编译原理(龙书)
龙书 编译原理(一)
龙书编译原理(一)编译原理简介什么是编译编译是指将人类编写的高级程序代码转换成机器能够理解的底层语言的过程。
编译器是负责完成这种转换的程序。
编译器的工作过程编译器大致可以分为以下几个步骤：1.分词2.语法分析3.语义分析4.中间代码生成5.代码优化6.目标代码生成分词分词阶段将源代码拆分成一个个单词。
单词是指代码中的标识符、关键字、运算符等不可拆分的最小单元。
例如，针对以下代码：int main(){printf("Hello, World!\n");return0;}分词后会得到这样的结果：intmain(){printf("Hello, World!");return;}语法分析语法分析阶段将单词组成的序列转化成语法分析树，也叫做抽象语法树。
语法分析树采用树状结构表示程序的语法结构。
例如，对于以下代码：int main(){printf("Hello, World!\n");return0;}语法分析树大致如下：Program│└─── Main Function│├─── Declare int│├─── Function Body│ ││ ├─── Call printf│ │ ││ │ ├─── String "Hello, World!"│ │ ││ │ └─── End of Arg uments│ ││ └─── Return 0│└─── End of Main Function语义分析语义分析阶段检查程序的语义错误和类型错误。
例如，一个整数类型的变量不能被赋值给一个字符串类型的变量。
中间代码生成中间代码生成阶段将语法分析树转化成一种中间代码，以便在后面的优化和目标代码生成阶段使用。
中间代码通常是一种抽象的栈式或寄存器式指令集。
例如，以下代码：int main(){int a =1+2;printf("%d\n", a);return0;}中间代码大致如下：1: t1 = 12: t2 = 23: t3 = t1 + t24: a = t35: printf("%d\n", a)6: return 0代码优化代码优化阶段根据中间代码尽量优化程序性能，以及压缩代码。
编译原理龙书第四章答案
编译原理龙书第四章答案编译原理是计算机科学中的一门基础课程，是用于教授计算机程序的设计、构建和优化的学科，常常被用于编写编译器和解释器。
在编译原理课程中，龙书（Compilers: Principles, Techniques, and Tools）是一本经典的教材，其中第四章主要讲述了词法分析器的设计和实现。
以下是第四章的答案，按照列表划分：1. 什么是词法分析器？词法分析器（Lexical Analyzer）是编译器的组成部分之一，它用于将程序中的字符序列转换为一系列单词或词法单元（Lexeme），以便后续的语法分析和语义分析使用。
2. 词法分析器的工作流程是什么？词法分析器的工作流程如下：（1）读入字符序列。
（2）将字符序列划分为一个个词法单元，或者检查字符序列是否合法。
（3）生成一个词法单元序列，并将其传递给语法分析器。
3. 词法单元的定义是什么？词法单元是编程语言中的一个基本单元，它是对代码中的一个单一概念进行编码的基本方式。
例如，在C语言中，词法单元包括关键字（如int，if，while等）、标识符（Identifier，即自定义变量名）、运算符和特殊符号等。
4. 有哪些方法可以实现词法分析器？可以使用正则表达式、自动机等方法实现词法分析器。
其中，正则表达式可以表示字符串的集合，因此可以将其用于识别单词类别；自动机是根据输入字符序列转换状态的一种计算模型，因此可以用于实现有限自动机（Deterministic Finite Automaton）和非确定有限自动机（Nondeterministic Finite Automaton）等。
5. DFA和NFA分别是什么？DFA和NFA都是有限自动机的一种，但在转换动作上有所不同。
DFA 是确定的有限自动机，即在状态转换时只有唯一的一个选择；而NFA 是非确定的有限自动机，即在状态转换时可以有多个选择。
6. DFA和NFA之间有什么关系？DFA和NFA虽然在转换动作上不同，但它们可以互相转化。
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(龙书)课后习题解答(详细)
编译原理(龙书)课后习题解答(详细)编译原理(龙书)课后题解答第一章1.1.1 ：翻译和编译的区别？答：翻译通常指自然语言的翻译，将一种自然语言的表述翻译成另一种自然语言的表述，而编译指的是将一种高级语言翻译为机器语言（或汇编语言）的过程。
1.1.2 ：简述编译器的工作过程？答：编译器的工作过程包括以下三个阶段：(1) 词法分析：将输入的字符流分解成一个个的单词符号，构成一个单词符号序列；(2) 语法分析：根据语法规则分析单词符号序列中各个单词之间的关系，确定它们的语法结构，并生成抽象语法树；(3) 代码生成：根据抽象语法树生成目标程序（机器语言或汇编语言），并输出执行文件。
1.2.1 ：解释器和编译器的区别？答：解释器和编译器的主要区别在于执行方式。
编译器将源程序编译成机器语言或汇编语言等，在运行时无需重新编译，程序会一次性运行完毕；而解释器则是边翻译边执行，每次执行都需要进行一次翻译，一次只执行一部分。
1.2.2 ：Java语言采用的是解释执行还是编译执行？答：Java一般是编译成字节码的形式，然后由Java虚拟机（JVM）进行解释执行。
但是，Java也有JIT（即时编译器）的存在，当某一段代码被多次执行时，JIT会将其编译成机器语言，提升代码的执行效率。
第二章2.1.1 ：使用BNF范式定义简单的加法表达式和乘法表达式答：<加法表达式> ::= <加法表达式> "+" <乘法表达式> | <乘法表达式><乘法表达式> ::= <乘法表达式> "*" <单项式> | <单项式><单项式> ::= <数字> | "(" <加法表达式> ")"2.2.3 ：什么是自下而上分析？答：自下而上分析是指从输入字符串出发，自底向上构造推导过程，直到推导出起始符号。
编译原理(龙书)习题答案(chap2-3)省名师优质课赛课获奖课件市赛课一等奖课件
Hundreds LowHundreds | CD | D LowHundreds | CM
LowHundreds | C | CC | CCC Thousands M Thousands |
第三章 词法分析
3.2.2 试描述下列正则体现式定义旳语言：
2）全部由按词典递增序排列旳小写字母构成旳串。
a *b * z *
3）注释，即/*和*/之间旳串，且串中没有不在双引号 （“）中旳*/。
/\* ([^*"] | \*[^/] | \"([^"]*)\")* \*/
8）全部由a和b构成且不含子串abb旳串。
b *(a | ab)*
9）全部由a和b构成且不含子序列abb旳串。
第二章 一种简朴旳语法制导翻译器
2.2.1 考虑下面旳上下文无关文法：
S S S |S S |a
1）试阐明怎样使用该文法生成串 aa a
S S S S S S a S S 最左推导 aa S aa a
2）试为这个串构造一棵语法分析树。
3）该文法生成旳语言是什么？ 以a为变量，+和*为二元操作符旳后缀体现式旳集合
RomanNumeral Thousands Hundreds Tens Ones | RomanNumeral Ones LowOnes | IV |V LowOnes | IX
LowOnes | I | II | III
Tens LowTens | XL | L LowTens | XC
1） a(a | b) * a
以a开头和结尾且至少包括两个字符旳a,b字符串旳集合
2） (( | a)b*) *
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符号表的接口： 符号表的作用就是存放字符串或词素 当一个字符串或词素被保存时，与之相对 应的记号也被保存
符号表上的操作： Insert(s,t):将符号串s和记号t插入符号
表，返回相应表项的指针 Lookup(s):在符号表中查找字符串s，查找 成功返回相应指针，否则返回0
