编译原理教程课后习题答案——第四章
编译原理-第4章 语法分析--习题答案
第4章语法分析习题答案1．判断（1）由于递归下降分析法比较简单，因此它要求文法不必是LL(1)文法。
(× )LL(1)文法。
(× )（3）任何LL(1)文法都是无二义性的。
(√)（4）存在一种算法，能判定任何上下文无关文法是否是LL(1) 文法。
(√)(× )（6）每一个SLR(1)文法都是LR(1)文法。
(√)（7）任何一个LR(1)文法，反之亦然。
(× )（8）由于LALR是在LR(1)基础上的改进方法，所以LALR(× )（9）所有LR分析器的总控程序都是一样的，只是分析表各有不同。
(√)（10）算符优先分析法很难完全避免将错误的句子得到正确的归约。
(√)2．文法G[E]：E→E+T|TT→T*F|FF→(E)|i试给出句型(E+F)*i的短语、简单短语、句柄和最左素短语。
答案：画出语法树，得到：短语: (E+F)*i ，(E+F) ，E+F ，F ，i简单短语: F ，i句柄: F最左素短语: E+F3．文法G[S]：S→SdT | TT→T<G | GG→(S) | a试给出句型(SdG)<a的短语、简单短语、句柄和最左素短语。
答案：画出语法树，得到：短语：(SdG)<a 、（SdG） 、SdG 、G 、a简单(直接)短语：G 、a句柄：G最左素短语：SdG4．对文法G[S]提取公共左因子进行改写，判断改写后的文法是否为LL(1)文法。
S→if E then S else SS→if E then SS→otherE→b答案：提取公共左因子；文法改写为：S→if E then S S'|otherS'→else S|E→bLL(1)文法判定：① 文法无左递归② First(S)={if,other}, First(S')={else, }First(E)={b}Follow(S)= Follow(S')={else,#}Follow(E)={then}First(if E then S S')∩First(other)=First(else S)∩First( )=③First(S')∩Follow(S')={else}不为空集故此文法不是LL(1)文法。
编译原理第4章习题答案
S-> S’ S’->(S)SS’| First( (S)SS’) = { （ } Follow(S)=Follow(S’)= { (, ),$ }
预测分析表
非终结符 S （ S->S’ ） S->S’ $ S->S’
S’
S’->(S)SS’
S’->
S’->
S’->
冲突
仔细分析后，发现该文法 S->S(S)S| 是二义性文法。 二义性文法不可能是LL(1)文法。 例如：( ) ( )
S->aS’ S’->aS’AS’|Ɛ A->+|*
First(S) = First(aS’)={a} First(S’)= First(aS’AS’) ∪ First(Ɛ)= {a} ∪{Ɛ}= {a, Ɛ} First(A) = { +,*}
Follow(S) ={$} 因为 S->aS’，所以把Follow(S)加入到Follow(S’)中。 因为 S’->aS’AS’的第一个S’ ，所以把First(AS’)={+,*}加入到Follow(S’)中。 因为 S’->aS’AS’的第二个S’ ，所以Follow(S)加入到Follow(S’)中。 所以，Follow(S’)= {$, +,*} 对 S’->aS’AS’的A ，当A后面的S’推导出非空时，把First(S’)-{Ɛ}={a}加入到Follow(A)中。 对 S’->aS’AS’的A ，当A后面的S’推导出空时，把Follow(S’)={$,+,*}加入到Follow(A)中。 所以，Follow(A)= {a, +,*,$} 对于S’->aS’AS’|Ɛ，因为First(aS’AS’) ∩Follow(S’)={a} ∩{$,+,*}=空集,所以没有冲突。 对于A->+|*，因为First(+) ∩First(*)={+} ∩{*}=空集,所以没有冲突。 所以该文法是LL(1)文法。
蒋立源编译原理第三版第四章习题与答案.docx
第五章习题5-1设有文法G[S] ：S→A/A→aA∣ AS∣/(1)找出部分符号序偶间的简单优先关系。
(2)验证 G[S] 不是简单优先文法。
5-2对于算符文法G[S] ：S→E E→ E-T∣ T T→T*F∣F F→ -P∣P P→ (E)∣i(1)找出部分终结符号序偶间的算符优先关系。
(2)验证 G[S] 不是算符优先文法。
5-3 设有文法G′[E] ：E→E E→E+T |T1T →T T→T*F|F F→(E)|i11111其相应的简单优先矩阵如题图5-3所示，试给出对符号串（i+i ）进行简单优先分析的过程。
题图 5-3 文法 G′ [E] 的简单优先矩阵5-4设有文法G[E]：E→E+T|TT→T*F|FF→(E)|i其相应的算符优先矩阵如题图5-4 所示。
试给出对符号串（i+i ）进行算符优先分析的过程。
(i*+)#(○○○○○＜＜＜＜＝i○○○○＞＞＞＞○○○○○○*＜＜＞＞＞＞○○○○○○+＜＜＜＞＞＞○○○○)＞＞＞＞○○○○#＜＜＜＜题图 5-4文法 G[E] 的算符优先矩阵5-5对于下列的文法，试分别构造识别其全部可归前缀的DFA和 LR(0) 分析表，并判断哪些是LR(0) 文法。
(1)S →aSb∣ aSc∣ ab(2)S →aSSb∣ aSSS∣c(3)S →AA→Ab∣ a5-6下列文法是否是SLR(1)文法？若是，构造相应的SLR(1) 分析表，若不是，则阐明其理由。
(1) S →Sab∣ bR R→S∣a(2) S →aSAB∣ BA A→aA∣ B B→ b(3) S →aA∣bB A→cAd∣εB→cBdd∣ε5-7对如下的文法分别构造LR(0) 及 SLR(1) 分析表，并比较两者的异同。
S→cAd∣ b A→ASc∣a5-8对于文法G[S]:S→A A→BA∣εB→ aB∣ b(1)构造 LR(1) 分析表；(2)给出用LR(1)分析表对输入符号串abab 的分析过程。
编译原理课后习题答案ch4
注意：本题应该理解为对图(a)进行确定化和对图(b)进行最小化。提供的答案没有对图(a)确 定化。
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《编译原理》课后习题答案第四章
第5题 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。并给出该语言的正规式。 答案： 按题意相应的正规表达式是(0*10)*0*， 或 0*(0 | 10)*0* 构造相应的 DFA， 首先构造 NFA 为
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《编译原理》课后习题答案第四章
注意：这个题，也可以这样构造 NFA（用最少的ε，但注意不能出错） ：
a,b 0 a a 2 a,b 1 a b 3
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《编译原理》课后习题答 ε X b A ε F B a C b ε b G b H ε ε D ε E a I b Y
除 X，A 外，重新命名其他状态，令 AB 为 B、AC 为 C、ABY 为 D，因为 D 含有 Y（NFA 的终态），所以 D 为终态。 . X A B C D DFA 的状态图：: 0 . A C A C 1 A B B D B
(2)先构造 NFA： 0 ε X 1 A ε ε F B 1 C 1 0 ε 0 D 1 E 1 0 ε 用子集法将 NFA 确定化 ε X T0=X A T1= ABFL Y CG T2= Y T3= CGJ DH K T4= DH EI T5= ABFKL T6= ABEFIL EJY T7= ABEFGJLY EHY CGK T8= ABEFHLY EY CGI T9= ABCFGJKL DHY T10= ABEFLY T11= CGJI DHJ T12= DHY T13= DHJ EIK T14= ABEFIKL ABEFIKL EJY CG DHJ ？正确 DHJG EI EIK DHY EY DHJ CG K ABEFLY CGJI DHY CGK ABEFHLY ABCFGJKL EY CGI ABEFGJLY EHY CGK ABEFIL Y EJY CG CG DH ABFKL EI DH K Y CGJ ABFL Y CG X A 0 1 1 ε L ε K ε J 0 Y
