編譯原理終結符號有哪些
1. 編譯原理——LR分析表
自底向上的語法分析
LR分析表的結構如上，其分為兩個部分 Action Goto
兩個參數狀態i，終結符號a（s(i)代表第i個狀態，r(i)代表第i條表達式）
Goto[i,A]=j
文法
容易得知這個文法可以推出 0 1 00 01 等的字元串。因為它是 左遞歸 。不適用於 LL 文法分析，只能使用 LR 分析。
因為本題入口有兩個—— S → L·L S → L ，所以需要構造額外的產生式 S'->S
2.1 第一次遍歷
我們從 [S -> . L·L] 開始，構造這個狀態的閉包，也就是加上所有能從這個產生式推出的表項。
首先，判斷 . 後面是否為 非終結符號A 。如果是，那我們就得找所有由 A-> 推出的產生式，並將它們添加進入 閉包 里(也就是State包里)。循環做即可。
因此我們可以得到 State 0 有
下一步，就是我的 . 往下一位移動。對每個符號X後有個 . 的項，都可以從 State 0 過渡到其他狀態。
由以上6條式子可以得知下一位符號可以是 S L B 0 1 。所以自然可以得到5個狀態。
State 1 是由 State 0 通過 S 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 S 前有 . 的項。
此狀態作為結束狀態 Accept ，不需要繼續狀態轉移了。
State 2 是由 State 0 通過 L 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 L 前有 . 的項。
S -> . L·L S -> . L L -> . LB
有3條式子，現在我們將 . 向後推一格，就得到 State 1 的項了。
但是 . 之後的符號分別是 · $ B ， B 為非終結符號，我們得包含 B -> 的項
State 3 是由 State 0 通過 B 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 B 前有 . 的項。
因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。
State 4 是由 State 0 通過 0 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 0 前有 . 的項。
因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。
很簡單，同樣的道理找 State 5
State 5 是由 State 0 通過 1 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 0 中在 1 前有 . 的項。
因為 . 後沒有其他符號了，因此這個狀態不需要繼續轉移了。
好的，現在我們第一次遍歷完成。
2.2 第二次遍歷
第二次遍歷自然從 State 2 開始。
我們回到 State2 ，可以看出 . 之後的符號有 · B 0 1 。
State 6 是由 State 2 通過 · 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 2 中在 · 前有 . 的項。
S -> L. ·L 只有1條，我們往後移發現 L 又為非終結符號，參考 State 0 做的操作，我們得找出所有的式子。
共有5條式子，共同組成 State 6 ，由上面的式子可以看出我們還得繼續下一次遍歷。先不管著，我們進行下一次狀態查找。
State 7 是由 State 2 通過 B 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 2 中在 B 前有 . 的項。
L -> L. B 也是只有1條，我們往後移發現沒有非終結符號了，那就不需要再繼續添加其他式子了。
這個狀態也不需要繼續進行轉移了。
