编 译 原 理 指导教师:杨建国 二零一零年三月

第四章 词法分析 第一节 词法分析程序的设计 第二节 单词的描述工具 第三节 有穷自动机 第四节 正规式和有穷自动机的等价性 第四章　词法分析 第一节 词法分析程序的设计 第二节 单词的描述工具 第三节 有穷自动机 第四节 正规式和有穷自动机的等价性 第五节 正规文法和有穷自动机的等价性 第六节 词法分析程序的自动构造工具 第七节　典型例题及解答

知识结构

知识结构 ⑤ ③ 正规文法 有穷自动机（NFA DFA) ② 寻找特殊方法和工具 ④ 描述 正规式 识别 {正规集} ① ⑥ 词法分析 自动构造工具LEX

第四章 词法分析 4.1 词法分析程序的设计 源程序 词法分析程序 语法分析程序 Token get token …. 4.1　词法分析程序的设计 源程序 词法分析程序 语法分析程序 Token get token …. 主要任务：读源程序，产生单词符号 其他任务： 滤掉空格，跳过注释、换行符 追踪换行标志，复制出错源程序， 宏展开，……

一.词法分析程序与语法分析程序的接口方式 词法分析工作可以是独立的一遍，把字符流的源程序 　变为单词序列，输出在一个中间文件上，这个文件作 　为语法分析程序的输入而继续编译过程

更通常情况，常将词法分析程序设计成一个子程序， 　每当语法分析程序需要一个单词时，则调用该子程序。 　词法分析程序每得到一次调用，便从源程序文件中读 　入一些字符，直到识别出一个单词，或说直到下一单 　词的第一个字符为止

二.词法分析程序的输出 1.单词符号一般可分为下列五种： 基本字（关键字）：begin、end、if、while、var 标识符：常量名、变量名、过程名 常数（量）：25、3.1415、true、“ABC” 运算符：＋、－、*、＜= 界符：逗点、分号、括号

2.输出表示： （单词种别，单词自身的值） 单词种别：语法分析需要的信息 单词自身的值：编译其他阶段需要的信息 例如：const i=25,yes=1;

（标识符，指向该标识符所在符号表中位置的指针） const i=25,yes=1;对单词i和yes的表示为： （标识符，指向i的表项的指针） （标识符，指向yes的表项的指针） 单词的种别可以用整数编码表示，假如标识符编码为1 　，常数为2，关键字为3，运算符为4，界符为5

if i=5 then x:=y 关键字　if　　(3, ‘ if’) 标识符　i 　　（1，指向i的符号表入口） 等号　＝　　 （4, ‘= ’） 常数　5　　 （ 2, ‘5’ ） 关键字　then　　 （ 3, ‘then ’ ） 标识符　x　　 （ 1,指向x的符号表入口） 赋值号:=　　 （ 4, ‘：= ’ ） 标识符y　　 （ 1, 指向y的符号表入口 ） 分号;　　 （ 5, ‘; ’ ）

三.将词法分析工作分离的考虑 1.使整个编译程序的结构更简洁、清晰和条理化： 2.编译程序的效率会改进： 3.增强编译程序的可移植性：

4.2　单词的描述工具 一.正规文法 什么是正规文法？ 正规文法所描述的是VT上的正规集

程序设计语言中的几类单词可用下述规则描述： <标识符>　　l|l<字母数字> <字母数字>　　l|d|l<字母数字>|d<字母数字> <无符号整数>　　d|d<无符号整数> <运算符>　　+|-|*|/|=|<<等号|><等号>…… <等号>　　= <界符>　　,|;|(|)| …… 　　其中l表示a~z中的任何一个英文字母，d表示0~9中 的任何一个数字

关键字也是一种单词，一般关键字都是由字母构成，它 　的描述也极容易，实际上，关键字集合是标识符集合的 　子集 最复杂的一类单词要属无符号实数，如25.55e+5和2.1， 　它们可以由例4.1的规则描述

