则：优化后时间更短，占用空间更少合算原则：应用较低的代价取得较好的优化效果 9.词法分析阶段的功能是什么答：

初三下册物理知识点总结整理

初三下册物理知识点总结整理机械能和内能 1、分子动理论的内容是：(1)物质由分子组成的，分子间有空隙;(2)一切物体的分子都永不停息地做无规则运动;(3)分子间存有相互作用的引力和斥力。 2、分子是原子组成的，原子是由原子核和核外电子组成的，原子核是由质子和中子组成的。质子带正电，电子带负电。 3、汤姆逊发现电子(1897年);卢瑟福发现质子(1919年);查德威克发现中子(1932年);盖尔曼提出夸克设想(1961年)。 4、机械能：动能和势能的统称。运动物体的速度越大，质量越大，动能就越大。物体质量越大，被举得越高，重力势能就越大。 5、势能分为重力势能和弹性势能。 6、弹性势能：物体因为发生弹性形变而具的能。物体的弹性形变越大，它的弹性势能就越大。 7、自然界中可供人类大量利用的机械能有风能和水能。 8、内能：物体内部所有分子做无规则运动的动能和分子势能的总和叫内能。(内能也称热能) 9、物体的内能与温度相关：物体的温度越高，分子运动速度越快，内能就越大。 10、改变物体的内能两种方法：做功和热传递，这两种方法对改变物体的内能是等效的。物体对外做功，物体的内能减小，温度降低; 外界对物体做功，物体的内能增大，温度升高。

13、热量的计算：①Q吸=cm(t-t0)=cm△t升(Q吸是吸收热量，单位是焦耳;c是物体比热，单位是：焦/(千克/℃);m是质量;t0是初始温度;t是后来的温度。 ②Q放=cm(t0-t)=cm△t降1.热值(q)：1千克某种燃料完全燃烧放出的热量，叫热值。单位是：焦耳/千克。 2燃料燃烧放出热量计算：Q放=qm;(Q放是热量，单位是：焦耳;q 是热值，单位是：焦/千克;m是质量，单位是：千克。 14、光直线传播的应用可解释很多光学现象：激光准直，影子的形成，月食、日食的形成、小孔成像等 15、光线光线：表示光传播方向的直线，即沿光的传播路线画一直线，并在直线上画上箭头表示光的传播方向(光线是假想的，实际并不存有) 机械和功 1.杠杆平衡的条件：动力×动力臂=阻力×阻力臂。或写作： F1L1=F2L2这个平衡条件也就是阿基米德发现的杠杆原理。 2.三种杠杆：(1)省力杠杆：L1>L2，平衡时F1F2.特点是费力，但省距离。(如钓鱼杠，理发剪刀，镊子，筷子，扫地用具等)(3)等臂杠杆：L1=L2，平衡时F1=F2.特点是既不省力，也不费力。(如：天平) 3.定滑轮特点：不省力，但能改变动力的方向。(实质是个等臂杠杆) 4.动滑轮特点：省一半力，但不能改变动力方向，要费距离。(实质是动力臂为阻力臂二倍的杠杆) 5.滑轮组：使用滑轮组时，滑轮组用几段绳子吊着物体，提起物体所用的力就是物重的几分之一。(详见公式总结)

