第 3 章 词法分析与有限自动机

3.1. 词法分析器的设计

3.1.1. 词法分析器的任务

输入源程序，输出单词符号

单词符号是最小的语义单位。

3.1.2. 词法分析器输出形式

词法分析器所输出的单词符号通常表示为二元式（单词种别，单词符号的属性）

单词的种类

种类	说明
关键字	又称基本字、保留字，是由程序语言定义的具有固定意义的标识符
标识符	用来标识各种名字，如变量名、数组名、过程名、函数名等
常数	整型、实型、字符型等，如 0, abc
运算符	如算术运算符、逻辑运算符、关系运算符
界限符	, ; ( ) [ ] { } = /* */ 等

除以上外，还包括编辑符，如空格符、回车符、换行符、制表符等

单词的属性值

书上好像并没有看到有什么比较有价值的东西😅

3.2. 词法分析器的手工打造

3.2.1. 确定的有限自动机

定义 3.1 一个确定的有限自动机（DFA）$\displaystyle{ M }$ 是一个五元组 $M=(S,\Sigma,\delta,s_0,F)$，式中

• $\displaystyle{ S }$ 是一个有限集，它的每一个元素称为一个状态
• $\Sigma$ 是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入字符
• $\delta$ 是一个从 $S\times\Sigma$ 到 $\displaystyle{ S }$ 的单值部分映射。$\delta(s,a)=s^\prime$ 表示在目前状态 $\displaystyle{ s }$ 下输入字符为 $\displaystyle{ a }$ 时，将转换到下一个状态 $s^\prime$，$s^\prime$ 被称为 $\displaystyle{ s }$ 的一个后继状态

• $s_0\in S$ 是唯一的初态
• $F\subseteq S$ 是一个终态，可空

例如 有 DFA $M=(\{0,1,2,3\},\{a,b\},\delta,0,\{3\})$，其中，$\delta$ 定义为

$$\begin{aligned} \delta(0,a)=1 &&\delta(0,b)=2 && \delta(1,a)=3 && \delta(1,b)=2\\ \delta(2,a)=1 &&\delta(2,b)=3 && \delta(3,a)=3 && \delta(3,b)=3 \end{aligned}$$

可以画出状态转换矩阵，此时可以看出其定义中第三条的含义

以及状态转换图

3.2.2. 构造单词的确定有限自动机

3.2.3. 编写一个 C 语言词法分析器

留给实验部分

3.3. 有限自动机及其化简

3.3.1. 不确定有限自动机

定义 3.2 一个不确定有限自动机（NFA）$\displaystyle{ M }$ 是一个五元组 $M=(S,\Sigma,\delta,S_0,F)$，其中

• $\displaystyle{ S }$ 是一个有限集，它的每一个元素称为一个状态
• $\Sigma$ 是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入字符
• $\delta$ 是一个从 $S\times\Sigma^*$ 到 $\displaystyle{ S }$ 的子集映射，即 $\delta: S\times\Sigma^*\rightarrow 2^S$
• $S_0\subseteq S$ 是一个非空初态集
• $F\subseteq S$ 是一个终态集（可空）

DFA 是 NFA 的特例，而 NFA 是 DFA 概念的推广

3.3.2. 不确定有限自动机的化简

对任意给定的 NFA，都能相应构造一个 DFA 使它们接受相同的语言

定义 3.3 假定 $\displaystyle{ I }$ 是 NFA $\displaystyle{ M }$ 的状态集子集，定义 $\displaystyle{ I }$ 的 $\varepsilon\text{-Closure}(I)$ 如下

• 若 $q\in I$ ，则 $q\in\varepsilon\text{-Closure}(I)$
• 若 $q\in I$，则从 $\displaystyle{ q }$ 触发经过任意条 $\varepsilon$ 弧而能到达的任何状态 $q^\prime$，有 $q^\prime\in\varepsilon\text{-Closure}(I)$

