编译原理统计终结符与非终结符

‘壹’ 谁能够解释下编译原理中什么是FIRSTVT,和LASTVT，尽量浅显易懂点谢谢

Firstvt和Lastvt是为了画算符优先关系表的（就是表里面填优先大于小于等于的那个）。
然后要注意他们可都是终结符的集合。
Firstvt
找Firstvt的三条规则：如果要找A的Firstvt，A的候选式中出现：
A->a.......，即以终结符开头，该终结符入Firstvt
A->B.......，即以非终结符开头，该非终结符的Firstvt入A的Firstvt
A->Ba.....，即先以非终结符开头，紧跟终结符，则终结符入Firstvt

Lastvt
找Lastvt的三条规则：如果要找A的Lastvt，A的候选式中出现：
A->.......a，即以终结符结尾，该终结符入Lastvt
A->.......B，即以非终结符结尾，该非终结符的Lastvt入A的Lastvt
A->.....aB，即先以非终结符结尾，前面是终结符，则终结符入Firstvt

‘贰’ 编译原理——LR分析表

自底向上的语法分析

LR分析表的结构如上，其分为两个部分 Action Goto

两个参数状态i，终结符号a（s(i)代表第i个状态，r(i)代表第i条表达式）

Goto[i,A]=j

文法

容易得知这个文法可以推出 0 1 00 01 等的字符串。因为它是 左递归 。不适用于 LL 文法分析，只能使用 LR 分析。

因为本题入口有两个—— S → L·L S → L ，所以需要构造额外的产生式 S'->S

2.1 第一次遍历

我们从 [S -> . L·L] 开始，构造这个状态的闭包，也就是加上所有能从这个产生式推出的表项。

首先，判断 . 后面是否为 非终结符号A 。如果是，那我们就得找所有由 A-> 推出的产生式，并将它们添加进入 闭包 里(也就是State包里)。循环做即可。

因此我们可以得到 State 0 有

下一步，就是我的 . 往下一位移动。对每个符号X后有个 . 的项，都可以从 State 0 过渡到其他状态。

由以上6条式子可以得知下一位符号可以是 S L B 0 1 。所以自然可以得到5个状态。

State 1 是由 State 0 通过 S 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 S 前有 . 的项。

此状态作为结束状态 Accept ，不需要继续状态转移了。

State 2 是由 State 0 通过 L 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 L 前有 . 的项。

S -> . L·L S -> . L L -> . LB

有3条式子，现在我们将 . 向后推一格，就得到 State 1 的项了。

但是 . 之后的符号分别是 · $ B ， B 为非终结符号，我们得包含 B -> 的项

State 3 是由 State 0 通过 B 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 B 前有 . 的项。

因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。

State 4 是由 State 0 通过 0 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 0 前有 . 的项。

因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。

很简单，同样的道理找 State 5

State 5 是由 State 0 通过 1 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 1 前有 . 的项。

因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。

好的，现在我们第一次遍历完成。

2.2 第二次遍历

第二次遍历自然从 State 2 开始。

我们回到 State2 ，可以看出 . 之后的符号有 · B 0 1 。

State 6 是由 State 2 通过 · 转移到这里的，所以我们找出所有 State 2 中在 · 前有 . 的项。

S -> L. ·L 只有1条，我们往后移发现 L 又为非终结符号，参考 State 0 做的操作，我们得找出所有的式子。

共有5条式子，共同组成 State 6 ，由上面的式子可以看出我们还得继续下一次遍历。先不管着，我们进行下一次状态查找。

State 7 是由 State 2 通过 B 转移到这里的，所以我们找出所有 State 2 中在 B 前有 . 的项。

L -> L. B 也是只有1条，我们往后移发现没有非终结符号了，那就不需要再继续添加其他式子了。

这个状态也不需要继续进行转移了。

接下来很关键，因为我们通过 State2 的 . 后的符号找出了 State 6 State 7 ，接下来还差符号 0 1 ，那么是否像之前一样按例添加状态呢， 答案是不是的 ，因为我们发现通过 0 1 找到的闭包集分别是 B -> 0 B -> 1 ，这与我们的之前的 State 4 State 5 相同。所以我们得将其整合起来，相当于 State 2 通过 0 1 符号找到了 State 4 State 5 状态。

