编译原理

no伟整理笔记链接

第一章引论

1.编译程序：先编译后执行

2.解释程序：边解释边执行

3.编译程序的工作过程：词法分析、语法分析、语义分析与中间代码产生、优化、目标代码生成

4.描述词法规则的工具：正规式和有限自动机

5.描述语法规则的工具：上下文无关文法

6.编译程序的结构：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

7.遍：对源程序或源程序的中间结果从头到尾扫描一次，并作有关的加工处理，生成新的中间结果或目标程序

8.编译前端主要由与源语言有关但与目标机无关的部分组成

9.编译后端包括与目标机有关的部分，不依赖源语言而依赖于中间语言

第二章高级语言及其语法描述

规则	描述工具
词法规则	正规式和有限自动机
语法规则	上下文无关文法
语义规则	属性文法

1.单词符号是由词法规则所确定的，单词符号一般包括：各类型的常数、标识符、基本字、算符和界符等。

2.语法规则规定了如何从单词符号形成语法单位，一般程序语言的语法单位有：表达式、语句、分程序、函数、过程和程序等。

3.语义：单词符号和语法单位的意义。

4.字母表、符号和符号串。

设 $\sum$ 是一个有穷字母表，它的每一个元素称为一个符号。

$\sum$ 上的一个符号串是指由 $\sum$ 中的符号所构成的一个有穷序列，不包含任何符号的序列称为空字，记为 $\varepsilon$。

用 $\sum^*$ 表示 $\sum$ 上的所有符号串的全体，空字 $\varepsilon$ 也包括在其中。

$\sum^*$ 的子集 $U$ 和 $V$ 的（连接）积定义为 $UV = \{ \alpha\beta | \alpha \in U \& \beta \in V \}$

记 $U^0 = \{ \varepsilon \}$，$U^* = U^0 \cup U^1 \cup U^2 \cup \cdots $，称 $U^*$ 是 $U$ 的闭包；记 $U^+ = UU^*$，称 $U^+$ 是 $U$ 的正则闭包

5.上下文无关文法包括四个组成部分：一组终结符号 $V_T$，一组非终结符号 $V_N$，一个开始符号 $S$ 和
一组产生式。

上下文无关文法：它所定义的语法范畴（或语法单位）是完全独立于这种范畴可能出现的环境的

语法规则： $\rightarrow$ 表示由$\cdots$组成或定义为$\cdots$ 。p27 ，一步只能推导一个

推导每前进一步总是引用一条产生式，符号 $\Rightarrow$ 指仅推导一步，如 $E \Rightarrow i$

6.句型、句子和语言。p29

若 $S \stackrel{*}{\Rightarrow} \alpha$，则称 $\alpha$ 是一个句型，仅含终结符的句型是一个句子。

文法 $G$ 所产生的句子的全体是一个语言，记作 $L(G)$

7.一棵语法树表示了一个句型种种可能的(但未必是所有的)不同推导过程，包括最左（最右）推导。

8.二义文法：一个文法存在某个句子对应两棵不同的语法树，即有两个不同的最左（最右）推导

2.3 程序语言的语法描述

非终结符（也称语法变量）用来代表语法范畴 p27
推导的概念 p29
最左推导和最右推导 p30

最左推导是指任务一步 $\alpha \Rightarrow \beta$ 都是对 $\alpha$ 中的最左非终结符进行替换的；最右推导同理

语法分析树：用一张图表示一个句型的推导，或简称为语法树

如果一个文法存在某个句子对应两棵不同的语法树，则称这个文法是二义的

第三章词法分析

词法分析的任务：从左至右逐个字符地对源程序进行扫描，产生一个个单词符号，把作为字符串的源程序改造成为单词符号串的中间程序。

词法分析器(Lexical Analyzer) 又称扫描器 (Scanner)：执行词法分析的程序

3.1 对于词法分析器的要求

功能：输入源程序，输出单词符号（程序语言基本的语法符号）

单词符号的种类：关键字、标识符、常数、运算符、界符

输出的单词符号的表示形式：(单词种别，单词符号的属性值)