性质 3.1 假定 $I=\{I_1,I_2,\cdots,I_i\}$ 是 NFA $\displaystyle{ M }$ 的状态集的子集，对 $a\in\Sigma$，有 $\delta(I,a)=\delta(I,\varepsilon^* a\varepsilon^*)$ 成立，且 $\delta(I,a)=\bigcup_{j=1}^{i}\delta(I_j,\varepsilon^* a\varepsilon^*)$

定理 3.1 对任意一 NFA $\displaystyle{ M }$，都存在一个 DFA $M^\prime$，使得 $L(M^\prime)=L(M)$

例 3.3 将 NFA $\displaystyle{ M }$ 确定化

新生成的状态 \ 输入	a	b	c
$\varepsilon\text{-Closure}(\{0\})=\{0,2,3\}$	$\displaystyle{ \ \left\lbrace 1 \ \right\rbrace }$	$\varnothing$	$\displaystyle{ \ \left\lbrace 2 , 3 \ \right\rbrace }$
$\displaystyle{ \ \left\lbrace 1 \ \right\rbrace }$	$\varnothing$	$\displaystyle{ \ \left\lbrace 3 \ \right\rbrace }$	$\varnothing$
$\displaystyle{ \ \left\lbrace 2 , 3 \ \right\rbrace }$	$\varnothing$	$\varnothing$	$\displaystyle{ \ \left\lbrace 2 , 3 \ \right\rbrace }$
$\displaystyle{ \ \left\lbrace 3 \ \right\rbrace }$	$\varnothing$	$\varnothing$	$\varnothing$

我们令每一行的首元素分别为新的状态 0, 1, 2, 3，接着考察哪些状态可以作为终态

• 因为原始的 NFA 中，3 是终态，因此，在新的状态集合中，只要是包含原始终态的集合，都可以作为终态。
• 例如上表中，line 0, line 2, line 3 的集合都包含原始 NFA 的终态 3 ，因此这 3 行生成的新状态都可以作为新的终态。

3.3.3. 确定有限自动机的化简

对一个 NFA $\displaystyle{ M }$，当把它确定化后，得到的 DFA 可能包含较多的状态，有些状态有可能是多余或者等价的。因此应该对 DFA 进行化简。

多余状态 从初态出发，任何可识别的输入串也不能到达的状态。

设 DFA $M=(S,\Sigma, \delta, s_0, F)$，对 $s,t\in S$，若对任何 $\alpha\in\Sigma^*$，均有 $\delta(s,\alpha)\in F$ 当且仅当 $\delta(t,\alpha)\in F$，则称状态 $\displaystyle{ s }$ 和 $\displaystyle{ t }$ 等价

定义 3.4 对一个 DFA $\displaystyle{ M }$，若能找到一个状态比 $\displaystyle{ M }$ 少的 DFA $M^\prime$，使得 $L(M)=L(M^\prime)$，且 $M^\prime$ 满足

1. $M^\prime$ 中没有多余的状态
2. $M^\prime$ 的状态集中，没有两个状态是互相等价的

则称该 DFA $M^\prime$ 是一个最小化的 DFA，也称 DFA 的化简

DFA $\displaystyle{ M }$ 最小化的具体步骤

1. 将 DFA $\displaystyle{ M }$ 的状态集 $\displaystyle{ S }$ 划分为两个子集：终态集 $\displaystyle{ F }$ 和非终态集 $\tilde{F}$，形成初始划分 $\Pi$
2. 对 $\Pi$ 建立新的分划 $\Pi_{new}$，对 $\Pi$ 中的每个状态子集 $\displaystyle{ G }$，进行如下变换
   1. 把 $\displaystyle{ G }$ 划分成新的子集，使 $\displaystyle{ G }$ 的两个状态 $\displaystyle{ s }$ 和 $\displaystyle{ t }$ 属于同一个子集，当且仅当对任何输入符号 $\displaystyle{ a }$，状态 $\displaystyle{ s }$ 和 $\displaystyle{ t }$ 转换到的状态都属于 $\Pi$ 的同一个子集
   2. 用 $\displaystyle{ G }$ 划分出来的所有新子集替换为 $\displaystyle{ G }$，形成新的划分 $\Pi_{new}$
3. 如果 $\Pi_{new}$ 和 $\Pi$ 相等，则执行第 4 步；否则，令 $\Pi=\Pi_{new}$，重复第 2 步
4. 划分结束后，对划分中的每个状态子集，选出一个状态作为“代表”，删去其他一切等价的状态，并把射向其他状态的箭弧改为射向这个“代表”的状态

