编译原理》第十二章习题答案下载

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《编译原理》课后习题答案

第7 题证明下述文法G[〈表达式〉]是二义的。

〈表达式〉∷=a|(〈表达式〉)|〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉∷=+|-|*|/答案：可为句子a+a*a 构造两个不同的最右推导:最右推导1 〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉a=>〈表达式〉* a=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉* a=>〈表达式〉〈运算符〉a * a=>〈表达式〉+ a * a=>a + a * a最右推导2 〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉a=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉* a=>〈表达式〉〈运算符〉a * a=>〈表达式〉+ a * a=>a + a * a第8 题文法G[S]为：S→Ac|aB A→ab B→bc该文法是否为二义的？为什么？答案：对于串abc(1)S=>Ac=>abc (2)S=>aB=>abc即存在两不同的最右推导。

所以，该文法是二义的。

或者：对输入字符串abc，能构造两棵不同的语法树，所以它是二义的。

第9 题考虑下面上下文无关文法：S→SS*|SS+|a(1)表明通过此文法如何生成串aa+a*，并为该串构造语法树。

(2)G[S]的语言是什么？答案：(1)此文法生成串aa+a*的最右推导如下S=>SS*=>SS*=>Sa*=>SS+a*=>Sa+a*=>aa+a*(2)该文法生成的语言是：*和+的后缀表达式，即逆波兰式。

第10 题文法S→S(S)S|ε(1) 生成的语言是什么？(2) 该文法是二义的吗？说明理由。

答案：（１）嵌套的括号（２）是二义的，因为对于（）（）可以构造两棵不同的语法树。

编译原理习题及答案 ppt课件

39ppt课件40编译原理教程习题解析图图216正规式a??baab对应的nfa40ppt课件141编译原理教程习题解析图图217图216确定化后的状态转换矩阵41ppt课件42编译原理教程习题解析由于对非终态的状态12来说它们输入ab的下一状态是一样的故状态1和状态2可以合并将合并后的终态3命名为2则得到表23注意终态和非终态即使输入ab的下一状态相同也不能合并
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7
《编译原理教程》习题解析
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在编译方式下，高级语言程序的执行是分两步进行的：第一步首先将高级语言程序全部翻译成机器代码程序，第二步才是执行这个机器代码程序。因此，编译对源程序的处理是先翻译，后执行。
从执行速度上看，编译型的高级语言比解释型的高级语言要快，但解释方式下的人机界面比编译型好，便于程序调试。
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《编译原理教程》习题解析
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图2-5 正规式(ab)*a对应的NFA
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《编译原理教程》习题解析
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图2-6 正规式a(ba)*对应的NFA
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《编译原理教程》习题解析
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—
图2-7 图2-5和图2-6确定化后的状态转换矩阵
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《编译原理教程》习题解析
C．汇编语言是计算机唯一能够直接识别并接受的语言
D．高级语言接近人们的自然语言，但其依赖具体机器的特性是无法改变的
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2
《编译原理教程》习题解析
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(2) 将编译过程分成若干“遍”是为了。
A．提高程序的执行效率
B．使程序的结构更加清晰
C．利用有限的机器内存并提高机器的执行效率
D．利用有限的机器内存但降低了机器的执行效

编译原理课后习题答案

编译原理课后习题答案编译原理习题答案习题11.1翻译程序：把⽤某种程序设计语⾔（源语⾔）编写的程序（源程序）翻译成与之等价的另⼀种语⾔（⽬标语⾔）的程序（⽬标程序）。