编译原理 龙书答案
第四章部分习题解答Aho：《编译原理技术与工具》书中习题（Aho）4.1 考虑文法S → ( L ) | aL → L, S | Sa)列出终结符、非终结符和开始符号解：终结符：(、)、a、，非终结符：S、L开始符号：Sb)给出下列句子的语法树i)(a, a)ii)(a, (a, a))iii)(a, ((a, a), (a, a)))c)构造b)中句子的最左推导i)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, a)ii)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, (L)) (a, (L, S)) (a, (S, S)) (a, (a, S) (a, (a, a))iii)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, (L)) (a, (L, S)) (a, (S, S)) (a, ((L), S)) (a, ((L, S), S)) (a, ((S, S), S)) (a, ((a, S), S))(a, ((a, a), S)) (a, ((a, a), (L))) (a, ((a, a), (L, S))) (a, ((a, a), (S, S))) (a, ((a, a), (a, S))) (a, ((a, a), (a, a)))d)构造b)中句子的最右推导i)S(L)(L, S) (L, a) (S, a) (a, a)ii)S(L)(L, S) (L, (L)) (L, (L, S)) (L, (L, a)) (L, (S, a)) (L, (a, a)) (S, (a, a)) (a, (a, a))iii)S(L)(L, S) (L, (L)) (L, (L, S)) (L, (L, (L))) (L, (L, (L, S))) (L, (L, (L, a))) (L, (L, (S, a))) (L, (L, (a, a))) (L, (S,(a, a))) (L, ((L), (a, a))) (L, ((L, S), (a, a))) (L, ((L, a), (a,a))) (L, ((S, a), (a, a))) (L, ((a, a), (S, S))) (S, ((a, a), (a,a))) (a, ((a, a), (a, a)))e)该文法产生的语言是什么解：设该文法产生语言（符号串集合）L，则L = { (A1, A2, …, A n) | n是任意正整数，A i=a，或A i∈L，i是1～n之间的整数}（Aho）4.2考虑文法S→aSbS | bSaS |a)为句子构造两个不同的最左推导，以证明它是二义性的S aSbS abS abaSbS ababS ababS aSbS abSaSbS abaSbS ababS ababb)构造abab对应的最右推导S aSbS aSbaSbS aSbaSb aSbab ababS aSbS aSb abSaSb abSab ababc)构造abab对应语法树d)该文法产生什么样的语言？解：生成的语言：a、b个数相等的a、b串的集合（Aho）4.3 考虑文法bexpr→bexpr or bterm | btermbterm→bterm and bfactor | bfactorbfactor→not bfactor | ( bexpr ) | true | falsea)试为句子not ( true or false)构造分析树解：b)试证明该文法产生所有布尔表达式证明：一、首先证明文法产生的所有符号串都是布尔表达式变换命题形式——以bexpr、bterm、bfactor开始的推导得到的所有符号串都是布尔表达式最短的推导过程得到true、false，显然成立假定对步数小于n的推导命题都成立考虑步数等于n 的推导，其开始推导步骤必为以下情况之一bexpr bexpr or btermbexpr btermbterm bterm and bfactorbexpr bfactorbfactor not bfactorbfactor ( bexpr )而后继推导的步数显然<n，因此由归纳假设，第二步句型中的NT推导出的串均为布尔表达式，这些布尔表达式经过or、and、not运算或加括号，得到的仍是布尔表达式因此命题一得证。
编译原理第4章答案
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)*0 (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 10,1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 ：0，1下面将该DFA最小化：(1)首先将它的状态集分成两个子集：P1={A,D,E},P2={B,C,F}(2)区分P2: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P21={C,F},P22={B}。
(3)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P11={A,E},P12={D}。
(4)由于F(A,0)=B,F(E,0)=F,而B，F不等价，所以A，E可以区分。
(5)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.将图确定化：1101111解：下表由子集法将NFA 转换为DFA ：4.把图的(a)和(b)分别确定化和最小化：(a) (b)解： (a):下表由子集法将NFA 转换为DFA ：0，1a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)。
编译原理第四章 参考答案
1.1考虑下面文法G1S->a|^|(T)T->T,S|S消去G1的左递归。
然后对每个非终结符，写出不带回溯的递归子程序。
答:：(1)消除左递归:S->a|^|(T)T-> ST’T’->,S T’|ε(2)first(S)={ a , ^ , ( } first(T)= { a , ^ , ( } first(T’)={ , ε}First(a)={a},First(^)={^},First( (T) )={ ( }S的所有候选的首符集不相交First(,ST’)={,} ,First(ε)={ε},T’的所有候选的首符集不相交Follow(T’)=Follow(T)={ )}first(T’)∩Follow(T’)={}所以改造后的文法为LL(1)文法。
不带回溯的递归子程序如下：S( ){if (lookahead=’a’) advance;Else if(lookahead=’^’) advance;Else if(lookahead=’(’){advance;T();if(lookahead=’)’) advance;else error();}Else error();}T( ){S( );T’( ):}T’->,S T’|εT’( ){if (lookahead=’,’){advance;T’();}Else if(lookahead=Follow(T’)) advance;Else error;}有文法G(S):S→S+aF|aF|+aFF→*aF|*a(1)改写文法为等价文法G[S’]，消除文法的左递归和回溯(2)构造G[S’]相应的FIRST和FOLLOW集合；(3)构造G[S’]的预测分析表，以此说明它是否为LL(1)文法。
(4)如果是LL(1)文法，请给出句子a*a+a*a*a的预测分析过程该文法为LL(1)文法，因为它的预测分析表中无冲突项。
