[NOTE]词法分析(1)

词法分析

目标

扫描源程序,转换为基于单词理解的源程序(种类,单词)

词法-语法的接口

1. 词法分析程序和语法分析程序各自独立一趟方式。即词法分析程序把字符流的源程序转换成单词流的内部程序形式，供语法分析程序之用。
2. 词法分析程序和语法分析程序合并为一趟方式。即词法分析程序由反复语法分析程序调用，每调用一次从源程序中一个新单词返回给语法分析程序。

正规文法

在電腦科學中，正規文法是產生式規則取下述形式的一種形式文法（N, Σ, P, S）：

1. A -> a ，此處的A是N中的非終結符號，a是Σ中的終結符號；
2. A -> aB，此處的A和B是N中的非終結符號，a是Σ中的終結符號；
3. C -> ε，此處的C是N中的非終結符號。
   下面給出一個正規文法的例子： 文法G = (N, Σ, P, S)，其中N = {S, A}，Σ = {a, b, c}，S是起始符號，P包含下述規則：

• S -> aS
• S -> bA
• A -> ε
• A -> cA

常用的符号:

• l:<字母/数字>

• d:<无符号整数>

正规式

就是正则表达式…

常用的:

$|,*$

正规式和正规文法的转换

正规式转正规文法

$A\rightarrow x^*y$
$A\rightarrow xB\\A\rightarrow y\\B\rightarrow xB\\B\rightarrow y$
$A\rightarrow x|y$
$A\rightarrow x\\ A\rightarrow y$

正规文法转正规式

	产生式	正规式
1	$A\rightarrow xB$ $B\rightarrow y$	$A=xy$
2	$A\rightarrow xA	y$
3	$A\rightarrow x$ $A\rightarrow y$	$A=x

最后得到一个正规式.

See http://blog.GYsina.com.cn/s/blog_59a1e8de01009vsf.html

有穷自动机

See https://zh.wikipedia.org/wiki/%E7%A1%AE%E5%AE%9A%E6%9C%89%E9%99%90%E7%8A%B6%E6%80%81%E8%87%AA%E5%8A%A8%E6%9C%BA

确定有穷自动机

一个确定有穷自动机的五元组:

• K 状态(节点)的集合
• $\Sigma$:有穷字母表,状态转换的集合
• $f$:状态转换函数,描述如何进行状态转换, $K\times \Sigma\rightarrow K$.
• S:开始状态
• Z:结束状态集/接受状态集

$f$也可以扩充为自身的闭包: $K\times\Sigma^*\rightarrow K$映射.

描述: $f(A,b)=B$通过b从A转移到B.

Usage

確定有限狀態自動機從起始狀態開始，一個字元接一個字元地讀入一個字串 ${\displaystyle w\in \Sigma ^{*}}w\in \Sigma ^{*}$（這裡的 ${\displaystyle {}^{*}}{}^{*}$指示Kleene星號算子。），並根據給定的轉移函式一步一步地轉移至下一個狀態。在讀完該字串後，如果該自動機停在一個屬於F的接受狀態，那麼它就接受該字串，反之則拒絕該字串。

一个确定有穷自动机的接受的串集合是L(M), $L(M)=\{\alpha|\alpha\in\Sigma^*,f'(S,\alpha)\in Z\}$

不确定有穷自动机

一个不确定有穷自动机的五元组:

• K
• $\Sigma$
• $f$是 $K\times\Sigma \{\xi\}\rightarrow\rho(K)$映射. $\rho(K)$是K的幂集.
• S:开始状态集
• Z:接收状态集

所谓的不确定就是同样的状态,同样的输入,导向的下一个状态是一个集合.

函数的扩充也是基于幂集运算.
KaTeX parse error: No such environment: equation at position 21: …,a\beta)=\begin{̲e̲q̲u̲a̲t̲i̲o̲n̲}̲ \left\{ …

Usage

当 $f'(I,a\beta)$的集中至少有一个是接受状态,称该符号串是可识别的.

自动机的等价

自动机以接受符号串的集合判定等价.
$L(M_1)=L(M_2)$

状态集映射和闭包运算

$\xi \_closure(I)$是非确定自动机下的闭包运算,

假定I是NFA M的状态集的一个子集， 我们定义
ε_CLOSURE(I)为：

• 若s∈I，则s∈ $\xi \_closure(I)$；
• 若s∈I，那么从**s出发经过任意条ε弧而能到达的任何状态s’**都属于 $\xi \_closure(I)$.
• 状态集 $\xi \_closure(I)$称为I的ε_闭包.

eg.

