安徽大学编译原理试验斯

编译原理实验报告姓名：叶玉虎班级：计122班指导老师：王森玉实验日期：2015/5/11实验内容：1.求出每个非终结符的FIRST集合2.求出每个产生式右部的FIRST集合3.求出每个非终结符的Follow集合实验环境：Visual Studio2010实验目的:让同学们掌握FIRST集合和FOLLOW集合的求法实验代码：#include<stdio.h>#include<string.h>#define MAX 50char css[MAX][MAX];//保存所有的产生式int count=0;int cnt=0;struct L{//保存所有的终结符char ch;int flag;//1:能推出ε,0:不能,初值:-1int num;char first[MAX];int s;//first的长度char follow[MAX];int l;//follow的长度}l[MAX];//对输入的格式进行控制,并校验输入是否符合格式int handle(char a[]){int len,i=0,j,k;len=strlen(a);while(a[i]!=10){if(a[i]=='$')return 2;if((' '==a[i])||(9==a[i])){i++;continue;}if((a[i]>='A')&&(a[i]<='Z')){if((a[i+1]!='-')||(a[i+2]!='>')){printf("产生式格式错误\n");return -1;}else{j=i;k=0;while((a[j]!=' ')&&(a[j]!=9)&&(a[j]!='$')&&(a[j]!=10)){if(a[j]=='|'){css[count][k]='\0';count++;if((a[j+1]=='')||(a[j]==9)||(a[j]=='$')||(a[j]==10)){printf("产生式格式错误\n");return 0;}css[count][0]=a[i];css[count][1]=a[i+1];css[count][2]=a[i+2];k=3;j++;continue;}css[count][k]=a[j];k++;j++;}css[count][k]='\0';i=j;count++;}}else{printf("产生式格式错误\n");return -1;}}return 0;}//从键盘获得输入int input(){char a[MAX*MAX];int v;printf("输入产生式,产生式之间以空格回车或Tab键分隔,并以$键结束.\n");printf("用@表示虚拟符号ε,终结符用大写字母表示,其他字符表示非终结符\n");while(1){fgets(a,MAX*MAX,stdin);v=handle(a);if(v==-1)return -1;if(v==2)return 0;}}//求出能推出ε的非终结符void seekEmpty(){int i,j,k,t;int flag=0,flag2=0;int len,c;char a[MAX][MAX],ch;for(i=0;i<count;i++){strcpy(a[i],css[i]);}//求出含有的非终结符的个数,并把各终结符保存起来for(i=0;i<count;i++){for(j=0;j<cnt;j++){if(l[j].ch==a[i][0]){l[j].num++;flag=1;break;}elseflag=0;}if((!cnt)||(!flag)){l[cnt].ch=a[i][0];l[cnt].flag=-1;l[cnt].num=1;l[cnt].s=0;l[cnt].l=0;cnt++;flag=1;continue;}}c=count;while(c){for(i=0;i<c;i++){//如果该终结符推出ε，从a[]中删除所有带有该终结符的产生式if(a[i][3]=='@'){ch=a[i][0];for(j=0;j<c;j++){if(ch==a[j][0]){if(j!=c-1){for(k=j;k<c-1;k++)strcpy(a[k],a[k+1]);c--;j--;}else{c--;j--;}}}for(j=0;j<cnt;j++){if(ch==l[j].ch){l[j].flag=1;break;}}i--;continue;}len=strlen(a[i]);for(j=3;j<len;j++){//当该产生式右边含有非终结符时从a[]中删除该条记录if((a[i][j]<'A')||(a[i][j]>'Z')){flag2=1;break;}}if(flag2){for(k=0;k<cnt;k++){if(a[i][0]==l[k].ch){l[k].num--;if(l[k].num==0)l[k].flag=0;break;}}if(i!=c-1)for(k=i;k<c-1;k++){strcpy(a[k],a[k+1]);}c--;i--;flag2=0;continue;}//如果产生式右边为非终结符看看该终结符能不能推出εfor(j=3;j<len;j++){if((a[i][j]>='A')&&(a[i][j]<='Z')){for(k=0;k<cnt;k++){if(a[i][j]==l[k].ch){if(l[k].flag==0){flag2=1;break;}else if(l[k].flag==1){for(t=j;t<len-1;t++)a[i][t]=a[i][t+1];a[i][len-1]='\0';j--;len--;break;}break;}}if(flag2)break;}}if(a[i][3]=='\0'){ch=a[i][0];for(j=0;j<c;j++){if(ch==a[j][0]){if(j!