北航2002编译原理

How to Design a C++ Object-orientedCompiler罗杨37230118 AbstractThis system is a C++ object-oriented compiler using a extended C0 grammar as the input language. It can generate the assembly code according to the Intel 386 instructions set. You can use the Masm32v10 software to assemble and link the source code to get your 32-bit applications.摘要本系统实现了一个以扩充C0文法为输入语言的采用C++及面向对象思想设计的编译器，可以生成符合386指令集规范的汇编代码，用Masm32v10汇编可生成32位应用程序。

本系统考虑到不同版本的Masm的功能和使用方法的差异，以及用户手工键入汇编，连接命令多有不便，本系统自带了汇编器Ml.exe和连接器link.exe。

正文由于是目标是Windows平台下32位应用程序，有些文法中的功能如输入和输出无法再像16位汇编时调用DOS中断解决，因此对于这些问题我使用Microsoft提供的类似高级语言的设计方法——调用DLL函数来解决。

其实32位汇编语言在函数调用方面已与高级语言相差无异，可以调用系统API，C RunTime甚至是用户DLL中的函数。

本系统是一遍扫描编译程序，采用面向对象的方法进行构建，各个主要部分均抽象成类。

主要的类有：分析器类Parser，符号表管理器类SymbolTableMgr，四元式管理器类QuadrupleMgr，代码生成器类CodeGenerator，错误处理器类ErrorHandler，全局数据流分析器类GDAOptimizer，全局寄存器分配器类GRDOptimizer，局部公共子表达式删除器类CSDOptimizer，以上属于具有明显功能划分和界限区别的―高级类‖，他们的对象在全局main函数中分别构造和删除；系统中还有其它一些既具有数据结构意义又具有功能操作的―中级类‖，它们一般是―高级类‖或―中级类‖的成员，如基本块集合管理器BBSetMgr，由全局数据流分析器类GDAOptimizer构建，并为其它多个优化器类共享；还有一些相对意义上的―低级类‖，它们具有复杂的数据结构，却几乎没有功能操作，通常由―中级类‖或―高级类‖得数组成员进行管理，如项类Item，四元式类Quadruple，其中项类Item代表符号表中的每一项，四元式类Quadruple顾名思义代表一个四元式，并且四元式的三个操作数是指向项Item的指针。

《编译原理》理论教学大纲（2001年制订，2004年修订）课程编号：英文名：Compiling Principle课程类别：专业主干课前置课：程序设计基础、数据结构、汇编语言、离散数学后置课：无学分：4学分课时：72课时（其中理论教学54课时，实验教学18课时）主讲教师：苏杭丽等选定教材：吕映之，张素琴，蒋维杜.编译原理.北京：清华大学出版社, 2001年.课程概述：本课程是计算机科学与技术专业的专业主干课程，介绍了程序设计语言编译程序构造的一般原理、基本设计方法、主要实现技术方法和一些自动构造工具，如：语言基础知识、词法分析、语法分析、有限自动机理论、形式语言的识别、语义检查、运行时的存储管理、代码优化和代码生成以及整个编译程序的构造过程。

教学目的：掌握编译程序构造的一般原理、基本设计方法、主要实现技术和一些自动构造工具，巩固《程序设计语言》、《数据结构》、《汇编语言》、《离散数学》等基础知识，能将编译程序中的概念和技术应用于一般的软件设计之中，能够独立完成小型编译程序。

教学方法：理论讲课与上机实验结合。

首先从剖析一个简单的编译程序（PL/0）入手，对编译程序设计的基本理论，如有穷自动机、上下文无关文法等给予必要的介绍；对于广泛使用的语法分析和语义分析技术，如递归子程序法、算符优先分析、LR分析及语法指导翻译等进行了详细讲解；对编译程序的结构及其各部分功能、实现方法以及整体的设计考虑等给予描述。

此外，还介绍了编译原理的构造工具。

“编译原理”是一门对实践性要求较高的课程，教学中设置了实验课，强化对理论的理解。

各章教学要求及教学要点第一章编译程序概论课时分配：2课时教学要求：了解什么是编译程序；了解编译过程。

教学内容：第一节什么是编译程序一、编译程序的基本知识第二节编译过程概述一、词法分析阶段二、语法分析三、语义分析阶段四、中间代码生成五、代码优化六、目标代码生成第三节编译程序的结构一、编译程序的6个基本过程二、编译程序的两个管理功能第四节编译阶段的组合一、编译的前端二、编译的后端第五节编译技术和软件工具一、语言的结构化编辑器二、语言的调试工具三、语言的测试工具四、高级语言之间的转换工具五、并行编译技术思考题：1.编译程序的工作过程包括哪几个基本阶段？2.介绍词法分析的概念。

