编译原理终结符号有哪些
1. 编译原理——LR分析表
自底向上的语法分析
LR分析表的结构如上，其分为两个部分 Action Goto
两个参数状态i，终结符号a（s(i)代表第i个状态，r(i)代表第i条表达式）
Goto[i,A]=j
文法
容易得知这个文法可以推出 0 1 00 01 等的字符串。因为它是 左递归 。不适用于 LL 文法分析，只能使用 LR 分析。
因为本题入口有两个—— S → L·L S → L ，所以需要构造额外的产生式 S'->S
2.1 第一次遍历
我们从 [S -> . L·L] 开始，构造这个状态的闭包，也就是加上所有能从这个产生式推出的表项。
首先，判断 . 后面是否为 非终结符号A 。如果是，那我们就得找所有由 A-> 推出的产生式，并将它们添加进入 闭包 里(也就是State包里)。循环做即可。
因此我们可以得到 State 0 有
下一步，就是我的 . 往下一位移动。对每个符号X后有个 . 的项，都可以从 State 0 过渡到其他状态。
由以上6条式子可以得知下一位符号可以是 S L B 0 1 。所以自然可以得到5个状态。
State 1 是由 State 0 通过 S 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 S 前有 . 的项。
此状态作为结束状态 Accept ，不需要继续状态转移了。
State 2 是由 State 0 通过 L 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 L 前有 . 的项。
S -> . L·L S -> . L L -> . LB
有3条式子，现在我们将 . 向后推一格，就得到 State 1 的项了。
但是 . 之后的符号分别是 · $ B ， B 为非终结符号，我们得包含 B -> 的项
State 3 是由 State 0 通过 B 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 B 前有 . 的项。
因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。
State 4 是由 State 0 通过 0 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 0 前有 . 的项。
因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。
很简单，同样的道理找 State 5
State 5 是由 State 0 通过 1 转移到这里的，所以我们找出所有 State 0 中在 1 前有 . 的项。
因为 . 后没有其他符号了，因此这个状态不需要继续转移了。
好的，现在我们第一次遍历完成。
2.2 第二次遍历
第二次遍历自然从 State 2 开始。
我们回到 State2 ，可以看出 . 之后的符号有 · B 0 1 。
State 6 是由 State 2 通过 · 转移到这里的，所以我们找出所有 State 2 中在 · 前有 . 的项。
S -> L. ·L 只有1条，我们往后移发现 L 又为非终结符号，参考 State 0 做的操作，我们得找出所有的式子。
共有5条式子，共同组成 State 6 ，由上面的式子可以看出我们还得继续下一次遍历。先不管着，我们进行下一次状态查找。
State 7 是由 State 2 通过 B 转移到这里的，所以我们找出所有 State 2 中在 B 前有 . 的项。
L -> L. B 也是只有1条，我们往后移发现没有非终结符号了，那就不需要再继续添加其他式子了。
这个状态也不需要继续进行转移了。
接下来很关键，因为我们通过 State2 的 . 后的符号找出了 State 6 State 7 ，接下来还差符号 0 1 ，那么是否像之前一样按例添加状态呢， 答案是不是的 ，因为我们发现通过 0 1 找到的闭包集分别是 B -> 0 B -> 1 ，这与我们的之前的 State 4 State 5 相同。所以我们得将其整合起来，相当于 State 2 通过 0 1 符号找到了 State 4 State 5 状态。
2.3 第三次遍历
回头看第二次遍历，可以看出只有 State 6 可以进行状态转移了。
那么就将 State 6 作为第三次遍历的源头，可以看出 . 之后的符号有 L B 0 1 。
State 8 是由 State 6 通过 L 转移到这里的，所以我们找出所有 State 6 在 L 前有 . 的项。
S -> L· .L L -> . LB 有两条式子，往后移发现有非终结符号 B ，所以经过整合可以得到
可以看出 . 的后面还有一个符号，所以这里我们还得再进行一次遍历。
接下来，又是遇到重复的包的情况，可以看出我们由 State 6 通过 B 0 1 得到的闭包分别是 L->B B->0 B->1 ，很明显，这分别对应于 State 3 State 4 State 5 。
第三次遍历也就结束了。
2.4 第四次遍历
回看第三次遍历，可以看出只有 State 8 可以进行状态转移，其 . 之后的符号分别是 B 0 1 。
诶，感觉很熟悉，就是上面几行刚说的情况，也就是说通过这三个符号找到的闭包是我们之前遇到的状态，分别是 State 3 State 4 State 5 。
做到这里，我们发现我们已经全部遍历完毕！
总共有8个状态，通过以上流程做成个图是什么样子的？来看看！
这么一看就很清晰明了了，我们就可以通过这个图做出我们的 LR分析表
其实就是我们之前呈现的表
在状态 I2 和 I8 中，既有 移入 项目，也有 规约 项目，存在 移入 - 规约的冲突 ，所以不是 LR(0) 文法，但是因为 FOLLOW(S) ∩ {0, 1} = ∅，所以可以用 FOLLOW 集解决冲突，所以该文法是 SLR(1) 文法。
