一、概論。

1. 將某一種 程式設計語言 寫的 程式 翻譯成等價的 另一種語言 的 程式 的程式, 稱之為編譯程式(compiler) 。
2. 遍：對源程式或源程式的中間形式從頭到尾掃描一遍，並做有關的分析加工，生成新的源程式的中間形式或生成目標程式。

二、形式語言與自動機基礎

1. BNF : 用來表示語法 eg. <句子> -> <主語><謂語>

2. 字母表（符號集）：字母表是元素的非空有窮集合。字母表中的元素
   稱為符號或字元，因此字母表也稱為符號集，用大寫字母A或希臘字母∑表示

3. 符號串：由字母表中的符號組成的任何有窮序列稱為符號串，也稱為串或字串。用小寫希臘字母表示符號串，如如 ω =STR

   1. 字首： ω 是一個符號串，從 ω 的尾部刪去0個或若
      幹個符號之後剩餘的部分稱為 ω 的字首。 (真字首不是原符號串)
   2. 字尾：從 ω 的首部刪去0個或若干個符號之後剩餘的部 分稱為ω 的字尾。(真字尾不是原符號串)
   3. 子符號串：從一個符號串中刪去它的一個字首 和一個字尾之 後剩餘的部分稱為該符號串的子符號串或子串。

4. 符號串的連線：設 ω 和 υ是兩個符號串，如果將符號串 υ 直接拼接在符號串 ω 之後，則稱此操作為符號串 ω 和 υ的連線，記作 ω υ。

   eg. ω=abc，υ =xyz則 ω υ=abcxyz

5. 符號串的方冪：設 ω 是某字母表上符號串，把 ω 自身連線 n 次得 到符號串 υ ，即 υ = ω ω … ω (n個 ω ) ，稱 υ 是符號 串 ω 的n次冪，記作 υ = ω ^n。

6. 符號串集合的乘積：設A、B 是兩個符號串集合，AB表示A與B的乘積，則有定義 AB={ ω υ| ( ω ∈A)∧( υ∈B) }

   如：設A={ab,c}, B={d,ef}, 則 AB={abd, abef, cd, cef}

7. 符號串集合的方冪：設A是符號串集合，A自身的乘積可以用方冪表示。A0= { ε } A^1=A A^2=AA A^3= A^2A =AAA

8. 符號串集合的並（並集）

9. 符號串集合的閉包：

   1. 正閉包：設A為符號串集，A的正閉包記作A+，有 A+= A1∪ A2∪…∪ An∪…
   2. 自反閉包：A*定義為A的自反閉包，有 A*= A0∪ A+= { ε }∪ A+= A+∪{ ε }

10. 文法：一部文法G是一個四元組 G =（ VN, VT, S, P）

    1. VN：非空有限的非終結符號集(一般用大寫字母表示)。其中 的元素稱為非終結符，或語法變數，代表了一個語法範疇
    2. VT：非空有限的終結符號集（一般用小寫字母表示）。
    3. S：文法的開始符號或識別符號，亦稱公理，S ∈VN。S代表 語言最終要得到的語法範疇。
    4. P：有限產生式集。
       產生式就是按一定格式書寫的定義語法範疇的文法規則，它是一部文法的實體。

11. 語言的非形式化定義：給定一部文法G, 從G的開始符號S出發，反覆使 用產生式對非終結符進行替換，最後所得到的終結符 號串的全體，即為文法G所描述的語言L(G)。

    如：設有文法G： S → P | aPb，P → ba | bQa，Q → ab ；

    L(G)={ba, baba, abab, ababab}

12. 直接推導=>：有 ν = α Aβ=> α γβ= ω ( α ,β,γ∈(VN∪VT)*),當且 僅當P中存在一條規則A ->γ，稱 ν 直接推匯出 ω （或 ω 直接歸約到 ν ），記作： ν => ω 。