编译原理知识点

1.解释程序：不生成目标代码编译程序：生成目标代码 2.编译程序组成：8个分析< 前端>：(词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序) 综合< 后端>：（代码优化程序、目标代码生成程序）贯穿始末：表格管理程序、出错处理程序 3.文法四元组：终结符号集合Vt 、非终结符号集合Vn、产生式集合P、识别符号(开始符号)S V T∩V N＝Φ 文法-> 语言（推导、规约）唯一；语言-> 文法（凑规则）不唯一。 4.文法分类： 0型文法(短语结构文法)：左侧至少含有一个非终结符 1型文法(上下文有关文法)：左侧长度<= 右侧长度S->ε除外，S不能出现在右侧2型文法(上下文无关文法)：左侧只能有一个非终结符( 语法分析) 3型文法(正规文法)：A-> aB A->a 右线性；( 词法分析) A->Ba 或A->a 左线性（看非终结符位置） 5.A*＝A0 ∪A+ A0 ＝{ε} !={ } ＝Φ空集 A+ ＝AA* ＝A*A 6.句型：符号串x是从识别符号S推导出来的，x称为一个句型句子：x仅由终结符号组成，仅含终结符号的句型是一个句子短语：子树的末端（叶子）从左至右连成的串（包括整棵语法树）简单子树：只含有单层分枝的子树直接短语( 简单短语)：由简单子树的叶子组成句柄：最左边的直接短语（不一定含终结符）素短语：至少含有一个终结符的短语，并且除它自身之外不再含任何更小的素短语最左素短语：最左边的素短语短语：P（相对于T、E）、P+T（相对于E）、i（相对于P、F）、P+T+i（相对于E）直接短语：P、i 句柄：P (最左边的直接短语) 素短语：P+T 、i （至少含有一个终结符的短语）最左素短语：P+T 7.二义性文法：有两个不同的最左推导或有两个不同的最右推导或能产生两棵语法树 8.文法产生式正规式规则1 A→xB B→y A = xy

初中九年级物理知识点总结(大全)

初中九年级物理知识点总结（大全）第十三章内能 1．分子动理论的内容是：（1）物质由分子组成的，分子间有空隙；（2）一切物体的分子都永不停息地做无规则运动；（3）分子间存在相互作用的引力和斥力。 2．扩散：不同物质相互接触，彼此进入对方现象，如闻到花香。 3．固体、液体压缩时分子间表现为斥力大于引力。固体很难拉长是分子间表现为引力大于斥力。 4. 分子是原子组成的，原子是由原子核和核外电子组成的，原子核是由质子和中子组成的。5．内能：物体内部所有分子做热运动的动能和分子势能的总和叫内能。 6．物体的内能与温度有关：物体的温度越高，分子运动速度越快，内能就越大。内能还与物体的质量和状态有关。 7．改变物体的内能两种方法：做功和热传递，这两种方法对改变物体的内能是等效的。8．物体对外做功，物体的内能减小；外界对物体做功，物体的内能增大。 9．物体吸收热量，当温度升高时，物体内能增大；物体放出热量，当温度降低时，物体内能减小。 10．所有能量的单位都是：焦耳。 11．热量（Q）：在热传递过程中，传递能量的多少叫热量。（物体含有多少热量的说法是错误的） 12．比热容（c ）：在数值上等于物质温度升高（或降低）1℃，吸收（或放出）的热量。如水的比热容为4.2x103J/（kg.℃）表示质量为1千克的水温度升高1℃时吸收的热量为4.2x103J. 13．比热容是物质的一种属性，它不随物质的体积、质量、形状、位置、温度的改变而改变，只要物质种类相同，比热容就相同。 14．比热容的单位是：焦耳/(千克·℃)，读作：焦耳每千克摄氏度。 15．水的比热是：C=4.2×103焦耳/(千克·℃)，它表示的物理意义是：每千克的水当温度升高（或降低）1℃时，吸收（或放出）的热量是4.2×103焦耳。 16．热量的计算：（Q吸是吸收热量，单位是焦耳；c 是物体比热，单位是：焦/(千①Q吸=cm(t-t0)=cm△t 升

编译原理复习整理(重点含答案)

1、给出下面语言的相应文法。L1={a n b n c i|n≥1,i≥0} 从n，i的不同取值来把L1分成两部分：前半部分是anbn：A→aAb|ab后半部分是ci：B→Bc|ε所以整个文法G1[S]可以写为：G1(S):S→AB；A→aAb|ab；B→cB|ε 3、构造一个DFA，它接受 ={a，b}上所有包含ab的字符串。（要求：先将正规式转化为NFA，再将NFA确定化，最小化）