接下來很關鍵，因為我們通過 State2 的 . 後的符號找出了 State 6 State 7 ，接下來還差符號 0 1 ，那麼是否像之前一樣按例添加狀態呢， 答案是不是的 ，因為我們發現通過 0 1 找到的閉包集分別是 B -> 0 B -> 1 ，這與我們的之前的 State 4 State 5 相同。所以我們得將其整合起來，相當於 State 2 通過 0 1 符號找到了 State 4 State 5 狀態。
2.3 第三次遍歷
回頭看第二次遍歷，可以看出只有 State 6 可以進行狀態轉移了。
那麼就將 State 6 作為第三次遍歷的源頭，可以看出 . 之後的符號有 L B 0 1 。
State 8 是由 State 6 通過 L 轉移到這里的，所以我們找出所有 State 6 在 L 前有 . 的項。
S -> L· .L L -> . LB 有兩條式子，往後移發現有非終結符號 B ，所以經過整合可以得到
可以看出 . 的後面還有一個符號，所以這里我們還得再進行一次遍歷。
接下來，又是遇到重復的包的情況，可以看出我們由 State 6 通過 B 0 1 得到的閉包分別是 L->B B->0 B->1 ，很明顯，這分別對應於 State 3 State 4 State 5 。
第三次遍歷也就結束了。
2.4 第四次遍歷
回看第三次遍歷，可以看出只有 State 8 可以進行狀態轉移，其 . 之後的符號分別是 B 0 1 。
誒，感覺很熟悉，就是上面幾行剛說的情況，也就是說通過這三個符號找到的閉包是我們之前遇到的狀態，分別是 State 3 State 4 State 5 。
做到這里，我們發現我們已經全部遍歷完畢！
總共有8個狀態，通過以上流程做成個圖是什麼樣子的？來看看！
這么一看就很清晰明了了，我們就可以通過這個圖做出我們的 LR分析表
其實就是我們之前呈現的表
在狀態 I2 和 I8 中，既有 移入 項目，也有 規約 項目，存在 移入 - 規約的沖突 ，所以不是 LR(0) 文法，但是因為 FOLLOW(S) ∩ {0, 1} = ∅，所以可以用 FOLLOW 集解決沖突，所以該文法是 SLR(1) 文法。
上表我們發現還有 r1，r2，r3 等。這個其實就是代表狀態停止轉移時為 第幾條表達式 ，r3代表第三條表達式 L -> LB 。
當我們構建了表之後，我們如何運用起來呢？
下面我們通過一個例子來說明
以上字元串是如何被SLR分析器識別的呢？
2. 編譯原理中 文法 文法G定義為四元組（Vn ,Vt,P,S）這4個是什麼意思 另外 終結符和非終結符是什麼意思
文法G是一個四元式（Vt,Vn,S,P）
其中Vt是一個非空有限集，它的每個元素稱為終結符號
Vn是一個非空有限集，它的每個元素稱為非終結符號（Vt和Vn的交集為空）
S是一個非終結符號，稱為開始符號
P是一個產生式集合（有限），每個產生式的形式是P-->a
開始S必須在某個產生式的左部出現一次
終結符指組成語言的基本符號（如基本字、標識符、常數、算符、界符）
非終結符號（也稱語法變數）表示一定符號串的集合。
你看到小寫字母一般是終結符，大寫字母肯定是非終結符
不明白可以聯系。
3. 【編譯原理】在算符優先分析中，棧頂元素可以是終結符，非終結符和#號三種，這三種分別對應什麼操作
當棧頂元素為終結符時，比較棧頂元素和當前輸入符之間的優先關系，若是「小於」或「等於」則移進，若是「大於」則歸約
當棧頂元素為非終結符時，則考慮棧頂指針減一的元素（應是終結符）同當前輸入符之間的優先關系，若是「小於」或「等於」則移進，若是「大於」則歸約
當棧頂元素為#號時，則與當前輸入符進行比較，若當前輸入符也是#，則分析成功（即輸入串是合法的句子），否則出錯
4. 編譯原理 終結符集合 包不包括空 ε 為什麼
因為空符既不是終結符，也不是非終結符，所以不包括。
5. 編譯原理中FIRSTVT和LASTVT是什麼意思
Firstvt和Lastvt是為了畫算符優先關系表的（就是表裡面填優先大於小於等於的那個）。
然後要注意他們可都是終結符的集合。
Firstvt
找Firstvt的三條規則：如果要找A的Firstvt，A的候選式中出現：