编译程序：⼀种翻译程序，将⾼级语⾔编写的源程序翻译成等价的机器语⾔或汇编语⾔的⽬标程序。

1.2词法分析、语法分析、语义分析和中间代码⽣成、代码优化、⽬标代码⽣成1.3词法分析：根据语⾔的词法规则对构成源程序的符号进⾏扫描和分解，识别出⼀个个的单词。

语法分析：根据语⾔的语法规则，把单词符号串分解成各类语法单位。

语义分析及中间代码⽣成：对语法分析识别出的语法单位分析其含义，并进⾏初步翻译。

代码优化：对中间代码进⾏加⼯变换，以产⽣更⾼效的⽬标代码。

⽬标代码⽣成：将中间代码变换成特定机器上的绝对指令代码、可重定位的指令代码或会变指令代码。

以上5个阶段依次执⾏。

习题22.1 （1）有穷⾮空的符号集合（2）利⽤产⽣是规则A->v将A替换为v时与A的上下⽂⽆关。

（3）略（4）推导是把句型中的⾮终结符⽤⼀个产⽣是规则的右部开替代的过程；直接推导是将⾮终结符的替代结果只⽤了⼀次产⽣式规则。

（5）略（6）⼀个句型的最左直接短语（7）如果⼀个⽂法存在某个句⼦对应两棵不同的语法树或有两个不同的最左（右）推导，则称这个⽂法是⼆义的。

2.2（1）VN =｛Z,A,B｝ VT ={a,b,c,d,e}（2）abbcde,abbbcde是，acde不是。

2.3 （1）L[G]={d|n≥1,m≥0}（2）2.4 （1） A=>B=>c=>fAg=>fBg=>fCg=>feg（2）A=>AaB=>AaC=>Aae=>Bae=>BcCae=>Bceae=>Cceae=>eceae（3）A=>B=>BcC=>BcfAg=>BcfAaBg=>BcfAaCg=>BcfAaeg=>BcfBaeg =>BcfCaeg=>Bcfeaeg=>Ccfeaeg=>ecfeaeg（3）中题⽬有错应为C fCg|e2.5L[G]=｛a?b?c?|aab,n≥2｝2.6 (1)Z→AB A→Aa|ε B→Bb|ε(2)Z→aZb|ab(3)Z→aAb A→aAb|b(4)Z→AB A→aAb|ab B→cB|ε(5)Z→aaAb|ab Z→aaBb|bb A→aaAb|ab B→aaBb|bb2.7 ⼀位数：Z→2|4|6|8两位数：Z→AB A→1|2|3|4|5|6|7|8|9 B→0|2|4|6|8三位以上：Z→ACB A→1|2|3|4|5|6|7|8|9 B→0|2|4|6|8 C→CDD→0|1|2|3|4|5|6|7|8|92.8证明：E=>E+T=>E+T*F短语：T*F E+T*F 直接短语：T*F 句柄：T*F2.9 语法树： E 短语：E*T , (E*T) , F↑(E*T) ，F ,E* F↑(E*T)E *F 直接短语：E*T , FT ↑ F 句柄：FF ( E )E * T2.10（1）语法树（2）直接短语：a , ZZ 句柄：Z( L )L , ZZ ( L )Za2.11最左推导：Z=>ZaB=>BaB=>B+AaB=>A+AaB=>(+)Z*aB=>(+)ZaB*aB =>(+)+aB*aB=>(+)+aA*aB=>(+)+a(*aB=>(+)+a(*aA=>(+)+a(*a(直接短语：（，+句柄：(2.12(1) S=>iSeS=>iiSeS=>iiIeS=>iiIeIS=>iS=>iiSeS=>iiIeS=>iiIeI(2) S=>SaS=>cSaS=>cfaS=>cfafS=>cS=>cSaS=>cfaS=>cfaf(3) E=>EOE=>EOEOE=>iOEOE=>i+EOE=>i+iOE=>i+i-E=>i+i-iE=>EOE=>iOE=>i+E=>i+EOE=>i+iOE=>i+i-E=>i+i-i2.13 Z→aABZ|cCACdA→bAB|aZA|cCCB→bAB|CzbC→cZ|c习题33.1(1)确定的有限⾃动机(2)不确定的有限⾃动机(3)正规集是⼀类特殊的单词集合，正规式是正规集的描述⼯具 3.2 (1) (1|2|3|4|5|6|7|8|9|0)*(1|3|5|7|9) (2) 11(0|1)*00 3.3 证明：b *(a|b)+=｛a,b,ab,ba,aa,bb …｝ (a|b)+=｛a,b,ab,ba,aa,bb …｝ 3.4 (1)(2)DDDD3.5(1) (2)(3)3.6(1) (01|10) *(01|10)(2) (0(1|00)*)|003.7(1) Z →1AB (2)Z →ABA →(0|1)A A →0A|εA →0|1B →(0|1)B|ε B →0B B →ε3.8 r=a(a|b )*bb3.9 Z →1BB →0Z|0 Z →0Z|ε3.10 3.11DDD习题44.1 (1)若⽂法G[Z]满⾜①⽂法不含左递归②③(2)4.2(1) First(S)={a,d} First(B)={a,d,c,ε}First(A)={a,d,e,c} First(D)={a,d,ε}Follow(S)={#,a,b,d,e} Follow(B)={a,d}Follow(A)={b} Follow(D)={e,a,d,b}(2) 不是4.3 (1) 证明： First(Z)={a,b,c} Follow(S)={#,a,b,c,d} First(A)={a,b,c,d} Follow(A)={ #,a,b,c,d }First(B)={a,d,c} Follow(B)={ a,b,c,d } 是LL(1)⽂法。