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赋值、分支、循环语句： S → id=E S → if B then S S → if B then S else S S → while B do S S →{ L } L → L ;S L→S
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调用语句： S→call id(Elist) Elist →Elist,E
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主要语句的形式描述：
表达式：
E→E+T E→E-T E→T T→T*F T→T/F T→F F→(E) F→ id
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布尔表达式： B→ B or B B→ B and B B→ not B B→(E） B→ id relop id B→ true B→ false
其它
T 7
*
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二.语法规则
语法规则规定了如何从单词符号形成更 大的结构（即语法单位），换言之，语法 规则是语法单位的形成规则 一般的程序设计语言的语法单位有： 表达式 、语句 、分程序 、 函数 、 过程和程序等
下推自动机理论和上下 文无关文法是我们讨论语法 分析的理论基础
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编译原理书籍推荐
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编译原理书籍推荐：
1.《编译原理》（龙书），作者：Alfred V. Aho, Monica S. Lam, Ravi Sethi, Jeffrey D. Ullman
这本经典教材系统地介绍了编译原理的基本概念、原理和技术。
它包含了编译器设计与实现所需的知识，涉及词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成等内容。
2.《现代编译原理-C语言描述》，作者：Andrew W. Appel
这本书以C语言描述编译原理的各个方面，包括词法分析、
语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和代码生成等。
适合初学者入门，易于理解和实践。
3.《编译器设计》（虎书），作者：阿巴基维尔编著
这本书以编译器设计和实现为主题，内容包括词法分析、语
法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和代码生成等。
它以编译器设计的实例为线索，使读者更易于理解和应用所学知识。
4.《编程语言实现模式》，作者：Terence Parr
这本书介绍了使用ANTLR工具进行编译器开发的实践方法
和技巧。
它通过实例来展示如何实现词法分析器、语法分析器和语义分析器等编译器模块。
5.《深入理解计算机系统》，作者：Randal E. Bryant, David R. O'Hallaron
这本书以计算机系统的层次结构为基础，介绍了编译器在系统中的地位和作用。
它涵盖了编译器的基本概念和技术，并介绍了与编译器相关的主题，如汇编语言、操作系统和计算机体系结构等。
这里推荐的书籍都是经典教材或实践指南，适合初学者入门和深入学习编译原理的读者。
编译原理龙书课后部分答案(英文版)
1) What is the difference between a compiler and an interpreter?• A compiler is a program that can read a program in one language - the source language - and translate it into an equivalent program in another language – the target language and report any errors in the source program that it detects during the translation process.• Interpreter directly executes the operations specified in the source program on inputs supplied by the user.2) What are the advantages of:(a) a compiler over an interpretera. The machine-language target program produced by a compiler is usually much faster than an interpreter at mapping inputs to outputs.(b) an interpreter over a compiler?b. An interpreter can usually give better error diagnostics than a compiler, because it executes the source program statement by statement.3) What advantages are there to a language-processing system in which the compiler produces assembly language rather than machine language?The compiler may produce an assembly-language program as its output, becauseassembly language is easier to produce as output and is easier to debug.4.2.3 Design grammars for the following languages:a) The set of all strings of 0s and 1s such that every 0 is immediately followed by at least 1.S -> SS | 1 | 01 | ε4.3.1 The following is a grammar for the regular expressions over symbols a and b only, using + in place of | for unions, to avoid conflict with the use of vertical bar as meta-symbol in grammars:rexpr -> rexpr + rterm | rtermrterm -> rterm rfactor | rfactorrfactor -> rfactor * | rprimaryrprimary -> a | ba) Left factor this grammar.rexpr -> rexpr + rterm | rtermrterm -> rterm rfactor | rfactorrfactor -> rfactor * | rprimaryrprimary -> a | bb) Does left factoring make the grammar suitable for top-down parsing?No, left recursion is still in the grammar.c) In addition to left factoring, eliminate left recursion from the original grammar.rexpr -> rterm rexpr’rexpr’ -> + rterm rexpr | εrterm -> rfactor rterm’rterm’ -> rfactor rterm | εrfactor -> rprimary rfactor’rfactor’ -> * rfactor’ | εrprimary -> a | bd) Is