图的最小生成树prime算法【数据结构上机】

本文介绍了一种使用Prim算法求解最小生成树的方法。通过详细的C++代码实现,展示了如何构建图的邻接矩阵,并利用Prim算法找到图的最小生成树。最后,输出了最小生成树的构成和总权重。
#include<iostream>
#include<cstdio>
#define MAXV 20			//最多顶点数
#define INF 32767       //INF表示∞
using namespace std;
int sum=0;

//typedef struct
//{
//	int num;						//顶点编号
//} VertexType;					//顶点类型
typedef struct  				//图的定义
{
	int edges[MAXV][MAXV]; 		//邻接矩阵存储图
   	int n,e;   					//顶点数,边数
//	VertexType vexs[MAXV];		//存放顶点信息
} MGraph;						//图的邻接矩阵类型

void Prim(MGraph g,int v)
{

	int lowcost[MAXV];			//顶点i是否在U中
	int min;
	int closest[MAXV],i,j,k;
	for (i=0;i<g.n;i++)          	//给lowcost[]和closest[]置初值
	{
		lowcost[i]=g.edges[v][i];
		closest[i]=v;
	}
	for (i=1;i<g.n;i++)          	//找出n-1个顶点
	{
		min=INF;
		for (j=g.n-1;j>=0;j--)       //在(V-U)中找出离U最近的顶点k
			if (lowcost[j]!=0 && lowcost[j]<min)
			{
				min=lowcost[j];
				k=j;			//k记录最近顶点的编号
			}
        sum=sum+min;
		printf(" 边(%d,%d)权为:%d\n",closest[k],k,min);
		lowcost[k]=0;         	//标记k已经加入U
		for (j=0;j<g.n;j++)   	//修改数组lowcost和closest
			if (g.edges[k][j]!=0 && g.edges[k][j]<lowcost[j])
			{
				lowcost[j]=g.edges[k][j];
				closest[j]=k;
			}
	}
}
int main()
{
	int i,j;
	MGraph g;
	g.n=6;g.e=10;
	int a[6][6]={
	{0,5,8,7,INF,3},
	{5,0,4,INF,INF,INF},
	{8,4,0,5,INF,9},
	{7,INF,5,0,5,6},
	{INF,INF,INF,5,0,1},
	{3,INF,9,6,1,0}};
	for (i=0;i<g.n;i++)		//建立图9.13(a)所示的图的邻接矩阵
		for (j=0;j<g.n;j++)
			g.edges[i][j]=a[i][j];
	cout<<"从顶点0开始的最小生成树构成如下"<<endl;
	Prim(g,0);
	cout<<"权值和为:"<<sum<<endl;
	printf("\n");
}

 