=c-1){for(k=j;k<c-1;k++)strcpy(a[k],a[k+1]);c--;j--;}else{c--;j--;}}}i--;for(k=0;k<cnt;k++){if(ch==l[k].ch){l[k].flag=1;break;}}}if(flag2){for(k=0;k<cnt;k++){if(a[i][0]==l[k].ch){l[k].num--;if(l[k].num==0)l[k].flag=0;}}if(i!=c-1)for(k=i;k<c-1;k++){strcpy(a[k],a[k+1]);}c--;i--;flag2=0;continue;}}}}//求每个非终结符的First集合void seekFirstVn(){int i,j,k,t,t1,t2,c,item;int len,s,flag=0,flag2=0,fchange;char a[MAX][MAX],ch[MAX];for(i=0;i<count;i++){strcpy(a[i],css[i]);}c=count;while(1){fchange=0;for(i=0;i<c;i++){//右部为ε,将ε并入到左部的First中if(a[i][3]=='@'){/*for(j=0;j<cnt;j++){if(l[j].ch==a[i][0]){for(k=0;k<l[j].s;k++)if(l[j].first[k]==a[i][3]){flag=1;break;}if(!flag){l[j].first[l[j].s]=a[i][3];l[j].s++;l[j].first[l[j].s]='\0';fchange=1;break;}flag=0;}}*///从当前列表a[]中删除if(i!=c-1)for(j=i;j<c-1;j++)strcpy(a[j],a[j+1]);c--;i--;continue;}len=strlen(a[i]);//产生式右边符号为终结符时,将该终结符并入到左部的First集合中for(j=3;j<len;j++){if((a[i][j]<'A')||(a[i][j]>'Z')){for(k=0;k<cnt;k++){if(a[i][0]==l[k].ch){for(t=0;t<l[k].s;t++){if(a[i][j]==l[k].first[t]){flag=1;break;}}if(!flag){l[k].first[l[k].s]=a[i][j];l[k].s++;l[k].first[l[k].s]='\0';fchange=1;}flag=0;break;}}//从a[][]中删除该条产生式if(i!=c-1)for(k=i;k<c-1;k++)strcpy(a[k],a[k+1]);c--;i--;break;}//产生式右边符号为非终结符时else if((a[i][j]>='A')&&(a[i][j]<='Z')){/*将该非终结符的FIRST集合除去ε并入到当前非终结符的FIRST集合中*/for(k=0;k<cnt;k++){if(a[i][j]==l[k].ch){for(t=0;t<cnt;t++){if(a[i][0]==l[t].ch){for(t1=0;t1<l[k].s;t1++){for(t2=0;t2<l[t].s;t2++){if(l[k].first[t1]==l[t].first[t2]){break;}}if((t2==l[t].s)&&(l[k].first[t1])!='@'){fchange=1;l[t].first[l[t].s]=l[k].first[t1];l[t].s++;l[t].first[l[t].s]='\0';}}break;}}break;}}if(l[k].flag)continue;elsebreak;}}}if(!fchange){for(i=0;i<cnt;i++){if(l[i].flag){l[i].first[l[i].s]='@';l[i].s++;l[i].first[l[i].s]='\0';}printf("FIRST(%c): %s\n",l[i].ch,l[i].first);}printf("\n");break;}}}//求产生式右部的First集合void seekFirstRight(){struct Right{char a[MAX];char first[MAX];int s;}r[MAX];int i,j,k,t;int cnt=0,len,len1,flag=0;for(i=0;i<count;i++){for(j=0;j<cnt;j++){if(!strcmp(css[i]+3,r[j].a)){flag=1;break;}}if(flag){flag=0;continue;}strcpy(r[j].a,css[i]+3);r[j].s=0;cnt++;}for(i=0;i<cnt;i++){len=strlen(r[i].a);for(j=0;j<len;j++){//遇到终结符if(r[i].a[j]=='@'){r[i].first[r[i].s]='@';r[i].s++;r[i].first[r[i].s]='\0';break;}else if((r[i].a[j]<'A')||(r[i].a[j]>'Z')){r[i].first[r[i].s]=r[i].a[j];r[i].s++;r[i].first[r[i].s]='\0';break;}else{for(k=0;k<cnt;k++){if(r[i].a[j]==l[k].ch){len1=strlen(l[k].first);for(t=0;t<len1;t++){if(l[k].first[t]!