13. 直接推導序列： 則 ν 經過n步(n>0)可以推匯出ω ，記作:ν =(+)>ω 。當ν=>ω 或 ν=ω ，記作： ν(*)=>ω

14. 句型：設有文法G[S]，若 S =(*)> α ( α ∈(VT∪VN)*)，則稱
    α 為G[S]的句型

15. 句子：設有文法G[S] , 若S =(*)>α ( α∈VT*) ，則稱 α 為G[S]的句子。

16. 最左(右)推導

17. 規範推導/規範句型/規範歸納：最右推導也稱為規範推導 。僅用規範推導得到的句型稱為規範句型 。規範推導的逆序為規範歸約。

18. 遞迴文法：設有文法G，A→ γ是G的產生式，若 γ 具有 α A β的形式，或 γ
    =(+)>α A β ，則稱G是遞迴文法。

    1. 若 α = ε ，則G為左遞迴文法。
    2. 若 β=ε ，則G為右遞迴文法

19. 語言：文法 G所產生（描述）的語言L(G)： L(G) = { α | α ∈VT*∧ S =(+)> α ，S是文法 Ｇ 的開始符號 }

20. 文法等價：若 L(G1)= L(G2)，則稱文法G1和G2是等價的

21. EBNF：擴充BNF，假如{} () []

22. 語法圖：

    1. 由一組圖組成，每個圖定義了一個非終結符的產生式 。
    2. 每個圖都有一個起始結點和一個終止結點，其他的結點標記為 文法符號。
    3. 終結符結點用圓形表示。
    4. 非終結符結點用方形表示。
    5. 從起始結點到終止結點的所有路徑（標記為結點序列）定義候 選式。

23. 語法分析樹

24. 二義文法：對一部文法G，如果至少存在一個句子,有兩棵 ( 或兩棵以上 )不同的分析樹，則稱該句子是二義性的。包含有二義性句子的文法稱為二義文法。否則，該文法是無二義性的

    1. 文法二義與語義二義無關

25. 文法二義性消除：構造G1′ ，使L( G1）=L( G1′)

26. 文法分類：

    1. 0型（短語）文法：如果對文法G中的規則 α → β 不加任何限制，則稱G 為0型文法或短語文法。
    2. 1型文法（上下文有關文法）：設文法G=(VN,VT,S,P)，對P中的每個產生式（除 S → ε 外，但此時S不得出現在任何產生式的右部 ） 限制為形如：α A β → α γ β其中，A∈VN， α , β ∈(VT∪VN)﹡， γ ∈(VT∪VN)+， 則稱文法G為1型文法或上下文有關文法。
    3. 2型文法（上下文無關文法）：設文法G =（VN,VT, S , P），對P中的每個產生 式限制形如： A→ α 其中，A∈VN， α ∈(VT∪VN)* 則稱文法G為2型文法。
    4. 3型文法（正則文法、線性文法）：設文法G=（VN,VT, S, P），對P中的每個產生式 形如： A→ α B 或A→ α 或者（A→B α 或 A→ α） 其中，A，B∈ VN， α ∈VT*，則稱文法G為3型文法 （正則文法或線性文法）。

27. 確定的有限狀態自動機DFA：一個確定的有限自動機M ( DFA M)是一個五 元組 M =（Q, ∑ , f, q0, Z）

    1. Q：狀態的有限集合，每個元素qi(qi∈Q) 稱為一 個狀態。

    2. ∑ ：輸入字元的有限集合(或有窮字母表)。

    3. f：狀態轉換函式：從Q× ∑ →Q的對映。 例如, f（p,a）=q, q、p∈Q, a∈ ∑ 。表示了在狀 態p讀入字元a後轉入狀態q。q也稱為p的 後繼狀態