用c++实现一 实验目的 语法分析是编译程序中的核心部分。本实验通过设计一个典型的自上而下语法分析程序——LL(1) 语法分析程序,进一步理解并掌握语法分析的原理和实现技术。 二 实验原理 语法分析的主要任务是“组词成句”,将词法分析给出的单词序列按语法规则构成更大的语法单位,如“程序、语句、表达式”等;或者说,语法分析的作用是用来判断给定输入串是否为合乎文法的句子。 按照生成语法树的方向不同,常用的语法分析方法有两类:自顶向下分析和自底向上分析。自顶向下分析是从文法的开始符号出发,试推导出与输入单词串相匹配的句子。自底向上分析也称移进-归约分析方法,从输入单词串开始,试归约到文法的开始符。 预测分析法(LL(1)方法)的基本思想是:从文法开始符S出发,从左到右扫描源程序,每次通过向前查看 1 个字符,选择合适的产生式,生成句子的最左推导。 三 实验步骤与要 1、 复习第4章,进一步理解LL(1)方法的原理和实现技术。根据预测分析程序模型,编写一个语法分析程序。可根据自己的能力选择以下三项(由易到难)之一作为分析算法的输入:  根据文法,人工构造分析表M,在程序中直接输入表M。  输入文法的FIRST集和FOLLOW集,由程序自动生成该文法的预测分析表M。  输入文法,由程序自动生成该文法的预测分析表M。 2、 程序具有通用性,即所编写的LL(1)语法分析程序能够适用于不同的LL(1)文法以及各种输入单词串。 3、 有运行实例。对于输入的一个文法和一个单词串,语法分析程序应能正确地判断此单词串是否为该文法的句子,并能够输出分析过程。 4、 设计合理的数据结构,特别是文法、预测分析表、分析栈等的存储结构。 5、 画出程序流程,编写源程序。 6、 上机录入程序并调试通过,请指导教师审查程序和运行结果并评定成绩。 7、 撰写并上交实验报告,报告内容要见实验一。 四 上机安排 本实验共需8个学时,课内安排4个学时 五 补充材料 一个预测分析器由三部分组成: 1. 预测分析程序:即分析器的总控程序,基本上不随文法的改变而改变。下面给出预测分析程序的伪代码: BEGIN INITIAL: PUSH‘#’; PUSH 文法开始符 S; 读入第一个字符送a; REPEAT POP X; {弹栈,送入X} IF X∈VT THEN IF X=a THEN 读入下一个字符送a ELSE ERROR IF X∈VN THEN CASE M[X,a] OF ‘X→X1X2…Xn’:PUSH XnXn-1…X1; ‘X→ε’: SKIP; {空操作} ‘空白或错误码’:ERROR ENDCASE UNTIL X=‘#’ IF X=a=‘#’ THEN 正确接收输入串并停止 ELSE ERROR END; 2. 分析栈:存放替换当前非终结符的某个候选式的符号串(逆序存放在栈中) 3. 预测分析表(即LL(1)分析表),它是一个二维矩阵,根据FIRST集和FOLLOW集构造,表的每一行对应一个非终结符,每一列对应一个终结符,分析表可用数组M[A,a]表示,A∈VN,a∈VT或#。M[A,a]的内容(值)存放关于A的一条产生式,表明非终结符A和终结符a匹配时,应选择的后选式。当M[A,a]无内容时,表明出错。 分析器的总控程序大同小异,而LL(1)分析表却千差万别。所以,LL(1)分析表是进行预测分析的核心。 若能够构造一个不冲突的LL(1)分析表,则可知该文法是LL(1)文法,可使用LL(1)分析法进行分析。 LL(1)分析表构造算法: 对给定文法,先各产生式的FIRST集和FOLLOW集。 假定初始时分析表为空。 i:=n; {n是最大产生式编号,即产生式数} REPEAT 将编号为n-i+1的产生式A→α填入M[A,a]中 {填α即可} i:=i-1 UNTIL i=0 其余空白M[A,a]填入‘出错码’ {也可用空白表示出错}
05-29
编写递归下降语法分析器3.2 实验 2:编写递归下降语法分析器 本实验进行递归下降语法分析器的编程与调试。 3.2.1 实验类型 验证型实验 3.2.2 实验目的和要 通过设计、编制、调试一个递归下降语法分析程序,实现对词法分析程序所提供的单 词序列进行语法检查和结构分析,掌握常用的语法分析方法。通过本实验,应达到以下目 标: 1、掌握从源程序文件中读取有效字符的方法和产生源程序的内部表示文件的方法。 2、掌握词法分析的实现方法。 3、上机调试编出的语法分析程序。 3.2.3 背景知识 递归下降分析程序实现思想简单易懂。程序结构和语法产生式有直接的对应关系。因 为每个过程表示一个非终结符号的处理,添加语义加工工作比较方便。 