the resulting grammar suitable for top-down parsing?Yes.Exercise 4.4.1 For each of the following grammars, derive predictive parsers and show the parsing tables. You may left-factor and/or eliminate left-recursion from your grammars first.A predictive parser may be derived by recursive decent or by the table driven approach. Either way you must also show the predictive parse table.a) The grammar of exercise 4.2.2(a).4.2.2 a) S -> 0S1 | 01This grammar has no left recursion. It could possibly benefit from left factoring. Here is the recursive decent PP code.s() {match(‘0’);if (lookahead == ‘0’)s();match(‘1’);}OrLeft factoring the grammar first:S -> 0S’S’ -> S1 | 1s() {match(‘0’); s’();}s’() {if (lookahead == ‘0’)s(); match(‘1’);elsematch(‘1’);}Now we will build the PP tableS -> 0S’S’ -> S1 | 1First(S) = {0}First(S’) = {0, 1}Follow(S) = {1, $}The predictive parsing algorithm on page 227 (fig4.19 and 4.20) can use this table for non-recursive predictive parsing.b) The grammar of exercise 4.2.2(b).4.2.2 b) S -> +SS | *SS | a with string +*aaa.Left factoring does not apply and there is no left recursion to remove.s() {if(lookahead == ‘+’)match(‘+’); s(); s();else if(lookahead == ‘*’)match(‘*’); s(); s();else if(lookahead == ‘a’)match(‘a’);elsereport(“syntax error”);}First(S) = {+, *, a}Follow(S) = {$, +, *, a}The predictive parsing algorithm on page 227 (fig4.19 and 4.20) can use this table for non-recursive predictive parsing.5.1.1 a, b, c: Investigating GraphViz as a solution to presenting trees5.1.2: Extend the SDD of Fig. 5.4 to handle expressions as in Fig. 5.1:1.L -> E N1.L.val = E.syn2. E -> F E'1. E.syn = E'.syn2.E'.inh = F.val3.E' -> + T Esubone'1.Esubone'.inh = E'.inh + T.syn2.E'.syn = Esubone'.syn4.T -> F T'1.T'.inh = F.val2.T.syn = T'.syn5.T' -> * F Tsubone'1.Tsubone'.inh = T'.inh * F.val2.T'.syn = Tsubone'.syn6.T' -> epsilon1.T'.syn = T'.inh7.E' -> epsilon1.E'.syn = E'.inh8. F -> digit1. F.val = digit.lexval9. F -> ( E )1. F.val = E.syn10.E -> T1. E.syn = T.syn5.1.3 a, b, c: Investigating GraphViz as a solution to presenting trees5.2.1: What are all the topological sorts for the dependency graph of Fig. 5.7?1.1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 92.1, 2, 3, 5, 4, 6, 7, 8, 93.1, 2, 4, 3, 5, 6, 7, 8, 94.1, 3, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 95.1, 3, 2, 5, 4, 6, 7, 8, 96.1, 3, 5, 2, 4, 6, 7, 8, 97.2, 1, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 98.2, 1, 3, 5, 4, 6, 7, 8, 99.2, 1, 4, 3, 5, 6, 7, 8, 910.2, 4, 1, 3, 5, 6, 7, 8, 95.2.2 a, b: Investigating GraphViz as a solution to presenting trees5.2.3: Suppose that we have a production A -> BCD. Each of the four nonterminals A, B, C, and D have two attributes: s is a synthesized attribute, and i is an inherited attribute. For each of the sets of rules below, tell whether (1) the rules are consistent with an S-attributed definition (2) the rules are consistent with an L-attributed definition, and (3) whether the rules are consistent with any evaluation order at all?a) A.s = B.i + C.s1.No--contains inherited attribute2.Yes--"From above or from the left"3.Yes--L-attributed so no cyclesb) A.s = B.i + C.s and D.i = A.i + B.s1.No--contains inherited attributes2.Yes--"From above or from the left"3.Yes--L-attributed so no cyclesc) A.s = B.s + D.s1.Yes--all attributes synthesized2.Yes--all attributes synthesized3.Yes--S- and L-attributed, so no cyclesd)• A.s = D.i• B.i = A.s + C.s• C.i = B.s• D.i = B.i + C.i1.No--contains inherited attributes2.No--B.i uses A.s, which depends on D.i, which depends on B.i (cycle)3.No--Cycle implies