04 2019 档案
摘要：1.直接消除左递归 假定P关于的全部产生式是 P->Pα1|Pα2|…|Pαm|β1|β2|…|βn (每个α都不等于ε，每个β都不以P开头) 方法：左递归变右递归 P->β1P'|β2P'|…|βnP' P'->α1P'|α2P'|…|αmP'|ε 例：给定文法G(S): E->E+T|T T->
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摘要：1.将所有单词的正规集用正规式描述 2.用正规式到NFA的转换算 得到识别所有单词用NFA 3.用NFA到DFA的转换算法 得到识别所有单词用DFA 4.将DFA的状态转换函数表示成二维数组 并与DFA的执行程序结合起来
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摘要：对于给定的DFA M,寻找一个状态数比M小的DFA M'使得L(M)=L(M') 1.状态的等价性： 假设s和t为M的两个状态 ①若分别从状态s和状态t出发都能读出某个字α而停止于终态，则称s和t等价 ②存在一个字α，使得s和t一个读出α停止于终态，另一个读出α停止于非终态，则称s和t可区别 2.基
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摘要：1.假定NFA M=<S,∑,f,S0,F> 对M的状态转换图进行以下改造: ①引进新的初态结点X和终态结点Y, X,Y∈S, 从X到S0中的任意结点连一条ε箭弧，从F中任意结点到Y连一条ε箭弧。(解决初态的唯一性) ②引入新状态对M的状态转换图进行进一步的替换(简化弧上的标记) 2.NFA确定化：
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摘要：从汇编语言的角度， 把 处理器子系统 抽象为 寄存器 把 存储器子系统 抽象为 存储器地址 把 i/o子系统 抽象为 输入输出地址
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摘要：是一个五元组，M=(S,∑,f,S0,F) S：有穷状态集 ∑：输入字母表(有穷) f：f(S,α)=S' 表示从一个状态S出发，识别了一个字α后，可以到达S'这个状态集合之间的某一个状态(可能的后继有多个，也可能木有) S0：非空初态集 F:终态集(可空)
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摘要：是一个五元组 M=(S,∑,f,S0,F) 其中 S：有穷状态集 ∑：输入字母表(有穷) f：状态转换函数。f(S,a)=S' 是单值部分映射，每个状态面临一个输入符号时，转入的后继状态是确定的。 S0∈S：唯一初态 F∈S：终态集(可空)
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摘要：一、对于给定的字母表∑ (1)ε和∅是∑上的正规式，它们的正规集为{ε}和∅ (2)任何a∈∑，a是∑上的正规式，它所表示的正规集为{a} (3)假定e1和e2都是∑上的正规式，则 ①(e1|e2)为正规式，它所表示的正规集为L(e1)∪L(e2) ②(e1·e2)为正规式，它所表示的正规集为L(e
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摘要：1.设文法G2(S): S->AB A->aA|a B->bB|b G2(S)产生的语言是什么？ 解：L(G2)={ambn|m,n≥1} 2.请给出产生语言为{anbn|n≥1}的文法 解：G3(S)： S->ab|aSb 3.上下文无关文法 一个四元数组G=(VN,VT,S,P) VN:非空有限
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摘要：假定G是一个文法，S是它的开始符号，如果 * S => α 则称α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，记为L(G)。
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摘要：以行优先顺序存储的三维数组A[m][n][k], 其中元素A[0][0][0]的地址为a, 且每个元素占b个字节， 则A[x][y][z]的地址为 a+(x*n*k+y*k+z)*b， 将m,n,k,视为z,y,x轴 ，
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摘要：引用作为函数的参数，可以不用新建形参变量，节约内存。其实相当于对实参本身的操作。
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摘要：分为编译程序(compiler)和解释程序(interpreter) 编译程序：把源程序(高级语言编写)转换成目标程序(汇编语言或机器语言编写)。 解释程序：对源程序边翻译边执行。 编译型语言 优点：效率高，占用资源少。 缺点：复杂，可移植性差。 解释型语言 优点：简单易读，跨平台性强 缺点：效率低
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