4、对下面的文法G: E →TE ’ E ’→+E|ε T →FT ’ T ’→T|ε F →PF ’ F ’ →*F ’|ε P →(E)|a|b|∧ （1）证明这个文法是LL(1)的。（2）构造它的预测分析表。 (1)FIRST(E)={(,a,b,^}FIRST(E')={+, ε}FIRST(T)={(,a,b,^}FIRST(T')={(,a,b,^,ε} FIRST(F)={(,a,b,^}FIRST(F')={*,ε}FIRST(P)={(,a,b,^}FOLLOW(E)={#,)} FOLLOW(E')={#,)}FOLLOW(T)={+,),#}FOLLOW(T')={+,),#}FOLLOW(F)={(,a,b,^,+,),#} FOLLOW(F')={(,a,b,^,+,),#}FOLLOW(P)={*,(,a,b,^,+,),#} (2)考虑下列产生式: '→+'→'→'→E E T T F F P E a b ||*|()|^||εεε FIRST(+E)∩FIRST(ε)={+}∩{ε}=φ FIRST(+E)∩FOLLOW(E')={+}∩{#,)}=φ FIRST(T)∩FIRST(ε)={(,a,b,^}∩{ε}=φ FIRST(T)∩FOLLOW(T')={(,a,b,^}∩{+,),#}=φ FIRST(*F')∩FIRST(ε)={*}∩{ε}=φ FIRST(*F')∩FOLLOW(F')={*}∩{(,a,b,^,+,),#}=φ

编译原理概念期末总结复习

翻译程序:把一种语言程序转换成另一种语言程序，且在功能上是相同的这样的程序。编译程序：把高级语言转换成低级语言，且在功能上是相同的这样的程序。解释程序：边解释边执行源程序的程序。区别：编译程序有中间代码，而解释程序没有。编译过程的五个阶段： 1、词法分析任务：对构成源程序的字符串进行扫描和分解，识别出一个个单词。 2、语法分析任务：在词法分析的基础上，根据语言规则，把单词符号串分解成各类语法单位。 3、语义分析和中间代码产生任务：对语法分析所识别出的各类语法范畴，分析其含义，并进行初步翻译。 4、优化任务：对前段产生的中间代码进行加工变换，以期在最后阶段能产生出更为高效的目标代码。 5、目标代码生成任务：把中间代码变换成特定机器上的低级语言代码。编译程序的七个部分词法分析器，语法分析器、语义分析与中间代码产生器、优化器、目标代码生成器、表格管理和出错处理。编译程序生成的五个办法：机器语言、高级语言、移植、自编译方式和使用工具自动生成。词法规则：指单词符号的形成规则。（也就是正规式）语法规则：规定了如何从单词符号形成更大的结构。就是语法单位的形成规则。空字：不包含任何符号的序列。闭包：中所有的符号组成的集合。上下文无关文法是指：所定义的语法范畴是完全独立于这种范畴可能出现的环境的文法。上下文无关文法的四个组成部分：一组终结符号、一组非终结符号、一个开始符号和一组产生式。终结符号也就是不可再分的基本符号。非终结符号是用来代表语法范畴，表示一定符号串的集合。开始符号是语言中我们最感兴趣的语法范畴。产生式是定义语法范畴的书写规则。句子：文法中从开始符号推导的终结符号串。句型：从开始符号推导的符号串。语言：文法中所有句子的集合。程序语言的单词符号分为五种：关键字、标识符、常数、运算符和界符。二元式表示：（种类，属性）正规式的运算符有三种：或，连接和闭包。优先顺序是：闭包，连接，或。 DFA怎么识别字：若存在一条从初态结点到某一终态结点的通路，且这条通路上所有弧的标记符连接成的字是a，则称a可为DFA所识别。 DFA怎么识别空字：若DFA的初态结点同时又是终态结点，则空字可为DFA所识别。NFA怎么识别字：若存在一条从某一初态结点到终态结点的通路，且这条通路上所有弧的标记字依序连接成的字等于a，则称a可为NFA识别。 NFA怎么识别空字：若M的某些结点即是初态又是终态结点，或者存在一条从某个初态结点到某个终态结点的空通路，那么，空字可为M所识别。语言的语法结构是用上下文无关文法描述的。语法分析分为两类：自上而下分析法，自下而上分析法。自上而下分析法面临的问题：1.文法的左递归问题。2.回溯3.成功可能是暂时的，产生虚假匹配。4.难于知道输入串中出错的确切位置。5.效率低，代价高。