no topological sorts (evaluation orders) using the rules5.3.1: Below is a grammar for expressions involving operator + and integer or floating-point operands. Floating-point numbers are distinguished by having a decimal point.1. E -> E + T | T2.T -> num . num | numa) Give an SDD to determine the type of each term T and expression E.1. E -> Esubone + T1. E.type = if (E.type == float || T.type == float) { E.type = float } else{ E.type = integer }2. E -> T1. E.type = T.type3.T -> numsubone . numsubtwo1.T.type = float4.T -> num1.T.type = integerb) Extend your SDD of (a) to translate expressions into postfix notation. Use the binary operator intToFloat to turn an integer into an equivalent float.Note: I use character ',' to separate floating point numbers in the resulting postfix notation. Also, the symbol "||" implies concatenation.1. E -> Esubone + T1. E.val = Esubone.val || ',' || T.val || '+'2. E -> T1. E.val = T.val3.T -> numsubone . numsubtwo1.T.val = numsubone.val || '.' || numsubtwo.val4.T -> num1.T.val = intToFloat(num.val)5.3.2 Give an SDD to translate infix expressions with + and * into equivalent expressions without redundant parenthesis. For example, since both operators associate from the left, and * takes precedence over +, ((a*(b+c))*(d)) translates into a*(b+c)*d. Note: symbol "||" implies concatenation.1.S -> E1. E.iop = nil2.S.equation = E.equation2. E -> Esubone + T1.Esubone.iop = E.iop2.T.iop = E.iop3. E.equation = Esubone.equation || '+' || T.equation4. E.sop = '+'3. E -> T1.T.iop = E.iop2. E.equation = T.equation3. E.sop = T.sop4.T -> Tsubone * F1.Tsubone.iop = '*'2. F.iop = '*'3.T.equation = Tsubone.equation || '*' || F.equation4.T.sop = '*'5.T -> F1. F.iop = T.iop2.T.equation = F.equation3.T.sop = F.sop6. F -> char1. F.equation = char.lexval2. F.sop = nil7. F -> ( E )1.if (F.iop == '*' && E.sop == '+') { F.equation = '(' || E.equation || ')' }else { F.equation = E.equation }2. F.sop = nil5.3.3: Give an SDD to differentiate expressions such as x * (3*x + x * x) involving the operators + and *, the variable x, and constants. Assume that no simplification occurs, so that, for example, 3*x will be translated into 3*1 + 0*x. Note: symbol "||" implies concatenation. Also, differentiation(x*y) = (x * differentiation(y) + differentiation(x) * y) and differentiation(x+y) = differentiation(x) + differentiation(y).1.S -> E1.S.d = E.d2. E -> T1. E.d = T.d2. E.val = T.val3.T -> F1.T.d = F.d2.T.val = F.val4.T -> Tsubone * F1.T.d = '(' || Tsubone.val || ") * (" || F.d || ") + (" || Tsubone.d || ") * (" ||F.val || ')'2.T.val = Tsubone.val || '*' || F.val5. E -> Esubone + T1. E.d = '(' || Esubone.d || ") + (" || T.d || ')'2. E.val = Esubone.val || '+' || T.val6. F -> ( E )1. F.d = E.d2. F.val = '(' || E.val || ')'7. F -> char1. F.d = 12. F.val = char.lexval8. F -> constant1. F.d = 02. F.val = constant.lexval。
编译原理课后习题答案清华大学出版社第二版
答案：
程序执行到赋值语句 b∶=10 时运行栈的布局示意图为：
第3题
写出题2中当程序编译到r的过程体时的名字表table的内容。
name
kind
level/val
adr
size
答案：
题 2 中当程序编译到 r 的过程体时的名字表 table 的内容为：
条机器代码，予以执行，然后再读入下一条高级语句，翻译为机器代码，再执行，如此反复。
总而言之，是边翻译边执行。
像C，Pascal之类的语言，属于编译型的高级语言。它们的特点是计算机事先对高级语言进行全盘翻译，将其全部变为机器代码，再统一执行，即先翻译，后执行。从速度上看，编译型的高级语言比解释型的高级语言更快。
CAL L A
调用过程，完成填写静态链、动态链、返回地址，给出被调用过程的基地址值，送入基址寄存器 B 中，目标程序的入口地址 A 的值送指令地址对PL/0语言作如下功能扩充时的语法图和EBNF的语法描述。
(1)扩充条件语句的功能使其为：
if〈条件〉then〈语句〉[else〈语句〉]
广义上讲，编译程序和解释程序都属于翻译程序，但它们的翻译方式不同，解释程序是边翻译（解释）边执行，不产生目标代码，输出源程序的运行结果。而编译程序只负责把源程序翻译成目标程序，输出与源程序等价的目标程序，而目标程序的执行任务由操作系统来完成，即只翻译不执行。
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。
RA 的用途说明如下：
T： 栈顶寄存器 T 指出了当前栈中最新分配的单元(T 也是数组 S 的下标)。
编译原理(龙书)习题(5,6,7,8)章剖析.