='@'){r[i].first[r[i].s]=l[k].first[t];r[i].s++;r[i].first[r[i].s]='\0';}}break;}}if(l[k].flag){if(j==len-1){r[i].first[r[i].s]='@';r[i].s++;r[i].first[r[i].s]='\0';}continue;}elsebreak;}}}for(i=0;i<cnt;i++){printf("FIRST(%s): %s\n",r[i].a,r[i].first);}printf("\n");}//求每个非终极符的Follow集合void seekFollow(){int i,j,k,t,t1,t2,t3,c=0;int flag=0,len;int fchange;//判断一次循环是否有改动的地方char a[MAX][MAX],ch[MAX];for(i=0;i<count;i++){len=strlen(css[i]);for(j=3;j<len;j++){if((css[i][j]>='A')&&(css[i][j]<='Z')){break;}}if(j!=len){strcpy(a[c],css[i]);c++;}}l[0].follow[l[0].l]='#';l[0].l++;l[0].follow[l[0].l]='\0';while(1){fchange=0;for(i=0;i<c;i++){len=strlen(a[i]);for(j=3;j<len;j++){if((a[i][j]>='A')&&(a[i][j]<='Z')){//判断该非终结符的前一位是否为非终结符,是的话,//将其First集合去ε后并到其前一位非终结符的Follow集合中if((a[i][j-1]>='A')&&(a[i][j-1]<='Z')){for(k=0;k<cnt;k++){if(a[i][j-1]==l[k].ch){for(t=0;t<cnt;t++){if(a[i][j]==l[t].ch){for(t1=0;t1<l[t].s;t1++){if(l[t].first[t1]=='@')continue;for(t2=0;t2<l[k].l;t2++)if(l[t].first[t1]==l[k].follow[t2])break;if(t2==l[k].l){fchange=1;l[k].follow[l[k].l]=l[t].first[t1];l[k].l++;l[k].follow[l[k].l]='\0';}}break;}}break;}}}//如果该非终结符是最后一位,//将该产生式左部非终结符的Follow集合//加入到当前非终结符的Follow集合中.//然后从当前终结符开始向右判断是否为非终结符，是的话,进行相应处理//循环直到当前非终结符推不出ε或当前为终结符时退出if(j==len-1){t3=j;strcpy(ch,a[i]);while(!flag){if((ch[t3]>='A')&&(ch[t3]<='Z')){for(k=0;k<cnt;k++){if(ch[0]==l[k].ch){for(t=0;t<cnt;t++){if(ch[t3]==l[t].ch){for(t1=0;t1<l[k].l;t1++){for(t2=0;t2<l[t].l;t2++)if(l[k].follow[t1]==l[t].follow[t2])break;if(t2!=l[t].l)continue;else{fchange=1;l[t].follow[l[t].l]=l[k].follow[t1];l[t].l++;l[t].follow[l[t].l]='\0';}}if(l[t].flag)ch[t3--]='\0';else{flag=1;t3--;}break;}}break;}}}elsebreak;}flag=0;}}//如果当前位为终结符，判断其前一位是否为非终结符//是的话,将该终结符并到该非终结符的Follow集合中else{if((a[i][j-1]>='A')&&(a[i][j-1]<='Z')){for(k=0;k<cnt;k++){if(a[i][j-1]==l[k].ch){for(t=0;t<l[k].l;t++)if(a[i][j]==l[k].follow[t])break;if(t==l[k].l){fchange=1;l[k].follow[l[k].l]=a[i][j];l[k].l++;l[k].follow[l[k].l]='\0';}}}}}}}if(!fchange){for(i=0;i<cnt;i++)printf("FOLLOW(%c): %s\n",l[i].ch,l[i].follow);break;}}}int main(){int i;if(input()==-1)return -1;seekEmpty();seekFirstVn();seekFirstRight();seekFollow();return 0;}实验演示：因为不知道怎么用电脑输出’ε’符号，我在代码里用’@’来表示‘ε’.以‘$’来结束输入测试数据1：S->MH|aH->LSo|@K->dML|@L->eHfM->K|bLM测试数据2：S->aHH->aMd|dM->Ab|@A->aM|e实验感想：经过这几次的实验，不仅让我们更加深刻的知道了first集合和follow集合的计算步骤和方法，还很好的培养了我们动手能力。