2.3 第三次遍历

回头看第二次遍历，可以看出只有 State 6 可以进行状态转移了。

那么就将 State 6 作为第三次遍历的源头，可以看出 . 之后的符号有 L B 0 1 。

State 8 是由 State 6 通过 L 转移到这里的，所以我们找出所有 State 6 在 L 前有 . 的项。

S -> L· .L L -> . LB 有两条式子，往后移发现有非终结符号 B ，所以经过整合可以得到

可以看出 . 的后面还有一个符号，所以这里我们还得再进行一次遍历。

接下来，又是遇到重复的包的情况，可以看出我们由 State 6 通过 B 0 1 得到的闭包分别是 L->B B->0 B->1 ，很明显，这分别对应于 State 3 State 4 State 5 。

第三次遍历也就结束了。

2.4 第四次遍历

回看第三次遍历，可以看出只有 State 8 可以进行状态转移，其 . 之后的符号分别是 B 0 1 。

诶，感觉很熟悉，就是上面几行刚说的情况，也就是说通过这三个符号找到的闭包是我们之前遇到的状态，分别是 State 3 State 4 State 5 。

做到这里，我们发现我们已经全部遍历完毕！

总共有8个状态，通过以上流程做成个图是什么样子的？来看看！

这么一看就很清晰明了了，我们就可以通过这个图做出我们的 LR分析表

其实就是我们之前呈现的表

在状态 I2 和 I8 中，既有 移入 项目，也有 规约 项目，存在 移入 - 规约的冲突 ，所以不是 LR(0) 文法，但是因为 FOLLOW(S) ∩ {0, 1} = ∅，所以可以用 FOLLOW 集解决冲突，所以该文法是 SLR(1) 文法。

上表我们发现还有 r1，r2，r3 等。这个其实就是代表状态停止转移时为 第几条表达式 ，r3代表第三条表达式 L -> LB 。

当我们构建了表之后，我们如何运用起来呢？

下面我们通过一个例子来说明

以上字符串是如何被SLR分析器识别的呢？

‘叁’ 编译原理的终结符和非终结符如何理解

一、非终结符：

1、非终结符可以再分成更细的东西。

2、不是终结符的都是非终结符。非终结符可理解为一个可拆分元素，而终结符是不可拆分的最小元素。终结符号就是语言中用到的基本元素，名词、动词、形容词、助词等等基本语言单位。

二、终结符：

1、终结符直接就代表一个意思，比如关键字if就不能再分成i和f了。

2、通俗的说就是不能单独出现在推导式左边的符号，也就是说终结符不能再进行推导。非终结符则是"语法"中用到的元素，除非谈论"语法"，一般交谈语言中并不会用到非终结符。比如：主语、短语、词组、句子。

(3)编译原理统计终结符与非终结符扩展阅读：

终结符和非终结符在计算机科学和语言学的领域是用来指定推导规则的元素。在某个形式语法之中，终结符和非终结符是两个不交的集合。

从形式语言中定义看，终结符(T)就是不可再分的字符或串。而非终结符(N)是一个递归形式的定义:由终结符和至少一个非终结符号组成的串。

如果编译过程中发现源程序有错误，编译程序应报告错误的性质和错误的发生的地点，并且将错误所造成的影响限制在尽可能小的范围内，使得源程序的其余部分能继续被编译下去，有些编译程序还能自动纠正错误，这些工作由错误处理程序完成。

需要注意的是，一般上编译器只做语法检查和最简单的语义检查，而不检查程序的逻辑。

网络-终结符

网络-编译

‘肆’ 编译原理问题：求解

E是文法开头。ε代表终结符号(推理中代表终点或结果，程序语言中代表常量等)。E T 这些大写字母一般代表非终结符号（这些代表中间过程，非结果。程序中代表函数等等）。开始是E。因为有个G(E)。E就是文法开始符号。推导就有E开始，它也是一个非终结符(代表函数、或者一个推导过程，类似于程序中的main(c++)、winmain(vc++)、dllmain(dll)等主函数）。

1算术表达式文法：这个文法是一个递归文法。计算机进行逻辑推导时会走很多弯路（类似于遍历一颗树的过程）。为了不让计算机走弯路（提高效率的目的），可以变换为第二种文法。这种文法消除了递归（消除了歧义，类似于后缀表达式），使计算机可以一条直线走到底儿推导出结果。

我也很久没看编译原理了。 呵呵

‘伍’ 编译原理算符优先分析法中构造分析表的时候，井号和其他符号的优先级怎么判断在线等。

首先，算符优先分析法只考虑终结符之间的优先关系。
其次，#和其他终结符之间的优先关系按如下方法来确定：
1）假设文法的开始符为E，则增加一个产生式E‘-> #E#, E'不在原文法中出现
2）#<FIRSTVT(E) ; LASTVT(E)>#