例4.1： <无符号数>　　d<余留无符号数>|.<十进小数>e<指数部分> <余留无符号数>　　 d<余留无符号数>|.<十进小数>e<指数 部分>|  <十进小数>　　 d<余留十进小数> <余留十进小数>　　e<指数部分>| d<余留十进小数> | <指数部分>　　 d<余留整指数> |s<整指数> <整指数>　　 d<余留整指数> <余留整指数>　　d<余留整指数> | 　　其中，s表示正或负号(+,-)

二.正规式（正则表达式） 表示正规集的工具 描述单词符号的工具

正规式和它所表示的正规集的递归定义： 设字母表为，辅助字母表`={，，，，，，} （1）和都是上的正规式，它们所表示的正规集分别为 　　{}和{ } （2）任何a ，a是上的一个正规式，它所表示的正规集 　　为{a}

（3）假定e1和e2都是上的正规式，它们所表示的正规集分别 　　为L(e1)和L(e2)，那么，(e1), e1 e2, e1e2, e1也都是正规 　　式,它们所表示的正规集分别为L(e1), L(e1)L(e2), 　　L(e1)L(e2)和(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，仅由这些正规式所表示的字集才是上的正规集

其中的“”读为“或”（也有使用“+”代替 “” 的 　）；“ ”读为“连接”；“”读为“闭包”（即，任 　意有限次的自重复连接）。在不致混淆时，括号可省去， 　但规定算符的优先顺序为“”、“”、“”、“ ”、 　“” 。连接符“ ”一般可省略不写。“”、“ ”和 　“” 都是左结合的

例4.2 令={a，b}, 上的正规式和相应的正规集的例子有： 正规式 正规集 a {a} ab {a,b} ab {ab} (ab)(ab) {aa,ab,ba,bb} a  { ,a,a, ……任意个a的串} (ab) { ,a,b,aa,ab ……所有由a和b组成的串} (ab)(aabb)(ab) 　{上所有含有两个相继的a或两个 　　　　　　　　　　　相继的b组成的串}

例4.3　={d，，e，+，-},则上的正规式 　d(dd   )(e(+- )dd ) 其中d为0~9的数字 　表示的是： 无符号数的集合

例题：词法分析器的输入是什么？（10分） 例题：令={a,b},则上所有以a开头，后跟0个或许多个的 　ab的字的全体对应的正规式是什么？（5分） 例题：请写出表示标识符的正规式e1=(l|_)(l|d|_)*所对应的 　正规集。（5分） 例题：有一台饮料自动售货机，接收1元或2元硬币，出售3 　元钱一瓶的饮料。顾客每次向机器中投放等于或大于3元的 　硬币，便可得到一瓶饮料（注意：多投不找钱）。写出对 　应饮料自动售货机售货过程的正规式。画出与该正规式的 　最小DFA。（10分）

答案：源程序（的字符流） 答案：a(ab)* 答案：{l,_,ll,ld,l_,_l,_ _,-d,……}或者｛以1或_打头l,_,d组成 　　　　的字符串｝ 答案：设a=1,b=2,则a (b | a( a| b) ) | b (a |b) 或者：21|22|12|111|112

若两个正规式e1和e2所表示的正规集相同,则说e1和e2等价,写 例如： e1= (ab)， e2 = ba 又如： e1= b(ab) , e2 =(ba)b 　e1= (ab) , e2 =(ab)

设r,s,t为正规式，正规式服从的代数规律有： rs=sr “或”服从交换律 r(st)=(rs)t “或”的可结合律 (rs)t=r(st) “连接”的可结合律 r(st)=rsrt 　(st)r=srtr 分配律 r=r 　r=r 是“连接”的恒等元素（零一律） rr=r 　r=rrr… “或”的抽取律