安徽大学2012 -2013学年第一学期《编译原理》（B卷）年级院系专业姓名学号座位号（闭卷时间120分钟）一．简答（20分）Array 1．说明编译方式与解释方式的区别2．什么叫文法？乔姆斯基将文法分为哪四类？3．简述DFA M 与NFA M的异同点4．解释语法分析中自底向上分析的一般过程5．解释名字和标志符的异同点文法G[S]：S S(S)S| ，请判断G[S]是否是二义文法，说明理由三、（15分）有语言L={w|w ∈ (0,1)+，并且 w 中至少有两个 1 ，又在任何两个1之间有偶数个 0 }，试构造接受该语言的确定有限状态自动机（10分）现有文法GE → E+T | E-T | TT → T*F | T/F | F F → (E) | i其中E 是文法的开始符号，求出句型（F ＋i ）－T*(E-T)的短语，简单短语，句柄和素短语 五、（10分）考虑文法 G[S]:S → (T) | a+S | a T → T,S | S消除文法的左递归及提取公共左因子。

请给对文法G[S]进行改写成LL（1）文法，并给出改写后文法的预测分析表，要求计算出改写后文法各非终极符的FIRST和FOLLOW集合。

S → S*aA | aA| *aAA→ +aA | +a七、（10分）（1）if a<b OR c<d AND e>f then S1 else S2（2） while (A>B) do if (C<D) then X = Y+Z（3）令A是一个10×20的数组，写出赋值语句A[ I+2, J+1 ] =M+N的四元式序列八、（20分）已知文法G为:（0）S′→ S（1）S → aAd（2）S → bAc（3）S → aec（4）S → bed（5） A → e试构造它的LR（1）项目集、可归前缀图和LR（1）分析表。

