编译原理简明教程(第2版)第5章
编译原理课件Chapter_5
•
结点N的属性值由N的产生式所关联的语义规则来定义 通过N的子结点或N本身的属性值来定义
结点N的属性值由N的父结点所关联的语义规则来定义 依赖于N的父结点、N本身和N的兄弟结点上的属性值 不允许N的继承属性通过N的子结点上的属性来定义， 但允许N的综合属性依赖于N本身的继承属性 终结符号有综合属性 (来自词法分析)，但无继承属性
–
每个语义规则都根据产生式体中的属性值来计算头部 非终结符号的属性值
栈中的状态/文法符号可以附加相应的属性值 归约时，按照语义规则计算归约得到的符号的属性值 要求副作用不影响其它属性的求值 没有副作用的SDD称为属性文法
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S属性的SDD可以和LR语法分析器一起实现
– –
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语义规则不应该有复杂的副作用
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抽象语法树的表示方法
– –
叶子结点中只存放词法值 内部结点中存放了op值和参数 (通常指向其它结点)
30
构造简单表达式的抽象语法树的SDD
属性E.node指向E对应的抽象语法树的根结点
31
表达式抽象语法树的构造过程
•
输入
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a–4+c
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步骤
p1 = new Leaf(id, entry_a); p2 = new Leaf(num, 4); p3 = new Node('–', p1, p2); p4 = new Leaf(id, entry_c); p5 = new Node('+', p3, p4);
–
–
9
语法分析树上的SDD求值 (1)
•
•
实践中很少先构造语法分析树再进行SDD求值， 但在分析树上求值有助于翻译方案的可视化，便 于理解 注释语法分析树
编译原理课后答案-第二版
第三章1、L(G[S])={ abc }2、L(G[N])={ n位整数或空字符串| n>0 }3、G[E]：E—>E+D | E-D | DD—>0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 94、L(G[Z])={ a n b n | n>0 }5、(1) 考虑不包括“0”的情况G[S]：S—>0S | ABC | 2 | 4| 6 | 8A—>1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9B—>AB | 0B | εC—>0 | 2 | 4 | 6 | 8考虑包括“0”的情况：G[S]：S—>AB | CB—>AB | CA—>0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9C—>0 | 2 | 4 | 6 | 8(2)方法1：G[S]：S—> ABC | 2 | 4 | 6 | 8A—>1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9B—>AB | 0B | εC—>0 | 2 | 4 | 6 | 8方法2：G[S]：S—>AB | CB—> AB | 0B | C | 0A—> 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9C—>2 | 4 | 6 | 86、设<表达式>为E，<项>为T，<因子>为F，注：推导过程不能省略，以下均为最左推导(1) E => T => F => i(4) E => E+T => T+T => T*F+T => F*F+T => i*F+T => i*i+T => i*i+F => i*i+i(6) E => E+T => T+T => F+T => i+T => i+T*F => i+F*F => i+i*F => i+i*I7、<表达式><表达式>*<表达式><表达式>+<表达式>i i i<表达式><表达式>+<表达式>i <表达式>*<表达式>i i8、是有二义性的，因为句子abc 有两棵语法树（或称有两个最左推导或有两个最右推导）最左推导1：S => Ac => abc 最左推导2：S => aB => abc 9、(1)(2) 该文法描述了变量a 和运算符+、*组成的逆波兰表达式10、(1) 该文法描述了各种成对圆括号的语法结构(2) 是有二义性的，因为该文法的句子()()存在两种不同的最左推导： 最左推导1：S => S(S)S => (S)S => ()S => ()S(S)S => ()(S)S => ()()S => ()()最左推导2：S => S(S)S => S(S)S(S)S => (S)S(S)S=> ()S(S)S => ()(S)S => ()()S => ()()11、(1) 因为从文法的开始符E 出发可推导出E+T*F ，推导过程如下：E => E+T =>E+T*F ，所以E+T*F 是句型。