单词种别通常使用整数编码表示

把词法分析器作为一个独立的子程序，每当语法分析器需要一个单词符号的时候就调用这个子程序；每一次调用，词法分析器就从输入串中识别出一个单词符号，把它交给语法分析器

3.2 词法分析器的设计

使用状态转换图是设计词法分析程序的一种好途径

基本概念

1.词法分析器的功能是输入源程序，输出单词符号。

2.词法分析器输入的单词符号表示成二元式（单词种别，单词符号的属性值）

3.正规文法、正规式、确定有限自动机（DFA）和非确定有限自动机（NFA）在接收语言的能力上是等价的

正规式 -> NFA -> DFA $\stackrel{化简}{\longrightarrow} \cdots$

对任何FAM，都存在一个正规式r，使得 L(r)=L(M)。
对任何正规式r，都存在一个FAM，使得 L(M)=L(r)。

4.LEX：描述词法分析器的语言，由一组正规式以及与每个正规式相应的一个动作组成。

计算

1.转换图：图 3.2（b）、图 3.2（c）。

词法分析器的设计

2.正规式与正规集：例 3.1、例 3.2。

用正规式来描述正规集

3.从正规式构造有限自动机：例 3.5。 ppt 3 - 2 p45 / p53

正规式和有限自动机之间的相互转换，从有限自动机转化为正规式较为简单，详见书，这里摘记正规式转化为有限自动机

从小到大构造正规式

4.NFA 确定化：例 3.3。

对于每一个 NFA M，都存在一个 DFA M''，使得 L(M) = L(M'') p49 / ppt 3-2 p15~37

子集法把 NFA 确定为 DFA

5.DFA 的化简：例 3.6 p57 / ppt 3-2 p52

DFA M的化简:寻找一个状态数比M少的DFA M’，使得L(M)=L(M’)

两个状态等价：假设 s 和 t 是 M 的两个不同状态，如果从状态 s 出发能读出某个字 w 而停止于终态，那么同样，从t出发也能读出同样的字 w 而停于终态；反之亦然。

两个状态可区别: 如果 DFA M 的两个状态 s 和 t 不等价，则称这两个状态是可区别的。例：终态与非终态是可区别的

利用分割法实现 DFA 的化简

第四章语法分析-自上而下分析

LL(1) 分析法

左递归的消除和提取左因子、回溯的消除见书 p71

当一个文法满足 LL(1) 条件的时候，我们就可以为它构造一个不带回溯的自上而下分析程序，这个程序是由一组递归程序组成的，每个过程对于文法的一个非终结符。这样的一个程序称为递归下降分析器

实现 LL(1) 分析的另一种有效方法是使用一张分析表和一个栈进行联合控制，书上介绍了预测分析程序

基本概念

1.语法分析器的工作是按文法的产生式，识别输入符号串是否为一个句子，从概念上讲，就是要建立一棵与输入串相匹配的语法分析树。

2.自上而下分析从文法的开始符号出发，向下推导，推出句子，即自上而下地为输入串建立一棵语法树，或者说，为输入串寻找一个最左推导。

计算

1.消除文法的左递归：例 4.2、例 4.3。 p69 / ppt 4-1 p11

**2.构造 FIRST 集和 FOLLOW 集：例 4.7。 p78 **

FIRST集定义 p71

构造FIRST集：

FOLLOW集定义 p73

构造FOLLOW集：

3.构造预测分析表：例 4.8。 p79

4.利用预测分析表进行预测分析：例 4.6 p76 / ppt 4-2 p11

第五章语法分析-自下而上分析

在算符优先分析中，我们用“最左素短语”来刻画“可归约串”；在“规范归约”中，则用“句柄”来刻画“可归约串”
采用“移进-归约”思想进行自下而上分析
算符优先分析法不是一种规范归约法，其特别有利于表达式分析，宜于手工实现
LR 分析法：L 表示从左到右扫描输入串，R 表示构造一个最右推导的逆过程

LR分析程序对所有的LR语法分析器都是一样的，不同的语法分析器LR分析表不同

LR分析器基本概念 p100
活前缀：规范句型的一个前缀，该前缀不含句柄之后的任何符号。可归前缀：归约动作前符号栈中的内容称为可归前缀 p104
LR(0)文法：一个文法G的拓广文法G'的活前缀识别自动机中的每个状态(项目集)不存在下述情况 - 既含移进项目又含归约项目、含有多个归约项目，即文法的活前缀识别自动机的每个状态(项目集)都不含冲突性的项目。

