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编译原理清华版第二版课后答案

第三章文法和语言

5. 写一文法,使其语言是偶正整数的集合

要求:

(1)允许0打头

(2)不允许0打头

解:

(1)G[S]=({S,P,D,N},{0,1,2,…,9},P,S)

P:

S→PD|D

P->NP|N

D→0|2|4|6|8

N->0|1|2|3|4|5|6|7|8|9

(2)G[S]=({S,P,R,D,N,Q },{0,1,2,…,9},P,S)

P:

S→PD|P0|D

P->NR|N

R->QR|Q

D→2|4|6|8

N->1|2|3|4|5|6|7|8|9

Q->0|1|2|3|4|5|6|7|8|9

6. 已知文法G:

<表达式>::=<项>|<表达式>+<项>|<表达式>-<项>

<项>::=<因子>|<项>*<因子>|<项>/<因子>

<因子>::=(<表达式>)|i。

试给出下述表达式的推导及语法树。

(1)i; (2)(i) (3)i*i;

(4)i*i+i; (5)i+(i+i); (6)i+i*i。

解:

(1)v=<表达式>=><项>=><因子>=>i=w

(2)v=<表达式>=><项>=><因子>=>(<表达式>)=>(<项>)=>(<因子>)=>(i)=w

(3)v=<表达式>=><项>=><项>*<因子>=><因子>*<因子>=>i*i=w

(4)v=<表达式>=><表达式>+<项>=><项>+<项>=><项>*<因子>+<项>

=><因子>*<因子>+<因子>=>i*i+i=w

(5)v=<表达式>=><表达式>+<项>=><项>+<项>=><因子>+<因子>=>i+(<表达式>)

=> i+(<表达式>+<项>)=>i+(<项>+<项>)=> i+(<因子>+<因子>)=>i+(i+i)=w

(6)v=<表达式>=><表达式>+<项>=><项>+<项>=><因子>+<项>=>i+<项>

=>i+<项>*<因子>=> i+<因子>*<因子>=> i+i*i=w

语法树见下图:

7. 为句子i+i*i 构造两棵语法树,从而证明下述文法G[<表达式>]是二义的。 <表达式>::=i|(<表达式>)|<表达式><运算符><表达式> <运算符>::=+|-|*|/

解:为句子i+i*i 构造的两棵语法树如下:

所以,该文法是二义的。

<表达式> <项> <因子> i

<表达式> <项> <因子> ( <表达式> )

<项> <因子> i

<表达式> <项>

<项> * <因子>

<因子> i

i

<表达式>

<表达式> + <项>

<项> <项> * <因子> <因子> i

i

<因子> i

<表达式>

<表达式> + <项> <项> <因子> i

<因子> ( <表达式

> ) <表达式> + <项> <项> <因子>

i

<因子> i

<表达式>

<表达式> + <项> <项> <因子>

i

<项> * <因子> <因子> i

i

(1)i (2)(i) (3)i*i (4) i*i+i (5) i+(i+i) (6) i+i*i <表达式> <表达式> + <表达式> i <表达式> * <表达式> i i <表达式>

<表达式> * <表达式>

<表达式> + <表达式> i i

i

8. 习题1中的文法G[S]是二义的吗?为什么? 答:是二义的。因为对于句子abc 可以有两种不同的生成树,即:S=>Ac=>abc 和S=>aB=>abc 11. 令文法G[E]为: E →T|E+T|E-T T →F|T*F|T/F F →(E)|i

证明E+T*F 是它的一个句型,指出这个句型的所有短语、直接短语和句柄。 解:可为E+T*F 构造一棵语法树(见下图),所以它是句型。

从语法树中容易看出,E+T*F 的短语有:

T*F 是句型E+T*F 的相对于T 的短语,也是相对于规则T →T*F 的直接短语。 E+T*F 是句型E+T*F 的相对于E 的短语。 句型E+T*F 的句柄(最左直接短语)是T*F 。

12. 下述文法G[E]生成的语言是什么?给出该文法的一个句子,该句子至少含五个终结符,构造该句子的语法树。证明:是G[]的句型,并指出该句型的所有短语、直接短语和句柄。 | | →a|b|c →+|- →*|/ 解:

(1)计算文法G[E]的语言:

由于L(T)={(a|b|c)((a|b|c)(*|/))n

|n>=0}

所以L(E)={L(T)(L(T)(+|-))n |n>=0}

(2)该文法的一个句子是aab*+,它的语法树是:

(3) 证明:是G[]的句型,并指出该句型的所有短语、直接短语和

句柄。

由于下面的语法树可以生成,所以它是G[]的句型。

E

E + T

T * F

a a

b *

+

由于 => ,且 => ,所以是句型

相对于的短语,也是相对于规则的直接短

语。

由于 => => ,所以是句型

相对于的短语。

显然,句型的句柄是

14. 给出生成下述语言的上下文无关文法:

(1){a n b n a m b m|n,m>=0}

(2){1n0m1m0n|n,m>=0}

(3){WaW t|W属于{0|a}*,W表示W t的逆}

解:

(1)所求文法为G[S]=({S,A},{a,b},P,S),其中P为:

S→AA

A→aAb|ε

(2)所求文法为G[S]=({S,A},{0,1},P,S),其中P为:

S→1S0|A

A→0A1|ε

(3)W属于{0|a}*是指W可以的取值为{ε,0,a,00,a0,aa0,00aa,a0a0,…}如果W=aa0a00,则W t=00a0aa。

所求文法为G[S]=({S,P,Q},{0,a},P,S),其中P为:

S→0S0|aSa|a

15. 语言{WaW}和{a n b m c n d m}是上下文无关的吗?能看出它们反映程序设计语言的什么特性吗?

答:生成语言{WaW}的文法非常简单,如

G[S]: S→WaW

W→aW|bW|ε

可见G[S]是上下文无关的。

生成语言{a n b m c n d m}的文法非常复杂,用上下文无关文法不可能办到,只能用上下文有关文法。这是因为要在a n c n的中间插入b m而同时要在其后面插入d m。即a,c相关联,b,d相关联。

这说明对语言的限定越多(特别是语言中的符号前后关联越多),生成它的文法越复杂,甚至于很难找到一个上下文法无关文法。

16.给出生成下述语言的三型文法:

(1){a n|n>=0}

(2){a n b m|n,m>=1}

(3){a n b m c k|n,m,k>=0}

解:

(1)生成的3型文法是:

G[S]:S →aS|ε

(2) 生成的2型文法是:

G[S]: S →AB A →aA|a B →bB|b 生成的3型文法是: G[S]: S →aP P →aP|bD D →bD|ε (3) 生成的2型文法是:

G[S]: S →ABC A →aA|ε B →bB|ε C->cC|ε

生成的3型方法是: G[S]: A →aA|bB|cC|ε B →bB|cC|ε C →cC|ε

第四章 词法分析

1.构造下列正规式相应的DFA :

(1)1(0|1)*

101

(2)1(1010* | 1(010)* 1)*

(3) a((a|b)*|ab *a)*

b

(4) b((ab)* | bb)*

ab 解:

(1)1(0|1)*

101对应的NFA 为

下表由子集法将NFA 转换为DFA :

(2)1(1010* | 1(010)* 1)* 0对应的NFA为

下表由子集法将NFA转换为DFA:

(3)a((a|b)*|ab*a)* b (略)

(4)b((ab)* | bb)* ab (略)

2.已知NFA=({x,y,z},{0,1},M,{x},{z})其中:M(x,0)={z},M(y,0)={x,y},M(z,0)={x,z},M(x,1)={x}, M(y,1)=φ,M(z,1)={y},构造相应的DFA。

解:根据题意有NFA图如下

下表由子集法将NFA 转换为DFA :

下面将该DFA 最小化:

(3) 首先将它的状态集分成两个子集:P 1={A,D,E},P 2={B,C,F}

(4) 区分P 2:由于F(F,1)=F(C,1)=E,F(F,0)=F 并且F(C,0)=C,所以F ,C 等价。由

于F(B,0)=F(C,0)=C, F(B,1)=D,F(C,1)=E,

而D ,E 不等价(见下步),从而B 与C ,F 可以区分。有P 21={C,F},P 22={B}。

(5) 区分

P1:由于A ,E 输入0到终态,而D 输入0不到终态,所以D 与A ,

E 可以区分,有P 11={A,E},P 12={D}。 (6) 由于F(A,0)=B,F(E,0)=F,而B ,

F 不等价,所以A ,E 可以区分。

(7) 综上所述,DFA 可以区分为P={{A},{B},{D},{E},{C ,F}}。所以最小化的

DFA 如下:

3.将图

4.16确定化:

1

图4.16

4.把图4.17的(a)和(b)分别确定化和最小化:

(a) (b)

解: (a):

可得图(a1),由于F(A,b)=F(B,b)=C,并且F(A,a)=F(B,a)=B,所以A,B 等价,可将DFA 最

小化,即:删除B ,将原来引向B 的引线引向与其等价的状态A ,有图(a2)。(DFA 的最小化,也

0,1

a

可看作将上表中的B 全部替换为A ,然后删除B 所在的行。)

(a1)确定化的DFA (a2)最小化的DFA

(b ):该图已经是DFA 。下面将该DFA 最小化:

(8) 首先将它的状态集分成两个子集:P 1={0},P 2={1,2,3,4,5}

(9) 区分P 2:由于F(4,a)=0属于终态集,而其他状态输入a 后都是非终态集,所

以区分P 2如下:P 21={4},P 22={1,2,3,5}。

(10) 区分P 22:由于F(1,b)=F(5,b)=4属于P 21,而F(2,b)与F(3,b)不等于4,即不属

于P 21,所以区分P 22如下:P 221={1,5},P 222={2,3}。

(11) 区分P 221:由于F(1,b)=F(5,b)=4,即F(1,a)=1,F(5,a)=5,所以1,5等价。 (12) 区分P 222:由于F(2,a)=1属于P 221,而F(3,a)=3属于P 222,所以2,3可区分。P 222

区分为P 2221{2},P 2222{3}。

(13) 结论:该DFA 的状态集可分为:P={ {0},{1,5},{2},{3},{4} },其中1,5等价。

删去状态5,将原来引向5的引线引向与其等价的状态1,有图(b1)。

(b1)最小化的DFA

5.构造一个DFA ,它接收Σ={0,1}上所有满足如下条件的字符串:每个1都有0直接跟在右边。然后再构造该语言的正则文法。

解:根据题意,DFA 所对应的正规式应为:(0|(10))*

。所以,接收该串的NFA 如下:

下表由子集法将NFA 转换为DFA :

a

a

显然,A ,B 等价,所以将上述DFA 最小化后有:

对应的正规文法为: G[A]:

A →1C|0A|ε C →0A

6.设无符号数的正规式为θ:

θ=dd *|dd *.dd *|.dd *|dd *e(s|ε)dd *|e(s|ε)dd *|.dd *e(s|ε)dd *|dd *.dd *e(s|ε)dd *

化简θ,画出θ的DFA ,其中d={0,1,2,…9},s={+,-}

解:把原正规式的每2,3项,4,5项,6,7项分别合并后化简有:

θ=dd *

|d *

.dd *

|d *

e(s|ε)dd *

|d *

.dd *

e(s|ε)dd *

=dd *

|d *

.dd *

|(d *

|d *

.dd *

)e(s|ε)dd *

=(ε|d *

.|(d *

|d *

.dd *

)e(s|ε))dd

* =(ε|d *

.|d *

(ε|.dd *

)e(s|ε))dd

*

下面构造化简后的θ对应的NFA :

7.给文法G[S]: S →aA|bQ A →aA|bB|b B →bD|aQ Q →aQ|bD|b D →bB|aA E →aB|bF

F →bD|aE|b

构造相应的最小的DFA 。

解:由于从S 出发任何输入串都不能到达状态E 和F ,所以,状态E ,F 为多余的状态,不予考虑。这样,可以写出文法G[S]对应的NFA :

(1)

因为4,5是DFA 的终态,其他是非终态,可将状态集分成两个子集: P 1={1,2,3,6,7},P 2={4,5}

(2)在P 1中因为2,3输入b 后是终态,而1,6,7输入b 后是非终态,所以P 1可区分为:

a

P 11={1,6,7},P 12={2,3}

(3)在P 11中由于1输入b 后为3,6输入b 后为7,而3,7分属P 11和P 12,所以1与6不等价,同理,1与7不等价。所以P 11可区分为:

P 111={1},P 112={6,7}

(4)查看P 112={6,7},由于输入a 后为2,3,所以6,7是否等价由2,3是否等价决定。 (5)查看P 12={2,3},由于输入b 后为4,5,所以2,3是否等价由4,5是否等价决定。 (6)查看P 2={4,5} , 显然4,5是否等价由2,3与6,7是否同时等价决定。由于有(4)即6,7是否等价由2,3是否等价决定,所以,4,5是否等价由2,3是否等价决定。由于有(5)即2,3是否等价由4,5是否等价决定,所以有4,5等价,2,3等价,进而6,7也等价。

(7)删除上表中的第3,5,7行,并将剩余行中的3,5,7分别改为对应的等价状态为2,4,6有下表:

8.给出下述文法所对应的正规式: S →0A|1B A →1S|1 B →0S|0 解:把后两个产生式代入第一个产生式有:

S=01|01S S=10|10S

有:S=01S|10S|01|10=(01|10)S|(01|10)=(01|10)*

(01|10) 即:(01|10)*

(01|10)为所求的正规式。

9.将图4.18的DFA 最小化,并用正规式描述它所识别的语言:

b

图 4.18

解:

(1) 因为6,7是DFA 的终态,其他是非终态,可将状态集分成两个子集:P1={1,2,3,

4,5},P2={6,7}。

(2) 由于F(6,b)=F(7,b)=6,而6,7又没有其他输入,所以6,7等价。

(3) 由于F(3,c)=F(4,c)=3,F(3,d)=F(4,d)=5,F(3,b)=6,F(4,b)=7,而6,7等价,所以3,4

等价。

(4) 由于F(1,b)=F(2,b)=2,F(1,a)=3,F(2,a)=4,而3,4等价,所以1,2等价。 (5) 由于状态5没有输入字符b,所以与1,2,3,4都不等价。

(6) 综上所述,上图DFA 的状态可最细分解为:P={{1,2},{3,4},{5},{6,7}}。

该DFA

b *a(c|da)*bb *

10.构造下述文法G[S]的自动机: S →A0 A →A0|S1|0

该自动机是确定的吗?若不确定,则对它确定化。该自动机相应的语言是什么? 解:

由于该文法的产生式S →A0,A →A0|S1中没有字符集V T 的输入,所以不是确定的自动机。要将其他确定化,必须先用代入法得到它对应的正规式。把S →A0代入产生式A →S1有:A=A0|A01|0=A(0|01)|0=0(0|01)*

。代入S →A0有该文法的正规式:0(0|01)*

0,所以,改写该文法为确定的自动机为: 由于状态A 有3次输入0的重复输入,所以上图只是NFA ,下面将它确定化:

b

第五章自顶向下语法分析方法

1.对文法G[S]

S→a|∧|(T)

T→T,S|S

(1)给出(a,(a,a))和(((a,a),∧,(a)),a)的最左推导。

(2)对文法G,进行改写,然后对每个非终结符写出不带回溯的递归子程序。

(3)经改写后的文法是否是LL(1)的?给出它的预测分析表。

(4)给出输入串(a,a)#的分析过程,并说明该串是否为G的句子。

解:

(1) (a,(a,a))的最左推导为S→(T)→(T,S)→(S,S)→(a,(T))→(a,(T,S))→(a,(S,a))→(a,(a,a))

(((a,a),∧,(a)),a)的最左推导为

S→(T)→(T,S)→(S,a)→((T),a)→((T,S),a)→((T,S,S),a)→((S,∧,(T)),a)→(((T),∧,(S)),a)

→(((T,S),∧,(a)),a)→(((S,a),∧,(a)),a)→(((a,a),∧,(a)),a)

(2)由于有T→T,S的产生式,所以消除该产生式的左递归,增中一个非终结符U有新的文法G/[S]:

S→a|∧|(T)

T→SU

U→,SU|ε

分析子程序的构造方法

对满足条件的文法按如下方法构造相应的语法分析子程序。

(1) 对于每个非终结号U,编写一个相应的子程序P(U);

(2) 对于规则U::=x1|x2|..|xn,有一个关于U的子程序P(U),P(U)按如下方法构造:

IF CH IN FIRST(x1) THEN P(x1)

ELSE IF CH IN FIRST(x2) THEN P(x2)

ELSE ...

.

.

.

IF CH IN FIRST(xn) THEN P(xn)

ELSE ERROR

其中,CH存放当前的输入符号,是一个全程变量;ERROR是一段处理出错信息的程序;

P(xj)为相应的子程序。

(3) 对于符号串x=y1y2...yn;p(x)的含义为:

BEGIN

P(y1);

P(y2);

...