A->a.......，即以終結符開頭，該終結符入Firstvt
A->B.......，即以非終結符開頭，該非終結符的Firstvt入A的Firstvt
A->Ba.....，即先以非終結符開頭，緊跟終結符，則終結符入Firstvt
Lastvt
找Lastvt的三條規則：如果要找A的Lastvt，A的候選式中出現：
A->.......a，即以終結符結尾，該終結符入Lastvt
A->.......B，即以非終結符結尾，該非終結符的Lastvt入A的Lastvt
A->.....aB，即先以非終結符結尾，前面是終結符，則終結符入Firstvt
6. 什麼是文法(編譯原理)
【定義】
文法G定義為四元組（VN，VT，P，S）
其中 VN ：非終結符號(即語法變數)集
VT ： 終結符號集
VN∩VT =Φ，令V= VN∪VT，V稱為文法G的字母表或字匯表。
P ：產生式(α→β)集
S ：開始符號，且S∈VN ，S至少要在一條規則的左部出現。
【約定】
一般地，文法G的 四元組 不用全部給出 ，而只將產生式寫出。
約定：
（1）第一條產生式的左部是開始符號
（2）用尖括弧括起來的（或 大寫字母 ）是非終結符號
（3）不用尖括弧括起來（或 小寫字母 ）是終結符號
（4）還有一種習慣寫法，即 G[S] ，其中 S 是 開始符號 。
【舉例】
例: G=（VN，VT，P，S）
其中 VN={S}，
VT ={0，1}，
P={S→0S1，S→01}
S是開始符號
7. 編譯原理里產生式中符號帶括弧是什麼意思
就是 字元本身 意思是F產生（ E ） 或者 i 比如If語句的開頭 就是 帶括弧的 必須是 if(表達式)這樣的形式 丟了任何即括弧就是其 終結符 「(」 和 「)」.
8. 四種文法的類型(編譯原理)
喬姆斯基（Chomsky）按產生式的類型把文法分為四種類型：0、1、2、3型文法。
*在下文中的產生式中，箭頭左邊的大寫字母為嚴格的非終結符，而其左邊的小寫字母不嚴格要求為非終結符，如[0型文法]中的第2條產生式。
【0型文法】
產生式形式：α→β
要求：箭頭左邊的α 至少 含有 一個非終結符 ， 其餘 不加任何限制
例如，G：C→AaB
aA→a
B→b|Bb
【1型文法】
產生式形式：α→β
要求： |α|≤|β| (產生式左端的長度<=右端的長度)，S→ε除外。
例如G： C→aAB
aA→aBa
B→b|Bb
【2型文法】(上下文無關文法)
產生式形式：A→β，A∈VN(終結符) ，β∈V *(VN∪VT，即可為終結符也可為非終結符)
說明：當以β替換A時，與A的上下文環境無關；
大部分程序設計語言近似於2型文法。
【3型文法】(正規文法 / 右線性文法)
產生式形式：A→a，A→aB，
說明：a∈VT(終結符) ， A，B∈VN(非終結符)，即產生式右端的第一個符號必須為 終結符
例如 G：A→aB
B→b|bB
【其他說明】對於這四種類型的文法：
*包含關系：0 > 1 > 2 > 3 (以'>'代替包含符，'A>B'譯為A包含B)
*嚴格程度：3 > 2 > 1 > 0
*判斷文法所屬類型的順序：3 → 2 → 1 → 0
9. 編譯原理問題：求解
E是文法開頭。ε代表終結符號(推理中代表終點或結果，程序語言中代表常量等)。E T 這些大寫字母一般代表非終結符號（這些代表中間過程，非結果。程序中代表函數等等）。開始是E。因為有個G(E)。E就是文法開始符號。推導就有E開始，它也是一個非終結符(代表函數、或者一個推導過程，類似於程序中的main(c++)、winmain(vc++)、dllmain(dll)等主函數）。
1算術表達式文法：這個文法是一個遞歸文法。計算機進行邏輯推導時會走很多彎路（類似於遍歷一顆樹的過程）。為了不讓計算機走彎路（提高效率的目的），可以變換為第二種文法。這種文法消除了遞歸（消除了歧義，類似於後綴表達式），使計算機可以一條直線走到底兒推導出結果。
我也很久沒看編譯原理了。 呵呵
10. 編譯原理2道解答題題【急！！】
第一題：
請先採納，第二題給你答案。