使用LR(0)表的分析器叫做一个LR(0)分析器

SLR(1)文法：按照下文给出的算法构造的含有 ACTION 和 GOTO 两部分的分析表，如果每个入口不含多重定义，则称它为文法 G 的一张 SLR 表，具有 SLR 表的文法 G 称为一个 SLR(1) 文法

使用SLR表的分析器叫做一个SLR分析器

每个SLR(1)文法都是无二义的，但也存在许多无二义文法不是SLR(1)的。
规范 LR 分析表

按下面描述的算法构造的分析表，若不存在多重定义的入口(即，动作冲突)的情形，则称它是文法G 的一张规范的LR(1)分析表。
使用这种分析表的分析器叫做一个规范的LR分析器。具有规范的LR(1)分析表的文法称为一个LR(1) 文法。LR(1)状态比SLR多

LALR分析表

心：一个LR(1)项目可以看成两个部分组成，一部分和LR(0)项目相同，这部分称它为心，另一部分为向前搜索符。

同心集：对于两个LR(1)项目集，如果除去搜索符之后，这两个集合是相同的，则称这两个集合是同心集

LALR分析表的构造见 p118 / ppt5-5 p16

基本概念

1.自下而上分析：从输入串开始，逐步归约，直至归约到文法的开始符号。

2.移进-归约法：用一个寄存符号的先进后出栈，把输入符号逐个移进栈里，当栈顶形成某个产生式的候选式时，把栈顶的这一部分归约为该产生式的左部符号。

3.短语、直接短语、句柄：一个句型的最左直接短语。

4.规范归约：最左归约

5.规范推导（最右推导）、规范句型（由规范推导所得的句型）

6.如果文法是无二义的，那么规范推导（最右推导）的逆过程必是规范归约（最左归约）。

7.语法分析对符号栈的使用有四类操作：移进、归约、接受和出错处理。

8.算符优先关系

9.算符文法与算符优先文法 p89

算符文法：一个文法，如果它的任一产生式的右部都不含两个相继(并列)的非终结符，即不含如下形式的产生式右部： …QR…，则我们称该文法为算符文法。

算符优先文法：

10.YACC：编译程序自动产生工具，输入用户提供的语言的语法描述规格说明，基于 LALR 语法分析的原理，自动构造一个该语言的语法分析器。

计算

**1.短语、直接短语、句柄：例 5.1、5.2。 p85 / ppt 5-1 末尾 **

该概念是相对与句型而言的

2.FirstVT、LastVT、构造优先关系表：例 5.4 p90 / ppt 5-2 p12

由此构造优先关系表

可以利用一个二维表和一个栈实现 FIRSTVT 集和 LASTVT 集的构造

例：

3.最左素短语：见 ppt 书 p92

素短语： 是指一个短语，它至少含有一个终结符，并且，除它自身之外不再含任何更小的素短语。
最左素短语： 处于句型最左边的素短语。

4.算符优先分析算法：见 ppt5-2 p31 / p92

5.利用 LR 分析表，写出 LR 分析器的工作过程：例 5.7 p102

6.LR(0)项目集规范族的构造：例 5.9 p107

文法G的每个产生式的右部添加一个圆点称为G的一个LR(0)项目

构成识别一个文法活前缀的DFA的项目集(状态)的全体称为文法的LR(0)项目集规范族

LR(0)项目集规范族的构造：

项目集: CLOSURE函数
状态转换: GO函数

LR(0)分析表的构造 p109

7.SLR(1)分析表的构造：见 ppt 5-4 p7 / p110

如果构造出的LR(0)项目集规范族含有“移进-归约”冲突时，可考虑SLR(1)分析表

当存在下图情况时，可以考虑SLR(1)分析表

8.LR(1)项目集族的构造：例 5.13 p115 / ppt 5-5 p3

构造LR(1)项目集族：

闭包函数 CLOSURE
状态转换函数 GO

9.LR(1)分析表的构造：见 ppt5-5 p10 / p115

第六章属性文法和语法制导翻译

基于属性文法的处理方法：依赖图、树遍历的属性计算方法、一遍扫描的处理方法、抽象语法树 p144
属性文法：语言翻译的规范说明，隐去实现细节。

翻译模式：给出了使用语义规则进行计算的次序，这样就可把某些实现细节表示出来

基本概念

1.属性文法：在上下文无关文法的基础上，为每个文法符号（终结符或非终结符）配备若干相关的“值” （称为属性）

2.语义规则：对于文法的每个产生式都配备了一组属性的计算规则

3.综合属性和继承属性

综合属性：“自下而上”传递信息

继承属性：“自上而下”传递信息

4.抽象语法树：在语法树中去掉那些对翻译不必要的信息，从而获得更有效的源程序中间表示。这种经变换后的语法树称之为抽象语法树。在抽象语法树中，操作符和关键字不作为叶结点出现，而是作为内部结点。 p144