编译原理实验编译原理实验。

编译原理是计算机科学中的一个重要领域，它研究的是编译器的设计和实现原理。

编译器是将高级语言代码转换成机器语言代码的程序，它在软件开发过程中起着至关重要的作用。

而编译原理实验则是帮助学生深入理解编译原理的重要手段之一，通过实际操作来加深对编译原理知识的理解和掌握。

在编译原理实验中，我们需要掌握以下几个关键点：1. 词法分析，词法分析是编译过程中的第一步，它负责将源代码分割成一个个的单词（Token）。

在词法分析实验中，我们需要实现一个词法分析器，能够正确地识别出源代码中的各种单词，并进行分类和标记。

2. 语法分析，语法分析是编译过程中的第二步，它负责将词法分析得到的单词序列转换成抽象语法树。

在语法分析实验中，我们需要实现一个语法分析器，能够根据给定的文法规则，将单词序列转换成抽象语法树，并进行语法检查。

3. 语义分析，语义分析是编译过程中的第三步，它负责对抽象语法树进行语义检查和翻译。

在语义分析实验中，我们需要实现一个语义分析器，能够对抽象语法树进行类型检查、作用域分析等，并生成中间代码。

4. 代码生成，代码生成是编译过程中的最后一步，它负责将中间代码转换成目标机器代码。

在代码生成实验中，我们需要实现一个代码生成器，能够将中间代码转换成目标机器代码，并进行优化。

通过以上实验，我们可以深入理解编译原理的各个环节，并掌握编译器的设计和实现原理。

同时，实验过程中还能培养我们的动手能力和解决问题的能力，为今后的软件开发打下坚实的基础。

总之，编译原理实验是非常重要的，它能够帮助我们深入理解编译原理知识，提高我们的动手能力和解决问题的能力。

希望大家能够认真对待编译原理实验，从中获得更多的收获和成长。

编译原理实验报告班级姓名：学号：自我评定：实验一词法分析程序实现一、实验目的与要求通过编写和调试一个词法分析程序，掌握在对程序设计语言的源程序进行扫描的过程中，将字符形式的源程序流转化为一个由各类单词符号组成的流的词法分析方法。

二、实验内容根据教学要求并结合学生自己的兴趣和具体情况，从具有代表性的高级程序设计语言的各类典型单词中，选取一个适当大小的子集。

例如，可以完成无符号常数这一类典型单词的识别后，再完成一个尽可能兼顾到各种常数、关键字、标识符和各种运算符的扫描器的设计和实现。

输入：由符合或不符合所规定的单词类别结构的各类单词组成的源程序。

输出：把单词的字符形式的表示翻译成编译器的内部表示，即确定单词串的输出形式。

例如，所输出的每一单词均按形如（CLASS，VALUE）的二元式编码。

对于变量和常数，CLASS字段为相应的类别码；VALUE字段则是该标识符、常数的具体值或在其符号表中登记项的序号（要求在变量名表登记项中存放该标识符的字符串；常数表登记项中则存放该常数的二进制形式）。

对于关键字和运算符，采用一词一类的编码形式；由于采用一词一类的编码方式，所以仅需在二元式的CLASS字段上放置相应的单词的类别码，VALUE字段则为“空”。

另外，为便于查看由词法分析程序所输出的单词串，要求在CLASS字段上放置单词类别的助记符。

三、实现方法与环境词法分析是编译程序的第一个处理阶段，可以通过两种途径来构造词法分析程序。

其一是根据对语言中各类单词的某种描述或定义（如BNF），用手工的方式（例如可用C语言）构造词法分析程序。

一般地，可以根据文法或状态转换图构造相应的状态矩阵，该状态矩阵同控制程序便组成了编译器的词法分析程序；也可以根据文法或状态转换图直接编写词法分析程序。

构造词法分析程序的另外一种途径是所谓的词法分析程序的自动生成，即首先用正规式对语言中的各类单词符号进行词型描述，并分别指出在识别单词时，词法分析程序所应进行的语义处理工作，然后由一个所谓词法分析程序的构造程序对上述信息进行加工。