DFA 最小化的核心：将不等价的状态拆分

例 对于有限自动机

由于状态 0, 1 经过 a, b 落在同一个子集，可以发现它们无法拆分，因此 0 和 1 状态等价。可以将状态机化简为右边的形式。

例 3.6 将图中 DFA 最小化

1. 按照终态和非终态划分，得到两个子集 $\Pi_1=\{A,B,F\}$，$\Pi_2=\{C,D,E,G\}$
2. 对 $\Pi_1$，状态 $\displaystyle{ A , B }$ 均与 $\displaystyle{ F }$ 可区别，因为 $A\xrightarrow{b}{T},B\xrightarrow{b}{T}$，而 $F\overset{b}{\nrightarrow}T$（$\displaystyle{ T }$ 表示终止态），因此 $\Pi_1$ 划分为 $\Pi_{11}=\{A,B\},\Pi_{12}=\{F\}$。
   • 进一步，$\displaystyle{ A , B }$ 是两个可区别的状态，因为 $A\xrightarrow{bb}T,B\overset{bb}{\nrightarrow}T$，进而将 $\Pi_1$ 分为三个子集 $\displaystyle{ \ \left\lbrace A \ \right\rbrace , \ \left\lbrace B \ \right\rbrace , \ \left\lbrace F \ \right\rbrace }$
3. 对 $\Pi_2=\{C,D,E,G\}$，用输入 $\displaystyle{ b }$ 可将其划分为 $\Pi_{21}=\{C,E\},\Pi_{22}=\{D,G\}$
   • 进一步，可将 $\Pi_{21}$ 划分为 $\displaystyle{ \ \left\lbrace C \ \right\rbrace , \ \left\lbrace E \ \right\rbrace }$

于是划分为了以下子集

$$\displaystyle{ \ \left\lbrace A \ \right\rbrace , \ \left\lbrace B \ \right\rbrace , \ \left\lbrace F \ \right\rbrace , \ \left\lbrace C \ \right\rbrace , \ \left\lbrace E \ \right\rbrace , \ \left\lbrace D , G \ \right\rbrace }$$

3.4. 正规文法、正规式和有限自动机之间的关系

3.4.1. 正规式与正规集

定义 设有字母表 $\Sigma$，在 $\Sigma$ 上的正规式，它们所表示的正规集的递归定义：

1. $\varepsilon$ 和 $\varnothing$ 都是 $\Sigma$ 上的正规式，它们所表示的正规集分别为 $\{\varepsilon\}$ 和 $\varnothing$
2. 任何 $a\in\Sigma$，$\displaystyle{ a }$ 是 $\Sigma$ 上的一个正规式，它所表示的正规集为 $\displaystyle{ \ \left\lbrace a \ \right\rbrace }$
3. 假设 $\displaystyle{ e _{ 1 } , e _{ 2 } }$ 是 $\Sigma$ 上的正规式，它们所表示的正规集分别为 $\displaystyle{ L \left( e _{ 1 } \right) , L \left( e _{ 2 } \right) }$，则
   1. $\displaystyle{ e _{ 1 } \mid e _{ 2 } }$ 是 $\Sigma$ 上的正规式，它所表示的正规集为 $L(e_1\mid e_2)=L(e_1)\cup L(e_2)$
   2. $\displaystyle{ e _{ 1 } e _{ 2 } }$ 是 $\Sigma$ 上的正规式，它所表示的正规集为 $\displaystyle{ L \left( e _{ 1 } e _{ 2 } \right) = L \left( e _{ 1 } \right) L \left( e _{ 2 } \right) }$
   3. $\displaystyle{ \left( e _{ 1 } \right) ^{ \cdot } }$ 是 $\Sigma$ 上的正规式，它所表示的正规集为 $\displaystyle{ L \left( \left( e _{ 1 } \right) ^{ \cdot } \right) = L \left( e _{ 1 } \right) ^{ \cdot } }$