第8章 代码生成
8.2.1 假设所有的变量都存放在内存中，为下 面的三地址语句生成代码： 1） x = 1 LD R1 , 1 ST x , R1
3) x = a + 1 LD R1 , a ADD R1 , R1 , 1
8.2.2 假设a和b是元素为4字节值的数组，为下面的三地址语 句序列生成代码。
| 1D1 {D.val 1 2D1.b D1.val; D.b D1.b 1}
| {D.val 0;
D.b 0}
第6章 中间代码生成
6.1.1 为下面的表达式构造DAG ((x+y)-((x+y)*(x-y)))+((x+y)*(x-y))
6.2.1 将算术表达式 a+-(b+c) 翻译成
第7章 运行时环境
7.2.3 图7-9中是递归计算Fiabonacci数列的C语言代码。假设f 的活动记录按顺序包含下列元素：（返回值，参数n，局 部变量s，局部变量t）。通常在活动记录中还会有其他元 素。下面的问题假设初始调用是f(5)。
int f(int n) { int t,s; if (n<2) return 1; s = f(n-1); t = f(n-2); return s+t;
} 图7-9
活动树
5 f(1) 1 f(1)
第
第
个
个
调
调
用
用
即
即
将
将
返
返
回
回
7.2.5 在一个通过引用传递参数的语言中，有 一个函数f(x,y)完成下面的计算： x = x + 1; y = y + 2; return x + y; 如果将a赋值为3，然后调用f(a,a)，那么返回 值是什么？
编译原理 龙书 第二版 第5、6章
2)E->T
E.type=T.type
3)T->num
T.type=integer
4)T->num.num
T.type=float
(2)
产生式
语义规则
1)E->E1+T
If E1.type ==T.type then E.type=E1.type
Else begin
E.type=float
105: goto–
6)按照产生式B->B1 || M B2进行归约
7)按照产生式B->（B1）进行归约
8)按照产生式B->B1 && M B2进行归约
9)各子表达式的truelist和falselist在上图中已标出
3）三元式序列
4）间接三元式序列
答：(1)抽象语法树
(2) 四元式序列
t1=b+c
t2=minus t1
t3=a+t2
op
Arg1
result
0
+
b
c
T1
1
minus
T1
T2
2
+
a
T2
T3
(3)三元式序列
op
Arg1
Arg2
0
+
b
c
1
minus
(0)
2
+
a
(1)
(4)间接三元式序列
10
(0)
E.type=T.type; E.val=T.val
3)T->num
T.type=integer; T.val=num
编译原理课后习题答案+清华大学出版社第二版
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 2题
若 PL/0 编译程序运行时的存储分配策略采用栈式动态分配，并用动态链和静态链的方
式分别解决递归调用和非局部变量的引用问题，试写出下列程序执行到赋值语句 b∶=10
时运行栈的布局示意图。 var x,y; procedure p; var a; procedure q; var b;
begin (q)
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：
INT 0 A 在过程目标程序的入口处，开辟 A 个单元的数据段。A 为局部变量的个数+3。 OPR 0 0
3
《编译原理》课后习题答案第二章
在过程目标程序的出口处，释放数据段（退栈），恢复调用该过程前正在运行的过程的数 据段基址寄存器 B 和栈顶寄存器 T 的值，并将返回地址送到指令地址寄存器 P 中，以使调 用前的程序从断点开始继续执行。
3
《编译原理》课后习题答案第一章
第６题
计算机执行用高级语言编写的程序有哪些途径?它们之间的主要区别是什么?