    4. q0：M的唯一初態（也稱開始狀態），q0∈Q

    5. Z： M的終態集（或接受狀態集） Z⊆Q。

       形式定義<->狀態轉換圖 <-> 狀態轉換表

       DFA識別機制：（識別方法）

       L(M) 為全部接收的字串

28. 非確定的有限狀態自動機NFA：一個非確定的有限自動機M ( NFA M)是一個五元組M =（Q,∑ , f, q0, Z）

    1. Q，∑ ， Z， q0同DFA
    2. f：狀態轉換函式。 從Q×( ∑ ∪{ ε }) →2Q的對映。這裡的後繼狀態不 是唯一的，它是狀態集Q的子集。

    識別機制：L(M) 為全部接收的字串

29. NFA確定化

    1. 對任何一個NFA M，都存在一個DFA M ’ , 使 L(M’ )=L(M)。

    確定化的演算法-子集法：I是NFA M’ 狀態集Q的一個子集。(即I⊆Q)， 則ε-closure(I)為~~~

    狀態集合I的α弧轉換Ia : Ia=ε-closure({p|∃q∈ ε -close(I)，p∈f(q，a)})。

30. DFA化簡

    通過刪除無關狀態，合併等價狀態的規約過程，直至得到規約機( 最小的DFA)

    1. 無關狀態或多餘狀態或無用狀態

       如果從DFA M的初態開始，任何輸入序列都不能到達的那些狀態稱為無關狀態

    2. 等價狀態、可區分狀態

       設DFAM的兩個不同狀態 q1，q2，如果對任意 輸入字串ω，從q1，q2狀態出發，總是同時到達接收狀態或拒絕狀態之中，稱q1，q2是等價的。

31. 正則文法與有限自動機

    設文法G=(VN, VT, S, P)為一右線性文法(左線性文法結論相同)，則存在一有限自動機M=（ Q, ∑ , f, q0, Z），使得：L(M)=L(G)

    構造

    1. ∑ = VT
    2. q0= S
    3. Q= VN∪{qz}， qz為一附加狀態且qz∉ VN
    4. Z= {qz}
    5. f:若P中有產生式B →a， 則qz∈f(B,a) 若P中有產生式B →aC，則C∈f(B,a) a∈VT∪{ε}

32. 正規式與正規集

    1. ε和Ф是∑上的正規式，它們表示的正規集分別 為{ε}和Ф；
    2. 對任何a∈∑,a是∑上的正規式,它表示的正規集為{a}；
    3. 若r,s都是正規式 , 對應的正規集分別為R和S , 則 (r|s)、(r·s)、(r)*也是正規式，它們表示的正規集分別是：R∪S，RS，R*。
    4. 有限次使用上述三條規則構成的表示式，稱為∑上 的正規式，僅由這些正規式表示的集合為正規集

33. 正規式與有限自動機的等價

    1. 字母表∑上的有限自動機M所接受的語言 L(M) 是∑上的一個正規集；
    2. 對於∑上的每一個正規式 r，存在一個∑上的有 限自動機M，使得：L(M)=L(r)。