三.正规文法和正规式的等价性 1.将上的一个正规式r转换成文法G=(VN,VT,P,S)： 　令VT＝∑，确定产生式和VN的元素用如下办法：

A→xB,A →y A →xA,B →y A →xA,A →y 选择一个非终结符S生成产生式S　　r，并将S定为G的 　识别符号。若x和y都是正规式 ， BVN ，则： (R1) 对形如 A　　xy的正规产生式，重写为： A　　xB，B　　y 　　　 (R2)对形如A　　x*y的正规产生式，重写为： 　 A　　xB，A　　y，B　　xB，B　　y 　 (R3)对形如A　　xy的正规产生式，重写为: 　 A　　x，A　　y 不断应用R做变换，直到每个产生式右端只含一个VN

例4.4　将 r=a(a|d)*转换成相应的正规文法 令S是文法的开始符号，形成S　　a(a|d)*： R1　 S　　aA A　　(a|d)* R2　S 　　aA 　　 A　　(a|d)B　 A　　 　　 B　　(a|d)B　 B　　 R3 　S　　aA A　　 　　 A　　aB A　　dB 　 B　　aB B　　dB 　　 B　　

2.将正规文法转换成正规式： 　　基本上是上述过程的逆过程，最后只剩下一个开始符 号定义的正规式，其转换规则如表4.1所示：

例4.5　G[s]: 　S　　aA 　S　　a 　A　　aA 　A　　dA 　A　　a　　 A　　d ①S　　aA|a 　A　　aA|a|dA|d 　(a|d)A|(a|d) 　　 　　　　(a|d)*(a|d) ②s=a(a|d)*(a|d)|a=a((a|d)*(a|d)|ε)=a((a|d)*|ε) ③r=a(a|d)*

4.3 有穷自动机 一.确定的有穷自动机（DFA）（有限自动机） DFA：能准确地识别正规集 一个确定的DFA：M=（K，Σ，f，S，Z） 4.3　有穷自动机 一.确定的有穷自动机（DFA）（有限自动机） DFA：能准确地识别正规集 一个确定的DFA：M=（K，Σ，f，S，Z） K是一个有穷集，它的每个元素称为一个状态 Σ是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入符 　号，所以也称Σ为输入符号字母表

f是转换函数，是在K×Σ→K上的映射，即，如 　f（ki，a）=kj，（ki∈K，kj∈K）就意味着，当前状 　态为ki，输入符为a时，将转换为下一个状态kj，我们 　把kj称作ki的一个后继状态 S∈K是唯一的一个初态 Z K是一个终态集，终态也称可接受状态或结束状态

例4.6：DFA M=（{S，U,V，Q}，{a，b}，f，S，{Q}） f（S，a）=U 　 f（V，a）=U f（S，b）=V f（v，b）=Q f（U，a）=Q f（Q，a）=Q f（U，b）=V f（Q，b）=Q

一个DFA可以表示成一个状态图（状态转换图） 假定DFA　M含有m个状态，n个输入符号，那么这个 　状态图含有m个结点，每个结点最多有n个弧射出，整 　个图含有唯一一个初态结点(　　、－)和若干个终态结 　点(双圈、+)，若f(ki,a)=kj，则从状态结点ki到状态结点 　kj画标记为a的弧

例4.6中的DFA的状态图表示如图4.1所示： 图4.1　状态图表示

一个DFA可以表示成一个矩阵表示，该矩阵的行表示状 　态，列表示输入符号，矩阵元素表示相应状态和输入符 　号将转换成的新状态，即k行a列为f(k,a)的值。用　　 　标明初态；否则第一行即是初态，相应终态行在表的右 　端标以1，非终态标以0

例4.5中的DFA的矩阵表示如图4.2所示： 图4.2　矩阵表示

若t ∑*，f(S，t)=P，其中S为 M的开始状态，P  Z， 　Z为终态集，则称t为DFA M所接受（识别） 设Q∈K，函数f(Q,ε)=Q，一个输入符号串t（t1tx，t1 　∈∑,tx ∈∑*），在DFA　M上运行的定义为： 　f(Q,t1tx)=f(f(Q,t1),tx)