编译原理结课论文

1.绪论概述 “编译原理”是一门研究设计和构造编译程序原理课程，是计算机各专业的一门重要的专业课。编译原理这门课程蕴含着计算机学科中解决问题的思路和解决问题的方法，对应用软件和系统软件的设计与开发有一定的启发和指导作用。“编译原理”是一门实践性很强的课程，要掌握这门课程中的思想，就必须要把所学到的知识应用于实践当中。而课程设计是将理论与实践相互联系的一种重要方式。设计目的课程设计是对学生的一种全面综合素质训练，是与课堂听讲、自学和练习相辅相成的必不可少的一个教学环节。通常，设计题中的问题比平时的练习题要复杂很多，但也更接近实际。编译原理这门课程安排的课程设计的目的是旨在要求学生进一步巩固课堂上所学的理论知识，深化理解和灵活掌握教学内容，选择合适的数据逻辑结构解决问题，然后编制算法和程序完成设计要求，从而进一步培养学生独立思考问题、分析问题、解决实际问题的能力。设计题目及要求基于这个学期所学习的内容以及自己所掌握到的知识，本次我所要设计的题目是赋值语句的四元式生成。

要求：（1）设计语法制导生成赋值语句的四元式的算法；（2）编写代码并上机调试运行通过；（3）输入一赋值语句；（4）输出相应的表达式的四元式； 2.背景知识语法制导翻译方法语法制导翻译的方法就是为每个产生式配上一个翻译子程序（称语义动作或语义子程序），并在语法分析的同时执行这些子程序。语义动作是为产生式赋予具体意义的手段，它一方面指出了一个产生式所产生的符号串的意义，另一方面又按照这种意义规定了生成某种中间代码应做哪些基本动作。在语法分析的过程中，当一个产生式获得匹配（对于自顶向下分析）或用于规约（对于自底向上分析）时，此产生式相应的语义子程序就进入工作，完成既定的翻译任务。语法制导翻译分为自底向上语法制导翻译和自顶向下语法制导翻译。属性文法属性文法是编译技术中用来说明程序语言语义的工具，也是当前实际应用中比较流行的一种语义描述方法。属性是指与文法符号的类型和值等有关的一些信息，在编译中用属性描述处理对象的特征。属性文法是一种

初三物理知识点归纳总结

初三物理知识点归纳总结：学习不是苦差事，做好学习中的每一件事，你就会发现“学习，是一块馍，你能嚼出它的香味来. 查字典物理网分享了初三物理知识点归纳，供大家阅读参考! 记住的常量 1.光(电磁波)在真空中传播得最快，c=3× 105Km/s=3×108m /s。光在其它透明物质中传播比在空气中传播都要慢 2.15℃的空气中声速：340m/s，振动发声，声音传播需要介质，声音在真空中不能传播。一般声音在固体中传播最快，液体中次之，气体中最慢。 3.水的密度：1.0×103Kg/m3=1g/cm3=1.0Kg/dm3。 1个标准大气压下的水的沸点：100℃，冰的熔点O℃，水的比热容4.2×103J/(Kg?℃)。 4.g=9.8N/Kg，特殊说明时可取10 N/Kg 5.一个标准大气压=76cmHg==760mmHg=1.01×105Pa=10.3m 高水柱。 6.几个电压值：1节干电池1.5V，一只铅蓄电池2V。照明电路电压220V，安全电压不高于36V。 7.1度=1千瓦?时(kwh)=3.6×106J。 8.常见小功率用电器：电灯、电视、冰箱、电风扇; 常见大功率用电器：空调、电磁炉、电饭堡、微波炉、电烙铁。