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一实现的。
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6 AVB) A(CV D)的逆波兰表示为 __________________________________________________ °a. n AB VA CD Vb. A n B V CD VAc. AB Vn CD VAd. A n B VA CDV (4)有一语法制导翻译如下所示: ST bAb{print 〃 T } AT(BATa{print // 2 〃 } {print 〃 3 〃 } BT 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.32224441b.34242421c.12424243d.34442212【解答】(1) b (2)a (3)b (4)b4.2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。
编译原理第四章作业答案
非终结符
FIRSTVT
LASTVT
E
+ * ↑( i
+ * ↑) i
T
* ↑( i
* ↑) i
F
↑( i
↑)i
P
（i
)i
2).关系 1.由#E#，知 # = # ；由（E）知 （ = ） 2.求 < 关系 考察对象：文法中终结符号在前，非终结符号在后的相邻符号对 由#E # < FIRSTVT(E) 由+T + < FIRSTVT(T) 由*F * < FIRSTVT(F) 由↑F ↑< FIRSTVT(F) 由(E ( < FIRSTVT(E)
T→F
F→-P
F→P
P→(E)
P→i
(1) 构造 G 的算符优先矩阵；
(2) 指出 G 不是算符优先文法，即指出具有多重定义的优先矩阵元素；
(3)将 G 改写为算符优先文法。
解：
（1）求每个非终结符号的 FIRSTVT 集和 LASTVT 集
S→E
E→E-T|T
T→T*F|F
F→-P|P
P→(E)|i
Z 11 Z 12 Z 13
(S
A
B ) = (φ (S ) + () [S ] + [])Z 21
Z 22
Z
23
Z 31 Z 32 Z 33
Z 11 Z 12 Z 13 ε φ φ A B φ Z 11 Z 12 Z 13
Z 21
Z 22
Z
23
=
φ
ε
φ
+
ε
φ
φ
Z
21
Z 22
编译原理第4章习题解答
第4章习题解答：1，2，3，4 解答略！5. 解答：(1)× (2)√ (3)× (4)√ (5)√ (6)√(7)×(8)×6. 解答：(1)A：④ B：③ C：③ D：④ E：②(2)A：④ B：④ C：③ D：③ E：②7.解答：(1) 消除给定文法中的左递归，并提取公因子：bexpr→bterm {or bterm }bterm→bfactor {and bfactor}bfactor→not bfactor | (bexpr) | true |false(2) 用类C语言写出其递归分析程序:void bexpr();{bterm();WHILE(lookahead =='or') { match ('or');bterm();}}void bterm();{bfactor();WHILE(lookahead =='and'){ match ('and');bfactor();}} void bfactor();{if (llokahead=='not') then {match ('not');bfactor();}else if(lookahead=='(') then {match (‘(');bexpr();match(')');}else if(lookahead =='true')then match ('true) else if (lookahead=='false')then match ('false');else error;}8. 解答：消除所给文法的左递归，得G'：S →(L)|aL → SL'L'→ ,SL' |实现预测分析器的不含递归调用的一种有效方法是使用一张分析表和一个栈进行联合控制，下面构造预测分析表：根据文法G'有：First(S) = { ( , a ) Follow(S) = { ) , , , #}First(L) = { ( , a ) Follow(L) = { ) }First(L') = { ,} Follow(L') = { ) }按以上结果，构造预测分析表M如下：文法G'是LL(1)的，因为它的LL(1)分析表不含多重定义入口。
编译原理第四章典型习题答案
第四章1.设字母表∑={0，1}，给出∑上的正规式r=(0|10)*，请完成以下任务：1) 构造NFA M`，使得L（M`）=L（r）；2) 将NFA M`确定化、最小化，得到最简DFA M，使得L（M）=L（M`）。
解：1）M`③2) 1令T0=-closure(1)={1,2,4}, T0未被标记，加入到子集族C中2 标记T0，Move(T0,0)={2},-closure(Move(T0,0))={2,4}=T1,T1未被标记，加入到子集族C中Move(T0,1)={3},-closure(Move(T0,1))={3}=T2,T2未被标记，加入到子集族C中3 标记T1，Move(T1,0)={2},-closure(Move(T1,0))={2,4}=T1,Move(T1,1)={3},-closure(Move(T1,1))={3}=T2,4标记T2，Move(T2,0)={2},-closure(Move(T2,0))={2,4}=T1,Move(T2,1)=,-closure(Move(T2,1))=,化简后为：2.已知正规文法G1(S为开始符号)G1: S→0A|1BA→1S|1B→0S|01）该文法产生语言是什么？请用正规式表示；2）构造最简的确定有限自动机DFA，并画出状态转换图。
解：1)S=0A|1BS=(0(1S|1))|(1(0S|0))S=(01(S|))|(10(S|))S=(01|10)(S|)S=(01|10)(01|10)*2)NFA为：②③④ɛɛ①ɛ 1 0 ɛ⑤⑥⑦ɛNFA转化为DFA：1令T0=-closure(1)={1,2,5}, T0未被标记，加入到子集族C中2 标记T0，Move(T0,0)={3},-closure(Move(T0,0))={3}=T1,T1未被标记，加入到子集族C中Move(T0,1)={6},-closure(Move(T0,1))={6}=T2,T2未被标记，加入到子集族C中3 标记T1，Move(T1,0)=,-closure(Move(T1,0))=,Move(T1,1)={4},-closure(Move(T1,1))={4,8,9,10,13,17}=T3,T3未被标记，加入到子集族C中4标记T2，Move(T2,0)={7},-closure(Move(T2,0))={ 4,8,9,10,13,17}=T4,T4未被标记，加入到子集族C中Move(T2,1)=,-closure(Move(T2,1))=,5标记T3，Move(T3,0)={11},-closure(Move(T3,0))={11}=T5,T5未被标记，加入到子集族C中Move(T3,1)={14},-closure(Move(T3,1))={14}=T6,T6未被标记，加入到子集族C中6标记T4，Move(T4,0)={11},-closure(Move(T4,0))={11}=T5,Move(T4,1)={14},-closure(Move(T4,1))={14}=T6,7标记T5，Move(T5,0)=,-closure(Move(T5,0))=,Move(T5,1)={12},-closure(Move(T5,1))={9,10,12,13,16,17}=T7,T7未被标记，加入到子集族C中8标记T6，Move(T6,0)={15},-closure(Move(T6,0))={ 9,10,13,15,16,17}=T8,T8未被标记，加入到子集族C中Move(T6,1)=,-closure(Move(T6,1))=,9标记T7，Move(T7,0)={11},-closure(Move(T7,0))={11}=T5,Move(T7,1)={14},-closure(Move(T7,1))={14}=T6,10标记T8，Move(T8,0)={11},-closure(Move(T8,0))={11}=T5,Move(T8,1)={14},-closure(Move(T8,1))={14}=T6,则DFA为：②①1化简后为：②①13.将R=a(a|d)*转换成相应的正规文法。
