状态转化图，就是用深度优先的树形结构，表现扫描器的识别状态与识别路径。两个圈代表识别完成返回识别值，线段上字符，是识别的下一个值，作为路径选择的条件。*代表回退扫描的指针。相应的有状态转换表。
确定（NFA）与不确定的有限自动机（DFA），其实就是上面的状态转换图。确定有限自动机就是从一个状态的出发的边都各不相同，而不确定有限自动机则是从一个状态出发的边有可能相同。
其中不确定自动机还有两种，有ε的和没ε的。
※将不确定自动机变换到确定自动机
其实就是把一个状态能通过相同条件到达的状态合并为一个路径。
将以下NFA转换为DFA
按下表不断构建，到Ia,Ib中出现的集合，全部都出现在I中。并且将他们重新编号
（终态是那些有Y的集合，Y为原先NFA的终态）
转成DFA的结果：
※DFA化简成最简DFA：
直接看例子理解更简单到位。
参考： https://www.jianshu.com/p/c779953434ac
预备
- 最简化的DFA：这个DFA没有多余状态、也没有两个相互等价的状态。一个DFA可以通过消除无用状态、合并等价状态而转换成一个与之等价的最小状态的有穷自动机。
- 无用状态：从自动机开始状态出发，任何输入串也发到达的那个状态，或者这个状态没有通路可达终态。
- 等价转态：两个状态，识别相同的串，结果都同为正确或错误，这两个状态就是等价的。
- 区别状态：不是等价状态。
化简DFA
-
分割法：把一个DFA（不含多余状态）的状态分割成一些不相交的子集，并且任意两个子集之间的状态都是可区别状态，同一子集内部的状态都是等价状态。
-
步骤(按分割法)
- I0 = 非状态元素构成的集合，I1 = 终态元素构成的集合
- 经过多次划分后，要保证，任意一个Ik中的元素通过move(Ik,某个字符)的结果都同属于一个Iz，这时候划分完成。否则把状态不同的单独划分出去。
- 重复上一步，直至没有新的I子集增加。
- 从子集中任选一个代替整体，画出最简DFA。
例子
- 题目：将下图DFA M最小化
分割成I0，I1
-----------------I0、I1分割-------------------
I0 = {1,2,3,4} ; 非终态
I1 = {5,6,7} ; 终态
检验I0中元素的等价性，不等价就分割
move(1,a) = 6 ∈I1
move(1,b) = 3 ∈I0
move(2,a) = 7 ∈I1
move(2,b) = 3 ∈I0
move(3,a) = 1 ∈I0
move(3,b) = 5 ∈I1
move(4,a) = 4 ∈I0
move(4,b) = 6 ∈I1
可以发现，{1,2}是等价的,{3,4}是等价的
所以现在分割成了：I2 = {1,2}, I1 = {5,6,7}, I3 = {3,4}
检测I2中元素的等价性，不等价就分割
move(1,a) = 6 ∈I1
move(1,b) = 3 ∈I3
move(2,a) = 7 ∈I1
move(2,b) = 3 ∈I3
可以发现，是等价的，不用分割
检测I3中元素的等价性，不等价就分割
move(3,a) = 1 ∈I2
move(3,b) = 5 ∈I1
move(4,a) = 4 ∈I3
move(4,b) = 6 ∈I1
可以发现，不是等价的，分割成{3},{4}
所以现在分割成了：I2 = {1,2}, I1 = {5,6,7}, I4 = {3}, I5 = {4}
检测I1中元素的等价性，不等价就分割
move(5,a) = 7 ∈ I1
move(5,b) = 3 ∈ I4
move(6,a) = 4 ∈ I5
move(6,b) = 1 ∈ I2
move(7,a) = 4 ∈ I5
move(7,b) = 2 ∈ I2
可以发现，不是等价的，分割成{6,7}, {5}
所以现在分割成了：I2 = {1,2}, I4 = {3}, I5 = {4}, I6 = {5},I7 = {6,7}
检测后发现，不可再分割，所以最终分割结果就是：I2 = {1,2}, I4 = {3}, I5 = {4}, I6 = {5},I7 = {6,7}
※从正规式到有限自动机。
参考： https://blog.csdn.net/starter_____/article/details/86661819
要将正则表达式RE转换到DFA比较困难，因此，我们往往先将正则表达式RE转换为NFA，再将NFA转换为DFA
根据RE构造NFA
RE： r=（alb）*abb
（1）求NFA：
※从NFA到DFA的转换
DFA的每个状态都是一个由NFA中的状态构成的集合，即NFA状态集合的一个子集。
（2）求转换表：
（3）求DFA：
（1）以0为初始态 （2）当状态为0，输入为a时，会进入状态{0,1} （3）当状态为0，输入为b时，继续进入状态0 （4）当状态为0，输入为a时，会进入状态{0,1}；当状态为1，输入为a时，不进入任何状态。{0,1}∪Ф={0,1}，故当状态为{0,1}，输入为a时，进入状态{0,1} （5）当状态为0，输入为b时，会进入状态0；当状态为1，输入为b时，会进入状态2。{0}∪{2}={0,2}，构建新状态{0,2}，故当状态为{0,1}，输入为a时，进入状态{0,2} （6）当状态为0，输入为a时，会进入状态{0,1}；当状态为2，输入为a时，不进入任何状态。{0,1}∪Ф={0,1}，故当状态为{0,2}，输入为a时，进入状态{0,1} （7）当状态为0，输入为b时，会进入状态0；当状态为2，输入为b时，会进入状态3。{0}∪{3}={0,3}，构建新状态{0,3}，故当状态为{0,2}，输入为b时，进入状态{0,3} （8）当状态为0，输入为a时，会进入状态{0,1}；当状态为3，输入为a时，不进入任何状态。{0,1}∪Ф={0,1}，故当状态为{0,3}，输入为a时，进入状态{0,1}
其它示例
示例1：（不带ε边的NFA）
RE： r=a* a b* b c* c
（1）求NFA：
（2）求转换表：
（3）求DFA：
示例2：（带ε边的NFA）
RE： r=0* 1* 2*
（1）求NFA
（2）求转换表
（3）求DFA
※词法分析器的生成器——Lex
主要看图2.21，简而言之，就是Lex语言——>C语言——>词法分析器程序。这就是一个词法分析器的生成过程了。有这句话可以不看下面这一长串了。
Lex通常按图2.21描绘的方式使用。首先，词法分析器的说明用Lex语言表达在程序lex.1中，然后lex.l通过Lex编译器，产生C语言程序lex.yy.c。程序lex.yy.c包括从lex.1的正规式构造出的转换图（用表格形式表示）和使用这张转换图识别词法单元的标准子程序。在lex.1中，和正规式相关联的动作是用C语言代码表示的，它们被直接复制到lex.yy.c中。最后，lex.yy.c被编译成目标程序a.out，它就是把输入串识别成记号序列的词法分析器。
词法分析器可以当作语法分析器的一个子程序，它最终的任务是两个，一个是执行一个动作A （这个动作可能是对扫描指针的移动，继续往后读或者是回退，或者是把控制权交给语法控制器），还有一个就是向语法分析器返回值（记号名和相应的属性）。
下面的作为补充，感觉也不是太重要，比较很少接触也不知道以后接不接触得到，就是Lex语言的程序组成。
有以下三个部分：
其中每条翻译规则的形式如下：
其中的每一个模式都代表一个正规式，意思就是不会多个模式来拼凑起来表达一个正规式。
动作由C语言编写。