P(yn);

END

如果yi是非终结符,则P(yi)代表调用处理yi的子程序;

如果yi是终结符,则P(yi)为形如下述语句的一段子程序

IF CH=yi THEN READ(CH) ELSE ERROR

即如果当前文法中的符号与输入符号匹配,则继续读入下一个待输入符号到CH中,

否则表明出错。

(4) 如果文法中有空规则U::=EPSILON,则算法中的语句

IF CH IN FIRST(xn) THEN P(xn)

ELSE ERROR

改写为:

IF CH IN FIRST(xn) THEN P(xn)

ELSE IF CH IN FOLLOW(U) THEN RETURN

ERROR

(5) 要分析一个OrgStr,应在该串的后面加上一个串括号'#',并从子程序P(S)(S为文法的开始符号)开始,

如果中途没有产生错误,并且最后CH='#',则说明OrgStr串合法,否则该串不合法。

对每个非终结符写出不带回溯的递归子程序如下:

char CH;//存放当前的输入符号

void P_S()//非终结符S的子程序

{

if(CH==’a’) READ(CH);//产生式S→a

else if(CH==’^’) READ(CH);//产生式S→^

else if(CH==’(’)//产生式S→(T)

{

READ(CH);

P_T();

IF (CH==’)’) THEN READ(CH) else ERROR

}

else ERR;

}

void P_T()//非终结符S的子程序

{

if(IsIn(CH,FIRST_SU)) //FIRST_SU为T→SU的右部的FIRST集合

{

P_S();

P_U();

}

}

void P_U()//非终结符U的子程序

{

if(CH==’,’)//产生式U→,SU

{

READ(CH);

P_S();

P_U();

}

else//产生式U→ε

{

if(IsIn(CH,FOLLOW_U)) //FOLLOW_U为U的FOLLOW集合

return ;

else ERR;

}

}

(3)判断文法G/[S]是否为LL(1)文法。

各非终结符的FIRST集合如下:

FIRST(S)={a,∧,(}

FIRST(T)=FIRST(S)={a,∧,(}

FIRST(U)={,,ε}

各非终结符的FOLLOW集合如下:

FOLLOW(S)={#} ∪ FIRST(U) ∪ FOLLOW(T) ∪ FOLLOW(U)={#,,,)}

FOLLOW(T)={)}

FOLLOW(U)=FOLLOW(T)={)}

每个产生式的SELECT集合如下:

SELECT(S→a)={a}

SELECT(S→∧)={∧}

SELECT(S→(T))={(}

SELECT(T→SU)=FIRST(S)={a,∧,(}

SELECT(U→,SU)={,}

SELECT(U→ε)=FOLLOW(U)={)}

可见,相同左部产生式的SELECT集的交集均为空,所以文法G/[S]是LL(1)文法。

文法G/[S]的预测分析表如下:

(5)给出输入串(a,a)#的分析过程

2.对下面的文法G:

E→TE/

E/→+E|ε

T→FT/

T/→T|ε

F→PF/

F/→*F/|ε

P→(E)|a|b|^

(1)计算这个文法的每个非终结符的FIRST集和FOLLOW集。

(2)证明这个方法是LL(1)的。

(3)构造它的预测分析表。

(4)构造它的递归下降分析程序。

解:

(1)计算这个文法的每个非终结符的FIRST集和FOLLOW集。

FIRST集合有:

FIRST(E)=FIRST(T)=FIRST(F)=FIRST(P)={(,a,b,^};

FIRST(E/)={+,ε}

FIRST(T)=FIRST(F)=FIRST(P)={(,a,b,^};

FIRST(T/)=FIRST(T)∪{ε}={(,a,b,^,ε};

FIRST(F)=FIRST(P)={(,a,b,^};

FIRST(F/)=FIRST(P)={*,ε};

FIRST(P)={(,a,b,^};

FOLLOW集合有:

FOLLOW(E)={),#};

FOLLOW(E/)=FOLLOW(E)={),#};

FOLLOW(T)=FIRST(E/)∪FOLLOW(E)={+,),#};//不包含ε

FOLLOW(T/)=FOLLOW(T)=FIRST(E/)∪FOLLOW(E)={+,),#};

FOLLOW(F)=FIRST(T/)∪FOLLOW(T)={(,a,b,^,+,),#};//不包含ε

FOLLOW(F/)=FOLLOW(F)=FIRST(T/)∪FOLLOW(T)={(,a,b,^,+,),#};

FOLLOW(P)=FIRST(F/)∪FOLLOW(F)={*,(,a,b,^,+,),#};//不包含ε

(2)证明这个方法是LL(1)的。

各产生式的SELECT集合有:

SELECT(E→TE/)=FIRST(T)={(,a,b,^};

SELECT(E/→+E)={+};

SELECT(E/→ε)=FOLLOW(E/)={),#}

SELECT(T→FT/)=FIRST(F)={(,a,b,^};

SELECT(T/→T)=FIRST(T)={(,a,b,^};

SELECT(T/→ε)=FOLLOW(T/)={+,),#};

SELECT(F→PF/)=FIRST(P)={(,a,b,^};

SELECT(F/→*F/)={*};

SELECT(F/→ε)=FOLLOW(F/)={(,a,b,^,+,),#};

SELECT(P→(E))={(}

SELECT(P→a)={a}

SELECT(P→b)={b}

SELECT(P→^)={^}

可见,相同左部产生式的SELECT集的交集均为空,所以文法G[E]是LL(1)文法。

(3)构造它的预测分析表。

文法G[E]的预测分析表如下:

(4)构造它的递归下降分析程序。

对每个非终结符写出不带回溯的递归子程序如下:

char CH;//存放当前的输入符号

void P_E()//非终结符E的子程序

{

if(IsIn(CH,FIRST_TEP)) //FIRST_TEP为T→TE/ 的右部的FIRST集合,产生式E→TE/

{

P_T();

P_EP();

}

else ERR;

}

void P_EP()//非终结符E/的子程序

{

if(CH==’+’) //产生式E/→+E

{

READ(CH);

P_E();

}

else//产生式E/→ε

{

if(IsIn(CH,FOLLOW_EP)) //FOLLOW_EP为E/的FOLLOW集合

return ;

else ERR;

}

}

void P_T()//非终结符T的子程序

{

if(IsIn(CH,FIRST_FTP)) //FIRST_TEP为T→FT/ 的右部的FIRST集合,产生式T→FT/

{

P_F();

P_TP();

}

else ERR;

}

void P_TP()//非终结符T/的子程序

{

if(IsIn(CH,FIRST_T)) //FIRST_T为产生式T/→T的右部的FIRST集合,产生式T/→T {

P_T();

}

else//产生式T/→ε

{

if(IsIn(CH,FOLLOW_TP)) //FOLLOW_TP为T/的FOLLOW集合

return ;

else ERR;

}

}

void P_F()//非终结符F的子程序

{

if(IsIn(CH,FIRST_PFP)) //FIRST_PFP为F→PF/ 的右部的FIRST集合,产生式F→PF/

{

P_P();

P_FP();

}

else ERR;

}

void P_FP()//非终结符F/的子程序

{

if(CH==’*’) //产生式F/→*F/

{

READ(CH);

P_FP();

}

else//产生式F/→ε

{

if(IsIn(CH,FOLLOW_FP)) //FOLLOW_FP为F/的FOLLOW集合

return ;

else ERR;

}

}

void P_P()//非终结符P的子程序

{

if(CH==’(‘)

{

READ(CH);

P_E();

if(CH==’)’) READCH(CH);

else

ERR;

}

else if(C H==’a’) READ(CH);

else if(CH==’b’) READ(CH);

else if(CH==’^’) READ(CH);

else ERR;

}

3.已知文法G[S]:

S→MH|a

H→LSo|ε

K→dML|ε

L→eHf

M→K|bLM

判断G是否是LL(1)文法,如果是,构造LL(1)分析表。

解:

首先求各非终结符的FIRST集合:

FIRST(S)={a}∪FIRST(M)∪FIRST(H)={a}∪{b,d,ε}∪{e,ε}={a,b,d,e,ε};

FIRST(H)=FIRST(L)∪{ε}={e,ε};

FIRST(K)={d,ε};

FIRST(L)={e};

FIRST(M)=FIRST(K)∪{b}={b,d,ε};

然后求非终结符的FOLLOW集合:

FOLLOW(S)={o,#}

FOLLOW(H)=FOLLOW(S)∪{f}={f,o,#}

FOLLOW(K)=FOLLOW(M)=FIRST(H)∪FOLLOW(S)={e,o,#};//不包含ε

FOLLOW(L)=FIRST(S)∪{o}∪FOLLOW(K)∪FIRST(M)∪FOLLOW(M)

编译原理课后习题答案(第三版)