编译原理第二版第五章答案
第五章第5章自顶向下语法分析方法练习（P99）1.文法S->a|^|(T)T->T,S|S(1) 对(a,(a,a)和(((a,a),^,(a)),a)的最左推导。
(3)经改写后的文法是否为LL（1）的？给出它的预测分析表。
(4)给出输入串(a,a)#的分析过程，并说明该串是否为G的句子。
(1) 对(a,(a,a)的最左推导为：S=>(T)=>(T,S) =>(S,S) =>(a,S) =>(a,(T)) =>(a,(T,S)) =>(a,(S,S))=>(a,(a,S)) =>(a,(a,a))对(((a,a),^,(a)),a) 的最左推导为：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)(3)改写文法为：0) S->a1) S->^2) S->( T )3) T->S N4) N->, S N5) N->ε对左部为N2的产生式可知：FIRST （->, S N2）={，}FIRST （->ε）={ε}FOLLOW （N2）={)}{，}∩ { )}=Ø所以文法是LL(1)的。
也可由预测分析表中无多重入口判定文法是LL(1)的。
清华大学编译原理第二版课后习答案
《编译原理》课后习题答案第一章第 4 题对下列错误信息，请指出可能是编译的哪个阶段（词法分析、语法分析、语义分析、代码生成）报告的。
（1） else 没有匹配的if（2）数组下标越界（3）使用的函数没有定义（4）在数中出现非数字字符答案：（1）语法分析（2）语义分析（3）语法分析（4）词法分析《编译原理》课后习题答案第三章第1 题文法G＝({A,B,S},{a,b,c},P,S)其中P 为：S→Ac|aBA→abB→bc写出L(G[S])的全部元素。
答案：L(G[S])={abc}第2 题文法G[N]为：N→D|NDD→0|1|2|3|4|5|6|7|8|9G[N]的语言是什么？答案:G[N]的语言是V+。
V={0,1,2,3,4,5,6,7,8,9}N=>ND=>NDD.... =>NDDDD...D=>D......D或者：允许0 开头的非负整数？第３题为只包含数字、加号和减号的表达式，例如9-2＋5，3-1，７等构造一个文法。
答案：G[S]:S->S+D|S-D|DD->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...bbbL(G[Z])={anbn|n>=1}第5 题写一文法，使其语言是偶正整数的集合。
要求：(1) 允许0 打头；(2)不允许0 打头。
答案：(1)允许0 开头的偶正整数集合的文法E→NT|DT→NT|DN→D|1|3|5|7|9D→0|2|4|6|8(2)不允许0 开头的偶正整数集合的文法E→NT|DT→FT|GN→D|1|3|5|7|9D→2|4|6|8F→N|0G→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。
编译原理CHAPTER 5(Semantic Analysis and Intermediate Code Generation-2)ppt课件
2018/11/15
12
P 1M ε id1
t1 8
D
id1 : T1 ; proc id2 ; id3 : T2 ; S
D2 5 ; 3 N
2
D1 :
;
T1 proc id2
D3 4 ;
id3 : T2
S
ε
5. t := top ( tblptr ) addwidth ( t, top ( offset ) ) pop ( tblptr ) pop ( offset ) enterproc ( top( tblptr), , t )
2018/11/15
11
P 1M ε id1
t2 t1 4 8
D
id1 : T1 ; proc id2 ; id3 : T2 ; S
D2 ; 3 N
2
D1 :
;
T1 proc id2
D3 4 ;
id3 : T2
S
ε
4. enter ( top( tblptr), , T2.type, top(offset) ) top( offset ) := top(offset) + T2.width
2018/11/15 13
P7 1M ε id1 D
6
D2 5 ; 3 N
id1 : T1 ; proc id2 ; id3 : T2 ; S
2
D1 :
;
T1 proc id2
D3 4 ;
id3 : T2
S
ε
6. 7. addwidth ( top ( tblptr ), top ( offset ) ) pop ( tblptr ) pop ( offset )
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 第五章