例如，证明t=baab被例4.6的DFA所接受 f（S，baab）=f（f（S，b），aab）=f（V，aab）=f（f 　（V，a），ab）=f（U，ab）=f（f（U，a），b）=f（ 　Q，b）=Q Q属于终态 得证

DFA M所能接受的符号串的全体记为L(M) 结论：上一个符号串集V是正规的，当且仅当存 　　　　在一个上的确定有穷自动机M，使得V=L(M) DFA的确定性表现在转换函数f:K×∑→K是一个单值 　函数，也就是说,对任何状态k∈K和输入符号a ∈∑， 　f(k,a)唯一地确定了下一个状态

提示：NFA与DFA的第三个区别是，前者可以空移：t(q, ε)={某些状态的集合} 一个NFA：M=（K，，f，S，Z） K是一个有穷集，它的每个元素称为一个状态 是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入符号 f是一个从K * 到K的子集的映像，即：K* * →2 K 　（多值映射） SK是一个非空初态集 ZK是一个终态集 提示：NFA与DFA的第三个区别是，前者可以空移：t(q, ε)={某些状态的集合}

例4.7：一个NFA M=（{0，1，2，3，4}，{a，b}，f， 　{0}，{2,4}）其中 f(0,a)={0,3} f(2,b)={2} f(0,b)={0,1} f(3,a)={4} f(1,b)={2} f(4,a)={4} f(2,a)={2} f(4,b)={4} 它的状态图表示如图4.3所示：

一个NFA也可以用一个矩阵表示... ∑*上的符号串t在NFA N上运行... ∑*上的符号串t被NFA N识别（读出、接受）... DFA是NFA的特例 对每个NFA 　N存在一个DFA　Ｍ ,使得L(M)=L(N) 对于任何两个有穷自动机M和N，如果L(M)=L(N)，则称 　M与N是等价的

三.NFA转换为等价的DFA 定理：设L为一个由不确定的有穷自动机接受的集合，则 　存在一个接受L的确定的有穷自动机 将NFA转换成接受同样语言的DFA，这种算法称为子集法

定义对状态集合I的两个运算： 1.I的-闭包，表示为-closure(I)，是I中的任何状态S经任 　意条弧而能到达的状态的集合。I的任何状态S都属于 　-closure(I) 2.I的a弧转换，表示为move(I,a)＝J，其中J是所有那些可 　从I的某一状态经过一条a弧而到达的状态的全体

使用图4.4的NFA　N的状态集合来理解上述两个运算： -closure(0)= {0,1,2,4,7}=I1 move(I1,a)= {3,8} move(I1,b) = {5} -closure({3,8})= {1,2,3,4,6,7,8}＝I2 -closure({5})= {1,2,4,5,6,7}＝I3

对于一个NFA　N=（K，，f，K0，Kt）来说，若I是K 　的一个子集，设I＝{s1,s2,…,sj}，a是∑中的一个元素，则 　move(I,a)=f(s1,a) ∪f(s2,a) ∪…∪f(sj,a)

假设NFA N=(K, ,f,K0,Kt)按如下办法构造一个DFA 　M=(S, ,d,S0,St)，使得L(M)=L(N)： 1. M的状态集S由K的一些子集组成。用[S1 S2... Sj]表示S 　的元素，其中S1, S2,,... Sj是K的状态。并且约定，状态S1, 　S2,,... Sj是按某种规则排列的，即对于子集{S1, S2}={ S2, 　S1,}来说，S的状态就是[S1 S2] 2.M和N的输入字母表是相同的，即是 3.转换函数是这样定义的： 　D([S1 S2,... Sj],a)= [R1R2... Ri] 其中 　{R1,R2,... , Ri} = -closure(move({S1, S2,,... Sj},a))