5.S-属性文法：只含有综合属性

6.L-属性文法：

计算

1.S-属性文法的自下而上计算：例 6.9 p148

S-属性文法的翻译器借助于LR分析器实现，综合属性在每次归约前计算

2.消除左递归的翻译模式：p153

在翻译模式中，和文法符号相关的属性和语义规则（这里我们也称语义动作），用花括号{ }括起来，插入到产生式右部的合适位置上

为了构造不带回溯的自顶向下语法分析，必须消除文法中的左递归。当消除一个翻译模式的基本文法的左递归时同时考虑属性

3.递归下降翻译器的设计：见 ppt 6-3 p27

如何在递归下降分析中实现翻译模式，构造递归下降翻译器

第七章语义分析和中间代码产生

中间语言(复杂性界于源语言和目标语言之间)的好处：便于进行与机器无关的代码优化工作、易于移植、使编译程序的结构在逻辑上更为简单明确

基本概念

1.中间语言的形式：后缀式、三地址代码、DAG 图和抽象语法树。

2.DAG 与抽象语法树的区别

在语法树中去掉那些对翻译不必要的信息，从而获得更有效的源程序中间表示。这种经变换后的语法树称之为抽象语法树(Abstract Syntax Tree)。在抽象语法树中，操作符和关键字都不作为叶结点出现，而是把它们作为内部结点，即叶结点的父结点
无循环有向图(Directed Acyclic Graph，简称DAG)：对表达式中的每个子表达式，DAG中都有一个结点；一个内部结点代表一个操作符，它的孩子代表操作数；在DAG中代表公共子表达式的结点具有多个父结点，在抽象语法树中公共子表达式被表示为重复的子树

3.三地址代码：'x := y op z'

x、y、z：名字、常数或编译时产生的临时变量；op：运算符号

每个语句右边只能有一个运算符

三地址代码可以看成是抽象语法树或DAG的一种线性表示，生成三地址代码时，临时变量的名字对应抽象语法树的内部结点

计算

1.后缀式：又称为逆波兰表达式，把运算量写在前面，把算符写在后面(后缀)

一个表达式 E 的后缀形式可以如下定义：

如果 E 是一个变量或常量，则 E 的后缀式是 E 自身
如果 E 是 $ E_1 \ op \ E_2 $ 形式的表达式，op 是二元操作符，则 E 的后缀表达式是 $ E_1' \ E_2' \ op $ ，$ E_1' $ 和 $ E_2' $ 分别是 $ E_1 $ 和 $ E_2 $ 的后缀式
如果 E 是 $ (E_1) $ 形式的表达式，则 $ E_1 $ 的后缀式就是 E 的后缀式