谁是 $\Sigma$ 的正规式	正规集
$\varepsilon$	$\{\varepsilon\}$
$\varnothing$	$\varnothing$
$\displaystyle{ a }$	$\displaystyle{ \ \left\lbrace a \ \right\rbrace }$
$\displaystyle{ e _{ 1 } }$ 和 $\displaystyle{ e _{ 2 } }$ 是 $\Sigma$ 上的正规式	它们所表示的正规集分别为 $\displaystyle{ L \left( e _{ 1 } \right) }$ 和 $\displaystyle{ L \left( e _{ 2 } \right) }$
$e_1\mid e_2$	$L(e_1\mid e_2)=L(e_1)\cup L(e_2)$
$\displaystyle{ e _{ 1 } e _{ 2 } }$	$\displaystyle{ L \left( e _{ 1 } e _{ 2 } \right) = L \left( e _{ 1 } \right) L \left( e _{ 2 } \right) }$
$\displaystyle{ \left( e _{ 1 } \right) ^{ \cdot } }$	$\displaystyle{ L \left( \left( e _{ 1 } \right) ^{ \cdot } \right) = L \left( e _{ 1 } \right) ^{ \cdot } }$

性质

1. 交换律 $\displaystyle{ U \left| V = V \right| U }$
2. 结合律 $\displaystyle{ U \left| \left( V \mid W \right) = \left( U \mid V \right) \right| W }$，$\displaystyle{ U \left( V W \right) = \left( U V \right) W }$
3. 分配率 $\displaystyle{ U \left( V \mid W \right) = U V \mid UW }$，$\displaystyle{ \left( V \mid W \right) U = V U \mid WU }$
4. $\varepsilon U=U\varepsilon=U$

例

正规式	正规集
$a\mid b$	$\displaystyle{ \ \left\lbrace a , b \ \right\rbrace }$
$(a\mid b)(a\mid b)$	$\displaystyle{ \ \left\lbrace a a , ab , ba , \mathbf{ \ } \right\rbrace }$
$\displaystyle{ a ^{ \cdot } }$	$\{\varepsilon,a,aa,aaa,\cdots\}$
$(a\mid b)^*$	$\{\varepsilon, a,b,aa,ab,ba,bb,aaa,\cdots\}$
$a\mid a^*b$	$\{a,b,ab,aab,aaab,\cdots\}$

3.4.2. 正规式与正规文法的关系

1. 正规式转换为正规文法

字母表 $\Sigma$ 上的正规式 $\displaystyle{ U }$ 到正规文法 $G[Z]=(V_\mathrm{N},V_\mathrm{T},P,Z)$ 的转换方法

1. 令 $V_T=\Sigma$，将 $Z\rightarrow U$ 加入到 $\displaystyle{ P }$ 中
2. 对 $\displaystyle{ P }$ 中的每条产生式规则 $V\rightarrow U$，while $(!(U=\varepsilon\parallel U=a(a\in\Sigma)))$ 执行

条件	$V\rightarrow U$ 修改为
$U=e_1\mid e_2$	$V\rightarrow A\mid B,A\rightarrow e_1,B\rightarrow e_2$
$\displaystyle{ U = e _{ 1 } e _{ 2 } }$	$V\rightarrow e_1B,B\rightarrow e_2$
$\displaystyle{ U = \left( e _{ 1 } \right) ^{ \cdot } e _{ 2 } }$	$V\rightarrow e_1V,V\rightarrow e_2$