答案：计算机执行用高级语言编写的程序主要途径有两种，即解释与编译。 像 Basic 之类的语言，属于解释型的高级语言。它们的特点是计算机并不事先对高级语
言进行全盘翻译，将其变为机器代码，而是每读入一条高级语句，就用解释器将其翻译为一 条机器代码，予以执行，然后再读入下一条高级语句，翻译为机器代码，再执行，如此反 复。
编译原理 龙书 第二版 第5、6章
4)L’->BL1’
L1’.m=L’.m*L’.m;L1’.side=L’.side
L1’.inh=L’.inh*L’.side+B*L1’.m
L’.syn=L1’.syn
5)L’->ε
L’.syn=L’.inh
6)B->0
B.val=0
7)B->1
B.val=1
练习5.3.1：下面是涉及运算符+和整数或浮点运算分量的表达式文法。区分浮点数的方法是看它有无小数点。
E-〉E+T|T T-〉num.num|num
1）给出一个SDD来确定每个项T和表达式E的类型
2）扩展（1）中得到的SDD，使得它可以把表达式转换成为后缀表达式。使用一个单目运算符intToFloat把一个整数转换为相等的浮点数
答：
(1)
产生式
语义规则
1)E->E1+T
If E1.type ==T.type then E.type=E1.type
2）四元式序列
3）三元式序列
4）间接三元式序列
答：(1)抽象语法树
(2) 四元式序列
t1=b+c
t2=minus t1
t3=a+t2
op
Arg1
Arg2
result
0
+
b
c
T1
1
minus
T1
T2
2
+
a
T2
T3
(3)三元式序列
op
Arg1
Arg2
0
+
b
c
1
minus
(0)
编译原理龙书第二版课后答案
编译原理龙书第二版课后答案【篇一：编译原理习题答案,1-8 章龙书第二版7.8 章】6 ：c 语言函数 f 的定义如下：int f(int x, *py, **ppz){**ppz +=1 ； *py +=2 ；x +=3; return x+*py+**ppz;}变量 a 是一个指向 b 的指针；变量 b 是一个指向 c 的指针，而 c 是一个当前值为 4 的整数变量。
如果我们调用 f(c,b,a), 返回值是什么？答： x 是传值 ,而 b 和 c 是传地址方式；由函数定义可以得到： b=c,a=b, 而**a=**a+1=c+1=5 = c=5; *b=*b+2=c+2=7 =c=7,**a=7;c=c+3=4+3=7所以调用 f(c,b,a) 返回值是 7+7+ 7=21练习7.3.2 ：假设我们使用显示表来实现下图中的函数。
请给出对fib0 （1）的第一次调用即将返回时的显示表。
同时指明那时在栈中的各种活动记录中保存的显示表条目答：结果如下第八章练习 8.2.1 ：假设所有的变量都存放在内存中，为下面的三地址语句生成代码：5）下面的两个语句序列x=b*cy=a+x答：生成的代码如下练习 8.5.1 ：为下面的基本块构造构造dagd=b*ce=a+bb=b*ca=e-d答： dag 如下练习 8.6.1 ：为下面的每个 c 语言赋值语句生成三地址代码1)x=a+b*c答：生成的三地址代码如下【篇二：编译原理龙书第二版第4章】.1：考虑上下文无关文法： s-s s +|s s *|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? rexpr + rterm | rterm rterm?rterm rfactor |rfactor rfactor? rfactor * | rprimary rprimary?a | b 1)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 | rterm rterm?rterm rfactor |rfactor rfactor? rfactor * | rprimary rprimary?a | b2)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 - rterm rexpr’rexpr rterm ’-+ rterm rexpr’|? rterm- rfactor rterm’ rterm-rfactor’’ |? rfactor- rprimay rfactor’ rfactor-*rfactor’’ |? rprimary- 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。
编译原理书籍
编译原理书籍
编译原理是计算机科学领域的重要课题之一。
它研究的是如何将高级程序语言代码转换为可执行的机器语言代码的过程。
编译原理的研究对于优化程序性能、提高程序可靠性以及实现新的语言特性都具有重要意义。
在编译原理的学习过程中，一本好的教材是必不可少的辅助工具。
以下是一些值得推荐的编译原理教材：
1. "编译原理与技术"，作者：王生原
2. "编译原理"，作者：周伯华
3. "现代编译原理"，作者：Andrew W. Appel
4. "编译原理与实践"，作者：龙书
5. "高级编译器设计与实现"，作者：Steven Muchnick
这些教材涵盖了编译原理的基本概念、各个阶段的具体实现、相应的算法和数据结构等内容。
通过系统地学习这些教材，读者可以掌握编译原理的核心知识，并且能够应用于实际的编译工作中。
除了教材之外，还可以参考相关的学术论文、技术博客和开源项目，以获取更深入的理解和实战经验。
编译原理是一个广阔而有挑战性的领域，需要不断学习和实践才能掌握其中的精髓。
愿你在学习编译原理的过程中能够获得丰富的知识和宝贵的经验！。
编译原理课后习题解答(2)
龙书本科教学版习题解答
仅供教学参考
产生式
翻译方案 { E.m = '(' || E1.m || ')' || '+' || '(' || E2.m || ')' } { E.m = '(' || E1.m || ')' || '-' || '(' || E2.m || ')' } { E.m = '(' || E1.m || ')' || '*' || '(' || E2.m || ')' } { E.m = '(' || E1.m || ')' || '/' || '(' || E2.m || ')' } { E.m = num.value } { E.m = id.lexeme }
产生式说明srqpnbiiiiiieivvvbixfxxxxxxgxlllfxchccccccjcdddhcmkmmmmmmmmmmnbepfngnfgqhpjphnjnhjrkqkpknks是开始符号生成5000以内的罗马数字1349102030304050607080901002003004005006007008009001000200030004000一位数两位数三位数四位数龙书本科教学版习题解答仅供教学参考57西北大学gongxq23节语法制导翻译产生式翻译方案ee1tepree1
1／7
西北大学 Gong Xq
龙书本科教学版习题解答
仅供教学参考