逆波兰表达式不需要括号

2.四元式、三元式 p172

四元式：一个带有四个域的记录结构，这四个域分别称为 op, arg1, arg2 及 result

三元式：三个域（op, arg1, arg2），避免把临时变量填入到符号表，通过计算这个临时变量值的语句的位置来引用这个临时变量

间接三元式：为了便于优化，用三元式表 + 间接码表表示中间代码；间接码表即为一张指示器表，按照运算的先后次序列出有关三元式在三元式表中的位置。

3.说明语句的翻译：见 ppt 7-2 p1 / p174

说明语句的翻译：对每个局部名字，在符号表中建立相应的表项，并填入有关的信息如类型、在存储器中的相对地址等

需要一个全程变量如 offset 来跟踪下一个可用的相对地址的位置

4.赋值语句的翻译：见 ppt 7-2 p8

**5.数组元素的引用：例 7.1 p183 / ppt 7-3 p8 **

有点难，理解需要时间，因为存在计算的部分，详细内容见书和 ppt

6.布尔表达式的翻译：例 7.4 ppt7-4 / p191

详见书或ppt

7.控制语句的翻译：例 7.5 p194 / ppt 7-5 p5

详见书或ppt

第八章符号表

符号表的整理和查找方式：线性表、对折查找和二叉树、杂凑技术（哈希） p226

基本概念

1.符号表包含两大栏：名字栏和信息栏

2.符号表的操作 p222 即增删查改啦

3.符号表的组织方式 p222

第十章优化

优化：对程序进行各种等价变换，使得从变换后的程序出发，能生成更有效的目标代码
基本块：指程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个入口和一个出口，入口是其中的第一个语句，出口是其中的最后一个语句。执行时，只能从其入口进入，从其出口退出。
如果一条三地址语句为 x := y + z ，则称为 x 定值并引用 y 和 z。在一个基本块中的一个名字，所谓在程序中的某个给定点是活跃的，是指如果在程序中（包括在本基本块中或在其它基本块中）它的值在该点以后被引用
对循环中的代码，可以是实行代码外提、强度削弱、删除归纳变量等优化

基本概念

1.优化须遵循的原则：等价原则、有效原则、合算原则。 p272

等价：不应改变程序运行的结果

有效：目标代码运行时间较短，占用的存储空间较小

合算：以较低的代价取得较好的优化成果

2.常用的优化技术 p273

1)删除公共子表达式

如果一个表达式E在前面已计算过，并且在这之后E中变量的值没有改变，则称E为公共子表达式

对于公共子表达式，可以避免对它的重复计算，称为删除公共子表达式（删除多余运算）

2)复写传播

类似于如下情况：

...
t6 = t2;
x = a[t6];
t7 = t6;
... // t6 值未改变
a[t7] = t9;
...

可以改为：

...
t6 = t2;
x = a[t2];
t7 = t2;
... // t6 值未改变
a[t2] = t9;
...

复写传播的目的就是使对某些变量的赋值变为无用

3)删除无用代码

删除无用赋值或删除无用代码

4)代码外提

在循环中代码结果不变的代码可以提到循环外，以防止重复计算

5)强度削弱

例如乘法变加法：

for(int i = 0; i < 10; ++ i){
    j = i * 4;
}
// 可以变为
j = 0;
for(int i = 0; i < 10; ++ i){
    ...
    j += 4;
}

6)删除归纳变量 p277

如果说一个变量 t2 和变量 i 在代码执行过程中保持着 t2 = 4 * i 的线性关系，且变量 t3 和变量 j 在代码执行过程中保持着 t3 = 4 * i 的线性关系，则称变量 i 和 j 为归纳变量

代码中涉及 i 与 j 的比较地方的代码可以利用 t2 与 t3 代替，以减少代码量

详见书

第十一章目标代码生成

简单的代码生成器：依次把每条中间代码变换成目标代码，并且在一个基本块范围内考虑如何充分利用寄存器的问题

基本概念

1.目标代码生成的任务

这一阶段的任务就是把中间代码（或经过优化处理之后）变换成特定机器上的低级语言代码。这阶段实现了最后的翻译，它的工作有赖于硬件系统结构和机器指令含义。

代码生成器的输入包括中间代码和符号表中的信息，输出即为等价的目标程序

2.目标代码的形式 p309

绝对机器代码：能够立即执行的机器语言代码，所有地址均已定位

可再定位机器语言：当需要执行时，由连接装入程序把它们和某些运行程序连接起来，转换成能执行的机器语言代码

汇编语言代码：需经过汇编程序汇编，转换成可执行的机器语言代码

3.待用信息 p314

计算

1.计算变量待用信息算法

2.目标代码生成算法：例 11.2 p316

对于最后一行红字，一旦处理完基本块中所有中间代码，对现行值只在某寄存器中的每个变量，如果它在基本块出口之后是活跃的，则我们要用 ST 指令把它在寄存器中的值存放到它的主存单元中

作业

1-2-3 章练习

非终结符用来代表语法范畴。书 P27

T33 p38 词法分析可以作为独立的一遍，也可以安排成一个子程序
T37 p28 产生式是定义语法范畴的一种书写规则

语法和语义--标识符是语法概念，名字是语义概念 - guanyubo - 博客园 (cnblogs.com)