编译原理习题及答案(整理后)

ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
5、自下而上的语法分析中，应从开始分析。 a. 句型 b. 句子 c. 以单词为单位的程序 d. 文法的开始符 e. 句柄 6、对正规文法描述的语言，以下有能力描述它。 a.0型文法 b.1型文法 c.上下文无关文法 d.右线性文法 e.左线性文法三、填空题 1、文法中的终结符和非终结符的交集是。词法分析器交给语法分析器的文法符号一定是，它一定只出现在产生式的部。 2、最左推导是指每次都对句型中的非终结符进行扩展。 3、在语法分析中，最常见的两种方法一定是分析法，另一是分析法。 4、采用语法分析时，必须消除文法的左递归。 5、树代表推导过程，树代表归约过程。 6、自下而上分析法采用、归约、错误处理、等四种操作。 7、Chomsky把文法分为种类型，编译器构造中采用和文法，它们分别产生和语言，并分别用和自动机识别所产生的语言。四、判断题 1、文法 S→aS|bR|ε描述的语言是(a|bc)* ( ) R→cS 2、在自下而上的语法分析中，语法树与分析树一定相同。（） 3、二义文法不是上下文无关文法。（） 4、语法分析时必须先消除文法中的左递归。（） 5、规范归约和规范推导是互逆的两个过程。（） 6、一个文法所有句型的集合形成该文法所能接受的语言。（）五、简答题 1、句柄 2、素短语 3、语法树 4、归约 5、推导六、问答题 1、给出上下文无关文法的定义。 2、文法G[S]： S→aSPQ|abQ QP→PQ bP→bb
E E + F E + T P T i P #<·+·>+<·i·># 图2-8-1 句型P+T+I的语法及优先关系
6、选c。
7、由图2-8-1的语法树和优先关系可以看出应选b。

编译原理课后习题解答

〈句子〉=>〈主语〉〈谓语〉
=>〈主语〉〈动词〉〈直接宾语〉
=>〈主语〉〈动词〉〈冠词〉〈名词〉
=>〈主语〉〈动词〉〈冠词〉peanut
=>〈主语〉〈动词〉the peanut
=>〈主语〉ate the peanut
=>〈冠词〉〈形容词〉〈名词〉ate the peanut
=>〈冠词〉〈形容词〉 elephant ate the peanut
=>〈冠词〉big elephant ate the peanut
=> the big elephant ate the peanut
(B) 〈句子〉=>〈主语〉〈谓语〉
=>〈主语〉〈动词〉〈直接宾语〉
=>〈冠词〉〈形容词〉〈名词〉〈动词〉〈直接宾语〉
=>〈冠词〉〈形容词〉〈名词〉〈动词〉〈冠词〉〈名词〉
〈偶数字〉::=0 | 2 | 4 | 6 | 8
3. 写一文法，使其语言是偶整数的集合，但不允许有以 0 开头的偶整数。
解：G[〈偶整数〉]：
〈偶整数〉::= 〈符号〉〈单偶数〉|〈符号〉〈首数字〉〈数字串〉〈尾偶数〉
〈符号〉::= + | — |ε
〈单偶数〉::=2 | 4 | 6 | 8
〈尾偶数〉::= 0 |〈单偶数〉
S::= a(B)a B::= bB |b|ε ( 2 ) 文法[G〈S〉]： S ::= (A)(B) A::= aA|a B::= bB|b 6. 文法 G3[〈表达式〉]：〈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 试给出下列符号串的推导： i, (i), i*i, i*i+i, i*(i+i) 解：（1）〈表达式〉=>〈项〉 =>〈因子〉