编译技术课后答案
编译技术课后答案《编译原理》习题参考答案（四）第四章4.1 根据表4.1的语法制导定义，为输入表达式5*（4*3+2）构造注释分析树。
Solution:LE.val =70 nT.val = 70T.val =5 * F.val =14F.val =5 ( E.val =14 )digit.lexval =5 E.val =12 + T.val =2T.val = 12 F.val = 2T.val =4 * F.val =3 digit.lexval =2F.val = 4 digit.lexval = 34.3 为文法→ ( L ) | aSL→ L , S | S( a )写一个语法制导定义，它输出括号的对数。
( b )写一个语法制导定义，它输出括号的最大深度。
Solution:( a ) :Sˊ→S n print ( S.val )S → ( L ) S.val = L .val + 1S → a S.val = 0L →L1 , S L.val = L1.val + S.valL → S L.val = S.val( b ) :Sˊ→S n print ( S.val )S → ( L ) S.val = L .val + 1S → a S.val = 0L →L1 , S L.val = max ( L1.val , S.val )L → S L.val = S.val4.5 给出对表达式求导数的语法制导定义，表达式由+和*作用于变量x和常数组成，如x * ( 3 * x + x * x )，并假定没有任何化简，例如将3 * x 翻译成3 * 1 + 0 * x。
Solution:exp为原表达式的字符串，s为求导后的字符串。
|| 为串联接符E′→ E n print ( E.s )E → E1 + T E.exp = E1.exp || " + " || T.expE.s = E1.s || " + " || T.sE → T E.exp = T.expE.s = T.s T → T1 * FT.exp = T1.exp || " * " || F.expT.s = " ( " || T1.s || " ) " || " * " || F.exp || " + " ||T.exp || " * " || F.s T → F T.exp =F.exp T.s = F. sF → ( E ) F.exp = " ( " || E.exp || " ) " F.s = " ( " || E.s || " ) " F → num F.exp =num.lexmeF.s = " 0 "F → x F.exp = " x "F.s = " 1 "4.6 给出把中缀表达式翻译成没有冗余括号的中缀表达式的语法制导定义。
编译原理 第4章习题解答
第四章习题解答4.1词法分析的主要任务是对源程序进行扫描，从中识别出单词，它是编译过程的第一步，也是编译过程中不可缺少的部分。
4.2单词符号一般分为五类：关键字、标识符、常数、运算符和界限符。
分别用整数1、2、3、4、5表示。
对于这种非一符一个类别码的编码形式，一个单词符号除了给出它的单词类别码之外，还要给出它的自身值。
标识符的自身值被表示成按字节划分的内部码。
常数的自身值是其二进制值。
由于语言中的关键字、运算符和界限符的数量都是确定的，因此，对这些单词符号可采用一符一个单词类别码。
如果采取一符一个单词类别码，那么这些单词符号的自身值就不必给出了。
4.3设计词法分析程序有如下几种方法：①由正规文法设计词法分析程序——程序设计语言的单词一般都可以用正规文法描述，从正规文法可构造一个FA。
再对FA确定化和状态个数最少化，最后得到一个化简了的DFA。
这个DFA正是词法分析程序的设计框图，这样，由DFA编制词法分析程序就容易了。
②由正规表达式设计词法分析程序——正规表达式也是描述单词的一种方便工具。
由正规表达式转换成NDFA，然后再对它确定化和状态个数最少化，可得一个DFA。
再由DFA编制词法分析程序。
4.4符号表在编译程序中具有十分重要的意义，它是编译程序中不可缺少的部分。
在编译程序中，符号表用来存放在程序中出现的各种标识符及其语义属性。
一个标识符包含了它全部的语义属性和特征。
标识符的全部属性不可能在编译程序的某一个阶段获得，而需要在它的各个阶段中去获得。
在编译程序的各个阶段，不仅要用获取的标识符信息去更新符号表中的内容，添加新的标识符及其属性，而且需要去查找符号表，引用符号表中的信息。
因为，符号表是编译程序进行各种语义检查（即语义分析）的依据，是进行地址分配的依据。
标识符处理的基本思想是，当遇到定义性标识符时，先去查符号表（标识符表）。
如果此标识符已在符号表中登记过，那么表明该标识符被多次声明，将作为一个错误，因为一个标识符只能被声明一次；如果标识符在符号表中未登记过，那么将构造此标识符的机内符，并在符号表中进行登记。
编译原理第4章答案
编译原理第4章答案第四章词法分析1．构造下列正规式相应的DFA ：(1) 1(0|1)* 101 (2) 1(1010* | 1(010)* 1)* 0 (3) a((a|b)*|ab *a)* b (4) b((ab)* | bb)*ab 解：(1)1(0|1)*101对应的NFA 为(2)1(1010* | 1(010)* 1)* 0对应的NFA 为下表由⼦集法将NFA 转换为DFA ：0 0,1(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0，1 下表由⼦集法将NFA转换为DFA：下⾯将该DFA最⼩化：(1)⾸先将它的状态集分成两个⼦集：P1={A,D,E},P2={B,C,F}(2)区分P2: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P21={C,F},P22={B}。
(3)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P11={A,E},P12={D}。
(4)由于F(A,0)=B,F(E,0)=F,⽽B，F不等价，所以A，E可以区分。
(5)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：图4.16解：下表由⼦集法将NFA转换为DFA：14.把图4.17的(a)和(b)分别确定化和最⼩化：(a) (b)解： (a):下表由⼦集法将NFA 转换为DFA ：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)。
编译原理英文版第四章答案