编译原理实验报告一、实验目的编译原理是计算机科学中的重要学科，它涉及到将高级编程语言转换为计算机能够理解和执行的机器语言。

本次实验的目的是通过实际操作和编程实践，深入理解编译原理中的词法分析、语法分析、语义分析以及中间代码生成等关键环节，提高我们对编译过程的认识和编程能力。

二、实验环境本次实验使用的编程语言为C+＋，开发环境为Visual Studio 2019。

此外，还使用了一些相关的编译工具和调试工具，如 GDB 等。

三、实验内容（一）词法分析器的实现词法分析是编译过程的第一步，其任务是将输入的源程序分解为一个个单词符号。

在本次实验中，我们使用有限自动机的理论来设计和实现词法分析器。

首先，定义了各种单词符号的类别，如标识符、关键字、常量、运算符等。

然后，根据这些类别设计了相应的状态转换图，并将其转换为代码实现。

在实现过程中，使用了正则表达式来匹配输入字符串中的单词符号。

对于标识符和常量等需要进一步处理的单词符号，使用了相应的规则进行解析和转换。

（二）语法分析器的实现语法分析是编译过程的核心环节之一，其任务是根据给定的语法规则，分析输入的单词符号序列是否符合语法结构。

在本次实验中，我们使用了递归下降的语法分析方法。

首先，根据实验要求定义了语法规则，并将其转换为相应的递归函数。

在递归函数中，通过对输入单词符号的判断和处理，逐步分析语法结构。

为了处理语法错误，在分析过程中添加了错误检测和处理机制。

当遇到不符合语法规则的输入时，能够输出相应的错误信息，并尝试进行恢复。

（三）语义分析及中间代码生成语义分析的目的是对语法分析得到的语法树进行语义检查和语义处理，生成中间代码。

在本次实验中，我们使用了三地址码作为中间代码的表示形式。

在语义分析过程中，对变量的定义和使用、表达式的计算、控制流语句等进行了语义检查和处理。

对于符合语义规则的语法结构，生成相应的三地址码指令。

四、实验步骤（一）词法分析器的实现步骤1、定义单词符号的类别和对应的正则表达式。

国开电大编译原理实验4：语法分析实
验报告
1. 实验目的
本实验的目的是研究和掌握语法分析的原理和实现方法。

2. 实验内容
本次实验主要包括以下内容：
- 设计并实现自顶向下的LL(1)语法分析器；
- 通过语法分析器对给定的输入串进行分析，并输出相应的分析过程；
- 编写测试用例，验证语法分析器的正确性。

3. 实验步骤
3.1 设计LL(1)文法
首先，根据实验要求和给定的语法规则，设计LL(1)文法。

3.2 构建预测分析表
根据所设计的LL(1)文法，构建预测分析表。

3.3 实现LL(1)语法分析器
根据预测分析表，实现自顶向下的LL(1)语法分析器。

3.4 对输入串进行分析
编写程序，通过LL(1)语法分析器对给定的输入串进行分析，并输出相应的分析过程和结果。

3.5 验证语法分析器的正确性
设计多组测试用例，包括正确的语法串和错误的语法串，验证语法分析器的正确性和容错性。

4. 实验结果
经过实验，我们成功设计并实现了自顶向下的LL(1)语法分析器，并对给定的输入串进行了分析。

实验结果表明该语法分析器具有较好的准确性和容错性。

5. 实验总结
通过本次实验，我们对语法分析的原理和实现方法有了更深入的了解。

同时，我们也学会了如何设计并实现自顶向下的LL(1)语
法分析器，并验证了其正确性和容错性。

这对于进一步研究编译原理和深入理解编程语言的语法结构具有重要意义。

6. 参考资料
- 《编译原理与技术》
- 课程实验文档及代码。

不确定的有穷自动机的化简2015年11月25日星期三班级：软件工程学号： E21314003 姓名：李世1. 目的与要求通过设计、编写和调试，将不确定的有穷自动机转换为与之等价的确定的有穷自动机的程序，使学生了解子集法。

掌握转换过程中的相关概念和方法。

DFA的表现形式可以是表格或图形。

2. 理论基础有穷自动机(也称有限自动机)作为一种识别装置，它能准确地识别正规集，即识别正规式所表示的集合. 应用有穷自动机这个理论，为词法分析程序的自动构造寻找有效的方法和工具。

有穷自动机分为两类，即，确定的有穷自动机(Deterministic Finite Automata)和不确定的有穷自动机(Nondeterministic Finite Automata) 。