上表我们发现还有 r1，r2，r3 等。这个其实就是代表状态停止转移时为 第几条表达式 ，r3代表第三条表达式 L -> LB 。
当我们构建了表之后，我们如何运用起来呢？
下面我们通过一个例子来说明
以上字符串是如何被SLR分析器识别的呢？
2. 编译原理中 文法 文法G定义为四元组（Vn ,Vt,P,S）这4个是什么意思 另外 终结符和非终结符是什么意思
文法G是一个四元式（Vt,Vn,S,P）
其中Vt是一个非空有限集，它的每个元素称为终结符号
Vn是一个非空有限集，它的每个元素称为非终结符号（Vt和Vn的交集为空）
S是一个非终结符号，称为开始符号
P是一个产生式集合（有限），每个产生式的形式是P-->a
开始S必须在某个产生式的左部出现一次
终结符指组成语言的基本符号（如基本字、标识符、常数、算符、界符）
非终结符号（也称语法变量）表示一定符号串的集合。
你看到小写字母一般是终结符，大写字母肯定是非终结符
不明白可以联系。
3. 【编译原理】在算符优先分析中，栈顶元素可以是终结符，非终结符和#号三种，这三种分别对应什么操作
当栈顶元素为终结符时，比较栈顶元素和当前输入符之间的优先关系，若是“小于”或“等于”则移进，若是“大于”则归约
当栈顶元素为非终结符时，则考虑栈顶指针减一的元素（应是终结符）同当前输入符之间的优先关系，若是“小于”或“等于”则移进，若是“大于”则归约
当栈顶元素为#号时，则与当前输入符进行比较，若当前输入符也是#，则分析成功（即输入串是合法的句子），否则出错
4. 编译原理 终结符集合 包不包括空 ε 为什么
因为空符既不是终结符，也不是非终结符，所以不包括。
5. 编译原理中FIRSTVT和LASTVT是什么意思
Firstvt和Lastvt是为了画算符优先关系表的（就是表里面填优先大于小于等于的那个）。
然后要注意他们可都是终结符的集合。
Firstvt
找Firstvt的三条规则：如果要找A的Firstvt，A的候选式中出现：
A->a.......，即以终结符开头，该终结符入Firstvt
A->B.......，即以非终结符开头，该非终结符的Firstvt入A的Firstvt
A->Ba.....，即先以非终结符开头，紧跟终结符，则终结符入Firstvt
Lastvt
找Lastvt的三条规则：如果要找A的Lastvt，A的候选式中出现：
A->.......a，即以终结符结尾，该终结符入Lastvt
A->.......B，即以非终结符结尾，该非终结符的Lastvt入A的Lastvt
A->.....aB，即先以非终结符结尾，前面是终结符，则终结符入Firstvt
6. 什么是文法(编译原理)
【定义】
文法G定义为四元组（VN，VT，P，S）
其中 VN ：非终结符号(即语法变量)集
VT ： 终结符号集
VN∩VT =Φ，令V= VN∪VT，V称为文法G的字母表或字汇表。
P ：产生式(α→β)集
S ：开始符号，且S∈VN ，S至少要在一条规则的左部出现。
【约定】
一般地，文法G的 四元组 不用全部给出 ，而只将产生式写出。
约定：
（1）第一条产生式的左部是开始符号
（2）用尖括号括起来的（或 大写字母 ）是非终结符号
（3）不用尖括号括起来（或 小写字母 ）是终结符号
（4）还有一种习惯写法，即 G[S] ，其中 S 是 开始符号 。
【举例】
例: G=（VN，VT，P，S）
其中 VN={S}，
VT ={0，1}，
P={S→0S1，S→01}
S是开始符号
7. 编译原理里产生式中符号带括号是什么意思
就是 字符本身 意思是F产生（ E ） 或者 i 比如If语句的开头 就是 带括号的 必须是 if(表达式)这样的形式 丢了任何即括号就是其 终结符 “(” 和 “)”.
8. 四种文法的类型(编译原理)
乔姆斯基（Chomsky）按产生式的类型把文法分为四种类型：0、1、2、3型文法。
*在下文中的产生式中，箭头左边的大写字母为严格的非终结符，而其左边的小写字母不严格要求为非终结符，如[0型文法]中的第2条产生式。
【0型文法】
产生式形式：α→β
要求：箭头左边的α 至少 含有 一个非终结符 ， 其余 不加任何限制
例如，G：C→AaB
aA→a
B→b|Bb
【1型文法】
产生式形式：α→β
要求： |α|≤|β| (产生式左端的长度<=右端的长度)，S→ε除外。
例如G： C→aAB
aA→aBa
B→b|Bb
【2型文法】(上下文无关文法)
产生式形式：A→β，A∈VN(终结符) ，β∈V *(VN∪VT，即可为终结符也可为非终结符)
说明：当以β替换A时，与A的上下文环境无关；
大部分程序设计语言近似于2型文法。
【3型文法】(正规文法 / 右线性文法)
产生式形式：A→a，A→aB，
说明：a∈VT(终结符) ， A，B∈VN(非终结符)，即产生式右端的第一个符号必须为 终结符
例如 G：A→aB
B→b|bB
【其他说明】对于这四种类型的文法：
*包含关系：0 > 1 > 2 > 3 (以'>'代替包含符，'A>B'译为A包含B)
*严格程度：3 > 2 > 1 > 0
*判断文法所属类型的顺序：3 → 2 → 1 → 0
9. 编译原理问题：求解
E是文法开头。ε代表终结符号(推理中代表终点或结果，程序语言中代表常量等)。E T 这些大写字母一般代表非终结符号（这些代表中间过程，非结果。程序中代表函数等等）。开始是E。因为有个G(E)。E就是文法开始符号。推导就有E开始，它也是一个非终结符(代表函数、或者一个推导过程，类似于程序中的main(c++)、winmain(vc++)、dllmain(dll)等主函数）。
1算术表达式文法：这个文法是一个递归文法。计算机进行逻辑推导时会走很多弯路（类似于遍历一颗树的过程）。为了不让计算机走弯路（提高效率的目的），可以变换为第二种文法。这种文法消除了递归（消除了歧义，类似于后缀表达式），使计算机可以一条直线走到底儿推导出结果。
我也很久没看编译原理了。 呵呵
10. 编译原理2道解答题题【急！！】
第一题：
请先采纳，第二题给你答案。