一个文法符号串的开始符号集合定义如下： 定义5.1 设G=(VT，VN，S，P)是上下文无关文法 FIRST(α)={a|α aβ,a∈VT，α,β∈V*} 若α ε,则规定ε∈FIRST(α)．
不难求出在例5.2文法G2中 FIRST(Ap)={a,c} FIRST(Bq)={b,d} 因此有 FIRST(A)∩(FIRST(B)= 这样文法G2中，关于S的两个产生式的右部虽然都以非 终结符开始，但它们右部的符号串可能推导出的首符号集 合不相交，因而可以根据当前的输入符号是属于哪个产生 式右部的首符号集合而决定选择相应产生式进行推导，因 此仍能构造确定的自顶向下分析。
定义5.4 一个上下文无关文法是LL(1)文法的充分 必要条件是：对每个非终结符A的两个不同产生式， A→α, A→β,满足 SELECT(A→α)∩SELECT(A→β)= 其中α，β不同时能 ε。
LL（1）文法也可定义为: 一个文法G是LL（1）的，当且仅当对于G的每 一个非终结符A的任何两个不同产生式 A→α|β， 下面的条件成立： ① FIRST（α）∩FIRST(β)= ，也就是α和 β推导不出以某个相同的终结符a为首的符号串； 它们不应该都能推出空字ε． ② 假若β ε那么， FIRST（α)∩ FOLLOW（A）＝ 也就是，若β ε 则α所能推出的串的首符号不应在FOLLOW(A) 中（如例5.3）。这种表示与定义5.4相比计算步骤 少，但不如定义5.4清晰。
编译原理-第五章习题答案
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11
例：5.3 文法：SaAcBe A bAb B d 句子：abbcde
步骤 （1） （2） （3） （4） （5） （6）
栈
＃ ＃a ＃ab ＃aA ＃aAb ＃aA ＃aAc ＃aAcd ＃aAcB ＃aAcBe ＃S
输入 abbcde＃ bbcde＃ bcde＃ bcde＃ cde＃ cde＃
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20
5）构造算符优先文法G的优先表的算法
思路：对文法中的每一个产生式的候选式检查，判断句型中相邻符号之间 的关系 来构造优先表； 具体算法： FOR 每条产生式P→X1X2…Xn FOR i＝1 TO n－1 IF Xi，Xi+1∈VT，THEN Xi＝Xi+1； IF i ≤n-2且Xi，Xi+2∈VT，Xi+1∈VN THEN Xi＝Xi+2； IF Xi∈VT，Xi+1∈VN THEN FOR FIRSTVT(Xi+1)中的每个a Xi <. a； NEXT IF Xi∈VN，Xi+1∈VT THEN FOR LASTVT(Xi)中的每个a DO a .> Xi＋1； NEXT NEXT NEXT
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8
例：5.1 P85 文法： E→T|E＋T T→F|T*F F→i|（E） 句型：i1*i2＋i3其中：短语有i1、i2、i3、i1*i2、 i1*i2＋i3 直接短语：i1、i2、i3；句柄：i1 例：5.2 P85 文法如上 E 句型：E+T*F+i 短语：E+T*F+i，E+T*F，T*F，i 直接短语：T*F和i E + 句柄：T*F
编译原理答案第五章
练习5.1解答：输入(4*7+1)*2n,带注释的分析树如下：练习5.2解答: (1)根据表5.3中的语法制导定义建立表达式((a)+(b))的分析树和语法树(2)根据图5.17的翻译模式构造((a)+(b))的分析树和语法树练习5.3解答:设置下面的函数和属性：expr1||expr2:把表达式expr2拼写在表达式expr1后面。
deletep(expr):去掉表达式expr左端的‘（’和右端的‘)’。
E.expr,T.expr,F.expr:属性变量，分别表示E，T，F的表达式。
E.add,T.add,F.add,属性变量，若为true，则表示其表达式中外层有‘＋’号，否则无‘＋’号。
E.pmark,T.pmark,F.pmark,属性变量，若为true，表示E,T,F的表达式中左端为‘（’，右端是‘）’。
语法制导定义如下：产生式语义规则E -> E1 +T if(T.pmark==true)THEN E.expr=E1.expr||'+'||deletep(T.expr) ELSE E.expr:=E1.expr||'+'||T.expr;E.add:=true;E.pmark:=false;E -> T if(T.pmark==true)THEN E.expr:=deletep(T.expr)ELSE E.expr:=T.expr;E.add:=T.add;E.pmark:=false;T -> T1*F T.expr:=T1.expr||'*'||F.expr; T.add:=false;T.pmark:=false;T -> F