解答： 1）L={0n1n | n>=1} 证明：①考虑，推导 1 步时，有 S 01 推导 2 步时， S 0S1 0011 以此类推，推导 n 步时，S 0S1 00S11 ... 0...0S1...1 0...01...1 可以得到 n 个 0 和 n 个 1 ②对任意串 0n1n 都存在一个推导 S ... 0...01...1 2）文法生成以 a 为基本运算分量的+和-运算的前缀表达式。证明略。 3）文法生成具有对称括号对的串。证明略。 4）文法生成 a 和 b 的个数相等的串。 证明：用关于 a 和 b 个数的归纳法证明。 ①归纳基础：一步推导时，S ϵ，其中 a 和 b 的个数都为 0。 ②归纳步骤：设 S 经过少于 n 步推导得到的串 α 中 a 和 b 的个数相等； 则>=n 步的推导形如 S aSbS … x 或 S bSaS … y aSbS 和 bSaS 中的 S 经过少于 n 步能推出终结符号串，且其中 a 和 b 的个数都相等； 所以经过 aSbS 和 bSaS 推导出的 x 和 y 中的 a 和 b 个数也相等。证毕。 5）文法生成基本运算分量为 a 的由二元运算+、连接和一元运算*构成的表达式，表达式 可以加括号。证明略。
编译原理 龙书
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编译原理是计算机科学的一个分支，研究编程语言是如何被转化为机器语言的过程。
它涉及到词法分析、语法分析、语义分析和代码生成等内容。
词法分析是将代码中的字符串序列转化为一个个词素（token），如标识符、关键字、操作符等。
通过建立一个有
限状态自动机来识别各个词素。
语法分析则是将词法分析得到的词素序列转化为一个语法树。
语法树可以表示出代码的结构，用来检查代码的语法正确性，并为后续的处理提供便利。
语义分析用于检查代码是否符合语义规则。
它检查标识符的声明和使用是否一致，类型是否匹配等。
此外，语义分析还会进行一些优化，如常量折叠和无用代码删除。
最后阶段是代码生成，将语法树转化为目标机器的机器代码。
在代码生成中，会进行一些优化，如寄存器分配和指令调度，以提高代码的执行效率。
编译原理的研究对于理解计算机的底层原理、开发编程语言和编写优化器等方面都具有重要意义。
通过学习编译原理，可以更好地理解程序的执行过程，并能够编写出高效、可靠的代码。
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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其它
T 7
*
30
二.语法规则
语法规则规定了如何从单词符号形成更 大的结构（即语法单位），换言之，语法 规则是语法单位的形成规则 一般的程序设计语言的语法单位有： 表达式 、语句 、分程序 、 函数 、 过程和程序等
下推自动机理论和上下 文无关文法是我们讨论语法 分析的理论基础
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编译器
目标程序 汇编语 另一种程序 言、机 设计语言、 器语言
6
源程序 Fortran、 Pascal、 Java、 C2016/8/5 ….. 计算机学院
错误信息
辛明影
1.2 编译过程概述
编译程序的工作，从输入源程序开始，到输出目 标程序结束，与自然语言之间的翻译有很多相似之处。 构成编译程 序各个阶段 一段英文翻译成中文，
Elist →E|ε
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35
类型说明和过程说明语句：
P→ D
D→ D;D
D→ id:T D→id（Elist） D ; S
T →int
T → float
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36
数组说明语句： L→ id[Elist] Elist→ Elist,E
Elist→ E
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语法规则
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一 .词法规则
字母表就是一个有穷字符集。 C语言的字母表为： ∑={a---z 、 A—Z 、 0—9 、(、) 、 [ 、] 、 、. 、! 、~ 、+ 、- 、* 、 / 、 & 、% 、< 、 > 、= 、^ 、 | 、? 、, 、; } 词法规则是指单词符号的形成规则 C语言的标识符的构成规则： 字母、下划线打头的字母、数字和下划线 构成的符号串。如：a1、ave 、_day
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19
1.4编译各阶段的分组 一、前端和后端
前端包括词法分析、词法分析、语 义分析，以及相关的错误处理和符号表 的建立
前端依赖于源程序并在很大程度上 独立于目标机器。
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20
后端主要包括代码优化、代码生成和相 关错误处理。
后端依赖于目标机器。
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31
主要语句的形式描述：
表达式：
E→E+T E→E-T E→T T→T*F T→T/F T→F F→(E) F→ id
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布尔表达式： B→ B or B B→ B and B B→ not B B→(E） B→ id relop id B→ true B→ false
编译原理
自我介绍
姓名：辛明影 电话： 86413213 教研室：计算机软件基础 办公室：综合楼513 xmy63@ xmy63@
单丽丽，新技术楼608
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助课教师：洪晓鹏，综合楼614
2
开课目的及应用前景：介绍设计与构造程序设计语
后端处理对象是由前端产生的结果，即中 间代码 Java语言的编译采用的是前端后端方式。 前端生成与平台无关的字节码 后端是由与平台有关的解释器对所生成 的字节码文件进行解释执行
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21
二、编译的遍 编译的若干阶段通常是以一遍来实现 的，每遍读一次输入文件、产生一个输出 文件。
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18
符号表的实现 固定长标识符：采用前面的结构 不定长标识符：使用单独的数组lexemes 存放标识符的字符串,符号表中存放标识 符在lexemes的起始位臵和相应记号
If(12) Int(13) Id1(25) Id2(25)
i f eos i n t eos p o s i t i o n eos i n i t i a l eos