精品文档 第二章 P36-6 (1) L G ()1是0~9组成的数字串 (2) 最左推导: N ND NDD NDDD DDDD DDD DD D N ND DD D N ND NDD DDD DD D ??????????????????0010120127334 556568 最右推导: N ND N ND N ND N D N ND N D N ND N ND N D ??????????????????77272712712701274434 886868568 P36-7 G(S) O N O D N S O AO A AD N →→→→→1357924680||||||||||| P36-8 文法: E T E T E T T F T F T F F E i →+-→→|||*|/()| 最左推导: E E T T T F T i T i T F i F F i i F i i i E T T F F F i F i E i E T i T T i F T i i T i i F i i i ?+?+?+?+?+?+?+?+??????+?+?+?+?+?+********()*()*()*()*()*()*() 最右推导: E E T E T F E T i E F i E i i T i i F i i i i i E T F T F F F E F E T F E F F E i F T i F F i F i i i i i ?+?+?+?+?+?+?+?+?????+?+?+?+?+?+?+**********()*()*()*()*()*()*()*() 语法树:/********************************

编译原理复习题--有答案版

1、给出下面语言的相应文法。L1={a n b n c i|n≥1,i≥0} 答案: S→ AB|B A→ a|aA B→ bBc|bc 2.给出下面语言的相应文法 L1={a n b n c m d m| m,n≥1,n为奇数,m为偶数}。 答案:文法G(S):S→AC A→aaAbb/ab C→ccCcc/cc 3、构造一个DFA,它接受={a,b}上所有包含ab的字符串。 (要求:先将正规式转化为NFA,再将NFA确定化,最小化) (一)相应的正规式为(a|b)*ab(a|b)* (二)①与此正规式对应的NFA为 答案;在自己写的纸上 4、对下面的文法G: E→TE’ E’→+E|ε T→FT’ T’→T|ε F→PF’ F’→*F’|ε P→(E)|a|b|∧(1)证明这个文法是LL(1)的。 考虑下列产生式: E’->E|ε T’->T|ε F’->*F’ |ε P->(E) |∧a|b FIRST(+E)∩FIRST(ε)={+}∩{ε}=φ FIRST(+E)∩FOLLOW(E')={+}∩{#,)}=φ FIRST(T)∩FIRST(ε)={(,a,b,^}∩{ε}=φ

FIRST(T)∩FOLLOW(T')={(,a,b,^}∩{+,),#}=φ FIRST(*F')∩FIRST(ε)={*}∩{ε}=φ FIRST(*F')∩FOLLOW(F')={*}∩{(,a,b,^,+,),#}=φ FIRST((E))∩FIRST(a) ∩FIRST(b) ∩FIRST(^)=φ 所以,该文法式LL(1)文法. 计算这个文法的每个非终结符的FIRST和FOLLOW。(8分) 答案:FIRST(E)={(,a,b,^} FIRST(E')={+,ε} FIRST(T)={(,a,b,^} FIRST(T')={(,a,b,^,ε} FIRST(F)={(,a,b,^} FIRST(F')={*,ε} FIRST(P)={(,a,b,^} FOLLOW(E)={#,)} FOLLOW(E')={#,)} FOLLOW(T)={+,),#} FOLLOW(T')={+,),#} FOLLOW(F)={(,a,b,^,+,),#} FOLLOW(F')={(,a,b,^,+,),#} FOLLOW(P)={*,(,a,b,^,+,),#} (3)构造它的预测分析表。(6分) 答案;在手机上 写出表达式a+b*(c-d)对应的逆波兰式和三元式序列。 答案:逆波兰式:(abcd-*+) 三元式序列: OP ARG1 ARG2 (1) - c d (2) * b (1) (3) + a (2)

清华大学编译原理第二版课后习答案

《编译原理》课后习题答案第一章 第 4 题 对下列错误信息,请指出可能是编译的哪个阶段(词法分析、语法分析、语义分析、代码生成)报告的。 (1) else 没有匹配的if (2)数组下标越界 (3)使用的函数没有定义 (4)在数中出现非数字字符 答案: (1)语法分析 (2)语义分析 (3)语法分析 (4)词法分析 《编译原理》课后习题答案第三章 第1 题 文法G=({A,B,S},{a,b,c},P,S)其中P 为: S→Ac|aB A→ab B→bc 写出L(G[S])的全部元素。 答案: L(G[S])={abc} 第2 题 文法G[N]为: N→D|ND D→0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 G[N]的语言是什么? 答案: G[N]的语言是V+。V={0,1,2,3,4,5,6,7,8,9} N=>ND=>NDD.... =>NDDDD...D=>D......D 或者:允许0 开头的非负整数? 第3题 为只包含数字、加号和减号的表达式,例如9-2+5,3-1,7等构造一个文法。 答案: G[S]: S->S+D|S-D|D D->0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 第4 题 已知文法G[Z]: Z→aZb|ab 写出L(G[Z])的全部元素。 答案: Z=>aZb=>aaZbb=>aaa..Z...bbb=> aaa..ab...bbb L(G[Z])={anbn|n>=1}

第5 题 写一文法,使其语言是偶正整数的集合。要求: (1) 允许0 打头; (2)不允许0 打头。 答案: (1)允许0 开头的偶正整数集合的文法 E→NT|D T→NT|D N→D|1|3|5|7|9 D→0|2|4|6|8 (2)不允许0 开头的偶正整数集合的文法 E→NT|D T→FT|G N→D|1|3|5|7|9 D→2|4|6|8 F→N|0 G→D|0 第6 题 已知文法G: <表达式>::=<项>|<表达式>+<项> <项>::=<因子>|<项>*<因子> <因子>::=(<表达式>)|i 试给出下述表达式的推导及语法树。 (5)i+(i+i) (6)i+i*i 答案: <表达式> <表达式> + <项> <因子> <表达式> <表达式> + <项> <因子> i <项> <因子> i <项> <因子> i ( ) (5) <表达式> =><表达式>+<项> =><表达式>+<因子> =><表达式>+(<表达式>)

编译原理教程课后习题答案——第六章

第六章运行时存储空间组织 6.1 完成下列选择题: (1) 过程的DISPLAY表中记录了。 a. 过程的连接数据 b. 过程的嵌套层次 c. 过程的返回地址 d. 过程的入口地址 (2) 过程P1调用P2时,连接数据不包含。 a. 嵌套层次显示表 b. 老SP c. 返回地址 d. 全局DISPLAY地址 (3) 堆式动态分配申请和释放存储空间遵守原则。 a. 先请先放 b. 先请后放 c. 后请先放 d. 任意 (4) 栈式动态分配与管理在过程返回时应做的工作有。 a. 保护SP b. 恢复SP c. 保护TOP d. 恢复TOP (5) 如果活动记录中没有DISPLAY表,则说明。 a. 程序中不允许有递归定义的过程 b. 程序中不允许有嵌套定义的过程 c. 程序中既不允许有嵌套定义的过程,也不允许有递归定义的过程 d. 程序中允许有递归定义的过程,也允许有嵌套定义的过程 【解答】 (1) b (2) a (3) d (4) b (5) b 6.2 何谓嵌套过程语言运行时的DISPLAY表?它的作用是什么? 【解答】当过程定义允许嵌套时,一个过程在运行中应能够引用在静态定义时包围它的任一外层过程所定义的变量或数组。也就是说,在栈式动态存储分配方式下的运行中,一个过程Q可能引用它的任一外层过程P的最新活动记录中的某些数据。因此,过程Q运行时必须知道它的所有(静态)外层过程的最新活动记录的地址。由于允许递归和可变数组,这些外层过程的活动记录的位置也往往是变迁的。因此,必须设法跟踪每个(静态)外层的最新活动记录的位置,而完成这一功能的就是DISPLAY嵌套层次显示表。 也即,每当进入一个过程后,在建立它的活动记录区的同时也建立一张DISPLAY表,它自顶而下每个单元依次存放着现行层、直接外层等,直至最外层(主程序层)等每一层过程的最新活动记录的起始地址。 6.3 (1) 写出实现一般递归过程的活动记录结构以及过程调用、过程进入与过程返回的指令; (2) 对以return(表达式)形式(这个表达式本身是一个递归调用)返回函数值的特殊函数过程,给出不增加时间开销但能节省存储空间的实现方法。假定语言中过程参数只有传值和传地址两种形式,为便于理解,举下例说明这种特殊的函数调用: int gcd (int p,int q) { if (p % q ==0) return q; else return gcd (q, p % q) } 【解答】(1) 一般递归过程的活动记录如图6-1所示。