北京航空航天大学数理逻辑与编译原理试题(2002年)一、(6’x2)在谓词逻辑中将下列命题符号化。

1.存在最小的自然数。

2.对于每个实数都存在比它大的有理数。

二、(6’x2)以下公式是永真式、永假式吗？为什么？1. (p→r) (q→r)→(p q→r)2. (xF(x)↔xG(x))→x(F(x)↔G(x))三、(10’)用归结法证明以下推理的正确性。

张三的每个朋友都是李四的朋友。

因此，每个认识李四的所有朋友的人也认识张三的所有朋友。

四、(6’)对于任意谓词逻辑语句集Γ和任意谓词逻辑公式A，若ΓxA，则存在常元a使得ΓA[x/a]。

五、判断题(1’x5)1.含有优化部分的编译程序的执行效率高。

2.用高级语言书写的源程序都必须通过翻译，产生目标代码后才能投入运行。

3.乔姆斯基(Chomsky)把文法分为四种类型，即0型、1型、2型和3型。

3型文法也称为正则文法，2型文法是短语文法。

4.对于文法G[Z]=(V n，V t，P，Z)，V=V n V t，x是文法G[Z]的句型当且仅当Z⇒x，且x∈V*；x是文法G[Z]的句子当且仅当Z⇒x，且x∈V t*。

5.对于文法G[A]:A→aABe|Ba B→dB|ε由于FIRST(aABe) FOLLOW(A)≠∅，并且FIRST(Ba) FOLLOW(A) ≠∅，所以文法G[A]不是LL(1)文法。

六、选择题(1’x5)1.设有文法G[S]：S→S1|S0|Sa|Sc|a|b|c，下列符号串中是该文法的句子有__________(1)ab0 (2)a0c01 (3)aaa (4)bc102.若一个文法是递归的，则它所产生语言的句子个数__________(1)必定是无穷的(2)是有限个的(3)根据具体情况而定3.对每一个左线性文法G1，__________一个右线性文法G2，使得L(G1)=L(G2)。