物理量的国际单位长度(L或s)：米(m) 时间(t)：秒(s)面积(S)：米2(m2)体积(V)：米3(m3)速度(v)：米/秒(m/s)温度(t)：摄氏度(℃)(这是常用单位) 质量(m)：千克(Kg)密度(ρ)：千克/米3(Kg/m3)。力(F)：牛顿(N)功(能，电功，电能)(W)：焦耳(J) 功率(电功率)(P)：瓦特(w)压强(p)：帕斯卡(Pa)机械效率(η)热量(电热)(Q)：焦耳(J) 比热容(c)：焦耳/千克摄氏度(J/Kg℃)热值(q)：J/kg或J/m3 电流(I)：安培(A)电压(U)：伏特(V) 电阻(R)：欧姆(Ω)。单位换算 1nm=10-9m,1mm=10-3m,1cm=10-2m;1dm=0.1m,1Km=103m, 1h=3600s,1min=60s, 1Kwh=3.6×106J.1Km/h=5/18m/s=1/3.6m/s,1g/cm3=103Kg/m3, 1cm2=10-4m2, 1cm3=1mL=10-6m3,1dm3=1L=10-3m3, 词冠：m毫(10-3)，μ微(10-6)，K千(103)，M兆(106) 公式 1.速度v=s/t; 2.密度ρ=m/v; 3.压强P=F/s=ρgh; 4.浮力F=G排=ρ液gV排=G(悬浮或漂浮)=F向上-F向下 =G-F’ ; 5.杠杆平衡条件：F1L1=F2L2; 6.功w=Fs=Gh(克服重力做

编译原理知识点汇总

编译原理的复习提纲 1.编译原理=形式语言+编译技术 2.汇编程序：把汇编语言程序翻译成等价的机器语言程序 3.编译程序：把高级语言程序翻译成等价的低级语言程序 4.解释执行方式：解释程序，逐个语句地模拟执行翻译执行方式：翻译程序，把程序设计语言程序翻译成等价的目标程序 5.计算机程序的编译过程类似，一般分为五个阶段：词法分析、语法分析、语义分析及中间代码生成、代码优化、目标代码生成词法分析的任务：扫描源程序的字符串，识别出的最小的语法单位（标识符或无正负号数等）语法分析是：在词法分析的基础上的，语法分析不考虑语义。语法分析读入词法分析程序识别出的符号，根据给定的语法规则，识别出各个语法结构。语义分析的任务是检查程序语义的正确性，解释程序结构的含义，语义分析包括检查变量是否有定义，变量在使用前是否具有值，数值是否溢出等。

语法分析完成之后，编译程序通常就依据语言的语义规则，利用语法制导技术把源程序翻译成某种中间代码。所谓中间代码是一种定义明确、便于处理、独立于计算机硬件的记号系统，可以认为是一种抽象机的程序代码优化的主要任务是对前一阶段产生的中间代码进行等价变换，以便产生速度快、空间小的目标代码编译的最后一个阶段是目标代码生成，其主要任务是把中间代码翻译成特定的机器指令或汇编程序编译程序结构包括五个基本功能模块和两个辅助模块 6.编译划分成前端和后端。编译前端的工作包括词法分析、语法分析、语义分析。编译前端只依赖于源程序，独立于目标计算机。前端进行分析编译后端的工作主要是目标代码的生成和优化后端进行综合。独立于源程序，完全依赖于目标机器和中间代码。把编译程序分为前端和后端的优点是：可以优化配置不同的编译程序组合，实现编译重用，保持语言与机器的独立性。 7.汇编器把汇编语言代码翻译成一个特定的机器指令序列第二章 1.符号，字母表，符号串，符号串的长度计算P18，子符号串的含义，符号串的简单运算XY，Xn， 2.符号串集合的概念，符号串集合的乘积运算，方幂运算，闭包与正闭包的概念P19，P20A0 ={ε} 3.重写规则，简称规则。非xx（V