例 3.10 将正规式 $(a\mid b)^\ast a(a\mid b)$ 转换为相应的正规文法

由 1. 有

$$V_\mathrm{T}=\{a,b\},P=\{Z\to(a\mid b)^\ast a(a\mid b)\}$$

由 2.3. 有

$$Z\to aZ\mid bZ,Z\to a(a\mid b)$$

继续由 2.2. 有

$$Z\to aZ\mid bZ,Z\to aB,B\to (a\mid b)$$

即

$$P=\{Z\to aZ\mid bZ,Z\to aB,B\to (a\mid b)\}$$

例 3.11 将正规式 $(a\mid b)a^\ast(a\mid b)$ 转换为相应的正规文法

$$\begin{aligned} &V_\mathrm{T}=\{a,b\},P=\{Z\to(a\mid b)a^\ast(a\mid b)\}\\ \Rightarrow & Z\to(a\mid b)B,B\to a^\ast(a\mid b)\\ \Rightarrow & Z\to aB\mid bB,B\to aB,B\to a\mid b \end{aligned}$$

因此有

$$P=\{Z\to aB\mid bB,B\to aB,B\to a\mid b\}$$

2. 正规文法转换为正规式

1. 将正规文法中的每个非终结符表示成它的一个正规式方程，获得一个联立方程组
2. 求解
   • 若 $x=\alpha x\mid\beta$，则解为 $x=\alpha^\ast\beta$
   • 若 $x=x\alpha\mid\beta$，则解为 $x=\beta\alpha^\ast$

例 3.12 设有正规文法 $\displaystyle{ G \left[ Z \right] }$，求出该文法生成语言的正规式

$$\begin{aligned} Z&\to Zc\mid Bc\\ B&\to Bb\mid Ab\\ A&\to Aa\mid a \end{aligned}$$

方程组有

$$\begin{cases} Z= Zc+ Bc\\ B= Bb+ Ab\\ A= Aa+ a \end{cases}$$

求解有

$$\begin{aligned} A&=aa^\ast\\ B&=Bb+a\{a\}b=aa^\ast bb^\ast\\ Z&=Zc+Bc=Zc+aa^\ast bb^\ast c=aa^\ast bb^\ast cc^\ast \end{aligned}$$

故该正规式的正规集就是文法 $\displaystyle{ G \left[ Z \right] }$ 定义的语言 $\{a^ib^jc^k\mid i,j,k\geqslant 1\}$

3.4.3. 正规文法与有限自动机之间的转换

1. 右线性文法转换为有限自动机

它对应着文法的推导过程

设 $G[Z]=(V_\mathrm{N},V_\mathrm{T},P,Z)$ 是一个右线性文法，其产生式规则具有形式 $A\to aB\mid a\mid\varepsilon$，由 $\displaystyle{ G }$ 构造相应的有限自动机 $M=(S,\Sigma,\delta,s_0,F)$ 的步骤

1. 令 $\displaystyle{ s _{ 0 } = \ \left\lbrace Z \ \right\rbrace }$，将每个非终结符看作 $\displaystyle{ M }$ 中的一个状态，并增加一个终态 $\displaystyle{ Y }$ 且 $Y\notin V_\mathrm{N}$，令 $\displaystyle{ F = \ \left\lbrace Y \ \right\rbrace }$，即可得 $S=V_\mathrm{N}\cup F$，令 $\Sigma=V_\mathrm{T}$
2. 对 $\displaystyle{ G }$ 中每一个形如 $A\to \varepsilon$ 的产生式规则，令 $\delta(A,\varepsilon)=Y$
3. 对 $\displaystyle{ G }$ 中每一个形如 $A\to a$ 的产生式规则，令 $\delta(A,a)=Y$
4. 对 $\displaystyle{ G }$ 中每一个形如 $A\to aB$ 的产生式规则，令 $\delta(A,a)=B$