Chapter 4 Answers - Compiler Principles Exercise 1Question:Consider the following context-free grammar (CFG):S → a | BB → a1.Is the language generated by this CFG ambiguous? Justify your answer.2.If the CFG is ambiguous, provide a string that can be generated in twodifferent ways.Answer:1.The language generated by this CFG is not ambiguous. In order toprove this, we need to show that for every valid string in the language, there isa unique deriv ation tree. Let’s analyze the grammar to determine thisuniqueness:•The production rule S → a is a direct derivation from the start symbol S, resulting in the terminal symbol a. Since this is the only possible derivation from S, it is unambiguous.•The production rule S → B has B as its right-hand side. The production rule B → a is the only production rule for B, so B will eventually derive theterminal a. Therefore, the derivation from S to the single terminal a is unique.Hence, we can conclude that the language generated by this CFG is not ambiguous because there is a unique derivation for every valid string.2.Since the language is not ambiguous, we cannot provide a string thatcan be generated in two different ways, as every valid string has only onederivation.Exercise 2Question:Consider the following context-free grammar (CFG):E → E + E | E * E | id1.Starting with the non-terminal symbol E, apply the productions of thegrammar to generate the string id + id * id.2.Draw a parse tree for the string id + id * id using the abovegrammar.Answer:1.To generate the string id + id * id, we can apply the productions ofthe grammar as follows:E (Starting with E)E + E (Using E → E + E)E + E * E (Using E → E * E)id + id * id (Using E → id)2.The parse tree for the string id + id * id is as follows:E_____|_____| | |E + E| |E E| |id __|__| |E *| |E id|idExercise 3Question:Provide a context-free grammar (CFG) for the language of palindromes over the alphabet {a, b}.Answer:We can define a context-free grammar (CFG) to generate palindromes over the alphabet {a, b} as follows:S → ε | a | b | aSa | bSbExplanation: - The production rule S → ε generates an empty string (epsilon). - The production rules S → a and S → b generate single characters a and b respectively. - The production rules S → aSa and S → bSb generate palindromes. Here, the recursive non-terminal S is enclosed between the same terminal symbols a or b.This CFG covers all possible palindromes over the alphabet {a, b}, including empty strings, single characters, and palindromic strings of various lengths.Exercise 4Question:Consider the following context-free grammar (CFG):S → AaBA → ε | aAB → ε | bB1.What is the language generated by this CFG?2.Determine if the CFG is ambiguous. If so, provide a string that can begenerated in two different ways.Answer:1.The language generated by this CFG consists of strings with a prefix ofa and a suffix of b. The generated language can be represented as:L = {anbm | n ≥ 0, m ≥ 0}Where an represents zero or more a and bn represents zero or more b.2.The CFG is ambiguous. Here is an example of a string that can begenerated in two different ways: aab.Possible derivations:•Derivation 1:S (Start with S)AaB (Using S → AaB)aaABb (Using A → aA)aaBb (Using A → ε)aab (Using B → bB)•Derivation 2:S (Start with S)AaB (Using S → AaB)AaaBBb (Using A → aA)aaBBb (Using A → ε)aaBb (Using B → ε)aab (Using B → bB)Thus, the string aab can be derived in two different ways, making the grammar ambiguous.Exercise 5Question:Consider the following context-free grammar (CFG):E → E + D | DD → D * F | FF → idStarting with the non-terminal symbol E, apply the productions of the grammar to generate the string id + id * id.Answer:To generate the string id + id * id, we can apply the productions of the grammar as follows:E (Starting with E)E + D (Using E → E + D)D + D (UsingE → D)D + D * F (Using D → D * F)F + D * F (Using D → F)id + D * F (Using F → id)id + D * id (Using F → id)id + D * id * F (Using D → F)id + id * F (Using F → id)id + id * id (Using F → id)Hence, the string id + id * id can be generated by applying the productions of the given grammar starting with the non-terminal symbol E.。