T.expr:=F.expr; T.add:=F.add;T.pmark:=F.pmark;F -> (E) if(E.add==false)THEN BEGINF.expr:=E.expr;F.add:=false;F.pmark:=false;ENDELSE BEGINF.expr:='('||E.expr||')';F.add:=true;F.pmark:=true;END;F -> id F.expr:=id.lexval;F.add:=false;F.pmark:=false;练习5.4解答: (1)语法制导定义如下：产生式语义规则E -> E1+T if(E1.type==int) AND (T.type==int) THEN E.type:=intELSE E.type:=real;E -> T E.type:=T.type;T -> num T.type:=int;T -> num.num T.type:=real;(2)设E.pf和T.pf分别是E和T的前缀形式，||是两个字符串的连接，语法制导定义如下：产生式语义规则E -> E1+T if(E1.type==int) AND (T.type==int)THEN E.type:=intELSE BEGINE.type:=real;if(E1.type==int) AND (T.type==real)THEN E1.pf:='inttoreal'||E1.pfELSE if(E1.type==real)AND(T.type==int)THEN T.pf:='inttoreal'||T.pfEND;E.pf:='+'||E1.pf||T.pf;E -> T E.type:=T.type; E.pf:=T.pf;T -> num T.type:=int; T.pf:=int.lexval;T ->num.numT.type:=real; T.pf:=real.lexval;练习5.5解答: (1)用综合属性决定s.val的语法制导定义：产生式语义规则S -> L S.val:=L.val;S ->L1.L2S.val:=L1.val+L2.val*L2.p;L -> B L.val:=B.val; L.p:=2-1;L -> L1B L.val:=L1.val*2+B.val; L.p:=L.p*2-1;B -> 0 B.val:=0;B -> 1 B.val:=1;注：L.p表示恢复L.val的因子。
编译原理_第5章(清华大学)
学习目标: ➢掌握：LL(1)文法的判别，预测分析
法，递归子程序的构造方法 ➢理解：LL（1）文法 ➢了解：不确定的自顶向下分析
语法分析的作用是识别由词法分析给出的单词序 列是否是给定文法的正确句子
分类:
语法分析
自顶向下分析 自底向上分析
确定的
不确定的 算法优先分析（第六章）
进行推导，类似地LL(k)文法需要向前看K个符号才 可以确定选用哪个产生式。
例 有文法G[S]为：
S→aAS
SELECT(S→aAS)= {a}
S→b
SELECT(S→b)= {b}
A→bA
SELECT(A→bA)= {b}
A→ε
SELECT(A→ε)=Follow(A)= {a,b}
Hale Waihona Puke 由于SELECT(A→bA)∩SELECT(A→ε)={b}≠Φ，
此外若可能导出空串，A自动获得匹配，输入符a 有可能与A后的一个符号匹配，所以当a应属于 Follow(A)时，选择产生式A→也是可以的。
直观上说某产生式A→α的选择集合是指遇到哪些输 入符号（包括#）时选用该产生式向下推导。
例 G3[S]: 若α≠>*ε,则SELECT(A→α)=FIRST(α) S→aA 若α=>*ε, 则SELECT(A→α)
例文法G2[S]: S→Ap FIRST(Ap)={a,c}
S→Bq FIRST(Bq)={b,d}
A→a
FIRST(a)={a }
A→cA FIRST(cA)={c}
B→b
FIRST(b)={b}
B→dB FIRST(dB)={d}
由于同一非终结符的两个产生式的右部推导出来的 开始符号集不相交，因此可根据当前输入符属于哪 个产生式右部的开始符号集而决定选哪个产生式进 行推导，可以进行确定的自顶向下分析
编译原理Chapt5
G(E)：
E T | E+T T F | T*F F (E) | i
步骤 9 10 11 12 13 14
符号栈 #E+ #E+i3 #E+F #E+T #E #E
输入串 i3# # # # # #
动作 进 进 归，用F→i 归，用T→F 归，用E→E+T 接受
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a1a2ai an# 输入串
Sm
Xm
S1 S0
X1 #
LR分析 程 序 action
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输出
状态 符号 分析栈
goto
LR分析表
LR分析器的核心是一张分析表：
ACTION[s，a]：当状态s面临输入符号a时，
应采取什么动作.