《编译原理1》习题.V12.pdf

《编译原理1》习题V12一、单项选择题1.编译程序是一种（ A ）软件。

A.系统B.应用C.MISD.ERP2.BNF是一种广采用的（ C ）的工具。

A.描述规则B.描述语言C.描述文法D.描述句子3.无符号常数的识别和拼数工作通常在（B ）阶段完成。

A.词法分析B.语法分析C.语义分析D.代码生成4.“运算符与运算对象类型不匹配”属于（B ）。

A.语法错误B.语义错误C.语用错误D.词法错误5.一遍扫描的编译程序的优点是（D ）。

A.算法清晰B.便于分工C.便于优化D.编译速度快6.编译程序生成的目标代码程序（A ）是可执行的程序。

A.不一定B.一定C.一定不D.必须经链接装配后7.编译程序是对（D ）。

A.汇编程序的翻译B.高级语言的解释执行C.机器语言的执行D.高级语言的翻译8.测试一个编译程序时使用的测试数据是（A ）。

A.源程序B.中间代码C.目标代码D.任意数据9.由“非终结符→符号串”形式的规则构成的文法是（C ）。

A.0型文法B.1型文法C.2型文法D.3型文法10.文法识别符号经过任意步推导得到的结果是（A ）。

A.句型B.句柄C.句子D.短语11.关于短语和句柄，正确的描述是（B ）。

A.短语就是句柄B.直接短语才可能是句柄C.最左短语一定是句柄D.最右短语一定是句柄12.一个语言的文法是（C ）。

A.唯一的B.不唯一的C.个数有限的D.无数个13.文法G所描述的语言是（ D ）集合。

A.文法G的字母表V中所有符号组成的符号串B.文法G的字母表V的闭包V*中的所有符号串C.由文法的开始符号推出的所有符号串D.由文法的开始符号推出的所有的终结符号串14.文法分为四种类型：0型文法、1型文法、2型文法、3型文法，其中3型文法是（B）。

A.短语文法B.正规文法C.上下文有关文法D.上下文无关文法15.一个上下文无关文法包含四个部分，一组非终结符，一组终结符，一个开始符号以及一组（ C ）。

编译原理习题答案

对应的if与else等。它们的存在必定因下列规则的必定存在：
E::=E+T|T T::=T*F|F F::=(E)|i
以及 S::=if(E)S else S
因此，E=>* xEy x, y≠
与 S=>* uSv u, v≠ ,
即, E与S等必定是具有自嵌套特性的非终结符号。因此通常的程序设计语言
的文法必具有自嵌套特性的非终结符号，也就是说不可能是正则文法。
不能写：E =>T=>F =>(E) => (i )
可以写: E => T => F => (E) => + (i)
E =>E-T =>T-T =>T*F-T =>F*F-T
=>i*F-T=>i * i - T=>i * i - F =>i * i - i (最左推导)
或
E =>E-T =>E-F =>E-i =>T-i =>T*F-i
G [W]: W::=A0 A::=0{01|0}
第十六页，共六十二页。
6．试消去文法G[S]：
S::=Qc|Rd|c Q::=Rb|Se|b R::=Sa|Qf|a
解: 步骤1 首先判定是文法左递归还是规则左递归
步骤2 是文法左递归，按相应算法处理如下。步骤2.1 把非终结符号排序成
U1=S U2=Q U3=R (n=3)
=> T*i-i => F*i-i =>i*i-i
(最右推导)
第四页，共六十二页。
E => T => T/F => F/F => (E)/F => (E+T)/F

《编译原理》(清华大学出版社第二版)课后习题答案

第5题
PL/0编译程序所产生的目标代码是一种假想栈式计算机的汇编语言，请说明该汇编语言中下列指令各自的功能和所完成的操作。
（１）INT 0 A
（２）OPR 0 0
（３）CAL L A
答案：
PL/0编译程序所产生的目标代码中有3条非常重要的特殊指令，这3条指令在code中的位置和功能以及所完成的操作说明如下：
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
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：
(5) <表达式>
=><表达式>＋<项>
n n
L(G[Z])={a b |n>=1}
第5题写一文法，使其语言是偶正整数的集合。要求：