4.S0=-closure(K0)为M的开始状态 5.St={[Sj Sk... Se]，其中[Sj Sk... Se]S且{Sj , Sk,,... Se} ∩KtØ}

构造NFA N的状态K的子集的算法，见图4.5： 假定所构造的子集族为C，即C= (T1, T2,,... Ti),其中T1, 　T2,,... Ti为状态K的子集

例4.8　应用图4.5的算法对图4.4的NFA　N构造子集 步骤如下： 1.首先计算-closure(0)：令T0=-closure(0)={0,1,2,4,7}，T0未 　被标记，它现在是子集族C的唯一成员 2.标记T0：令T1=-closure(move(T0,a))={1,2,3,4,6,7,8}，将T1 　加入C中，T1未被标记。令T2=-closure(move(T0,b))　 　={1,2,4,5,6,7}，将T2加入C中，T2未被标记 3.标记T1：-closure(move(T1,a))={1,2,3,4,6,7,8}，即T1，T1已 　在C中。T3=-closure(move(T1,b))={1,2,4,5,6,7,9}，将T3加 　入C中，T3未被标记

4.标记T2：-closure(move(T2,a))={1,2,3,4,6,7,8}，即T1，T1已 　在C中。-closure(move(T2,b))={1,2,4,5,6,7}，即T2，T2已在 　C中 5.标记T3：-closure(move(T3,a))={1,2,3,4,6,7,8}，即T1。- 　closure(move(T3,b))={1,2,4,5,6,7,10},令其为T4，在入C中， 　T4未被标记 6.标记T4：-closure(move(T4,a))={1,2,3,4,6,7,8}，即T1。 　-closure(move(T4,b))={1,2,4,5,6,7}，即T2

 a b 01247 T0=01247 38 5 38 1234678 5 124567 T1=1234678 38 59 1245679 59 T2=124567 38 5 T3=1245679 38 5 10 5 10 12456710 T4=12456710 38 5

至此，算法终止共构造了5个子集： T0={0,1,2,4,7} T1={1,2,3,4,6,7,8} T2={1,2,4,5,6,7} T3={1,2,4,5,6,7,9} T4={1,2,4,5,6,7,10} 那么图4.4的NFA　N构造的DFA　M为： 1.S={ [T0], [T1], [T2], [T3], [T4] } 2. ∑={a,b}

3. D([T0],a)=[T1] D([T3],a)=[T1] D([T0],b)=[T2] D([T3],b)=[T4] D([T1],a)=[T1] D([T4],a)=[T1] D([T1],b)=[T3] D([T4],b)=[T2] D([T2],a)=[T1] D([T2],b)=[T2] 4.S0=[T0] 5.St=[T4] 为便于书写，将[T0]、 [T1]、 [T2]、 [T3]、 [T4]重新命名为 　A、B、C、D、E或用0、1、2、3、4分别表示，若采用后 　者，该DFA　M的状态转换图如图4.6所示：

图4.6　DFA　M

四. DFA的化简 最小状态DFA： 没有多余状态(死状态) 没有两个状态是互相等价（不可区别） 一个有穷自动机可以通过消除无用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 有穷自动机的无用状态：从该自动机的开始状态出发， 　任何输入串也不能到达的那个状态或者从这个状态没有 　通路到达终态

例如图4.7的有穷自动机M： s4是不可到达，S6和S8不可到达 图4.7　消除多余状态

在有穷自动机中，两个状态s和t等价的条件是： 一致性条件——必须同是为可接受状态或不可接受状态 蔓延性条件——对于所有输入符号，必须转换到等价的 　状态里 分割法：把一个DFA（不含多余状态）的状态分成一些 　不相交的子集，使得任何不同的两子集的状态都是可区 　别的，而同一子集中的任何两个状态都是等价的

DFA　M最小化方法： 先分成终态集合和非终态集合 对每个集合中的符号分别用输出字母去查看它们到达状 态的集合是否在同一个集合中 如果不在同一个集合，将它们划分在不同的集合中 直到不能再划分为止