三、詞法分析

1. 屬性字：對所識別的單詞的資料結構表示。

   L1= （ T(Token)，C(Code)）

2. 掃描器設計與實現

   作為掃描器的狀態轉換圖(FA)的構造

   1. 對語言的各類單詞分別構造狀態圖
   2. 將各類狀態圖合併，構成一個能識別該語言所有單詞的狀態圖。
      
      1. 將各類單詞的狀態圖的初態合併為一個惟一初態；
      2. 調整衝突編號。

   狀態轉換圖實現之一：資料中心法

   將狀態轉換圖看成一種資料結構(狀態表)，用總控程式控制輸入的源程式串在其上執行。

   1. 主表： 資料項= 狀態 + 分表地址或子程式入口
   2. 分表： 資料項= 當前輸入字元 + 轉換狀態

   狀態轉換圖實現之二：程式中心法

   將狀態轉換圖看成一個流程圖，從初態開始對 它的每個節點（狀態）編寫一函式或直接跟蹤狀態 圖從初態開始的轉換完成所有分支的跟蹤來編寫程 序。

四、語法分析–自上而下分析法

1. 不確定性

   消除直接左遞迴：對P→P α|β， α 、 β ∈(VT∪VN)* 修改為P→ β P′， P′→ α P′|ε

   消除間接左遞迴：

   1. 把間接左遞迴文法改寫為直接左遞迴文法；

      依次按照C，B，A的順序向前帶入，注意只替換A->Ba這種形式，A->aB無需替換

   2. 用消除直接左遞迴的方法改寫文法

   消除回溯：利用First和Follow

2. First集

   設G是二型文法，則G中的任意 α∈V*的終結首符集FIRST( α )為 FIRST ( α ) = { a |α=> a ……，a∈VT } 若α =>ε, 則ε∈FIRST( α ) 。

   演算法：

   1. 計算FIRST(X)(X∈V)

      1. 若X是終結符,則FIRST(X)＝{X};
      2. 若X是非終結符，X的FIRST為其所有候選式的 FIRST集合的並集。

   2. 計算FIRST( α )( α ∈V*)

      設 α =X1X2… Xk (Xi∈V)

      1. FIRST(X1)中的所有終結符號加到FIRST( α )中；
      2. 若對於某個i，a∈ FIRST(Xi)且X1X2… Xi－1⇒ ε， 則將a加到FIRST( α )中；
      3. 若對於所有的j＝1，2，…，k， ε ∈ FIRST(Xj)， 則將 ε 加到FIRST( α )中

   對非終結符A的多個候選式的FIRST( αi)的相互兩個彼此交集≠Φ，一般是因為 αi中有公共左因子，可 以通過提取左公因子來改造文法。(由BNF正規化改 EBNF正規化)

3. 狀態圖構造（為文法G的每個VN ）

   1. 建立1個初態和1個終態(函式返回態)；
   2. 為每個產生式 A→ x1x2 … xn 建立從初態到終 態的路徑，弧標記為x1，x2， …，xn ；

4. 化簡遞迴下降分析器（化簡狀態圖）

5. LL(1)分析法

   1. 顯式地維護一個狀態棧，而不是通過隱式的遞迴呼叫來做自上而下的語法分析
   2. 邏輯結構：總控程式，LL(1)分析表，分析棧

6. Follow集

   1. 設上下文無關文法G，S是文法的開始符 號，對於文法G的任何非終結符A FOLLOW(A)＝｛a|S=>…Aa…，a∈VT｝ 若S=>…A，則令＃∈FOLLOW(A)。
   2. FOLLOW(A)的含義是指，在文法G的句型中，能夠緊跟著A之後的一切終結符或“＃”
   3. 演算法：
      
      1. 對文法的開始符號S，令＃∈FOLLOW(S) ；
      2. 若文法G中有形如A→ α Bβ的規則，且β≠ε， 則將FIRST(β)中的一切非ε符號加入 FOLLOW(B)；
      3. 若G中有形如 A→α B 或 A→α Bβ的規則，且ε∈FIRST(β)，則FOLLOW(A)中的全部元素 屬於FOLLOW(B)

7. LL(1)分析表的構造

   1. 對文法G，若G中對非終結符A的產生式形如 A→ α | β 且 α 和 β 均不推出ε，則可產生LL(1)分析表的A行為：
      
      1. 對∀ a∈FIRST( α ) ，a列即 Ｍ (A，a) = { A→ α }
      2. 對∀ b∈FIRST( β ) ，b列即 Ｍ (A，b) = { A→ β }
   2. 對A→ α | β 且α 或 β 推出ε的情況，產生LL(1)分 析表的A行為，
      
      1. 若 α =>ε 對∀ a∈FIRST( α )∪FOLLOW(A)， a列即 Ｍ (A，a) = { A→ α }
      2. 若 α 不推出空串， 對∀ a∈FIRST( α ) ，a列即 Ｍ (A，a) = { A→ α}
      3. 若 β=>ε 對∀ b∈FIRST( β )∪FOLLOW(A)， b列即 Ｍ (A，b) = { A→ β }
      4. 若 β 不推出空串， 對∀ b∈FIRST( α ) ，b列即 Ｍ (A，b) = { A→β }