GOTO[s，X]：状态s面对文法符号X时，下
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例：设文法G(S)： (1) S aAcBe (2) A b (3) A Ab (4) B d 试对abbcde进行“移进－归约”分析。
e B d B b c c A b S a a
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abbcde bbcde bcde cde de e
G(E)：
E T | E+T T F | T*F F (E) | i
步骤 符号栈 输入串 0 # i1*i2+i3# 1 #i1 *i2+i3# 2 #F *i2+i3# 3 #T *i2+i3# 4 #T* i2+i3#
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动作 预备 进 归，用F→i 归，用T→F 进
(完整版)编译原理第五章作业参考答案
第五章自顶向下语法分析方法1．对文法G[S]S→a|∧|(T)T→T,S|S(1)给出(a,(a,a))和(((a,a),∧,(a)),a)的最左推导。
(2)对文法G，进行改写，然后对每个非终结符写出不带回溯的递归子程序。
(3)经改写后的文法是否是LL(1)的？给出它的预测分析表。
(4)给出输入串(a,a)#的分析过程，并说明该串是否为G的句子。
解：(1) (a,(a,a))的最左推导为S→(T)→(T,S)→(S,S)→(a,(T))→(a,(T,S))→(a,(S,a))→(a,(a,a))(((a,a),∧,(a)),a)的最左推导为S→(T)→(T,S)→(S,a)→((T),a)→((T,S),a)→((T,S,S),a)→((S,∧,(T)),a)→(((T),∧,(S)),a) →(((T,S),∧,(a)),a)→(((S,a),∧,(a)),a)→(((a,a),∧,(a)),a)(2)由于有T→T,S的产生式，所以消除该产生式的左递归，增中一个非终结符U有新的文法G/[S]:S→a|∧|(T)T→SUU→，SU|ε分析子程序的构造方法对满足条件的文法按如下方法构造相应的语法分析子程序。
(1) 对于每个非终结号U，编写一个相应的子程序P(U)；(2) 对于规则U::=x1|x2|..|xn,有一个关于U的子程序P(U),P(U)按如下方法构造：IF CH IN FIRST(x1) THEN P(x1)ELSE IF CH IN FIRST(x2) THEN P(x2)ELSE ......IF CH IN FIRST(xn) THEN P(xn)ELSE ERROR其中，CH存放当前的输入符号，是一个全程变量；ERROR是一段处理出错信息的程序；P(xj)为相应的子程序。
(3) 对于符号串x=y1y2...yn;p(x)的含义为：BEGINP(y1);P(y2);...P(yn);END如果yi是非终结符，则P(yi)代表调用处理yi的子程序；如果yi是终结符，则P(yi)为形如下述语句的一段子程序IF CH=yi THEN READ(CH) ELSE ERROR即如果当前文法中的符号与输入符号匹配，则继续读入下一个待输入符号到CH中，否则表明出错。
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 第五章 LL(1)文法及其分析程序
begin(*statement*) if sym=ident then (*parsing ass.st.*) begin getsym; if sym=becomes then getsym else error(13); expression(fsys); end else if sym=readsym then (* parsing read st.*)
16
G[ E]:
(1) (2) (3) (4) (5) (6) (7) (8)
E –> TE’ E’ –> +TE’ E’ –> T –> FT’ T’ –> *FT’ T’ –> F –> (E) F –> a
17
G[ E]: (1) E –> TE’ (4) T –> FT’ (7) F –> (E)
〈程序〉∷=〈分程序〉. 〈分程序〉∷=[〈常量说明部分〉][〈变量说明部 分〉][〈过程说明部分〉]〈语句〉 〈常量说明部分〉∷=CONST〈常量定义部分〉{，〈常 量 定义〉}； 〈变量说明部分〉∷=VAR〈标识符〉{，〈标识符〉}； 〈过程说明部分〉∷= PROCEDURE 〈标识符〉〈分程序〉 {；〈过程说明部分〉}； 〈语句〉∷= 〈标识符〉：=〈表达式〉 |IF 〈条件〉 then〈语句〉|CALL…|READ…|BEGIN 〈语句〉{；〈语 句〉} END|WHILE…|…