例4.9　将图4.8中的DFA　M最小化 P0=({1,2,3,4},{5,6,7}) a P1=({1,2},{3,4},{5,6,7}) a P2=({1,2},{3},{4},{5,6,7}) a P3=({1,2},{3},{4},{5},{6,7}) b 　　令1代表{1,2}消去2，令6代表{6,7}，消去7，得到图4.8(b) 的DFA M`，它是4.8(a)的DFA M的最小化

图4.8　DFA　M和DFA　M`

4.4 正规式和有穷自动机的等价性 对于∑上的一个NFA M，可以构造一个∑上的正规式 R,使得L(R)=L(M) 4.4　正规式和有穷自动机的等价性 对于∑上的一个NFA M，可以构造一个∑上的正规式 　R,使得L(R)=L(M) 第一步，在M的状态转换图上加进两个结，一个为x结 　点，一个为y结点。从x结点用弧连接到M的所有初始 　结点，从M的所有终态结点用弧连接到y结点。形成 　一个与M等价的M`, M`只有一个初态x和一个终态y 第二步，逐步消去M`中的所有结点，直至只剩下x和y 　结点。在消结过程中，逐步用正规式来标记弧

其消结的规则如下： 最后x和y结点间的弧上的标记则为所求的正规式r

例4.10　以例4.7的NFA　M为例，M的状态图在图4.3，求 正规式r,使L(r)=L(M)

对于∑上的一个正规式R，可以构造一个∑上的NFA 　M，似的L(M)=L(R) 语法制导方法：按正规式的语法结构指引构造过程，首先 　将正规式分解成一系列子表达式，然后使用下面规则为r 　构造NFA，对r的各种语法结构的构造规则具体描述如下： 1. ①对于正规式Ø，所构造的NFA为：

例4.11　为r=(a|b)*abb构造NFA　N,使得L(N)=L(r) 从左到右分解r,令r1=a,第1个a,则有　　 　令r2=b,则有　　 　令r3=r1|r2,则有 令r4=r3*，则有：

令r5=a， 令r6=b， 令r7=b， 令r8=r5r6， 令r9=r8r7，则有： 令r10=r4r9， 则最终得到的NFA N：

　　其实，分解r的方式很多，用图4.10(a)(b)(c)(d)分别表明另一种分解方式和所构造的NFA。 图4.10　从正规式r构造NFA

思考：如果不用怎么分解 r=(a|b)*abb ？ 1 2 3 a b 思考：如何把上面的NFA变成DFA？ a b 01 02 03

1 2 3 a b

4.5 正规文法和有穷自动机的等价性 采用下面的规则可以从正规文法G直接构造一个有穷 自动机NFA M；使得L（M）＝L（G）： 4.5　正规文法和有穷自动机的等价性 采用下面的规则可以从正规文法G直接构造一个有穷 　自动机NFA　M；使得L（M）＝L（G）： M的字母表与G的终结符集相同 为G中的每个非终结符生成M的一个状态，G的开始符S 　是开始状态S

增加一个新状态Z，作为NFA的终态 对G中的形如A　　tB的规则（其中t为终结符或ℇ，A和B为 　非终结符的产生式），构造M的一个转换函数f(A,t)=B 对G中形如A　　t的产生式，构造M的一个转换函数 　f(A,t)=Z

例4.12：与文法G［S］等价的NFA　M如图4.11 G[S]: S　　a A S　　bB S　　ε A　　aB A　　bA B　　aS B　　bA B　　 ε

有穷自动机转换成等价的正规文法： 对转换函数f(A,t)=B,可写一产生式：A　　tB 对可接受状态Z，增加一产生式：Z　　ε 有穷自动机的初态对应文法开始符 有穷自动机的字母表为文法的终结符集

例4.13：给出与图4.12的NFA等价的正规文法G G＝（｛A，B，C，D｝，｛a，b}，P，A），其中P为： A　　a B C　　 ε A　　bD D　　aB B　　bC D　　bD C　　aA D　　 ε C　　bD