求 $\xi \_closure(\{3,8\})$在NFA M下

3:3,6,7,0,1,2,4

8:8,None

NFA到DFA(*)

将 NFA 转换成等价的 DFA 里， NFA 到相应的 DFA 的构造的基本思想是让 DFA 的每一个状态对应 NFA 的一组状态。也就是说让 DFA 使用它的状态去记录在 NFA 读入一个输入符号后可能达到的所有状态，在读入输入符号之后， DFA 处在 a 1 a 2 …a n 那样一个状态，该状态表示这个 NFA 的状态的一个子集 T ， T 是从 NFA 的开始状态沿着某个标记为 a 1 a 2 …a n 可以达到的那些状态构成的。

子集法:适用于 $\xi$类型的NFA

设 $NFA M＝(K,\Sigma,f,S,Z)$则与之等价的 $DFA M'＝(K' ,\Sigma',f',S',Z')$， 其中

• $K'=\rho(K)$,全部子集的集合
• $\Sigma '=\Sigma$ 状态转换集合不变
• $f'(q,a)=\xi\_closure(M(q,a))$:M(q,a)是从q经由a抵达的集合
• $S'=\xi\_ closure(S)$:开始状态集是S的 $\xi$闭包
• $Z'=\{q|q\in K',q\cap Z \not =\phi\}$:终结集为 $\rho (K)$和原终结集的交集.

Examples See: https://blog.csdn.net/u012359618/article/details/42456771

See Also: https://zhuanlan.zhihu.com/p/31158595

https://blog.crimx.com/2014/03/16/nfa-to-dfa/

具体步骤:

1. K’=empty
2. $S'=\xi\_ enclosure(S)$并加入K’
3. 对于K’的每一个新增状态q,计算每一个转换状态a的转换目的地p: $f'(q,a)=p=\xi\_ enclosure(M(q,a))$.如果 $p\not\in K'$,添加状态.
4. Loop 3 until 无新状态
5. 接受状态集(包含任何一个原接受状态的子集(新状态)的集合)

E.g.

1. S’={0,1,2,4,7}
2. S’的2->{3,6,1,7}(A) with a
3. S’的4->{5,6,1,7}(B) with b
4. S’的7->{8}© with a
5. A’s 7->C with a
6. B’s 7->C with a
7. C’s 8->{9}(D) with b
8. D’s 9->{10}(E) with b
9. E is end set.

列表法:适用于无 $\xi$的NFA

See: https://blog.51cto.com/luochen2015/1867470

DFA的最小化

是指寻找与之等价的、状态个数达到最小的DFA M’。这样的DFA M’，称为最小化的DFA。

等价: $p\in K,q\in K$,当且仅当 $\forall \alpha\in\Sigma ^*,f(p,\alpha)\in Z\ equals\ to\ f(q,\alpha )\in Z$.也就是说状态p和等价状态q经过相同的路径(途径状态也相同)到达终结状态.

1.兼容性（一致性）——同是终态或同是非终态;2.传播性（蔓延性）——从s出发读入某个a和从t出发经过某个a并且经过某个b到达的状态等价。

See: https://www.cnblogs.com/wendellyi/p/3695489.html

最小化的定义: 1.没有多余的状态（死状态)2.没有两个状态是相互等价的.

步骤:

1. 划分为{终结状态}/{非终结状态}
2. 考察终结态可分:标准:经由相同路径到达同一外部大状态的可以划分为一类
3. 考察非终结态
4. Until不可再分
5. 归并,一个大状态用一个小状态代表.

对于是否可以再分，有一个形式化的定义.
　　任意的c属于字符集合Σ，si经由c到达sx，以及sj经由c到达sy，那么sx和sy均属于的状态集合pt。如果有任何状态sk属于pt，dk经由c到达dz，dz不属于pt，那么dk不能再继续留在pt中。

E.g.

1. {CDEF},{SBA}
2. CDEF没有导向外部的 不做分割
3. {S,B}->A(SBA) by a,{A}->C(DCEF) by a,分割;
4. {S}->B(SB) by b, {B}->D(DCEF) by b, 分割;
5. 最后结果:{S},{A},{B},{CDEF}