8. LL(1)重要性質

   1. 任何LL(1)文法是無二義性的。
   2. 若一文法為左遞迴文法，則它必然是非 LL(1)文法。
   3. 非LL(1)語言是存在的。
   4. 存在一種演算法，它能判定任一文法是否為 LL(1)文法。
   5. 不存在這樣的演算法，它能判定上下文無關 語言能否由LL(1)文法產生。

9. 非左遞迴文法G為LL(1)文法⇔G的任何一個非 終結符 A，設關於A的產生式為 A→ α 1 | α 2 |…| α n 滿足下面的條件:

   1. 每個候選式 α i，FIRST( α i)兩兩彼此互不相 交。
   2. 若有 α i =>0，則FIRST(α) ∩ FOLLOW(A) = ∅。

五、語法分析–自下而上分析法

1. 短語：S是文法G的開始符號，α β δ 是G的一個句型，若 S =>α A δ 且A =(+)>β,則 β 是句型 α β δ 相對於A的短語

2. 直接短語：S是文法G的開始符號,α β δ 是G的一個句型，若 S =>α A δ 且A→ β ,則 β 是句型 α β δ 相對於A的直接短語

3. 控制代碼：一個句型的最左直接短語稱為控制代碼

   （所有短語根據子樹的葉子節點判斷即可）

4. 算符優先分析法

   1. 基本思想：對給定的G按照一定原則求出G的文法符號間的優先關係，按照優先關係確定可歸約子串實施歸約。

5. 算符文法（OG）:設有一文法G，如果G中沒有 U→…VW… 的規則，其中V，W，U∈ ＶN，則稱文法G 是算符文法(OG)

   算符文法的任何句型都不會含有兩個相鄰的非終結符

6. 算符優先文法（OPG）

   設G是一不含P→ε形式規則的算符文法，則對於任何a，b有：

   1. a≐b，當且僅當文法G中有形如 A→… ab… 或 A→… aBb…的規則：
   2. a⋖b，當且僅當文法G中有形如A→… aB…的規 則，其中B=>b… 或 B=> Cb… ；
   3. a⋗b，當且僅當文法G中有形如A→… Bb…的規 則，其中B => … a或 B=> … aC

7. 算符優先關係表構造（貌似不考。）

8. 素短語：設G是一個算符文法， β 是句型 α β δ 關於A 的短語且 β 含有至少一個終結符號，並且除自身外不再含有任何更小的帶終結符號的短語，則 β 是句型 α β δ 關於A的素短語。

9. 最左素短語：文法G的句型 α 的最左邊的素短語為最左 素短語。

10. 優先函式表的構造（貌似也不考。）

11. 算符優先分析器

    1. 組成：總控程式+分析棧+優先函式表

12. LR分析技術是編譯系統中語法分析器實現最常用、最有效的一種分析方法。

    1. LR->自左向右，最右推導的逆序(規範規約)
    2. LR分析器結構：
       
       1. 組成：總控程式+分析棧+LR分析表
       2. 例項

13. 活字首：規範句型的不含控制代碼之後任何符號的字首，稱為該句型的活字首

14. LR(0)專案：在文法G的每個產生式的右部(候選式)的任何位置上新增一個圓點，這樣構成的每個產生式稱為LR(0)專案。

    圓點的位置標記相應的候選式已被匹配（放入棧中）了多少

    專案分類：

    1. 規約專案
    2. 接受專案
    3. 移進專案
    4. 待約專案

15. 構造識別文法G的所有活字首的非確定有限自動機NFA+識別文法G的所有活字首的DFA

16. 文法G的LR(0)專案集規範族：識別文法G的活字首的DFA，其狀態中包含的LR(0)專案集的全體

    1. 構造方法一：
       
       1. 構造文法G的LR(0)專案；
       2. 基於LR(0)專案，構造識別文法 G所有活字首的NFA
       3. NFA確定化為DFA，該DFA的各個狀態所包含的專案集的集合，即構成了G的LR(0)專案集規範族。
    2. 構造方法二：(closure（專案集閉包）函式+GO（專案集轉移）函式)
       