编译原理第四章 习题解答
第四章 习题答案1．（1）对应NFA 如图：对其进行确定化操作：T 0 = ε-closure({S}) = {S}计算ε-closure(move({S},0)) = Ф计算ε-closure(move({S},1)) = {A}，标记为T 1 计算ε-closure(move({A},0)) = {A}=T 1计算ε-closure(move({A},1)) = {A,B}，标记为T 2计算ε-closure(move({A,B},0)) = {A,C}，标记为T 3计算ε-closure(move({A,B},1)) = {A,B}=T 2 计算ε-closure(move({A,C},0)) = {A}=T 1计算ε-closure(move({A,C},1)) = {A,B,Z}，标记为T 4 计算ε-closure(move({A,B,Z},0)) = {A,C}= T 3 计算ε-closure(move({A,B,Z},1)) = {A,B}=T 2得到的DFA 存在五种状态：[T 0]，[T 1]，[T 2]，[T 3]，[T 4]其中：[T 0]为初态，[T 4]为终态，对应的转换矩阵如右上表格所示，令S,A,B,C,D 分别表示这五种状态，则其对应的DFA 状态转换图及状态转换矩阵分别为：（3）对应NFA 如图：εT 0 = ε-closure({S}) = {S}计算ε-closure(move({S},a)) = {A,B,D}，标记为T 1 计算ε-closure(move({S},b)) = Ф计算ε-closure(move({A,B,D},a)) = {A,B,C,D}，标记为 计算ε-closure(move({A,B,D},b)) = {A,B,D,Z}，标记为T 3 计算ε-closure(move({A,B,C,D},a)) = {A,B,C,D}= T 2计算ε-closure(move({A,B,C,D},b)) = {A,B,C,D,Z}，标记为T 4 计算ε-closure(move({A,B,D,Z},a)) = {A,B,C,D}= T 2 计算ε-closure(move({A,B,D,Z},b)) = {A,B,D,Z}= T 3 计算ε-closure(move({A,B,C,D,Z},a)) = {A,B,C,D}= T 2 计算ε-closure(move({A,B,C,D,Z},b)) = {A,B,C,D,Z}= T 4 得到的DFA 存在五种状态：[T 0]，[T 1]，[T 2]，[T 3]，[T 4]其中：[T 0]为初态，[T 3],[T 4]为终态，对应的转换矩阵如左下表格所示，令S,A,B,C,D 分别2．根据题意，可以得其NFA 状态转换图如下图所示：T 0 = ε-closure({x}) = {x} 计算ε-closure(move({x},0)) = {z}，标记为T 1 计算ε-closure(move({x},1)) = {x}=T 0 计算ε-closure(move({z},0)) = {x, z}，标记为T 2 计算ε-closure(move({z},1)) = {y}，标记为T 3 计算ε-closure(move({x, z},0)) = {x, z}= T 2 计算ε-closure(move({x, z},1)) = {x, y}，标记为T 4 计算ε-closure(move({y},0)) = {x, y}= T 4 计算ε-closure(move({y},1)) = Ф计算ε-closure(move({x, y},0)) = {x, y, z}，标记为T 5 计算ε-closure(move({x, y},1)) = {x}= T 0计算ε-closure(move({x, y, z},0)) = {x, y, z}= T 5 计算ε-closure(move({x, y, z},1)) = {x, y}= T 4得到的DFA 存在六种状态：[T 0]，[T 1]，[T 2]，[T 3]，[T 4]，[T 5]其中：[T 0]为初态，[T 1],[T 2],[T 5]为终态，对应的转换矩阵如右上表格所示，令A,B,C,D,E,F 分别表示这六种状态，则其对应的DFA 状态转换图及状态转换矩阵分别为：3．状态转换图如图所示：对其进行确定化操作：T 0 = ε-closure({S}) = {S}计算ε-closure(move({S},0)) = {V ,Q}，标记为T 1 计算ε-closure(move({S},1)) = {Q,U}，标记为T 2 计算ε-closure(move({V ,Q},0)) = {V,Z}，标记为T 3 计算ε-closure(move({V ,Q},1)) = {Q,U}= T 2计算ε-closure(move({Q,U},0)) = {V}，标记为T 4计算ε-closure(move({Q,U},1)) = {Q,U,Z}，标记为T 5 计算ε-closure(move({V,Z},0)) = {Z}= T 3 计算ε-closure(move({V,Z},1)) = {Z}= T 3计算ε-closure(move({V},0)) = {Z}=T 4 计算ε-closure(move({V},1)) = Ф计算ε-closure(move({Q,U,Z},0)) = {V ,Z}，标记为T 6 计算ε-closure(move({Q,U,Z},1)) = {Q,U,Z}= T 5 计算ε-closure(move({Z},0)) = {Z}= T 6 计算ε-closure(move({Z},1)) = {Z}= T 3得到的DFA 存在七种状态：[T 0]，[T 1]，[T 2]，[T 3]，[T 4]，[T 5]，[T 5] 其中：[T 0]为初态，[T 3],[T 5],[T 6]为终态，对应的转换矩阵如右上表格所示，令A,B,C,D,E,F,G 分别表示这七种状态，则其对应的DFA 状态转换图及状态转换矩阵分别为：4．（a ）对其进行确定化操作： T 0 = ε-closure({0}) = {0}计算ε-closure(move({0},a)) = {0,1}，标记为T 1计算ε-closure(move({0},b)) = {1}，标记为T 2计算ε-closure(move({0,1},a)) = {0,1}=T 1计算ε-closure(move({0,1},b)) = {1}= T 2计算ε-closure(move({1},a)) = {0}=T 0 计算ε-closure(move({1},b)) =Ф得到的DFA 存在三种状态：[T 0]，[T1]，[T 2]其中，[T 0]为初态，[T 0],[T 1]为终态，对应的转换矩阵如右上表格所示，令A,B,C 分别表示这三种状态，则其对应的DFA 状态转换图及状态转换矩阵如下：对其进行最小化操作：该DFA 无多余状态，进行初始划分，得终态组{A,B}，非终态组{C}对终态组{A,B}进行审查，输入符号a 后，状态A,B 均转换成状态B ；输入符号b 后，状态A,B 均转换成状态C ，由此可知，状态A,B 等价，不能再分。
编译原理龙书第四章答案
编译原理龙书第四章答案
1.什么是有效性检查？
答：有效性检查是语法分析中的一项重要检查，是指检查语言结构中
的各部分是否有效，即结构是否符合语言的语法规则。
2.什么是语法分析？
答：语法分析是指将文法定义的模式应用到给定的输入字符串中来识
别出输入字符串的结构特征，以确定给定的输入是否符合语法定义。
3.扩展BNF与简化后的BNF有什么区别？
答：扩展BNF使用更多的符号，可以更准确地表示文法的定义；而简
化后的BNF则把文法的定义层次降低，使用更少的符号，实现文法简化。
4.语法分析生成器的工作原理是什么？
答：语法分析生成器使用上下文无关文法定义的语句，根据文法定义