华中科技大学出版社出版,编译原理课件第十二章

该栈用以存放现在已生成了代码，但还未生成引用其结果值的那些三元式的编号和临时变量
i … 2 1
TRIP
Ti … T2 T1
TEMP
过程 GETTEMP
在生成三元式i的代码之前，必须检查两个运算量，在生成三元式的代码之前，必须检查两个运算量，如果其中的代码之前一个运算量引用了前面的三元式，一个运算量引用了前面的三元式，那么就必须用分配给这个三元式的临时变量去替代这个运算对象。三元式的临时变量去替代这个运算对象。这项工作由GETTEMP(A, B)来完成，其中是被检查的运算对来完成，这项工作由来完成其中A是被检查的运算对象字段，返回时B中将包含临时变量或变量的名字中将包含临时变量或变量的名字。象字段，返回时中将包含临时变量或变量的名字。 GETTEMP
假设临时变量的范围是两两不相交或嵌套的，假设临时变量的范围是两两不相交或嵌套的，可用栈结构保存和删除这些临时变量。存和删除这些临时变量。
分配给相应三元为了简单起见，这里假定每个临时变量仅引用一次。为了简单起见，这里假定每个临时变量仅引用一次。三元式编号式的临时变量
(栈顶 j 栈顶) 栈顶
(i).OPER1 (i).oper2 INACC (guad (i).OPER1, guad (i).oper2); ADD′ (i).oper2 GEN (′ADD′ guad (i).oper2); MULT′ (i).OPER2 [GEN (′MULT′, guad (i).OPER2);] ACC: (i).RESULT; ACC:= guad (i).RESULT; 表程序
这种表示法中，运算符直接跟在其运算量的后面。这种表示法中，运算符直接跟在其运算量的后面。例如，AB* 表示 A*B; ABCD/+* 表示 A*(B+C/D)

编译原理课后习题答案

编译原理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*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 Aa S ε A 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 1S0 S AA 0A1 |ε第四章1. 1. 构造下列正规式相应的DFA (1) 1(0|1)*101NFA123114(2) 1(1010*|1(010)*1)*0 NFA(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 如下确定化，构造DFA 矩阵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 )T -> T , S | S(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’->ξ T->FT’ T’->T T’->ξ F->PF’ F’->*F’ F’->ξP->(E) P->a P->b P->∧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->ξ K->dML K->ξ L->eHf M->K M->bLMFIRST ( 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-> d M L ) = { d }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 }构造LL( 1 ) 分析表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’2.(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(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->baB2)A->ξ3)B->Abb4)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->Aa3)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’2)S’->BaS’ |ξ3)S->b4)B->ab（5）1)S->Ab2)S->Ba3)A->aA4)A->a5)B->a提取3） 4）左公因子1)S->Ab2)S->Ba3)A->aA’4)A’-> A |ξ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’ |ξ将4）代入2）1)S-> aS’2)S’->aA’b3)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’->b5)A’-> aA’ |ξ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)算符优先关系表a∧(),# a·>·>·>∧·>·>·> (<·<·<·=·<·)·>·>·>,<·<·<··>·>#<·<·<·=·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# (a ·> , a)# 规约＃(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)={;}∪FIRST VT(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 , ) };()a+#；·><··><··>·> (<·<·＝·<·<·)·>·>·>·>·> a·>·>·>·>·> +<·<··><··>#<·<·<·＝·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)分析a；（a＋a）（4）不能用最右推导推导出上面的两个句子。

《编译原理》习题解答

《编译原理》习题解答：第一次作业：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。

编译原理教程课后习题参考答案——

第二章词法分析2.1 完成下列选择题：(1) 词法分析器的输出结果是。

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M1和M2等价是指。

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) DFA M(见图2-1)接受的字集为。

a. 以0开头的二进制数组成的集合b. 以0结尾的二进制数组成的集合c. 含奇数个0的二进制数组成的集合d. 含偶数个0的二进制数组成的集合【解答】(1) c (2) c (3) d图2-1 习题2.1的DFA M2.2 什么是扫描器？扫描器的功能是什么？【解答】扫描器就是词法分析器，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。