编译原理学习心得

编译原理学习心得编译原理学习心得1 编译程序在计算机科学与技术的发展历史中发挥了巨大作用，是计算机系统的核心支撑软件。而“编译原理”这门课程一直以来是国内外大学计算机相关专业的重要课程。因为它的知识结构贯穿程序设计语言、系统环境以及体系结构，能以相对的视角体现从软件到硬件以及软硬件协同的整机概念。其理论基础又涉及形式语言与自动机、数据结构与算法等计算机学科的许多重要方面，为联系计算机科学理论和计算机系统的典范。虽然编译原理这门课程在大多数的人里认为枯燥无味，学起来就像看天书一样。然而学习这门课程还是有一定的好处的。比如可以更加容易的理解在一个语言种哪些写法是等价的，哪些是有差异的，可以更加客观的比较不同语言的差异，并且学习新的语言的效率也会更加高，语言转换也会更加游刃有余。不学“编译原理”这门课程的话，自己的编程思想会很浅显。而且编程也只仅仅停留在编程上，无法深入理解其中的原理。学习编译原理的话，从文法、正规式、NFA与DFA的定义，下手，要用心动脑去体会编译原理学习心得2

从联系最紧密的操作系统来说吧，你写多线程/多进程的程序就得和操作系统的知识打交道。写多线程得加锁吧，临界区、死锁的四个条件之类的标准的操作系统的内容吧(不得不吐槽一下，某国内一线电商干了三年的程序猿，写多线程居然不知道加锁，也是醉了)。进程间通信的几种方式什么管道、socket、共享内存等，这也是操作系统的内容吧。文件系统，这也是经常要打交道的东西。还有内存什么的，你做Android 开发，这些里边有很多东西都在系统层面被封装好了，但是你要是不知道原理，一旦出了错根本无从调试，况且你该不会打算写一辈子写Android 就是填逻辑吧。然后，是编译原理，普通的程序猿是接触不到编译器或者虚拟机的开发的。但是这并不意味着编译原理就用不到。说个最常见的读取配置文件，只要你的配置文件有自定义的语法，你就要用编译原理的东西。还有类似于自动生成代码啦、正则表达式啦这些都算是编译原理的内容。你既然是写Java 的不了解虚拟机怎么可以，最基本的字节码总是需要能看懂的吧，分析一些疑难杂症的时候字节码还是很有用的。最后，是计算机原理，如果只是做应用开发的话计算机原理其实不必要掌握的多深入，但是一些基本的概念还是要清楚的。比如寄存器、缓存、中断什么的，关键的时候可以帮助你调试。在一些对性能要求非常高的场合，也是很有作用的。此外，学了