(1) 不确定的有穷自动机的定义：一个不确定的有穷自动机（NFA）M 是一个五元组：NFA M={K，Σ，f，S，Z}，其中:K为状态的有穷非空集;Σ 为有穷输入字母表;f为K× Σ* 到K的子集（2K）的一种映射, 2K表示K的幂集（f不是一个单值函数）;S⊆K是初始状态集;Z ⊆K为终止状态集.例子:NFA M=（{S，P，Z}，{0，1}，f，{S，P}，{Z}），其中：f（S，0）={P}//函数的结果为集合f（S，1）={S，Z}f（P，1）={Z}f（Z，0）={P}f（Z，1）={P}状态图表示为：矩阵表示为：(2) 确定的有穷自动机的定义：一个确定的有穷自动机（DFA）M是一个五元组：M=(K，Σ，f，S，Z)其中: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。

《编译原理》实验报告
专业班级：计101班
学号：109074002
姓名：卞恩会
指导老师：王森玉
实验内容：
1.求出每个非终结符的FIRST集合
2.求出每个产生式右部的FIRST集合
3.求出每个非终结符的Follow集合实验环境：
Visual Studio2010
实验目的:
掌握FIRST集合和FOLLOW集合的求法
测试数据1：
S->aH
H->aMd|d
M->Ab|@
A->aM|e
输出结果：
测试数据2：S->AB
S->bC
A->@
A->b
B->@
B->aD
C->AD
C->b
D->aS
D->c
测试数据3：E->TX
X->+TX|@ T->FY
Y->*FY|@ F->i|(E)
输出结果：
感受：通过上机调试代码让我对书上的单纯的理论的知识有了一个更深的理解同时让我明白了对待一个问题我们应该全面的去理解它，这样才能学到的更多。

程序清单：。

03091337 李璐 03091339 宗婷婷一、上机题目：实现一个简单语言（CPL）的编译器（解释器）二、功能要求：接收以CPL编写的程序，对其进行词法分析、语法分析、语法制导翻译等，然后能够正确的执行程序。

三、试验目的1.加深编译原理基础知识的理解：词法分析、语法分析、语法制导翻译等2.加深相关基础知识的理解：数据结构、操作系统等3.提高编程能力4.锻炼独立思考和解决问题的能力四、题目说明1.数据类型：整型变量（常量），布尔变量（常量）取值范围{…, -2, -1, 0, 1, 2, …}, {true, false}2、运算表达式：简单的代数运算，布尔运算3、程序语句：赋值表达式，顺序语句，if-else语句，while语句五、环境配置1.安装Parser Generator、Visual C++；2.分别配置Parser Generator、Visual C++；3.使用Parser Generator创建一个工程编写l文件mylexer.l；编译mylexer.l，生成mylexer.h与mylexer.c；4.使用VC++创建Win32 Console Application工程并配置该项目；加入mylexer.h与mylexer.c，编译工程；执行标识符数字识别器；注意：每次修改l文件后，需要重新编译l文件，再重新编译VC工程六、设计思路及过程设计流程：词法分析LEX的此法分析部分主要利用有限状态机进行单词的识别，在分析该部分之前，首先应该对YACC的预定义文法进行解释。

在YACC中用%union扩充了yystype的内容，使其可以处理char型，int型，node型，其中Node即为定义的树形结点，其定义如下：typedef enum { TYPE_CONTENT, TYPE_INDEX, TYPE_OP } NodeEnum;/* 操作符 */typedef struct {int name; /* 操作符名称 */int num; /* 操作元个数 */struct NodeTag * node[1]; /* 操作元地址可扩展 */} OpNode;typedef struct NodeTag {NodeEnum type; /* 树结点类型 *//* Union 必须是最后一个成员 */union {int content; /* 内容 */int index; /* 索引 */OpNode op; /* 操作符对象 */};} Node;extern int Var[26];结点可以是三种类型(CONTENT,INDEX,OP)。