递归下降分析程序的实现思想是:识别程序由一组子程序组成。每个子程序对应于一 个非终结符号。 每一个子程序的功能是:选择正确的右部,扫描完相应的字。在右部中有非终结符号 时,调用该非终结符号对应的子程序来完成。 自上向下分析过程中,如果回溯,则分析过程是穷举所有可能的推导,看是否能推 导出待检查的符号串。分析速度慢。而无回溯的自上向下分析技术,当选择某非终结符的 产生时,可根据输入串的当前符号以及各产生式右部首符号而进行,效率高,且不易出错。 无回溯的自上向下分析技术可用的先决条件是:无左递归和无回溯。 无左递归:既没有直接左递归,也没有间接左递归。 无回溯:对于任一非终结符号 U 的产生式右部 x1|x2|…|xn,其对应的字的首终结符号 两两不相交。 如果一个文法不含回路(形如 P⇒ + P 的推导),也不含以 ε 为右部的产生式,那么可 以通过执行消除文法左递归的算法消除文法的一切左递归(改写后的文法可能含有以 ε 为 右部的产生式)。 文法的左递归消除算法1、将文法 G 的所有非终结符排序为 U1 ,U2 ,… ,Un; 2、For(i=1;i++;i≥n) { for j→1 to i-1 把产生式 Ui→Ujα 替换成 Ui→β1α| β2α|…|βmα; 其中:Uj→ β1| β2 |… |βm 消除 Ui 产生式中的直接左递归; } 3、化简改写之后的文法,删除多余产生式。 17 文法的直接左递归消除公式: 直接左递归形式:U→Ux|y; 其中:x,y∈(VN∪VT)* ,y 不以 U 打头。 直接左递归的消除: U→yU‟ U‟→xU‟|ε 直接左递归的一般形式:U→Ux1|Ux2|…|Uxm|y1|y2|…|yn; 其中:xi≠ε ,yi都不以 U 打头。 一般形式直接左递归的消除: U→y1U‟| y2U‟ |…| ynU‟ U‟→x1U‟| x2U‟| …| xmU‟|ε 回溯的消除的前提是文法不得含有左递归,可提左因子来消除回溯。 递归下降分析程序的基本架构如下的法: 先定义: 变量:ch:当前符号; 函数:READ(ch):读输入串下一符号; 对于每个非终结符号 U→α 12|…|α n处理的方法如下: P(U) { if ch∈FIRST(α1 ) then P(α1) //处理 α1 的程序部分。 else if ch∈FIRST(α2 ) then P(α2) //处理 α2 的程序部分。 … else if ch∈FIRST(αn ) then P(αn) else if ch∈FOLLOW(U) then return //处理空产生式情况。 else error } 对于每个右部 α =x1x2…xn的处理架构如下: P(α ) { P(x1 ); //处理 x1 的程序。 P(x2 ); //处理 x2 的程序。 … … … P(xn ); //处理 xn的程序。 } 对于右部中的每个符号 xi; 如果 xi为终结符号: if(ch= =a) READ (ch) //对于终结符,直接将指针前调。 else 18 error 如果 xi为非终结符号,直接调用相应的过程:p (xi)。 3.2.4 实验内容 1、分析对象 分析算术表达式的 BNF 定义如下: 〈算术表达式〉→〈项〉|〈算术表达式〉+〈项〉|〈算术表达式〉-〈项〉 〈项〉→〈因式〉|〈项〉*〈因式〉|〈项〉/〈因式〉 〈因式〉→〈变量〉│(〈算术表达式〉) 〈变量〉→i 用符号表示如下: E→T|E+T|E-T T→F|T*F|T/ F→i│(E) 2、题目: 编写递归下降语法分析器。 3、要: 根据递归下降法分析法,完成上述算术表达式的分析器构造。主要完成: (1) 通知外界键入算术表达式; (2) 控制过程分析算术表达式; (3) 根据分析结果正误,分别通知外界不同的信息。 3.2.5 实验分析与思考 根据递归下降法分析法和分析对象,可以得出下面的流程。 用递归下降法分析上述算术表达式的框,如 3-4 所示。 这里,ZC 过程为总控程序,主要完成: (a)通知外界键入算术表达式; (b)控制E过程分析算术表达式; (c)根据分析结果之正误,分别通知外界不同的信息。 ZC 过程被设计成可以分析无穷多个算术表达式。E、T 和 F 三个过程分别对应〈算术 表达式〉、〈项〉和〈因式〉三个产生式的处理。它们用到两个公共过程。一个是函数过程 SYM,它负责从输入字符串 ST 中取出下一个字符,并存入 SYM 中等待分析。另一个过程 ADVANCE 负责剔除 ST 中的首字符。
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