(完整版)编译原理课后习题答案

第一章 1.典型的编译程序在逻辑功能上由哪几部分组成? 答:编译程序主要由以下几个部分组成:词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、中间代码优化、目标代码生成、错误处理、表格管理。 2. 实现编译程序的主要方法有哪些? 答:主要有:转换法、移植法、自展法、自动生成法。 3. 将用户使用高级语言编写的程序翻译为可直接执行的机器语言程序有哪几种主要的方式? 答:编译法、解释法。 4. 编译方式和解释方式的根本区别是什么? 答:编译方式:是将源程序经编译得到可执行文件后,就可脱离源程序和编译程序单独执行,所以编译方式的效率高,执行速度快; 解释方式:在执行时,必须源程序和解释程序同时参与才能运行,其不产生可执行程序文件,效率低,执行速度慢。

第二章 1.乔姆斯基文法体系中将文法分为哪几类?文法的分类同程序设计语言的设计与实现关 系如何? 答:1)0型文法、1型文法、2型文法、3型文法。 2) 2. 写一个文法,使其语言是偶整数的集合,每个偶整数不以0为前导。 答: Z→SME | B S→1|2|3|4|5|6|7|8|9 M→ε | D | MD D→0|S B→2|4|6|8 E→0|B 3. 设文法G为: N→ D|ND D→ 0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 请给出句子123、301和75431的最右推导和最左推导。 答:N?ND?N3?ND3?N23?D23?123 N?ND?NDD?DDD?1DD?12D?123 N?ND?N1?ND1?N01?D01?301 N?ND?NDD?DDD?3DD?30D?301 N?ND?N1?ND1?N31?ND31?N431?ND431?N5431?D5431?75431 N?ND?NDD?NDDD?NDDDD?DDDDD?7DDDD?75DDD?754DD?7543D?75431 4. 证明文法S→iSeS|iS| i是二义性文法。 答:对于句型iiSeS存在两个不同的最左推导: S?iSeS?iiSes S?iS?iiSeS 所以该文法是二义性文法。 5. 给出描述下面语言的上下文无关文法。 (1)L1={a n b n c i |n>=1,i>=0 } (2)L2={a i b j|j>=i>=1} (3)L3={a n b m c m d n |m,n>=0} 答: (1)S→AB A→aAb | ab B→cB | ε (2)S→ASb |ab

王汝传编译原理习题答案

《编译原理》习题答案: 第一次: P14 2、何谓源程序、目标程序、翻译程序、汇编程序、编译程序和解释程序?它们之间可能有何种关系? 答:被翻译的程序称为源程序; 翻译出来的程序称为目标程序或目标代码; 将汇编语言和高级语言编写的程序翻译成等价的机器语言,实现此功能的程序称为翻译程序; 把汇编语言写的源程序翻译成机器语言的目标程序称为汇编程序; 解释程序不是直接将高级语言的源程序翻译成目标程序后再执行,而是一个个语句读入源程序,即边解释边执行; 编译程序是将高级语言写的源程序翻译成目标语言的程序。 关系:汇编程序、解释程序和编译程序都是翻译程序,具体见P4 图 1.3。 P14 3、编译程序是由哪些部分组成?试述各部分的功能? 答:编译程序主要由8个部分组成:(1)词法分析程序;(2)语法分析程序;(3)语义分析程序;(4)中间代码生成;(5)代码优化程序;(6)目标代码生成程序;(7)错误检查和处理程序;(8)信息表管理程序。具体功能见P7-9。 P14 4、语法分析和语义分析有什么不同?试举例说明。 答:语法分析是将单词流分析如何组成句子而句子又如何组成程序,看句子乃至程序是否符合语法规则,例如:对变量x:= y 符合语法规则就通过。语义分析是对语句意义进行检查,如赋值语句中x与y类型要一致,否则语法分析正确,语义分析则错误。 P15 5、编译程序分遍由哪些因素决定? 答:计算机存储容量大小;编译程序功能强弱;源语言繁简;目标程序优化程度;设计和实现编译程序时使用工具的先进程度以及参加人员多少和素质等等。 补充: 1、为什么要对单词进行内部编码?其原则是什么?对标识符是如何进行内部编码的? 答:内部编码从“源字符串”中识别单词并确定单词的类型和值;原则:长度统一,即刻画了单词本身,也刻画了它所具有的属性,以供其它部分分析使用。对于标识符编码,先判断出该单词是标识符,然后在类别编码中写入相关信息,以表示为标识符,再根据具体标识符的含义编码该单词的值。 补充: 2、赋值语句:A:= 5 * C的语法和语义指的是什么? 答:语法分析将检查该语句是否符合赋值语句规则,语义是指将 5 * C 的结果赋值为 A 。第二次作业: P38 1、设T1={11,010},T2={0,01,1001},计算:T2T1,T1*,T2+。 T2T1={011,0010,0111,01010,100111,1001010} T1*={ε,11,010,1111,11010,01011,010010……} T2+={0,01,1001,00,001,01001,010,0101……}

清华大学版编译原理答案

《编译原理》课后习题 第1 章引论 第1 题解释下列术语: (1)编译程序:如果源语言为高级语言,目标语言为某台计算机上的汇编语言或机器语言,则此翻译程序称为编译程序。 (2)源程序:源语言编写的程序称为源程序。 (3)目标程序:目标语言书写的程序称为目标程序。 (4)编译程序的前端:它由这样一些阶段组成:这些阶段的工作主要依赖于源语言而与目标机无关。通常前端包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成这些阶 段,某些优化工作也可在前端做,也包括与前端每个阶段相关的出错处理工作和符 号表管理等工作。 (5)后端:指那些依赖于目标机而一般不依赖源语言,只与中间代码有关的那些阶段,即目标代码生成,以及相关出错处理和符号表操作。 (6)遍:是对源程序或其等价的中间语言程序从头到尾扫视并完成规定任务的过程。 第2 题 一个典型的编译程序通常由哪些部分组成?各部分的主要功能是什么?并画出编译程 序的总体结构图。 答案:一个典型的编译程序通常包含8 个组成部分,它们是词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、中间代码优化程序、目标代码生成程序、表格管理程序和错误处理程序。其各部分的主要功能简述如下。 词法分析程序:输人源程序,拼单词、检查单词和分析单词,输出单词的机内表达形式。语法分析程序:检查源程序中存在的形式语法错误,输出错误处理信息。 语义分析程序:进行语义检查和分析语义信息,并把分析的结果保存到各类语义信息表中。 中间代码生成程序:按照语义规则,将语法分析程序分析出的语法单位转换成一定形式 的中间语言代码,如三元式或四元式。 中间代码优化程序:为了产生高质量的目标代码,对中间代码进行等价变换处理。 目标代码生成程序:将优化后的中间代码程序转换成目标代码程序。 表格管理程序:负责建立、填写和查找等一系列表格工作。表格的作用是记录源程序的 各类信息和编译各阶段的进展情况,编译的每个阶段所需信息多数都从表格中读取,产生的中间结果都记录在相应的表格中。可以说整个编译过程就是造表、查表的工作过程。需要指出的是,这里的“表格管理程序”并不意味着它就是一个独立的表格管理模块,而是指编译程序具有的表格管理功能。 错误处理程序:处理和校正源程序中存在的词法、语法和语义错误。当编译程序发现源 程序中的错误时,错误处理程序负责报告出错的位置和错误性质等信息,同时对发现的错误进行适当的校正(修复),目的是使编译程序能够继续向下进行分析和处理。 第3 题何谓翻译程序、编译程序和解释程序?它们三者之间有何种关系? 答案:翻译程序是指将用某种语言编写的程序转换成另一种语言形式的程序的程序,如编译程序和汇编程序等。 编译程序是把用高级语言编写的源程序转换(加工)成与之等价的另一种用低级语言编 写的目标程序的翻译程序。 解释程序是解释、执行高级语言源程序的程序。解释方式一般分为两种:一种方式是, 源程序功能的实现完全由解释程序承担和完成,即每读出源程序的一条语句的第一个单词,则依据这个单词把控制转移到实现这条语句功能的程序部分,该部分负责完成这条语句的功