(完整版)初三物理知识点归纳

第十二章运动和力复习提纲一、运动的描述 1机械运动（1）定义：物理学里把物体位置变化叫做机械运动。（2）特点：机械运动是宇宙中最普遍的现象。 2、参照物（1）定义：为研究物体的运动选作标准的物体叫做参照物。（2）如果物体（研究对象）相对于这个标准的位置发生变化，则物体是运动的；如果物体（研究对象）相对于这个标准的位置不发生变化，则物体是静止的； 3、物体的运动和静止是相对的 (1)一切物体都是在运动 (2)相对静止二、运动的快慢 1. 速度（1）物理意义：物理学中用速度表示物体运动的快慢。（2）定义：速度等于运动物体在单位时间内通过的路程。（3）公式：v=s/t S——路程——米（m） t——时间——秒（s） v——速度——米每秒（m/s）（4）单位：m/s km/h 换算 1m/s=3.6km/h 2. 匀速直线运动（1）概念：物体沿着直线快慢不变的运动，叫做匀速直线运动。（2）特点：在整个运动过程中，物体的运动方向和运动快慢都不变。 3. 变速运动（1）定义：运动速度变化的运动叫变速运动（2）公式：平均速度：= 总路程总时间即 v=s/t 三、长度、时间及测量 1、长度的测量是物理学最基本的测量，也是进行科学探究的基本技能。长度测量的常用的工具是刻度尺，更准确的测量就要选用游标卡尺等其他工具 2、国际单位制中，长度的主单位是m ，常用单位有千米(km)，分米(dm)，厘米(cm)，毫米(mm)，微米(μm)，纳米(nm)。 3、主单位与常用单位的换算关系： 1 km=103m 1m=10dm 1dm=10cm 1cm=10mm 1mm=103μm 1m=106μm 1m=109nm 1μm=103nm 4、刻度尺的使用： A、“选”：根据实际需要选择刻度尺。 B、“观”：使用刻度尺前要观察它的零刻度线、量程、分度值。 C、“放”用刻度尺测长度时，尺要沿着所测直线（紧贴物体且不歪斜）。不利用磨损的零刻线。（用零刻线磨损的的刻度尺测物体时，要从整刻度开始） D、“看”：读数时视线要与尺面垂直。 E、“读”：在精确测量时，要估读到分度值的下一位。 F、“记”：测量结果由数字和单位组成。（也可表达为：测量结果由准确值、估读值和单位组成）。 5、时间的测量（1）单位:秒(S) 还有小时（h）和分（min）1h=60min 1min=60s （2）测量工具：机械钟、石英钟、电子表、停表等停表：大圈表示一分钟，小圈表示一小时。 6.误差（1）概念：测量值与真实值之间的差别就是误差（2）产生原因：测量工具、测量环境、人为因素。（3）减小误差的方法：多次测量，求平均值；选用精密的测量工具；改进测量方法 (4)误差只能减小而不能避免，而错误是由于不遵守测量仪器的使用规则和主观粗心造成的，是能够避免的。四、力 1、力的概念：力是物体对物体的作用。 2、力产生的条件：①必须有两个或两个以上的物体。②物体间必须有相互作用（可以不接触）。 3、力的性质：物体间力的作用是相互的（相互作用力在任何情况下都是大小相等，方向相反，作用在不同物体上）。两物体相互作用时，施力物体同时也是受力物体，反之，受力物体同时也是施力物体。 4、力的作用效果：力可以改变物体的运动状态。力可以改变物体的形状。说明：物体的运动状态是否改变一般指：物体的运动快慢是否改变（速度大小的改变）和物体的运动方向是否改变 5、力的单位：国际单位制中力的单位是牛顿简称牛，用 N 表示。 6、力的测量：测力计 7、力的三要素：力的大小、方向、和作用点。 8、力的示意图：用一根带箭头的线段把力的大小、方向、作用点表示出来,如果没有大小,可不表示,在同一个图中,力越大, 线段应越长五、牛顿第一定律 1、牛顿第一定律： ⑴牛顿总结了伽利略、笛卡儿等人的研究成果，得出了牛顿第一定律，其内容是：一切物体在没有受到力的作用的时候，总保持静止状态或匀速直线运动状态。 2、惯性： ⑴定义：物体保持运动状态不变的性质叫惯性。 ⑵说明：惯性是物体的一种属性。一切物体在任何情况下都有惯性，惯性大小只与物体的质量有关，与物体是否受力、受力大小、是否运动、运动速度等皆无关。六、二力平衡