分析输入串#a+a#
栈内容 栈顶符号 当前输入 余留串 M[X,b ]
1 #E 2 #E’T E T a a +a# +a# E –> TE’ T –> FT’
3 #E’T’F 4 #E’T’a 5 # E’T’ 6 #E’ 7 #E’T+ 8 # E’T 9 #E’T’F 10 #E’T’a 11 #E’T’ 12 #E’ 13 #
清华大学编译原理第二版课后习答案
Lw.《编译原理》课后习题答案第一章第 1 章引论第 1 题解释下列术语：（1）编译程序（2）源程序（3）目标程序（4）编译程序的前端（5）后端（6）遍答案：（1）编译程序：如果源语言为高级语言，目标语言为某台计算机上的汇编语言或机器语言，则此翻译程序称为编译程序。
（2）源程序：源语言编写的程序称为源程序。
（3）目标程序：目标语言书写的程序称为目标程序。
（4）编译程序的前端：它由这样一些阶段组成：这些阶段的工作主要依赖于源语言而与目标机无关。
通常前端包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成这些阶段，某些优化工作也可在前端做，也包括与前端每个阶段相关的出错处理工作和符号表管理等工作。
（5）后端：指那些依赖于目标机而一般不依赖源语言，只与中间代码有关的那些阶段，即目标代码生成，以及相关出错处理和符号表操作。
（6）遍：是对源程序或其等价的中间语言程序从头到尾扫视并完成规定任务的过程。
第 2 题一个典型的编译程序通常由哪些部分组成？各部分的主要功能是什么？并画出编译程序的总体结构图。
答案：一个典型的编译程序通常包含 8 个组成部分，它们是词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、中间代码优化程序、目标代码生成程序、表格管理程序和错误处理程序。
其各部分的主要功能简述如下。
词法分析程序：输人源程序，拼单词、检查单词和分析单词，输出单词的机内表达形式。
语法分析程序：检查源程序中存在的形式语法错误，输出错误处理信息。
语义分析程序：进行语义检查和分析语义信息，并把分析的结果保存到各类语义信息表中。
中间代码生成程序：按照语义规则，将语法分析程序分析出的语法单位转换成一定形式的中间语言代码，如三元式或四元式。
中间代码优化程序：为了产生高质量的目标代码，对中间代码进行等价变换处理。
盛威网（）专业的计算机学习网站1《编译原理》课后习题答案第一章目标代码生成程序：将优化后的中间代码程序转换成目标代码程序。
编译原理简明教程(第2版)[冯秀芳,崔冬华,段富][电子教案]第1章
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第一章 引言
学习目标
了解和掌握高级程序设计语言与编译程序的关系 了解和掌握编译程序的功能 了解和掌握编译程序的体系结构 了解和掌握编译程序的工作过程 了解和掌握编译程序的组织方式 了解和掌握编译程序的构造方法
“编译原理”，“编译技术”是计算机专 业一门重要的专业课。目的是系统地向学生讲 授编译程序的基本结构。阐述编译原理的一般 理论和常用的有效方法与技术。 学习本课后，使学生掌握编译理论和方法 方面的基本知识，具有设计、实现、分析和维 护编译程序等方面的初步能力。 主要内容：形式语言与自动机、词法分析、 语法、语义、中间语言代码生成、优化、存储 组织与分配、程序的查错与处理等。
目 录
1.1 1.2 1.3 1.4 编译程序、汇编程序、解释程序 编译过程概述 编译程序的结构框图 编译程序的开发
1.1程序的翻译及运行
计算机系统： 硬件 软件：系统软件：OS、编译系统、诊断 系统 应用软件等 程序设计语言： 机器 汇编 高级 翻译程序：指能把A语言程序翻译成与之等价的B语言程
“中间代码”是一种含义明确、便于处理的记号系统。 如：三元式、四元式、逆波兰式。 例：四元式（运算符，第一运算量，第二运算量，结果） z = (x + 3)*y/w;（+， x， 3， T1） （*， T1, y, T2 ） (/, T2 , w， z)
四、代码优化
优化的任务在于对前阶段产生的中间代码进行加工变换，以期在 最后阶段产生出更为高效(节省时间和空间)的目标代码。优化的主要 方面有：公共子表达式的提取、循环优化、删除无用代码等。有时， 为了便于“并行运算”，还可以对代码进行并行优化处理。优化所依 循的原则是程序的等价变换规则。 优化涉及的范围很广。