编译原理教程课后习题答案——第七章

第七章目标代码生成 7.1 对下列四元式序列生成目标代码: T=A-B S=C+D W=E-F U=W/T V=U*S 其中,V是基本块出口的活跃变量,R0和R1是可用寄存器。 【解答】简单代码生成算法依次对四元式进行翻译。我们以四元式T=a+b为例来说明其翻译过程。 汇编语言的加法指令代码形式为 ADD R, X 其中,ADD为加法指令;R为第一操作数,第一操作数必须为寄存器类型;X为第二操作数,它可以是寄存器类型,也可以是内存型的变量。ADD R,X指令的含意是:将第一操作数R与第二操作数相加后,再将累加结果存放到第一操作数所在的寄存器中。要完整地翻译出四元式T=a+b,则可能需要下面三条汇编指令: MOV R, a ADD R, b MOV T, R 第一条指令是将第一操作数a由内存取到寄存器R中;第二条指令完成加法运算;第三条指令将累加后的结果送回内存中的变量T。是否在翻译成目标代码时都必须生成这三条汇编指令呢?从目标代码生成的优化角度考虑,即为了使生成的目标代码更短以及充分利用寄存器,上面的三条指令中,第一条和第三条指令在某些情况下是不必要的。这是因为,如果下一个四元式紧接着需要引用操作数T,则第三条指令就不急于生成,可以推迟到以后适当的时机再生成。 此外,如果必须使用第一条指令,即第一操作数不在寄存器而是在内存中,且此时所有可用寄存器都已分配完毕,这时就要根据寄存器中所有变量的待用信息(也即引用点)来决定淘汰哪一个寄存器留给当前的四元式使用。寄存器的淘汰策略如下: (1) 如果某寄存器中的变量已无后续引用点且该变量是非活跃的,则可直接将该寄存器作为空闲寄存器使用。 (2) 如果所有寄存器中的变量在基本块内仍有引用点且都是活跃的,则将引用点最远的变量所占用寄存器中的值存放到内存与该变量对应的单元中,然后再将此寄存器分配给当前的指令使用。 因此,本题所给四元式序列生成的目标代码如下: MOV R0, A SUB R0, C /*R0=T*/ MOV R1, C ADD R1, D /*R1=S*/ MOV S, R1 /*S引用点较T引用点远,故将R1的值送内存单元S*/ MOV R1, E SUB R1, F /*R1=W*/ SUB R1, R0 /*R1=U*/ MUL R1, S /*R1=V*/ 7.2 假设可用的寄存器为R0和R1,且所有临时单元都是非活跃的,试将以下四元式基本

(精选)编译原理期末考试题目及答案

一、填空题(每空2分,共20分) 1.编译程序首先要识别出源程序中每个单词,然后再分析每个句子并翻译其意义。 2.编译器常用的语法分析方法有自底向上和自顶向下两种。 3.通常把编译过程分为分析前端与综合后端两大阶段。词法、语法和语义分析是对源程序的分析,中间代码生成、代码优化与目标代码的生成则是对源程序的综合。 4.程序设计语言的发展带来了日渐多变的运行时存储管理方案,主要分为两大类,即静态存储分配方案和动态存储分配方案。 5.对编译程序而言,输入数据是源程序,输出结果是目标程序。 1.计算机执行用高级语言编写的程序主要有两种途径:解释和编译。 2.扫描器是词法分析器,它接受输入的源程序,对源程序进行词法分析并识别出一个个单词符号,其输出结果是单词符号,供语法分析器使用。 3.自下而上分析法采用移进、归约、错误处理、接受等四种操作。 4.一个LL(1)分析程序需要用到一张分析表和符号栈。 5.后缀式abc-/所代表的表达式是a/(b-c)。 二、单项选择题(每小题2分,共20分) 1.词法分析器的输出结果是__C。 A.单词的种别编码B.单词在符号表中的位置 C.单词的种别编码和自身值D.单词自身值 2.正规式 M 1 和 M 2 等价是指__C_。 A. M1和M2的状态数相等B. M1和M2的有向边条数相等 C. M1和M2所识别的语言集相等 D. M1和M2状态数和有向边条数相等 3.文法G:S→xSx|y所识别的语言是_C____。 A. xyx B. (xyx)* C.xnyxn(n≥0) D. x*yx* 4.如果文法G是无二义的,则它的任何句子α_A____。 A.最左推导和最右推导对应的语法树必定相同B.最左推导和最右推导对应的语法树可能不同 C.最左推导和最右推导必定相同D.可能存在两个不同的最左推导,但它们对应的语法树相同5.构造编译程序应掌握____D__。 A.源程序B.目标语言 C.编译方法 D.以上三项都是 6.四元式之间的联系是通过__B___实现的。 A.指示器B.临时变量C.符号表 D.程序变量 7.表达式(┐A∨B)∧(C∨D)的逆波兰表示为__B___。 A.┐AB∨∧CD∨B.A┐B∨CD∨∧C. AB∨┐CD∨∧ D.A┐B∨∧CD∨8. 优化可生成__D___的目标代码。 A.运行时间较短B.占用存储空间较小 C.运行时间短但占用内存空间大 D.运行时间短且占用存储空间小 9.下列___C___优化方法不是针对循环优化进行的。 A. 强度削弱 B.删除归纳变量C.删除多余运算 D.代码外提 10.编译程序使用_B_区别标识符的作用域。 A. 说明标识符的过程或函数名B.说明标识符的过程或函数的静态层次 C.说明标识符的过程或函数的动态层次 D. 标识符的行号 三、判断题(对的打√,错的打×,每小题1分,共10分) 2.一个有限状态自动机中,有且仅有一个唯一的终态。x

最新编译原理(清华大学 第2版)课后习题答案

第三章 N=>D=> {0,1,2,3,4,5,6,7,8,9} N=>ND=>NDD L={a |a(0|1|3..|9)n且 n>=1} (0|1|3..|9)n且 n>=1 {ab,} a n b n n>=1 第6题. (1) <表达式> => <项> => <因子> => i (2) <表达式> => <项> => <因子> => (<表达式>) => (<项>) => (<因子>)=>(i) (3) <表达式> => <项> => <项>*<因子> => <因子>*<因子> =i*i (4) <表达式> => <表达式> + <项> => <项>+<项> => <项>*<因子>+<项> => <因子>*<因子>+<项> => <因子>*<因子>+<因子> = i*i+i (5) <表达式> => <表达式>+<项>=><项>+<项> => <因子>+<项>=i+<项> => i+<因子> => i+(<表达式>) => i+(<表达式>+<项>) => i+(<因子>+<因子>) => i+(i+i) (6) <表达式> => <表达式>+<项> => <项>+<项> => <因子>+<项> => i+<项> => i+<项>*<因子> => i+<因子>*<因子> = i+i*i 第7题

第9题 语法树 s s s* s s+a a a 推导: S=>SS*=>SS+S*=>aa+a* 11. 推导:E=>E+T=>E+T*F 语法树: E +T * 短语: T*F E+T*F 直接短语: T*F 句柄: T*F 12.

短语: 直接短语: 句柄: 13.(1)最左推导:S => ABS => aBS =>aSBBS => aBBS => abBS => abbS => abbAa => abbaa 最右推导:S => ABS => ABAa => ABaa => ASBBaa => ASBbaa => ASbbaa => Abbaa => a1b1b2a2a3 (2) 文法:S → ABS S → Aa S →ε A → a B → b (3) 短语:a1 , b1 , b2, a2 , , bb , aa , abbaa, 直接短语: a1 , b1 , b2, a2 , , 句柄:a1 14 (1) S → AB A → aAb | ε B → aBb | ε (2) S → 1S0 S → A A → 0A1 |ε 第四章 1. 1. 构造下列正规式相应的DFA (1)1(0|1)*101 NFA (2) 1(1010*|1(010)*1)*0 NFA

编译原理_第三版_课后答案.docx

编译 原理 课后题答案 第二章 P36-6 (1) L ( G 1 ) 是 0~9 组成的数字串 (2) 最左推导 : N ND NDD NDDD DDDD 0DDD 01DD 012D 0127 N ND DD 3D 34 N ND NDD DDD 5DD 56D 568 最右推导 : N ND N 7 ND 7 N 27 ND 27 N 127 D127 0127 N ND N 4 D 4 34 N ND N 8 ND 8 N 68 D68 568 P36-7 G(S) O 1|3|5|7|9 N 2|4|6|8|O D 0|N S O| AO A AD | N P36-8 文法: E T| E T|E T T F |T * F |T / F F ( E)|i 最左推导 : E E T T T F T i T i T * F i F * F i i * F i i * i E T T * F F * F i * F i *( E ) i *( E T) i *( T T ) i *( F T ) i *( i T ) i *( i F ) i *( i i ) 最右推导 :

E E T E T * F E T * i E F * i E i * i T i * i F i * i i i * i E T F * T F * F F *( E) F *( E T) F *( E F ) F *( E i ) F *( T i ) F *( F i ) F *( i i ) i *( i i ) 语法树: /******************************** E E+T E+T F T F i F i i i+i+i *****************/ P36-9 句子 iiiei有两个语法树: S iSeS iSei iiSei iiiei S iS iiSeS iiSei iiiei E E E+T E-T T T*F E-T F F F i T F i i i F i i i-i-i i+i*i P36-10 /************** S TS | T T( S) | ( ) ***************/ P36-11 /*************** L1: S AC A aAb | ab C cC | L2:

编译原理课后答案

第二章 2.3叙述由下列正规式描述的语言 (a) 0(0|1)*0 在字母表{0, 1}上,以0开头和结尾的长度至少是2的01 串 (b) ((ε|0)1*)* 在字母表{0, 1}上,所有的01串,包括空串 (c) (0|1)*0(0|1)(0|1) 在字母表{0, 1}上,倒数第三位是0的01串 (d) 0*10*10*10* 在字母表{0, 1}上,含有3个1的01串 (e) (00|11)*((01|10)(00|11)*(01|10)(00|11)*)* 在字母表{0, 1}上,含有偶数个0和偶数个1的01串 2.4为下列语言写正规定义 C语言的注释,即以 /* 开始和以 */ 结束的任意字符串,但它的任何前缀(本身除外)不以 */ 结尾。 [解答] other → a | b | … other指除了*以外C语言中的其它字符 other1 → a | b | … other1指除了*和/以外C语言中的其它字符 comment → /* other* (* ** other1 other*)* ** */ (f) 由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串。 [解答]由题目分析可知,一个符号串由0和1组成,则0和1的个数只能有四种情况: x 偶数个0和偶数个1(用状态0表示); x 偶数个0和奇数个1(用状态1表示); x 奇数个0和偶数个1(用状态2表示); x 奇数个0和奇数个1(用状态3表示);所以, x 状态0(偶数个0和偶数个1)读入1,则0和1的数目变为:偶数个0和奇数个1(状态1) x 状态0(偶数个0和偶数个1)读入0,则0和1的数目变为:奇数个0和偶数个1(状态2) x 状态1(偶数个0和奇数个1)读入1,则0和1的数目变为:偶数个0和偶数个1(状态0) x 状态1(偶数个0和奇数个1)读入0,则0和1的数目变为:奇数个0和奇数个1(状态3) x 状态2(奇数个0和偶数个1)读入1,则0和1的数目变为:奇数个0和奇数个1(状态3) x 状态2(奇数个0和偶数个1)读入0,则0和1的数目变为:偶数个0和偶数个1(状态0) x 状态3(奇数个0和奇数个1)读入1,则0和1的数目变为:奇数个0和偶数个1(状态2) x 状态3(奇数个0和奇数个1)读入0,则0和1的数目变为:偶数个0和奇数个1(状态1) 因为,所求为由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串,故状态0既为初始状态又为终结状态,其状态转换图: 由此可以写出其正规文法为: S0 → 1S1 | 0S2 | ε S1 → 1S0 | 0S3 | 1 S2 → 1S3 | 0S0 | 0 S3 → 1S2 | 0S1 在不考虑S0 →ε产生式的情况下,可以将文法变形为: S0 = 1S1 + 0S2 S1 = 1S0 + 0S3 + 1 S2 = 1S3 + 0S0 + 0 S3 = 1S2 + 0S1 所以: S0 = (00|11) S0 + (01|10) S3 + 11 + 00 (1) S3 = (00|11) S3 + (01|10) S0 + 01 + 10 (2) 解(2)式得: S3 = (00|11)* ((01|10) S0 + (01|10)) 代入(1)式得: S0 = (00|11) S0 + (01|10) (00|11)*((01|10) S0 + (01|10)) + (00|11) => S0 = ((00|11) + (01|10) (00| 11)*(01|10))S0 + (01|10) (00|11)*(01|10) + (00|11) => S0 = ((00|11)|(01|10) (00|11)*(01|10))*((00|1

编译原理教程课后习题答案——第四章

第四章语义分析和中间代码生成 4.1 完成下列选择题: (1) 四元式之间的联系是通过实现的。 a. 指示器 b. 临时变量 c. 符号表 d. 程序变量 (2) 间接三元式表示法的优点为。 a. 采用间接码表,便于优化处理 b. 节省存储空间,不便于表的修改 c. 便于优化处理,节省存储空间 d. 节省存储空间,不便于优化处理 (3) 表达式(┐A∨B)∧(C∨D)的逆波兰表示为。 a. ┐AB∨∧CD∨ b. A┐B∨CD∨∧ c. AB∨┐CD∨∧ d. A┐B∨∧CD∨ (4) 有一语法制导翻译如下所示: S→bAb {print″1″} A→(B {print″2″} A→a {print″3″} B→Aa) {print″4″} 若输入序列为b(((aa)a)a)b,且采用自下而上的分析方法,则输出序列为。a. 32224441 b. 34242421 c. 12424243 d. 34442212 【解答】 (1) b (2) a (3) b (4) b 4.2 何谓“语法制导翻译”?试给出用语法制导翻译生成中间代码的要点,并用一简例予以说明。 【解答】语法制导翻译(SDTS)直观上说就是为每个产生式配上一个翻译子程序(称语义动作或语义子程序),并且在语法分析的同时执行这些子程序。也即在语法分析过程中,当一个产生式获得匹配(对于自上而下分析)或用于归约(对于自下而上分析)时,此产生式相应的语义子程序进入工作,完成既定的翻译任务。 用语法制导翻译(SDTS)生成中间代码的要点如下: (1) 按语法成分的实际处理顺序生成,即按语义要求生成中间代码。 (2) 注意地址返填问题。 (3) 不要遗漏必要的处理,如无条件跳转等。 例如下面的程序段: if (i>0) a=i+e-b*d; else a=0; 在生成中间代码时,条件“i>0”为假的转移地址无法确定,而要等到处理“else”时方可确定,这时就存在一个地址返填问题。此外,按语义要求,当处理完(i>0)后的语句(即“i>0”为真时执行的语句)时,则应转出当前的if语句,也即此时应加入一条无条件跳转指令,并且这个转移地址也需要待处理完else之后的语句后方可获得,就是说同样存在着地址返填问题。对于赋值语句a=i+e-b*d,其处理顺序(也即生成中间代码顺序)是先生成i+e的代码,再生成b*d的中间代码,最后才产生“-”运算的中间代码,这种顺序不能颠倒。 4.3 令S.val为文法G[S]生成的二进制数的值,例如对输入串101.101,则S.val= 5.625。按照语法制导翻译方法的思想,给出计算S.val的相应的语义规则,G(S)如下: G[S]: S→L.L|L

编译原理课后习题答案

第1 章 1、编译过程包括哪几个主要阶段及每个 阶段的功能。 答案:编译过程包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成、优化、目标代码生成5 个阶段。词法分析的功能是对输入的高级语言源程序进行词法分析,识别其中的单词符号,确定它们的种类,交给语法分析器,即把字符串形式的源程序分解为单词符号串形式。语法分析的功能是在词法分析结果的基础上,运用语言的语法规则,对程序进行语法分析,识别构成程序的各类语法范畴及它们之间的层次关系,并把这种层次关系表达成语法树的形式。词义分析和中间代码生成的功能是在语法分析的基础上,对程序进行语义分析,“理解”其含义,产生出表达程序语义的内部表达形式(中间代码)。优化的功能是按照等价变换的原则,对语义分析器产生的中间代码序列进行等价变换,删除其中多余的操作,对耗时耗空间的代码进行优化,以期最后得到高效的可执行代码。目标代码生成的功能是把优化后的中间代码变换成机器指令代码,得到可在目标机器上执行的机器语言程序。 第2 章 1、写一上下文无关文法G,它能产生配 对的圆括号串(如:(),(()),()(())等,甚至 包括0 对括号) 文法为:S→(L)|LS|L L→S| ε 2 、已知文法G :E→E+T|E-T|T T→T*F|T/F|F F→(E) |i (1)给出i+i*i,i*(i-i)的最左推导,最右推导以及语法树。 (2)i-i+i 哪个算符优先。 【解答】 (1)最左推导:E?E+T?T+T? F+T ? i+T ? i+T*F ? i+F*F ?i+i*F ?i+i*i E?T?T*F? F*F ? i*F ? i*(E) ? i*(E-T) ? i*(T-T) ? i*(F-T) ? i*(i-T) ? i*(i-F) ?i*(i-i) 最右推导:E?E+T?E+T*F? E+T*i ? E+F*i ? E+i*i ? T+i*i ? F+i*i ? i+i*i E?T?T*F? T*(E) ? T*(E-T) ? T*(E-F) ? T*(E-i) ? T*(T-i) ? T*(F-i) ?T*(i-i) ? F*(i-i) ?i*(i-i) i+i*i 以及i*(i-i)的语法树如下所示: (2)i-i+i 的语法树如下图所示。 从上图的语法树可知:“-”的位置位 于“+”的下层,也就是前面两个i 先进 行“-”运算,再与后面的i 进行“+” 运算,所以“-”的优先级高于“+”的 优先级。 3 、文法G: E→ET+|T T→TF*|F F→FP↑|P P→E|i (1)试证明符号串TET+*i↑是G 的一 个句型(要求画出语法树). (2)写出该句型的所有短语,直接短语和句柄. 【解答】(1)采用最右推导: E?T?F? FP↑? Fi↑? Pi↑? Ei↑ ? Ti↑? TF*i↑? TP*i↑? TE*i↑? TET+*i↑ 语法树如下图所示。 从文法G 的起始符号出发,能够推导 出符号串TET+*i↑,所以给定符号串是文法G的句型。 (2) 该句型的短语有: ET+,TET+*,i ,TET+*i↑ 直接短语有:ET+, i 句柄是:ET+ 4、已知文法G:S→iSeS|iS|i ,该文法 是二义文法吗?为什么? 【解答】该文法是二义文法。 因为对于句子iiiei 存在两种不同的最 左推导: 第 1 种推导:S? iSeS? iiSeS? iiieS? iiiei 第2种推导:S?iS?iiSeS?iiieS?iiiei 第3 章 1、用正规式描述下列正规集: (1)C 语言的十六进制整数; (2)以ex 开始或以ex 结束的所有小写字母构成的符号串; (3)十进制的偶数。 【解答】 (1)C 语言十六进制整数以0x 或者0X 开头,所以一般形式应该为(+|-|ε) (0x|0X)AA*,其中前面括号表示符号, 可以有正号、负号,也可以省略(用ε表示)默认是正数,A 表示有资格出现在十六进制整数数位上的数字,AA*表示一位或者多位(一个或者多个数字的