通常是把词法分析器作为一个子程序，每当词法分析器需要一个单词符号时就调用这个子程序。

每次调用时，词法分析器就从输入串中识别出一个单词符号交给语法分析器。

2.3 设M=({x,y}, {a,b}, f, x, {y})为一非确定的有限自动机，其中f 定义如下：f(x,a)={x,y} f {x,b}={y}f(y,a)=Φ f{y,b}={x,y}试构造相应的确定有限自动机M ′。

【解答】对照自动机的定义M=(S,Σ,f,So,Z)，由f 的定义可知f(x,a)、f(y,b)均为多值函数，因此M 是一非确定有限自动机。

先画出NFA M 相应的状态图，如图2-2所示。

图2-2 习题2.3的NFA M 用子集法构造状态转换矩阵，如表表2-1 状态转换矩阵1b将转换矩阵中的所有子集重新命名，形成表2-2所示的状态转换矩阵，即得到 M ′=({0,1,2},{a,b},f,0,{1,2})，其状态转换图如图2-3所示。

表2-2 状态转换矩阵将图2-3所示的DFA M ′最小化。

《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第十二章

由于计算机的主要工作是进行数据处理，故计算机指令系统中的多数指令是与操作数有关的。这些操作数可以在寄存器中，也可以在内存或I/O端口中，还可以隐含于指令码中。对于不同的操作数有不同的方法来存取它们，特别是对于存放于存储单元的操作数，可以采用多种不同的方式来寻找地址以便进行数据存取。寻址方式越多，CPU的指令功能就越强，灵活性也就越大。但是，寻址方式多也会造成指令编码的复杂化。因此，在设计指令系统的寻址方式时主要考虑以下问题：
典型的单操作数指令结构如图12-1所示。
图12-1 典型的单操作数指令结构 (a) 操作数在16位寄存器内；(b) 操作数在寄存器或存储器内
典型的双操作数指令结构如图12-2所示。图12-2 典型的双操作数指令结构
由于双操作数指令只有一个w位，因此两个操作数要么都是8位，要么都是16位。然而，对于值很小的立即数操作来说，如果用16•位表示就显得有些浪费存储空间了。为了减少这种情况下立即数所占用的字节数，8086/8088指令系统对诸如加法、减法和比较的立即数操作指令设置了符号扩展位s。s位只对16位操作数（w=1）有效，即：
的数和所需保存的结果，这就需要三个操作数，可以规定把加得的结果存入到两个相加数的位置之一，从而使操作数减少为两个，这两个操作数就分别称为源操作数和目的操作数。源操作数与目的操作数相加的结果最终又送回到目的操作数，这意味着原来目的操作数中存放的数据丢失了，但是这种情况无关紧要，如果需要保留原来目的操作数的值，则可以在执行这条指令之前将原目的操作数保存到其它寄存器或者存储器中。两操作数指令的方法对于由许多指令组成的程序来说，所节省的存储空间和送入CPU•的时间都是可观的。
(1) 能够满足CPU所寻址的最大地址空间，否则将存在无法访问的地址。

蒋立源_《编译原理》_西北工业大学出版社_第3版课后答案

《编译原理》课后习题答案第一章1.解：源程序是指以某种程序设计语言所编写的程序。

目标程序是指编译程序（或解释程序）将源程序处理加工而得的另一种语言（目标语言）的程序。

翻译程序是将某种语言翻译成另一种语言的程序的统称。

编译程序与解释程序均为翻译程序，但二者工作方法不同。

解释程序的特点是并不先将高级语言程序全部翻译成机器代码，而是每读入一条高级语言程序语句，就用解释程序将其翻译成一段机器指令并执行之，然后再读入下一条语句继续进行解释、执行，如此反复。

即边解释边执行，翻译所得的指令序列并不保存。

编译程序的特点是先将高级语言程序翻译成机器语言程序，将其保存到指定的空间中，在用户需要时再执行之。

即先翻译、后执行。

2.解：一般说来，编译程序主要由词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、代码优化程序、目标代码生成程序、信息表管理程序、错误检查处理程序组成。