4-5 章练习

书p85

短语

直接短语：一步推导得到的短语

句柄：一个句型的最左直接短语

书 p92

素短语：是这样的一个短语，至少含有一个终结符，且除它自身以外不再含任何更小的素短语

最左素短语：

p89 算符优先分析法，特别有利于表达式分析

p66 从开始符号开始

T5 p84

在算符优先分析中，利用“最左素短语”刻画“可归约串”；在“规范归约”中，利用“句柄”来刻画“可归约”串

p104 前缀、活前缀、项目

末尾标明：一个项目指明了在分析过程中某时刻能看到产生式多大一部分

T8 可能 p74 开头，每个过程对应文法的一个非终结符
T9 概念 p105
T10 优先函数 p94
T14 p86 规范归约的概念
T17 FIRST集概念 p71
T19 FOLLOW集概念 p73 FOLLOW的构造 p79
T20 ？
T22

设文法G(S): S→b|^|(T) T→T, S|S则FIRSTVT(T)为（）。

A. { b, ^, ( }
B. { b, ^, ) }
C. { , , b, ^, ( }
D. { , , b, ^, ) }

正确答案是：C

FIRSTVT 和 LASTVT 集 p91定义

T27 p114中间

若项目集 $I_k$ 含有项目A→α•，则在状态k时，仅当面临的输入符号a∈FOLLOW(A)时才采取“将α归约为A”动作的一定是（）。
A. LALR(1)文法
B. LR(0)文法
C. LR(1)文法
D. SLR(1)文法

正确答案：D

T30 p76
T32 每个SLR(1)文法都是LR(1)文法。对
T34 每个SLR(1)文法都是无二义的。对
T36 p89 所谓算符优先分析就是定义算符之间（确切地说，终结符之间）的某种优先关系，借助于这种优先关系寻找“可归约串”和进行归约
T37 p76 末尾

预测分析程序的总控程序在任何时候都是按STACK栈底符号X和当前的输入符号a行事的。错，应该是栈顶符号

T39 p79末尾

6-7 章练习

T1 p156 中间
T2 p140 属性文法处理方法
T5

(单选题)间接三元式表示法的特点为（）。

A. 采用间接码表，便于优化处理 B. 节省存储空间，不便于表的修改

C. 便于优化处理，节省存储空间 D. 节省存储空间，不便于优化处理

选 A

8-10-11 章练习

实验

需要检查两次，语法分析一次，语义分析一次

词法分析

词法分析要求一遍扫描过，感觉这个要求就是要把词法分析器作为子程序实现

参考链接

推荐编译原理_牛客博客 (nowcoder.net)

编译原理实验一词法分析器_选择部分c语言的语法成分,设计其词法分析程序,要求能够识别关键字、运算符、分界-CSDN博客

编译原理——词法分析器 C++实现_词法分析器c++实现-CSDN博客

编译原理实验一词法分析器C++实现 - SelmaS - 博客园 (cnblogs.com)

（C++）带你手肝词法分析器，容易理解，跟着思路有手就行-CSDN博客

这个仅看看，感觉不好【编译原理-实验-1】词法分析器最详细设计报告(c++版)_牛客博客 (nowcoder.net)

语法分析

参考链接

编译原理之LL(1)语法分析实验（附完整C/C++代码与测试）_编译原理实验-CSDN博客

【编译原理】LL（1）语法分析器-CSDN博客

java语言编写，这篇仅参考编译原理：LL(1)语法分析器的实现（内含代码详细注释）_语法分析程序流程图-CSDN博客

posted @ 2024-05-15 17:15 Qiansui 阅读(5) 评论(0) 收藏举报

刷新页面返回顶部

Qiansui

编译原理

编译原理

第一章 引论

第二章 高级语言及其语法描述

第三章 词法分析

基本概念

计算

第四章 语法分析-自上而下分析

基本概念

计算

第五章 语法分析-自下而上分析

基本概念

计算

第六章 属性文法和语法制导翻译

基本概念

计算

第七章 语义分析和中间代码产生

基本概念

计算

第八章 符号表

基本概念

第十章 优化

基本概念

第十一章 目标代码生成

基本概念

计算

作业

1-2-3 章练习

4-5 章练习

6-7 章练习

8-10-11 章练习

实验

词法分析

参考链接

语法分析

参考链接

公告

第一章引论

第二章高级语言及其语法描述

第三章词法分析

第四章语法分析-自上而下分析

第五章语法分析-自下而上分析

第六章属性文法和语法制导翻译

第七章语义分析和中间代码产生

第八章符号表

第十章优化

第十一章目标代码生成