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3. Select集(可选集)
定义:文法G[S],有规则Aβ ,则该规则的可选集为: First(β ), 当β ≠ε Select(Aβ )= Follow(A), 当β =ε 例: 对于G[E] select(EE+T)=First(E+T)={(,i} select(ET)=First(T)={(,i} select(TT*F)=First(T*F)={(,i} select(TF)=First(F)={(,i} select(F(E))=First((E))={(} select(Fi)=First(i)={i}
2
LL(1)分析表
x1
(1) LL(1)分析过程 x2 当前句型的右端部分x1x2…xm# (xi∈V) 待分析串的右端部分y1y2…yn# (yi∈VT) … 分几种情况: xm 1)当x1∈VN，由y1选择相应规则替换x1 2)当x1∈VT,若x1=y1≠#,则说明x1与y1匹配,分 别删去x1,y1, 继续分析. 若x1 ≠ y1,则说明不匹配，进行出错处理 3)若x1=y1=#,说明全部匹配,分析成功. LL(1)分析程序见P77--78
5.4.2
a1 a2
LL(1)分析方法的逻辑结构
a3 … ai … am #
输入串
x1
分析表 控制程序 分析器
x2 …. xn
分析栈
#
输入串a1a2a3…am#,以定界符”#”作为结尾
分析表:M[A,a] (A为栈中元素,a为输入字符)
5.4.3
1. LL(1)文法
LL(1)分析方法
对于文法G[S],其每个非终结符的不同规则具 有不相交的select集. 即对于Ux1|x2|…|xn,有 select(Uxi)∩select(Uxj)=Φ, (i≠j)
例:文法G[S]:SAB Aab Bcd|cBd 判断abccdd是否是句子。 (1)自顶向下构造语法树 S A B a b c B d c d
(2)推导 S AB AcBd Accdd abccdd
5.2
不确定的自顶向下分析思想
例: G[S]: SxAy Aab|a S x A y x (1)
First(dB)={d}
First(Bq)={b,d}
例: G[E]:
EE+T|T TT*F|F F(E)|I First(F)={(,i} First((E))={(} First(i)={i}
则: First(E+T)={(,i} First(T)={(,i} First(T*F)={(,i}
注：有些不是LL(1)文法的文法，经过修改 （如左提左因子，消除递归等）可化为 LL(1)文法，但并不是所有的非LL(1)文法 都能改造为LL(1)文法。
例 对于文法G [Z]:
ZAU |BR AaAU|b BaBR|b Uc Rd
First(AU) ∩First(BR)={a,b} ≠Φ 所以，不是一个LL(1)文法
第5章 语法分析 ----自顶向下分析方法
学习目标
自上而下语法分析的基本思想 自上而下语法分析面临的问题及解决方 消除左递归的方法 FIRST（x）的求法、FOLLOW（U）的求法 递归子程序的构造方法 LL（1）文法 LL（1）分析表的构造方法
语法分析是编译过程的核心部分。 -----在词法分析识别出单词符号串的基础上， 分析并判定程序的语法结构是否符合语法规则。
例: G[S]: SaBc|bB BbB|d|ε Select(Bε)=Follow(B)={#,c}
5.2.2
自顶向下分析过程中存在的问题 及解决办法
1. 左递归问题 例:G[S]: SSa|b S
b S
分析baa
S
a S
S
a
S
S a
S
S a
S
S a
b
S a
S a
b
S
a…Biblioteka 分析时可能出现:例 5－6 ① 消除左递归 ② 求select 集 ③ 构造分析表 ④ 分析符号串 例 文法G [S] S abB A SC|BAA|ε B AbA C B|c
VN={S,A,B,C} VT={a,b,c}
判断此文法是不是LL(1)文法: Select (SabB)={a} Select (ASC)={a} ∩≠Φ Select (ABAA)={a,b} Select (Aε)={a,b,#} Select (CB)={a,b} ∩=Φ Select (Cc)={c} Selcet (BAbA)={a,b} ∴不是LL(1)文法。构造出的分析表含有多重定义。
AaBc
a
BbB b BbB b Bd
d c
(2)
LL(1)分析表构造
LL(1)分析表反映分析栈中元素与输入串中元 素的匹配关系.记M[A,a]
几个约定: C:继续读入下一字符 R:重读当前字符
RE(β):用β 的逆串替换栈顶符号.