(1)一定存在(2)不存在(3)不一定存在(4)无法判定4.正则文法__________二义性的。

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=>NDDL={a |a(0|1|3..|9)n且 n>=1}(0|1|3..|9)n且 n>=1{ab,}a nb 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ss s* s s+aa 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*F12．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 → ABSS → AaS →εA → aB → b(3) 短语：a1 , b1 , b2, a2 , , bb , aa , abbaa,直接短语： a1 , b1 , b2, a2 , ,句柄：a114 (1)S → ABA → aAb | εB → aBb | ε(2)S → 1S0S → AA → 0A1 |ε第四章1. 1. 构造下列正规式相应的DFA (1)1(0|1)*101NFA(2) 1(1010*|1(010)*1)*0NFA(3)NFA(4)NFA2.解：构造DFA 矩阵表⽰b其中0 表⽰初态，*表⽰终态⽤0，1，2，3，4，5分别代替{X} {Z} {X,Z} {Y} {X,Y} {X,Y,Z} 得DFA状态图为：3．解：构造DFA矩阵表⽰构造DFA的矩阵表⽰其中表⽰初态，*表⽰终态替换后的矩阵4．（1）解构造状态转换矩阵：{2，3} {0，1}{2，3}a={0,3}{2},{3},{0,1}{0,1}a={1,1} {0,1}b={2,2}（2）解：⾸先把M的状态分为两组：终态组{0}，和⾮终态组{1，2，3，4,5} 此时G=( {0},{1,2,3,4,5} ) {1,2,3,4,5}a={1,3,0,5} {1,2,3,4,5}b={4,3,2,5}由于{4}a={0} {1,2,3,5}a={1,3,5}因此应将{1,2,3,4,5}划分为{4},{1,2,3,5}G=({0}{4}{1,2,3,5}){1,2,3,5}a={1,3,5}{1,2,3,5}b={4,3,2}因为{1,5}b={4} {23}b={2,3}所以应将{1,2,3,5}划分为{1,5}{2,3}G=({0}{1,5}{2,3}{4}){1,5}a={1,5} {1,5}b={4} 所以{1,5} 不⽤再划分{2,3}a={1,3} {2,3}b={3,2}因为 {2}a={1} {3}a={3} 所以{2,3}应划分为{2}{3}所以化简后为G＝（ {0},{2},{3},{4},{1,5}）7.去除多余产⽣式后，构造NFA如下G={(0,1,3,4,6),(2,5)} {0,1,3,4,6}a={1,3}{0,1,3,4,6}b={2,3,4,5,6}所以将{0,1,3,4,6}划分为 {0,4,6}{1,3} G={(0,4,6),(1,3),(2,5)}{0,4,6}b={3,6,4} 所以划分为{0},{4,6} G={(0),(4,6),(1,3),(2,5)}不能再划分，分别⽤ 0，4，1，2代表各状态，构造DFA 状态转换图如下；b8．代⼊得S = 0(1S|1)| 1(0S|0) = 01(S|ε) | 10(S|ε) = (01|10)(S|ε)= (01|10)S | (01|10)= (01|10)*(01|10)构造NFA由NFA可得正规式为(01|10)*(01|10)=(01|10)+9.状态转换函数不是全函数,增加死状态8,G={(1,2,3,4,5,8),(6,7)}(1,2,3,4,5,8)a=(3,4,8) (3,4)应分出(1,2,3,4,5,8)b=(2,6,7,8)(1,2,3,4,5,8)c=(3,8)(1,2,3,4,5,8)d=(3,8)所以应将(1,2,3,4,5,8)分为(1,2,5,8), (3,4)G={(1,2,5,8),(3,4),(6,7)}(1,2,5,8)a=(3,4,8) 8应分出(1,2,5,8)b=(2,8)(1,2,5,8)c=(8)(1,2,5,8)d=(8)G={(1,2,5),(8),(3,4),(6,7)}(1,2,5)a=(3,4,8) 5应分出G={(1,2), (3,4),5, (6,7) ,(8) }去掉死状态8,最终结果为 (1,2) (3,4) 5,(6,7) 以1,3,5,6代替,最简DFA为b正规式:b*a(da|c)*bb*第五章1.S->a | ^ |( T )(a,(a,a))S => ( T ) => ( T , S ) => ( S , S ) => ( a , S) => ( a, ( T )) =>(a , ( T , S ) ) => (a , ( S , S )) => (a , ( a , a ) ) S=>(T) => (T,S) => (S,S) => ( ( T ) , S ) => ( ( T , S ) , S ) => ( ( T , S , S ) , S ) => ( ( S , S , S ) , S )=> ( ( ( T ) , S , S ) , S ) => ( ( ( T , S ) , S , S ) , S ) =>( ( ( S , S ) , S , S ) , S ) => ( ( ( a , S ) , S , S ) , S ) => ( ( ( a , a ) , S , S ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , S ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , ( T ) ) , S )=> ( ( ( a , a ) , ^ , ( S ) ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , ( a ) ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , ( a ) ) , a )S->a | ^ |( T )T -> T , ST -> S消除直接左递归：S->a | ^ |( T )T -> S T’T’ -> , S T’ | ξSELECT ( S->a) = {a}SELECT ( S->^) = {^}SELECT ( S->( T ) ) = { ( }SELECT ( T -> S T’) = { a , ^ , ( }SELECT ( T’ -> , S T’ ) = { , }SELECT ( T’ ->ξ) = FOLLOW ( T’ ) = FOLLOW ( T ) = { ）}构造预测分析表分析符号串（ a , a ）#分析栈剩余输⼊串所⽤产⽣式#S ( a , a) # S -> ( T )# ) T ( ( a , a) # ( 匹配# ) T a , a ) # T -> S T’# ) T’ S a , a ) # S -> a# ) T’ a a , a ) # a 匹配# ) T’，a) # T’ -> , S T’# ) T’ S , , a ) # , 匹配# ) T’ S a ) # S->a# ) T’ a a ) # a匹配# ) T’) # T’ ->ξ# ) ) # )匹配# # 接受2.E->TE’E’->+E E’->ξT->FT’T’->T T’->ξF->PF’F’->*F’F’->ξP->(E) P->a P->b P->∧SELECT（E－>TE’）=FIRST(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 －>P F’)=FIRST(F)= {（，a，b，^}SELECT(F’－>*F’)={*}SELECT(F’－>ε)=FOLLOW(F’)= {（，a，b，^，＋，#，）}3. S->MH S->a H->Lso H->ξK->dML K->ξL->eHf M->K M->bLM FIRST ( S ) =FIRST(MH)= FIRST ( M ) ∪FIRST ( H ) ∪{ξ}∪{a}= {a, d , b , e ,ξ} FIRST( H ) = FIRST ( L ) ∪{ξ}= { e , ξ}FIRST( K ) = { d , ξ}FIRST( M ) = FIRST ( K ) ∪{ b } = { d , b ,ξ}FOLLOW ( S ) = { # , o }FOLLOW ( H ) = FOLLOW ( S ) ∪{ f } = { f , # , o }FOLLOW ( K ) = FOLLOW ( M ) = { e , # , o }FOLLOW ( L ) ={ FIRST ( S ) –{ξ} } ∪{o} ∪FOLLOW ( K )∪{ FIRST ( M ) –{ξ} } ∪FOLLOW ( M )= {a, d , b , e , # , o }FOLLOW ( M ) ={ FIRST ( H ) –{ξ} } ∪FOLLOW ( S )∪{ FIRST ( L ) –{ξ} } = { e , # , o }SELECT ( S-> M H) = ( FIRST ( M H) –{ξ} ) ∪FOLLOW ( S )= ( FIRST( M ) ∪FIRST ( H ) –{ξ} ) ∪FOLLOW ( S )= { d , b , e , # , o }SELECT ( S-> a ) = { a }SELECT ( H->L S o ) = FIRST(L S o) = { e }SELECT ( H ->ξ) = FOLLOW ( H ) = { f , # , o }SELECT ( K->ξ) = FOLLOW ( K ) = { e , # , o }SELECT ( L-> e H f ) = { e }SELECT ( M->K ) = ( FIRST( K ) –{ξ} ) ∪FOLLOW ( M ) = {d，e , # , o }SELECT ( M -> b L M )= { b }4 . ⽂法含有左公因式，变为S->C $ { b, a }C-> b A { b }C-> a B { a }A -> b A A { b }A-> a A’ { a }A’-> ξ{ $ , a, b }A’-> C { a , b }B->a B B { a }B -> b B’ { b }B’->ξ{ $ , a , b }B’-> C { a, b }5. <程序> --- S <语句表>――A <语句>――B <⽆条件语句>――C <条件语句>――D <如果语句>――E <如果⼦句> --FS->begin A end S->begin A end { begin }A-> B A-> B A’ { a , if }A-> A ; B A’-> ; B A’ { ; }A’->ξ{ end }B-> C B-> C { a } B-> D B-> D { if }C-> a C-> a { a }D-> E D-> E D’ { if }D-> E else B D’-> else B { else }D’->ξ{; , end } E-> FC E-> FC { if }F-> if b then F-> if b then { if }⾮终结符是否为空S－否A－否A’－是B－否C－否D－否D’－是E－否F－否FIRST(S) = { begin }FIRST(A) = FIRST(B) ∪FIRST(A’) ∪{ξ} = {a , if , ; , ξ} FIRST(A’) ={ ; , ξ}FIRST(B) = FIRST(C) ∪FIRST(D) ={ a , if }FIRST(C) = {a}FIRST(D) = FIRST（E）= { if }FIRSR(D’) = {else , ξ}FIRST(E) = FIRST(F) = { if }FIRST(F) = { if }FOLLOW(S) = {# }FOLLOW(A) = {end}FOLLOW(A’) = { end }FOLLOW(B) = {; , end }FOLLOW (C) = {; , end , else }FOLLOW(D) = {; , end }FOLLOW( D’ ) = { ; , end }FOLLOW(E) = { else , ; end }FOLLOW(F) = { a }S A A’ B C D D’ E F if then else begin end a b ;6. 