符号表上的操作： Insert(s,t):将符号串s和记号t插入符号
表，返回相应表项的指针 Lookup(s):在符号表中查找字符串s，查找 成功返回相应指针，否则返回0
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17
关键字的处理 通常情况下，将关键字存在符号表中， 作为符号表的初值。
当词法分析程序识别出一个标识符s后， 用lookup(s)查找符号表，如果是关键字， 返回相应的记号；如果是变量名，返回 记号id
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1.5错误检测与报告
在编译的各个阶段都会发现源程序中的错误， 为了使编译器能继续运行，以检测出源程序中 更多的错误，在检测到错误后，必须以合适的方式 进行错误处理。
error
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23
第二章
高级语言 及其语法描述
内容简介：
本章概述程序设计语言的结构 和主要 的共同特征， 并介绍程序设计语言主要语 句的文法描述与形式定义。
文法：S →dA
C →dC
E →dF A →dA A →eD A →.B B →dC
C →eD
F →dF
D → -E
F →d
D →+E
D →dF
12e5 0.1e24
3.14
d S d A
1000
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e
10e+3 3.14e-5
d
B d
其它
C
e
其它
– + D d
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d
E d F
temp2=b+temp1
a=temp2
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代码生成阶段
生成可重定位的机器代码或汇编代码 Movf R2，c
Mulf R2,d
Movf R1,b
Addf R2,R1
Movf a,R2
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14
1.3符号表管理 int a,b;
float e,f
33
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赋值、分支、循环语句： S → id=E S → if B then S S → if B then S else S S → while B do S S →{ L } L → L ;S L→S
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34
调用语句： S→call id(Elist) Elist →Elist,E
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上述的定义是用文字来描述的，当设 计编译程序时，就要把它用形式的方式描 述出来，就要用到形式语言。 在现今多数程序设计语言中，单词符 号一般包括： 标识符、 基本字、 各类型的常数、 算符和界符等 正规式和有穷自动机是描述词法结 构和进行词法分析的有效工具
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语法分析
在词法分析的基础上，根据语言的语法规则， 把单词符号串组成各类语法单位. 具体的说，语法分析是在单词流的基础上建立 一个层次结构-----建立语法树
标识符 a
赋值语句 =
表达式 标识符 b
表达式 + 表达式 表达式 * 表达式
标识符 c
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标识符
d
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语义分析阶段
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2.2 构造基础 2.2.1 程序结构简介 一个高级语言程序通常由若干子程序段 （过程、函数等）组成， 许多语言还 引入了类、程序包等更高级的结构
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一. FORTRAN 一个FORTRAN 程序由一个主程序 和若干个辅助程序段组成
PROGRAM MAIN . END SUBROUTINE SUB1 . .END FUNCTION FUN1 . END
符号表是一个数据结构。 每个标识符在符号表中都有 一条记录 例：int a,b; 名字 a 记号 id1(25) 类型 int 种属 …… 简变 addr 0
b
id2(25)
int
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简变
4
16
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符号表的接口： 符号表的作用就是存放字符串或词素 当一个字符串或词素被保存时，与之相对 应的记号也被保存
言编译程序的原理与方法 源程序 目标程序 可执行程序
编译 程序
预备知识：
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How?
连接
两门以上的高 级程序设计语 言
形式语言与自动机、 汇编语言 数据结构等
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3
内容简介：
第一章：编译器的基本结构 第二章：高级语言及其语法描述 第三章：词法分析器 第四章：语法分析技术 第五章：语法制导翻译的主要概念及中间代码 第六章：程序运行时的存贮分配问题 第七章：代码优化 第八章：目标代码生成
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例：C语言标识符的文法描述 C语言的标识符的文法和自动机描述： 解：P:I →aB
B →aB
L（G）={w/w为字母或‘-‟打头的字母数字串}
I → -B
I →a
B →d
B →dB B→a a a,d B
识别L（G）的自动机
I
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其它
T
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例：C语言实常数的文法描述
2.1 程序语言的定义
任何语言实现的基础是语言定义。
语言的定义决定了该语言 具有什么样的 语言功能、 什么样的数据结构、 什么样 的程序结构、 以及具体的使用形式等细 节问题。
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