生成语法分析程序，它包括词法分析器和语法分析器。
当词法分析器处理
输入的字符串时，语法分析器就自动检查输入字符串是否满足文法定义。
5.什么是四元式？
答：四元式是源程序翻译成中间代码的基本单位，它用四元组的形式：(操作码，运算数1，运算数2，结果)来表示一条指令，便于后续的代码
优化和目标代码生成。
6.什么是类型检查？
答：类型检查是指在语义分析中，用来检查程序中表达式和变量的类
型是否合理。
编译原理第4章作业答案
第四章习题4.2.1：考虑上下文无关文法：S-〉SS+|SS*|a 以及串aa+a* （1）给出这个串的一个最左推导 S-> S S *-> S S + S * -> a S + S * -> a a + S * -aa +a（3）给出这个串的一棵语法分析树习题4.3.1：下面是一个只包含符号a 和b 的正则表达式的文法。
它使用+替代表示并运算的符号|,以避免和文法中作为元符号使用的竖线相混淆：rexpr T rexpr+rterm|rtermrterm —rtermrfactor|rfactorrfactor —rfactor*|rprimaryrprimary —a|b1）对这个文法提取公因子2）提取公因子的变换使这个文法适用于自顶向下的语法分析技术吗？ 3）提取公因子之后，原文法中消除左递归4）得到的文法适用于自顶向下的语法分析吗？ 解1）提取左公因子之后的文法变为rexpr —rexpr+rterm|rtermrterm —rtermrfactor|rfactorrfactor —rfactor*|rprimaryrprimary —a|b 2）不可以，文法中存在左递归，而自顶向下技术不适合左递归文法 3）消除左递归后的文法rexpr->rtermrexpr'rexpr'->+rtermrexpr'l e rterm->rfactorrterm'rterm'->factorrterm'|erfactor->rprimayrfactor'fact or'-〉*rfactor'|erprimary->a|b4) 该文法无左递归，适合于自顶向下的语法分析习题4.4.1：为下面的每一个文法设计一个预测分析器，并给出预测分析表。
可能要先对文法进行提取左公因子或消除左递归 (3)S-〉S(S)S|*(5)S->(L)|aL->L,S|S 解 (3)①消除该文法的左递归后得到文法S-〉S'S'-〉(S)SS'|*②计算FIRST 和FOLLOW 集合FIRST(S)={(,*}FOLLOW(S)={),$} FIRST(S')={(,*}FOLLOW(S')={),$}③构建预测分析表①消除该文法的左递归得到文法S-〉(L)|a L->SL' L'-〉,SL'|£②计算FIRST 与FOLLOW 集合FIRST(S)={(,a}FOLLOW(S)={),,,$}FIRST(L)={(,a}FOLLOW(L)={)} FIRST(L')={,,£}FOLLOW(L')={)}习题4.4.4计算练习4.2.2的文法的FIRST 和FOLLOW 集合3)S T S(S)S|5) S T (L)|a,L T L,S|S 解：3)FIRST(S)={£,(}FOLLOW(S)={(,),$} 5) FIRST(S)={(,a}FOLLOW(S)={),,,$}FIRST （L ）={（,a}FOLLOW （L ）={）,,}习题4.6.2为练习4.2.1中的增广文法构造SLR 项集，计算这些项集的GOTO 函数，给出这个文法的语法分析表。
编译原理 龙书答案
第四章部分习题解答Aho：《编译原理技术与工具》书中习题（Aho）4.1 考虑文法S →( L ) | aL →L, S | Sa)列出终结符、非终结符和开始符号解：终结符：(、)、a、，非终结符：S、L开始符号：Sb)给出下列句子的语法树i)(a, a)ii)(a, (a, a))iii)(a, ((a, a), (a, a)))c)构造b)中句子的最左推导i)S⇒(L)⇒(L, S) ⇒(S, S) ⇒(a, S) ⇒(a, a)ii)S⇒(L)⇒(L, S) ⇒(S, S) ⇒(a, S) ⇒(a, (L)) ⇒(a, (L, S)) ⇒(a, (S, S)) ⇒(a, (a, S) ⇒(a, (a, a))iii)S⇒(L)⇒(L, S) ⇒(S, S) ⇒(a, S) ⇒(a, (L)) ⇒(a, (L, S)) ⇒(a, (S, S)) ⇒(a, ((L), S)) ⇒(a, ((L, S), S)) ⇒(a, ((S, S), S)) ⇒(a, ((a, S), S)) ⇒(a, ((a, a), S)) ⇒(a, ((a, a), (L)))⇒(a, ((a, a), (L, S))) ⇒(a, ((a, a), (S, S))) ⇒(a, ((a, a), (a, S))) ⇒(a, ((a, a), (a, a))) d)构造b)中句子的最右推导i)S⇒(L)⇒(L, S) ⇒(L, a) ⇒(S, a) ⇒(a, a)ii)S⇒(L)⇒(L, S) ⇒ (L, (L)) ⇒(L, (L, S)) ⇒(L, (L, a)) ⇒(L, (S, a)) ⇒(L, (a, a)) ⇒(S, (a, a)) ⇒(a, (a, a))iii)S⇒(L)⇒(L, S) ⇒(L, (L)) ⇒(L, (L, S)) ⇒(L, (L, (L))) ⇒(L, (L, (L, S))) ⇒(L, (L, (L,a))) ⇒(L, (L, (S, a))) ⇒(L, (L, (a, a))) ⇒(L, (S, (a, a))) ⇒(L, ((L), (a, a))) ⇒(L, ((L,S), (a, a))) ⇒(L, ((L, a), (a, a))) ⇒(L, ((S, a), (a, a))) ⇒(L, ((a, a), (S, S))) ⇒(S, ((a,a), (a, a))) ⇒(a, ((a, a), (a, a)))e)该文法产生的语言是什么解：设该文法产生语言（符号串集合）L，则L = { (A1, A2, …, A n) | n是任意正整数，A i=a，或A i∈L，i是1～n之间的整数}（Aho）4.2考虑文法S→aSbS | bSaS | εa)为句子构造两个不同的最左推导，以证明它是二义性的S⇒aSbS⇒abS⇒abaSbS⇒ababS⇒ababS⇒aSbS⇒abSaSbS⇒abaSbS⇒ababS⇒ababb)构造abab对应的最右推导S⇒aSbS⇒aSbaSbS⇒aSbaSb⇒aSbab⇒ababS⇒aSbS⇒aSb⇒abSaSb⇒abSab⇒ababc)构造abab对应语法树d)该文法产生什么样的语言？解：生成的语言：a、b个数相等的a、b串的集合（Aho）4.3 考虑文法bexpr→bexpr or bterm | btermbterm→bterm and bfactor | bfactorbfactor→not bfactor | ( bexpr ) | true | falsea)试为句子not ( true or false)构造分析树解：b)试证明该文法产生所有布尔表达式证明：一、首先证明文法产生的所有符号串都是布尔表达式变换命题形式——以bexpr、bterm、bfactor开始的推导得到的所有符号串都是布尔表达式最短的推导过程得到true、false，显然成立假定对步数小于n的推导命题都成立考虑步数等于n 的推导，其开始推导步骤必为以下情况之一bexpr⇒bexpr or btermbexpr⇒btermbterm⇒bterm and bfactorbexpr⇒bfactorbfactor⇒not bfactorbfactor⇒ ( bexpr )而后继推导的步数显然<n，因此由归纳假设，第二步句型中的NT推导出的串均为布尔表达式，这些布尔表达式经过or、and、not运算或加括号，得到的仍是布尔表达式因此命题一得证。