       1. 拓廣文法。設G是一文法，S是它的開始符 號，則將產生式S′→S加入到G中構成新的文 法G′，S′為 G′的開始符號，G′稱為G的拓廣文 法(使文法開始符號的侯選式惟一)
       2. 構造文法G的LR(0)專案集規範族。

17. 專案集閉包

    構造方法：

    1. I中的每一個專案皆屬於closure(I)；
    2. 若形如A→ α ·Bβ(B∈VN) 的專案屬於I， 則對G中的任何產生式 B → γ 的第一個 LR(0)專案（B→· γ ）也屬於closure(I)；
    3. 重複上述步驟，直至不再有新的專案加入 closure(I)為止；

18. 專案集轉換函式GO( I , X)

    若 I 是文法G的一個專案集，X為G 的 符號，則GO(I , X)＝closure(J)。 其中 J={形如A→αX·β的專案|∃A→ α ·Xβ∈I}。(注意 · 的位置)

19. LR(0)文法：若一個文法G的識別活字首的DFA的每一個 狀態(專案集規範族中的的每一個LR(0)專案集) 中不存在 ① 即含移進專案又含歸約專案； 和 ② 含有多個歸約專案； 則每個專案集的專案相容，稱G是一個 LR(0)文法。

20. 構造LR(0)分析表

    演算法一（根據DFA）

    1. 若f (K，a)＝j(a∈ Ｖ T)，則置 action(K , a)＝Sj；
    2. 若f (k ，A)＝j (A∈ Ｖ N)，則置 GOTO(K，A)＝j ；
    3. 若A→ α ·∈k，則對所有終結符a和結束符“＃”， 置action(K , a)＝rj和 action(K , ＃)＝rj。 (其中假設產生式A→ α ·是文法第 j 個產生式)
    4. 若S ′→ S · ∈k，則置action(K , ＃)＝acc
    5. 表中空白置出錯標誌

    演算法二（根據GO函式以及專案集規範族）

    1. 若GO (Ik ,a)＝Ij(a∈ Ｖ T)，則置 action(K , a)＝Sj
    2. 若GO (Ik ,A)＝Ij(A∈ Ｖ N)，則置 GOTO(K，A)＝j ；
    3. 若A→ α ·∈Ik，則對所有終結符a和結束符 “＃”，置action(K , a)＝rj和 action(K , ＃)＝rj。 (其中假設產生式A→ α ·是文法第 j 個產生式)
    4. 若S ′→S · ∈Ik，則置action(K , ＃)＝acc；
    5. 表中空白置出錯標誌

21. 專案集存在歸約－歸約衝突

    在識別活字首的DFA某一狀態(專案集規 範族的某一專案集）中，若既含有圓點不在 最後的移進專案，又含有圓點在最後的歸約項 目，則稱該專案集存在移進－歸約衝突。若含 有兩個或兩個以上圓點在最後的歸約專案，則 稱該專案集存在歸約－歸約衝突

22. 構造SLR(1)分析表 （上面第3步時先判斷輸入符號是否屬於某個follow集）

    演算法：

    1. 若GO (Ik ,a)＝Ij(a∈ Ｖ T)，則置 action(K , a)＝Sj
    2. 若GO (Ik ,A)＝Ij(A∈ Ｖ N)，則置 GOTO(K，A)＝j ；
    3. 若A→ α ·∈Ik，則對所有a∈FOLLOW(A)， 置action(K , a)＝rj。 (其中假設產生式A→ α ·是文法第 j 個產生式)
    4. 若S ′→S · ∈Ik，則置action(K , ＃)＝acc；
    5. 表中空白置出錯標誌