3.解：C语言的关键字有：auto break case char const continuedefault do double else enum extern float for goto if int longregister return short signed sizeof static struct switch typedef union unsigned void volatile while。

上述关键字在C语言中均为保留字。

4.解：C语言中括号有三种：{}，[]，（）。

其中，{}用于语句括号；[]用于数组；（）用于函数（定义与调用）及表达式运算（改变运算顺序）。

C语言中无END关键字。

逗号在C语言中被视为分隔符和运算符，作为优先级最低的运算符，运算结果为逗号表达式最右侧子表达式的值（如：(a,b,c,d)的值为d）。

5.略第二章1.（1）答：26*26=676（2）答：26*10=260（3）答：{a,b,c,...,z,a0,a1,...,a9,aa,...,az,...,zz,a00,a01,...,zzz},共26+26*36+26*36*36=34658个2.构造产生下列语言的文法（1）{anbn|n≥0}解：对应文法为G(S) = ({S},{a,b},{ S→ε| aSb },S)（2）{anbmcp|n,m,p≥0}解：对应文法为G(S) = ({S,X,Y},{a,b,c},{S→aS|X,X→bX|Y,Y→cY|ε},S)（3）{an # bn|n≥0}∪{cn # dn|n≥0}解：对应文法为G(S) = ({S,X,Y},{a,b,c,d,#}, {S→X, S→Y,X→aXb|#,Y →cYd|# },S)（4）{w#wr# | w?{0,1}*,wr是w的逆序排列}解：G(S) = ({S,W,R},{0,1,#}, {S→W#, W→0W0|1W1|# },S)（5）任何不是以0打头的所有奇整数所组成的集合解：G(S) = ({S,A,B,I,J},{-,0,1,2,3,4,5,6,7,8,9},{S→J|IBJ,B→0B|IB|e, I→J|2|4|6|8, Jà1|3|5|7|9},S)（6）所有偶数个0和偶数个1所组成的符号串集合解：对应文法为 S→0A|1B|e，A→0S|1C B→0C|1S C→1A|0B3.描述语言特点（1）S→10S0S→aAA→bAA→a解：本文法构成的语言集为：L(G)={(10)nabma0n|n, m≥0}。

编译原理考试习题及答案PPT课件

自底向上的语法分析是从输入的字符串出发，逐步将其归约为文法的起始符号。
自底向上的语法分析通常采用LR(0)、SLR(1)、LALR(2)等算法。
自底向上的语法分析可以检测出输入的字符串是否符合语言的语法规则，并生成相应的语法结构。
01
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自底向上的语法分析
语法分析的算法和数据结构
语法分析的算法包括预测分析法、移位/归约法、LR(0)、SLR(1)、LALR(2)等。
三地址代码的生成
对三地址代码进行优化可以提高目标代码的执行效率，常见的优化技术包括常量折叠、死代码删除、循环展开等。
三地址代码的优化
循环优化
循环是程序中常见的结构之一，对循环进行优化可以提高程序的执行效率。常见的循环优化技术包括循环展开、循环合并、循环剪枝等。
要点一
要点二
死代码删除
死代码是指程序中永远不会被执行的代码，删除这些死代码可以减小目标代码的大小并提高程序的执行效率。
习题及答案解析
词法分析习题及答案解析
题目
给定一个字符串，判断它是否是合法的标识符。
答案解析
合法的标识符必须以字母或下划线开头，后面可以跟字母、数字或下划线。
题目
给定一个字符串，判断它是否是关键字。
答案解析
关键字是编程语言中预定义的保留字，不能用作标识符。例如，在C语言中，关键字包括`int`, `float`, `if`, `else`等。
答案解析
上下文无关文法是一种形式文法，它的产生式右部不依赖于左部的任何符号。这意味着产生式右部是一个终结符或一个非终结符的序列。
题目
给定一个抽象语法树，判断它是否是二叉树。
答案解析
抽象语法树是源代码的树形表示，每个节点表示源代码中的一个结构。如果一个抽象语法树中的每个节点最多有两个子节点，则它是二叉树。