1.(1) S -> A | B(2) A -> aA|a(3)B -> bB |b提取（2），（3）左公因⼦(1) S -> A | B(2) A -> aA’(3) A’-> A|ξ(4) B -> bB’(5) B’-> B |ξ2.(1) S->AB(2) A->Ba|ξ(3) B->Db|D(4) D-> d|ξ提取（3）左公因⼦(1) S->AB(2) A->Ba|ξ(3) B->DB’(4) B’->b|ξ(5) D-> d|ξ3.(1) S->aAaB | bAbB(2) A-> S| db(3) B->bB|a4(1)S->i|(E)(2)E->E+S|E-S|S提取（2）左公因⼦(1)S->i|(E)(2)E->SE’(3)E’->+SE’|-SE’ |ξ5(1)S->SaA | bB(2)A->aB|c(3)B->Bb|d消除（1）(3)直接左递归(1)S->bBS’(2)S’->aAS’|ξ(3)A->aB | c(4) B -> dB’(5)B’->bB’|ξ6.(1) M->MaH | H(2) H->b(M) | (M) |b消除（1）直接左递归，提取（2）左公因⼦(1)M-> HM’(2)M’-> aHM’ |ξ(3)H->bH’ | ( M )(4)H’->(M) |ξ7. (1)1)A->baB4)B->a将1）、2)式代⼊3）式1)A->baB2)A->ξ3)B->baBbb4)B->bb5)B->a提取3）、4）式左公因⼦1)A->baB2)A->ξ3)B->bB’4)B’->aBbb | b5)B->a(3)1)S->Aa2)S->b3)A->SB4)B->ab将3）式代⼊1）式1)S->SBa2)S->b3)A->SB4)B->ab消除1）式直接左递归1)S->bS’2)S’->BaS’ |ξ3)S->b4)A->SB5)B->ab删除多余产⽣式4）1)S->bS’（5）1)S->Ab2)S->Ba3)A->aA4)A->a5)B->a提取3）4）左公因⼦1)S->Ab4)A’-> A |ξ5)B->a将3）代⼊1）5）代⼊21)S->aA’b2)S->aa3)A->aA’4)A’-> A |ξ5)B->a提取1）2）左公因⼦1)S-> aS’2)S’->A’b | a3)A->aA’4)A’-> A |ξ5)B->a删除多余产⽣式5）1)S-> aS’2)S’->A’b | a3)A->aA’4)A’-> A |ξA A’S’S将3）代⼊4）1)S-> aS’2)S’->A’b | a3)A->aA ’4)A’-> aA’ |ξ3)S’->a4)S’->b5)A->aA ’6)A’-> aA’ |ξ对2）3)提取左公因⼦1)S->aS’2)S’->aS’’3)S’’->A’b|ξ4)S’->b5)A->aA ’6)A’-> aA’ |ξ删除多余产⽣式5）1)S->aS’2)S’->aS’’3)S’’->A’b|ξ4)S’->b第六章1S → a | ∧ | ( T )T → T , S | S解：(1) 增加辅助产⽣式 S’→＃S＃求 FIRSTVT集FIRSTVT（S’）＝ {#}FIRSTVT（S）＝ {a ∧ ( }＝ { a ∧ ( } FIRSTVT (T) ＝ {,} ∪ FIRSTVT( S ) = { , a ∧ ( }求 LASTVT集LASTVT（S’）＝ { # }LASTVT（S）＝ { a ∧ )}LASTVT (T) ＝ { , a ∧ )}(2)因为任意两终结符之间⾄多只有⼀种优先关系成⽴，所以是算符优先⽂法(3)a ∧( ) , #F 1 1 1 1 1 1g 1 1 1 1 1 1f 2 2 1 3 2 1g 2 2 2 1 2 1f 3 3 1 3 3 1g 4 4 4 1 2 1f 3 3 1 3 3 1g 4 4 4 1 2 1(4)栈优先关系当前符号剩余输⼊串移进或规约＃<·( a,a)# 移进＃( <· a ,a)# 移进＃(T <·, a)# 移进＃(T，<· a )# 移进＃(T,a ·> ) # 规约＃(T,T ·> ) # 规约＃(T =·) # 移进＃(T) ·> ＃规约＃T =·＃接受4.扩展后的⽂法S’→#S# S→S;G S→G G→G(T) G→H H→a H→(S)T→T+S T→S（1）FIRSTVT(S)={;}∪FIRSTVT(G) = {; , a , ( }FIRSTVT(G)={ ( }∪FIRSTVT(H) = {a , ( }FIRSTCT(H)={a , ( }FIRSTVT(T) = {+} ∪FIRSTVT(S) = {+ , ; , a , ( }LASTVT(S) = {;} ∪LASTVT(G) = { ; , a , )}LASTVT(G) = { )} ∪LASTVT(H) = { a , )}LASTVT(H) = {a, )}LASTVT(T) = {+ } ∪LASTVT(S) = {+ , ; , a , ) }构造算符优先关系表因为任意两终结符之间⾄多只有⼀种优先关系成⽴，所以是算符优先⽂法（2）句型a(T+S);H;(S)的短语有：a(T+S);H;(S) a(T+S);H a(T+S) a T+S (S) H直接短语有: a T+S H (S)句柄： a素短语：a T+S (S)最左素短语：a(3)（4）不能⽤最右推导推导出上⾯的两个句⼦。