23. 按照SLR(1)方法構造的文法G的LR分析 表，如果每個入口不含多重定義，則稱它為G 的SLR(1)分析表。具有SLR(1)分析表的文法G 稱為SLR(1)文法。使用SLR(1)分析表的語法分 析器稱作SLR(1)分析器

    SLR(1)分析表構造= SLR(1)方法+ LR(0)分析表構造

    SLR(1)方法 =有歸約專案的狀態中歸約動作的設定。

24. LR(k)專案：文法G的一個LR(k)專案是 ［A→ α ·β，a1a2 … ak ］其中： A→α ·β是一個LR( 0 )專案； ai∈ VT∪{#} ； a1 a2 … ak：搜尋符串

25. LR(1)有效專案

    若文法G的一個LR(1)專案［A→α ·β，a］對活字首 γ 是有效的，當且僅當存在規範推導 S=(*)> δ Aω=(*)> δ α β ω 其中：ω∈VT*， γ = δ α ，a∈FIRST( ω )或 a為’#’(當 ω = ε )，稱a為搜尋符

六、語義分析與中間程式碼生成

1. 語法制導翻譯：為文法的每一個產生式配一個相應的語義子程式（或語義規則描述的語義動作），並在語法分析的同時呼叫它。
2. 屬性翻譯文法：把語義引入文法，給產生式中的文法符號附加“屬性”，構成涉及語義的翻譯文法
3. 綜合屬性 ：分析樹中,如果一個結點的屬性值是通過 子結點的屬性值計算得到則稱為綜合屬性。
4. 繼承屬性 ：分析樹中,如果一個結點的屬性值是由該 結點的父結點和(或)兄弟結點的屬性定義的 稱為繼承屬性
5. 中間語言：
   
   1. 逆波蘭式
   2. N元式
      
      1. 三元式（三元式表）
      2. 間接三元式（間接碼錶+三元式表）
      3. 四元式 NO. ( OP, ARG1 , ARG2 ，Result)
   3. 圖（樹）
      
      1. 一個三元式 <–> 一棵子樹
      2. OP <–> 子樹根
      3. ARG1 <–> 子樹左葉節點
      4. ARG2 <–> 子樹右葉節點
6. 符號表->整個編譯過程中動態地採集、記錄、變更、引用
   
   1. 定義：存放源程式中有關識別符號的屬性資訊的 資料結構。
   2. 結構：名稱域+屬性資訊域
   3. 作用：收集識別符號屬性資訊；語義檢查依據； 程式碼生成時地址分配依據
   4. 識別符號類的主要屬性和作用
      
      1. 識別符號名。作用：查重(考慮作用域和可視性前提)
      2. 型別。作用：儲存空間分配；可施加運算的檢查等
      3. 儲存類別。作用：提供語義處理、檢查、儲存 分配的依據。
      4. 作用域、可視性。作用：動態活動環境支援，提 供量所在層次；
7. 語句標號表LT
   
   1. 構成：標號名 + 定義否(flag) + addr（1表示定義性出現，0表示使用性出現）
8. 拉鍊反填技術：處理標號先引用後定義的情況，適用於一邊掃描的編譯器

八、程式碼優化

1. 基本塊
   
   1. 特點1：唯一入口和唯一出口
   2. 特點2：沒有轉進轉出，分叉會合
2. 基本塊劃分
   
   1. 確定每個基本塊的入口語句。
   2. 根據確定的基本塊的入口語句，構造 其所屬的基本塊
   3. 凡是未包含在基本塊中的語句，都是程式 的控制流不可到達的語句，直接從程式中刪除。
3. 程式的控制流圖
4. DAG 無環路的有向圖 ->確認的式基本塊內各四元式間的關係
5. 迴圈
   
   1. 強連通性
   2. 入口唯一
6. 必經節點：ni DOM nj -> 到達nj的任意通路都經過ni
7. 必經節點集：D(n)
8. 回邊：a→b是流圖G中一條有向邊，如果b DOM a， 則稱a→b是流圖G中的一條回邊。記< a, b >。