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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. 34242421c. 12424243d. 34442212【解答】(1) b (2) a (3) b (4) b4.2 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|LL→LB|BB→0|1【解答】计算S.val的文法G′[S]及语义动作如下：产生式语义动作G′[S]：S′→S {print(S.val)}S→L1·L2 {S.val:=L1.val + L2.val/2L2.length}S→L { S.val:=L.val }L→L1B {L.val:=L1.val*2 + B.valL.length:=L1.length +1}L→B {L.val:=B.valL.length:=2}B→1 {B.val:=1}B→0 {B.val:=0}4.4 下面的文法生成变量的类型说明：D→id LL→,id L|:TT→integer|real试构造一个翻译方案，仅使用综合属性，把每个标识符的类型填入符号表中(对所用到的过程，仅说明功能即可，不必具体写出)。
【解答】此题只需要对说明语句进行语义分析而不需要产生代码，但要求把每个标识符的类型填入符号表中。
对D、L、T，为其设置综合属性type，而过程enter(name,type)用来把名字name填入到符号表中，并且给出此名字的类型type。
翻译方案如下：D→id L{enter (, L.type);}L→,id L(1){enter (, L(1).type);L.type=L(1).type;}L→:T{L.type=T.type;}T→integer{T.type=integer;}T→real{T.type=real;}4.5 写出翻译过程调用语句的语义子程序。
在所生成的四元式序列中，要求在转子指令之前的参数四元式par按反序出现(与实现参数的顺序相反)。
此时，在翻译过程调用语句时，是否需要语义变量(队列)queue？【解答】为使过程调用语句的语义子程序产生的参数四元式par按反序方式出现，过程调用语句的文法为S→call i(arglist)arglist→Earglist→arglist(1),E按照该文法，语法制导翻译程序不需要语义变量队列queue，但需要一个语义变量栈STACK，用来实现按反序记录每个实在参数的地址。
翻译过程调用语句的产生式及语义子程序如下：(1) arglist→E { 建立一个arglist.STACK栈，它仅包含一项E.place}(2) arglist→arglist(1)，E { 将 E.place压入arglist(1). STACK栈，arglist. STACK=arglist(1).STACK}(3) S→call i (arglist) {while arglist.STACK≠null dobegin将arglist.STACK栈顶项弹出并送入p单元之中；emit (par,_ ,_ ,p);end;emit (call,_ ,_ , entry (i));}4.6 设某语言的while语句的语法形式为S→while E do S(1)其语义解释如图4-1所示。
(1) 写出适合语法制导翻译的产生式；(2) 写出每个产生式对应的语义动作。
假图4-1 习题4.6的语句结构图【解答】本题的语义解释图已经给出了翻译后的中间代码结构。
在语法制导翻译过程中，当扫描到while时，应记住E的代码地址；当扫描到do时，应对E的“真出口”进行回填，使之转到S(1)代码的入口处；当扫描到S(1)时，除了应将E的入口地址传给S(1).chain之外，还要形成一个转向E入口处的无条件转移的四元式，并且将E.fc继续传下去。
因此，应把S →while E do S(1) 改写为如下的三个产生式：W→whileA→W E doS→A S(1)每个产生式对应的语义子程序如下：W→while{ W.quad=nxq;}A→W E do{ Backpatch(E.tc,nxq);A.chain=E.fc;A.quad=W.quad;}S→A S(1){ Backpatch(S(1).chain,A.quad);emit(j,_,_,A.quad);S.chain=A.chain;}4.7 改写布尔表达式的语义子程序，使得i(1) rop i(2)不按通常方式翻译为下面的相继两个四元式：(jrop, i(1), i(2), 0)(j ,__ ,__ , 0 )而是翻译成如下的一个四元式：(jnrop, i(1), i(2), 0)使得当i(1) rop i(2)为假时发生转移，而为真时并不发生转移(即顺序执行下一个四元式)，从而产生效率较高的四元式代码。
【解答】按要求改造描述布尔表达式的语义子程序如下：(1) E→i {E.tc=null;E.fc=nxq;emit(jez,entry(i),__ ,0);}(2) E→i(1) rop i(2) {E.tc=null;E.fc=nxq;emit(jnrop,entry(i(1)),entry(i(2));)/* nrop表示关系运算符与rop相反*/(3) E→(E(1)) {E.tc=E(1).tc; E.fc=E(1).fc;}(4) E→┐E(1) {E.fc=nxq;emit(j,__ ,__ ,0);Backpatch(E(1).fc,nxq);}(5) EA→E(1) ∧{EA.fc=E(1).fc;}(6) E→EAE(2) {E.tc=E(2).tc;E.fc=merg(EA.fc,E(2).fc);}(7) E0→E(1)∨{E0.tc=nxq;emit(j,__ ,__ ,0);Backpatch(E(1).fc,nxq);}(8) E→E0E(2) {E.fc=E(2).fc;Backpatch(E0.tc,nxq);}4.8 按照三种基本控制结构文法将下面的语句翻译成四元式序列：while (A<C∧B<D){if (A≥1) C=C+1;else while (A≤D)A=A+2;}【解答】该语句的四元式序列如下(其中E1、E2和E3分别对应A＜C∧B＜D、A≥1和A ≤D，并且关系运算符优先级高)：100 (j<,A,C,102)101 (j,_,_,113) /*E1为F*/102 (j<,B,D,104) /*E1为T*/103 (j,_,_,113) /*E1为F*/104 (j=,A,1,106) /*E2为T*/105 (j,_,_,108) /*E2为F*/106 (+, C, 1, C) /*C:=C+1*/107 (j,_,_,112) /*跳过else后的语句*/108 (j≤,A,D,110) /*E3为T*/109 (j,_,_,112) /*E3为F*/110 (+, A, 2, A) /*A:=A+2*/111 (j,_,_,108) /*转回内层while语句开始处*/112 (j,_,_,100) /*转回外层while语句开始处*/1134.9 已知源程序如下：prod=0;i=1;while (i ≤20){prod=prod+a[i]*b[i];i=i+1;}试按语法制导翻译法将上述源程序翻译成四元式序列(设A 是数组a 的起始地址，B 是数组b 的起始地址；机器按字节编址，每个数组元素占四个字节)。
【解答】 源程序翻译为下列四元式序列：100 (= ,0 ,_ ,prod)101 (= ,1 ,_ , i )102 (j ≤,i ,20,104 )103 ( j ,_ ,_ ,114 )104 ( * ,4 ,i ,T1 )105 ( - ,A ,4 ,T2 )106 (=[ ],T2 ,T1 ,T3 )107 ( * ,4 ,i ,T4 )108 ( - ,B ,4 ,T5 )109 (=[ ],T5 ,T4 ,T6 )110 ( * ,T3 ,T6 ,T7 )111 ( +,prod,T7,prod)112 ( +, i, 1, i )113 (j,_ ,_ ,102 )1144.10 给出文法G[S]: S →SaA | AA →AbB | BB →cSd | e(1) 请证实AacAbcBaAdbed 是文法G[S]的一个句型；(2) 请写出该句型的所有短语、素短语以及句柄；(3) 为文法G[S]的每个产生式写出相应的翻译子程序，使句型AacAbcBaAdbed 经该翻译方案后，输出为131042521430。