编译原理复习题及答案

编译原理复习题及答案一、选择题 1.一个正规语言只能对应( B ) A 一个正规文法 B 一个最小有限状态自动机 2.文法G[A]:A→εA→aB B→Ab B→a是( A ) A 正规文法 B 二型文法 3.下面说法正确的是( A ) A 一个SLR(1)文法一定也是LALR(1)文法 B 一个LR(1)文法一定也是LALR(1)文法 4.一个上下文无关文法消除了左递归,提取了左公共因子后是满足LL(1)文法的( A ) A 必要条件 B 充分必要条件 5.下面说法正确的是( B ) A 一个正规式只能对应一个确定的有限状态自动机 B 一个正规语言可能对应多个正规文法 6.算符优先分析与规范归约相比的优点是( A ) A 归约速度快 B 对文法限制少 7.一个LR(1)文法合并同心集后若不是LALR(1)文法( B ) A 则可能存在移进/归约冲突 B 则可能存在归约/归约冲突 C 则可能存在移进/归约冲突和归约/归约冲突 8.下面说法正确的是( A ) A Lex是一个词法分析器的生成器 B Yacc是一个语法分析器 9.下面说法正确的是( A ) A 一个正规文法也一定是二型文法 B 一个二型文法也一定能有一个等价的正规文法 10.编译原理是对(C)。 A、机器语言的执行 B、汇编语言的翻译 C、高级语言的翻译 D、高级语言程序的解释执行

11.(A)是一种典型的解释型语言。 A.BASIC B.C C.FORTRAN D.PASCAL 12.把汇编语言程序翻译成机器可执行的目标程序的工作是由(B)完成的。 A. 编译器 B. 汇编器 C. 解释器 D. 预处理器 13.用高级语言编写的程序经编译后产生的程序叫(B) A.源程序?B.目标程序C.连接程序D.解释程序14.(C)不是编译程序的组成部分。 A.词法分析程序 B.代码生成程序? C.设备管理程序 D.语法分析程序 15.通常一个编译程序中,不仅包含词法分析,语法分析,语义分析,中间代码生成,代码优化,目标代码生成等六个部分,还应包括(C)。 A.模拟执行器B.解释器?C.表格处理和出错处理 ??? D.符号执行器16.编译程序绝大多数时间花在(D)上。 A.出错处理B.词法分析C.目标代码生成D.表格管理 17.源程序是句子的集合,(B)可以较好地反映句子的结构。 A. 线性表 B. 树 C. 完全图 D. 堆栈 18.词法分析器的输出结果是(D)。 A、单词自身值 B、单词在符号表中的位置 C、单词的种别编码 D、单词的种别编码和自身值 19.词法分析器不能(D) A. 识别出数值常量 B. 过滤源程序中的注释 C. 扫描源程序并识别记号 D. 发现括号不匹配 20.文法:G:S→xSx | y所识别的语言是(D)。 A、xyx B、(xyx)* C、x*yx* D、x n yx n(n≥0) 21.如果文法G是无二义的,则它的任何句子α(A) A.最左推导和最右推导对应的语法树必定相同 B.最左推导和最右推导对应的语法树可能不同 C.最左推导和最右推导必定相同 D.可能存在两个不同的最左推导,但它们对应的语法树相同 22.正则文法(A)二义性的。 A. 可以是 B. 一定不是 C. 一定是 23.(B)这样一些语言,它们能被确定的有穷自动机识别,但不能用正则表达式表示。 A. 存在 B. 不存在 C. 无法判定是否存在 24.给定文法A→bA | ca,为该文法句子的是(C)

编译原理课后习题答案-清华大学-第二版

第1章引论 第1题 解释下列术语: (1)编译程序 (2)源程序 (3)目标程序 (4)编译程序的前端 (5)后端 (6)遍 答案: (1) 编译程序:如果源语言为高级语言,目标语言为某台计算机上的汇编语言或机器语言,则此翻译程序称为编译程序。 (2) 源程序:源语言编写的程序称为源程序。 (3) 目标程序:目标语言书写的程序称为目标程序。 (4) 编译程序的前端:它由这样一些阶段组成:这些阶段的工作主要依赖于源语言而与目标机无关。通常前端包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成这些阶 段,某些优化工作也可在前端做,也包括与前端每个阶段相关的出错处理工作和符 号表管理等工作。 (5) 后端:指那些依赖于目标机而一般不依赖源语言,只与中间代码有关的那些阶段,即目标代码生成,以及相关出错处理和符号表操作。 (6) 遍:是对源程序或其等价的中间语言程序从头到尾扫视并完成规定任务的过程。 第2题 一个典型的编译程序通常由哪些部分组成?各部分的主要功能是什么?并画出编译程序的总体结构图。 答案: 一个典型的编译程序通常包含8个组成部分,它们是词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、中间代码优化程序、目标代码生成程序、表格管理程序和错误处理程序。其各部分的主要功能简述如下。 词法分析程序:输人源程序,拼单词、检查单词和分析单词,输出单词的机内表达形式。 语法分析程序:检查源程序中存在的形式语法错误,输出错误处理信息。 语义分析程序:进行语义检查和分析语义信息,并把分析的结果保存到各类语义信息表中。

目标代码生成程序:将优化后的中间代码程序转换成目标代码程序。 表格管理程序:负责建立、填写和查找等一系列表格工作。表格的作用是记录源程序的各类信息和编译各阶段的进展情况,编译的每个阶段所需信息多数都从表格中读取,产生的中间结果都记录在相应的表格中。可以说整个编译过程就是造表、查表的工作过程。需要指出的是,这里的“表格管理程序”并不意味着它就是一个独立的表格管理模块,而是指编译程序具有的表格管理功能。 错误处理程序:处理和校正源程序中存在的词法、语法和语义错误。当编译程序发现源程序中的错误时,错误处理程序负责报告出错的位置和错误性质等信息,同时对发现的错误进行适当的校正(修复),目的是使编译程序能够继续向下进行分析和处理。 注意:如果问编译程序有哪些主要构成成分,只要回答六部分就可以。如果搞不清楚,就回答八部分。 第3题 何谓翻译程序、编译程序和解释程序?它们三者之间有何种关系? 答案: 翻译程序是指将用某种语言编写的程序转换成另一种语言形式的程序的程序,如编译程序和汇编程序等。 编译程序是把用高级语言编写的源程序转换(加工)成与之等价的另一种用低级语言编写的目标程序的翻译程序。 解释程序是解释、执行高级语言源程序的程序。解释方式一般分为两种:一种方式是,源程序功能的实现完全由解释程序承担和完成,即每读出源程序的一条语句的第一个单词,则依据这个单词把控制转移到实现这条语句功能的程序部分,该部分负责完成这条语句的功

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