4.6 词法分析程序的自动构造工具 以LEX为例介绍如何从正规式产生识别该正规式所描述的 单词的词法分析程序 4.6　词法分析程序的自动构造工具 以LEX为例介绍如何从正规式产生识别该正规式所描述的 　单词的词法分析程序 LEX是一个广泛使用的工具，UNIX系统中使用lex命令调 　用。它用于构造各种各样语言的词法分析程序 图 4.13LEX编译系统的作用

图 4.14 使用LEX生成词法分析器

LEX程序由三部分组成： 说明部分：变量说明、常量说明、正规定义 %% 转换规则：Pn {action 　n} 辅助过程：容纳的是action所需要的辅助过程

图4.15给出一个识别PL/O单词的LEX程序片断： IDENT[a-zA-Z] [a-zA-Z0-9]* 　NUMBER[0-9] [0-9]* 　%( 　#include 〈stdio.h〉 　#include "code.h“ 　#include "symbol.h“ 　#include "y.tab.h“ 　extern int level; 　int cc=0; 　%) 　%% 　"" { cc++;} 　"＼t" { tablize(); } /*adjustcc to tabposition*/ 　"＼n" { cc=0; line-copy(); } /*copy a line of input file*/ 　"<" { cc++; return LT;} 　">" { cc++; return GT;} 　"=" { cc++; return EQ;}

　"#" { cc++; return NE;} "," { cc++; return colon; } 　"." { cc++; return Period;} 　"(" { cc++; return Lparen;} 　")" { cc++; return Rparen;} "<=" { cc++;cc++;return LE;} ">=" { cc++;cc++;return GE;} "∶=" { cc++; cc++;return ASGN;} ";" { cc++; return Semicolon;} {NUMBER} { 　　　　　　intn; 　　　　　　cc += yyleng; 　　　　　　sscanf(yytext,"%d", &n); 　　　　　　yylval.number=n; 　　　　　　return NUMBER; 　　　　　 }

图 4.15 LEX程序例子--识别PL/0单词的LEX程序 　　{IDENT} { 　　　　　　Symbol *s; 　　　　　　cc += yyleng; 　　　　　　if((s=lookup(yytext))==0) /*new identifier*/ 　　　　　　　s=install(yytext,VARIABLE,level,0); /* install symbol*/ 　　　　　　if (s→type==C) 　　　　　　　yylval.number=s-〉adr; 　　　　　　else /*it's a VARIABLE or PROC*/ 　　　　　　　yylval.sym=s; 　　　　　　return s-〉type; 　　　　　} 　%% 　yywrap( ) { 　}; 图 4.15 LEX程序例子--识别PL/0单词的LEX程序

4.7　典型例题及解答 1.构造正规式1（0｜1）*101相应的DFA

2.将图4.18所示的DFA最小化

【本章小结】 词法分析程序是编译第一阶段的工作，它读入字符流的源程序，按照词法规则识别单词,交由语法分析程序接下去。 　　词法分析程序是编译第一阶段的工作，它读入字符流的源程序，按照词法规则识别单词,交由语法分析程序接下去。 　　本章讲述了词法分析程序设计原则，并介绍了正规式和有穷动机分别作为正规集描述和识别机制。在此基础上给出了词法分析程序自动构造工具如LEX的原理。 　　词法分析程序的设计技术可应用于其它领域，比如查询语言以及信息检索系统等，这种应用领域的程序设计特点是，通过字符串模式的匹配来引发动作，回想LEX，说明词法分析程序的语言，可以看成是一个模式动作语言。 　　词法分析程序的自动构造工具也广泛应用于许多方面，如用以生成一个程序，可识别印刷电路板中的缺陷，又如开关线路设计和文本编辑的自动生成等。

第4章　作业题 P72： 1.(2)(3) 2. 4. 6. 7. 9.