构造LL(1)分析表的算法如下:
(1)对于ADβ (D∈VN)且 select(ADβ )={b1,b2…bn} 则M[A,bi]=RE(Dβ )/R 表示:用Dβ 的逆替换A,重读当前字符. (2)对于Aaβ (a∈VT) 则M[A,a]= RE(β )/C 表示:用β 的逆替换A,继续读入下一字符. (3)对于Aε 且select(Aε )={b1,b2…bn} 则M[A,bi]=RE(ε )/R=ε /R
构造LL(1)分析表:
a A b B/C ε/C succ c d ε/C e B/C #
cB/C
B
c #
分析abbedc的过程 分析栈 余留输入串 动作
#A
#cB #cB #cB #cB #c #
abbedc#
bbedc# bedc# edc# dc# c# #
cB/C
B/C B/C B/C ε/C ε/C succ
自顶向下
语法分析
如 LL(k), 递归下降分法等 如LR(K), 算符优先分析法等
自底向上
目
录
5.1 自顶向下分析技术 5.2 不确定的自顶向下分析技术 5.3 确定的自顶向下分析技术 5.4 LL(K)分析方法 5.5 递归下降分析方法
5.1
分析思想:
自顶向下分析技术
从文法的开始符号出发,向下推导, 看能否推出 待分析的符号串,如果能推出,说明该符号串是符合 语言语法的句子,否则不是句子。
(1) 回溯
(2) 死循环, 在没有对当前输入符号匹配就进入处 理S的过程，无法确定什么时候才用Sb替换, 造成死循环. 解决方法:
文法的实用限制(算法6)
消除左递归
扩充的BNF表示法
2.
回溯问题 在分析中，假定被代换的最左非终结符A存在n 条规则,Ax1|x2|…|xn，难以确定采用哪个规则，若 从x1到xn逐个来试,则效率太低。
(2) 首符号相同
First(xi)∩First(xj)≠Φ
即对于 Aα x1|α x2 ...|α xn 改为 Aα (x1|x2 ...|xn) 进一步Aα B Bx1|x2 ...|xn
(i≠j)
解决方法:”左提左因子”修改文法
例: Uα x1|α x2 |x3|…|xn
且First(xi)∩First(xj)=Φ , (i,j≥3,i≠j)
(1)首符号不同
First(xi)∩First(xj)=Φ (i≠j) 若a∈First(xk),则选用Axk来推导 例: G[S]: AaB|bA BbaA|c {First(aB)={a}} ∩ {First(bA)={b}} = Φ {First(baA)={b}} ∩ {First(c)={c}} = Φ 分析符号串bbabaac A bA bbA bbaB bbabaA bbabaB bbabaac
First(xi) ≠α , (i=3,4,…n) 采用 U α V|x3|…|xn Vx1|x2
例: G[S]: Sif B then S1 else S2|if B then S1 改为: Sif B then S1 T T else S2 | ε
5.3
确定的自顶向下分析思想
文法是非左递归的
2.
Follow集(向前看集)
定义:文法G[S],非终结符号U的向前看集 Follow(U)={a|S * …Ua…,a∈VTU{#}} 特别,当a=ε时,视U后面的符号为”#” ∵E * E, E * E+T, E * (E) ∴Follow(E)={#,+,)} Follow(T)={#,+,*,)} Follow(F)={#,+,*,)}
推导过程是一个不断试探的过程,出现回溯现象， 所以又称带回溯的自顶向下分析方法(效率低，代价高) 原因:推导过程中有多个侯选式可供选择.
5.2.1
三种终结符集
1.First集 (首符号集) 定义: 文法G[S]:字汇表V,则符号串β 的首符号集 First(β )={a|β * ay,a∈VT,y∈V*} 特别,若β =ε ,则First(β )=Φ 例：G[S]： SAp SBq Aa|cA Bb|dB First(Ap)={a,c}
例:G[A]: AaBc BbB|eB|d 分析abbdc# 设计文法的分析表: a AaBc b c d e
A
B
BbB
Bd
BeB
分析过程:
分析栈 输入符号
产生式
匹配删除
#A #cBa #cB #cBb #cB #cBb #cB #cd #c #
abbdc# abbdc# bbdc# bbdc# bdc# bdc# dc# dc# c# #
分析xay是否句子 S S x A y A y a a b (3) (2)