这样构造的 $\displaystyle{ M }$ 大多数情况下是一个 NFA

例 3.14 设有文法 $\displaystyle{ G \left[ Z \right] }$，试构造有限自动机

$$\begin{aligned} Z&\to 0Z\mid 1A\mid\varepsilon\\ A&\to 0Z\mid\varepsilon \end{aligned}$$ M=(\{Z,A,Y\},\{0,1\},\delta,\{Z\},\{Y\})$$

\begin{aligned} \delta(Z,0)=Z && \delta(Z,1)=A && \delta(Z,\varepsilon)=Y\ \delta(A,0)=Z && \delta(A,1)=\varnothing && \delta(A,\varepsilon)=Y \end{aligned}

![[public/compile/compile_10.svg]] #### 2. 左线性文法转换为有限自动机 > 它对应着文法的==归约过程== 设 $G[Z]=(V_\mathrm{N},V_\mathrm{T},P,Z)$ 是一个右线性文法，其产生式规则具有形式 $A\to Ba\mid a\mid\varepsilon$，由 $G$ 构造相应的有限自动机 $M=(S,\Sigma,\delta,s_0,F)$ 的步骤 1. 令 $s_0=\{Z\}$，将每个非终结符看作 $M$ 中的一个状态，并增加一个==初态 $X$== 且 $X\notin V_\mathrm{N}$，令 $s_0=\{X\}$，即可得 $S=V_\mathrm{N}\cup \{X\}$，令 $\Sigma=V_\mathrm{T}$ 2. 对 $G$ 中每一个形如 $A\to \varepsilon$ 的产生式规则，令 $\delta(X,\varepsilon)=A$ 3. 对 $G$ 中每一个形如 $A\to a$ 的产生式规则，令 $\delta(X,a)=A$ 4. 对 $G$ 中每一个形如 $A\to Ba$ 的产生式规则，令 $\delta(B,a)=A$ 这样构造的 $M$ 大多数情况下是一个 NFA **例 3.14** 设有文法 $G[Z]$，试构造有限自动机

\begin{aligned} Z&\to Z0\mid A1\mid\varepsilon\ A&\to Z0\mid\varepsilon \end{aligned}

$$\displaystyle{ }$$

M=({Z,A,X},{0,1},\delta,{X},{Z})$$

$$\begin{aligned} \delta(Z,0)=Z && \delta(A,1)=Z && \delta(A,0)=\varnothing && \delta(X,\varepsilon)=Z\\ \delta(Z,0)=A && \delta(Z,1)=\varnothing && \delta(X,\varepsilon)=A \end{aligned}$$

3. 有限自动机转换为正规文法

对于给定的有限自动机 $\displaystyle{ M }$，构造文法 $\displaystyle{ G }$ 使得 $\displaystyle{ L \left( G \right) = L \left( M \right) }$

1. 令 $V_\mathrm{T}=\Sigma,V_\mathrm{N}=S,Z=s_0$
2. 若 $\displaystyle{ Z }$ 是一个终态，则将产生式规则 $Z\to\varepsilon$ 加到 $\displaystyle{ P }$ 中
3. 对 $\delta(A,a)=B$，若 $B\notin F$，则将 $A\to aB$ 加到 $\displaystyle{ P }$ 中；否则，将 $A\to aB\mid A\to a$ 或 $A\to aB,B\to\varepsilon$ 加到 $\displaystyle{ P }$ 中。特别的，若 $\delta(A,a)=A$，则将 $A\to aA\mid\varepsilon$ 加到 $\displaystyle{ P }$ 中。

例 3.16 对以下状态图，构造文法 $\displaystyle{ G }$

$$\begin{aligned} G[Z]&=(\{Z,A,B,C\},\{a,b\},P,Z)\\ P:\,&Z\to aA\mid bB\\ &A\to aC\mid bB\mid a\\ &B\to aA\mid aB\mid bC\mid b\\ &C\to aC\mid aA\mid \varepsilon \end{aligned}$$

3.4.4. 正规式与有限自动机之间的转换

1. 由正规式构造有限自动机

TODO: 画个例子

2. 由正规式构造有限自动机

TODO: 画个例子

3.5. 词法分析程序自动生成器 Lex

似乎是留给实验了