编译原理中重点整理

1.翻译程序：将某一种语言（源语言）程序转换为与其逻辑上等价的另一种语言（目标语言）程序。编译程序：源语言为高级语言，目标语言为汇编语言或机器语言的翻译程序。汇编程序：源语言为汇编语言，目标语言为机器语言的翻译程序。解释程序：源语言程序作为输入，但不产生目标程序，而是边解释边执行源程序本身。 2.解释器与编译器的主要区别在于：运行目标程序时的控制权在解释器而不在目标程序。 3.编译程序的工作过程可划分五个阶段： ①词法分析：从左到右一个字符一个字符的读入源程序，对构成源程序的字符串进行扫描和分解，从而识别出一个个单词（也称单词符号或简称符号） ②语法分析：在词法分析的基础上将单词序列分解成各类语法短语，如“程序”，“语句”， “表达式”等等 ③语义分析和中间代码生成：语义分析是在语法分析程序确定出语法短语后，审查有无语义错误，并为代码生成阶段收集类型信息。完成语法分析和语义处理工作后，编译程序将源程序变成一种内部表示形式，这种内部表示形式叫做中间语言或称中间代码，它是一种结构简单、含义明确的记号系统。 ④代码优化：为了使生成的目标代码更为高效，可以对产生的中间代码进行变换或进行改造，这就是代码的优化。 ⑤目标代码生成：目标代码生成阶段的任务就是是把中间代码变换成特定机器上的绝对指令代码或可重定位的指令代码或汇编指令代码。 4.前端(Front-End)——与目标机无关的部分后端(Back-End )——与目标机有关的部分 5.编译系统：编译程序与运行系统合称编译系统 6.遍：对源程序或源程序的中间结果从头到尾扫描一次，并做有关的加工处理，生成新的中间结果或目标程序。 7.文法是一个四元组：G[S]=(VN, VT, P, S) VN：非终结符集合； VT ：终结符集合； P ：产生式集合（α→β或α∷=β）； S ：开始符号(或称根符号，识别符号)。若S ->α,α∈V*，则称α为文法G的句型若S ->α,α,α∈VT*，则称α为文法G的句子语言是所有句子构成的集合，它是所有终结符号串所组成的集合VT*的子集，即L(G) VT* 8.0型文法又叫短语文法，它所确定的语言称为0型语言。 1型文法,上下文敏感文法或上下文有关文法。 2型文法,上下文无关文法 3型文法线性文法、正则文法或正规文法规范(最右)推导即任何一步α->β都是对α中的最右非终结符进行替换的，规范(最左)归约文法可唯一地确定一个语言子树与短语：在句型所对应的语法树中，若某些符号按从左到右的顺序组成某棵子树的末端结点，那么由这些末端结点所组成的符号串是相对于子树根结点的短语。原则上语法树有多少棵子树，就有多少个短语。

初三人教版物理知识点总结大全

初三物理知识点总结第十一章多彩的物质世界一、宇宙和微观世界宇宙→银河系→太阳系→地球物质由分子组成；分子是保持物质原来性质的一种粒子；一般大小只有百亿分之几米(0.3-0.4nm)。物质三态的性质： 1固体：分子排列紧密，粒子间有强大的作用力。固体有一定的形状和体积。 2液体：分子没有固定的位置，运动比较自由，粒子间的作用力比固体的小；液体没有确定的形状，具有流动性。 3气体：分子极度散乱，间距很大，并以高速向四面八方运动，粒子间作用力微弱，易被压缩，气体具有流动性。分子由原子组成，原子由原子核和（核外）电子组成（和太阳系相似），原子核由质子和中子组成。纳米科技：（1nm=10 m），纳米尺度:（0.1-100nm）。研究的对象是一小堆分子或单个的原子、分子。二、质量质量：物体含有物质的多少。质量是物体本身的一种属性，它的大小与形状、状态、位置、温度等无关。物理量符号：m。单位：kg、t、g、mg。 1t=103kg, 1kg=103g, 1g=103mg. 天平： 1、原理：杠杆原理。 2、注意事项：被测物体不要超过天平的称量；向盘中加减砝码要用镊子，不能把砝码弄脏、弄湿；潮湿的物体和化学药品不能直接放到天平的盘中 3、使用：（1）把天平放在水平台上；（2）把游码放到标尺放到左端的零刻线处，调节横梁上的平衡螺母，使天平平衡（指针指向分度盘的中线或左右摆动幅度相等）。（3）把物体放到左盘，右盘放砝码，增减砝码并调节游码，使天平平衡。(4）读数：砝码的总质量加上游码对应的刻度值。注：失重时（如：宇航船）不能用天平称量质量。: (方法:两个放.调母看针.左物右砝)