编译原理课后习题答案

合集下载

编译原理课后习题答案

编译原理课后习题答案

(a) 0 ( 0 | 1)* 0
由0和1组成且以0开始和结束的符号串全体. (b) ( ( | 0 ) 1* ) * 由0和1组成的符号串全体.
(c) ( 0 | 1 )* 0 ( 0 | 1) ( 0 | 1) 由0和1组成且以000,001,010或011结束的符号串全体. 长度大于等于3且倒数第3个字符为0的01符号串全体.
R R ‘|’ S | S S ST | T T U* | U U (R) | a | b
a
a
a
28
4.5 dangling-else文法: stmt if expr then stmt | matched-stmt matched-stmt if expr then matched-stmt else stmt | other 试说明此文法是二义性的。 句子 if e1 then if e2 then s1 else if e3 then s2 else s3 if e1 then if e2 then s1 else if e3 then s2 else s3
0|1 B 1 D E 0 ABDE ABDE ABCDE ABDE 1 ABCDE ABCDE
start
A
1
C
NFA 0
start A' 1
0
B'
0
1
start
A'
1
最小化DFA
24
DFA
3.8 给定右线性文法G: S 0S | 1S | 1A | 0B A 1C |1 B 0C | 1 C 0C | 1C | 0 | 1 试求一个等价的左线性文法G’.
20
3.6 给出接受下列在字母表{0,1}上的DFA。 (a)所有以00结束的符号串的集合; (1|0)*00

编译原理教程课后习题答案

编译原理教程课后习题答案

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。

《编译原理》课后习题答案

《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。

第11 题令文法G[E]为:E→T|E+T|E-T T→F|T*F|T/F F→(E)|i证明E+T*F 是它的一个句型,指出这个句型的所有短语、直接短语和句柄。

编译原理教程-课后习题答案第三章语法分析

编译原理教程-课后习题答案第三章语法分析

由 A′→ABl 得 FIRST(′l′) FOLLOW(B) , 即 FOLLOW(B)={l};
由 A→aA′ 得 FOLLOW(A) FOLLOW(A′) , 即 FOLLOW(A′)={#,d};
第三章 语法分析
由 B→dB′ 得 FOLLOW(B) FOLLOW(B′) , 即 FOLLOW(B′)={l}。
c. 最左推导和最右推导必定相同
d. 可能存在两个不同的最左推导,但它们对应的语法树 相同
第三章 语法分析
(3) 采用自上而下分析,必须 。
a. 消除左递归
b. 消除右递归
c. 消除回溯
d. 提取公共左因子
(4) 设a、b、c是文法的终结符,且满足优先关系 ab和bc,则 。
a. 必有ac
b. 必有ca
第三章 语法分析
(2) 为了构造字母表Σ ={a,b}上同时只有奇数个a 和奇数个b的所有串集合的正规式,我们画出如图3-3 所示的DFA,即由开始符S出发,经过奇数个a到达状态 A,或经过奇数个b到达状态B;而由状态A出发,经过 奇数个b到达状态C(终态);同样,由状态B出发经过奇 数个a到达终态C。
第三章 语法分析
第三章 语法分析
3.1 完成下列选择题:
(1) 文法G:S→xSx|y所识别的语言是 。
a. xyx
b. (xyx)*
c. xnyxn(n≥0)
d. x*yx*
(2) 如果文法G是无二义的,则它的任何句子α 。
a. 最左推导和最右推导对应的语法树必定相同
b. 最左推导和最右推导对应的语法树可能不同
“A→α · ”动作的一定是 。
a. LALR文法 b. LR(0)文法
c. LR(1)文法 d. SLR(1)文法

(完整word版)编译原理课后答案

(完整word版)编译原理课后答案

第二章 高级语言及其语法描述4.令+、*和↑代表加,乘和乘幂,按如下的非标准优先级和结合性质的约定,计算1+1*2↑2*1↑2的值:(1) 优先顺序(从高至低)为+,*和↑,同级优先采用左结合。

(2) 优先顺序为↑,+,*,同级优先采用右结合。

解:(1)1+1*2↑2*1↑2=2*2↑1*1↑2=4↑1↑2=4↑2=16 (2)1+1*2↑2*1↑2=1+1*2*1=2*2*1=2*2=46.令文法G6为 N →D|NDD →0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 (1) G6 的语言L (G6)是什么?(2) 给出句子0127、34和568的最左推导和最右推导。

解:(1)L (G6)={a|a ∈∑+,∑=﹛0,1,2,3,4,5,6,7,8,9}}(2)N =>ND => NDD => NDDD => DDDD => 0DDD => 01DD => 012D => 0127 N => ND => N7=> ND7=> N27=> ND27=> N127=> D127=> 0127 N => ND => DD => 3D => 34 N => ND => N4=> D4 =>34N => ND => NDD => DDD => 5DD => 56D => 568 N => ND => N8=> ND8=> N68=> D68=> 5687.写一个文法,使其语言是奇数集,且每个奇数不以0开头。

解:A →SN, S →+|-|∑, N →D|MDD →1|3|5|7|9, M →MB|1|2|3|4|5|6|7|8|9 B →0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 8. 文法:E T E T E T TF T F T F F E i→+-→→|||*|/()| 最左推导:E E T T TF T i T i T F i F F i i F i i i E T T F F F i F i E i E T i T T i F T i i T i i F i i i ⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒⇒⇒⇒⇒⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+********()*()*()*()*()*()*()最右推导:E E T E TF E T i E F i E i i T i i F i i i i i E T F T F F F E F E T F E F F E i F T i F F i F i i i i i ⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒⇒⇒⇒⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+**********()*()*()*()*()*()*()*()语法树:/********************************EE FTE +T F F T +iiiEEFTE-T F F T -iiiEEFT+T F FTiii*i+i+ii-i-ii+i*i*****************/9.证明下面的文法是二义的:S → iSeS|iS|I解:因为iiiiei 有两种最左推导,所以此文法是二义的。

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。

编译原理课后习题答案

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。

(完整版)编译原理课后答案(第三版蒋立源康慕宁编)

(完整版)编译原理课后答案(第三版蒋立源康慕宁编)

编译原理课后答案(第三版蒋立源康慕宁编)第一章习题解答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 continue default do double else enum extern float for goto if int long register 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略第二章习题解答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}。

编译原理课后习题答案(陈火旺+第三版)

编译原理课后习题答案(陈火旺+第三版)

编译原理课后习题答案(陈火旺+第三版)第二章P36-6(1)L G ()1是0~9组成的数字串(2) 最左推导:N ND NDD NDDD DDDD DDD DD D N ND DD D N ND NDD DDD DD D ⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒0010120127334556568最右推导:N ND N ND N ND N D N ND N D N ND N ND N D ⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒77272712712701274434886868568P36-7G(S)O N O D N S O AO A AD N→→→→→1357924680|||||||||||P36-8文法:E T E T E T TF T F T F F E i→+-→→|||*|/()|最左推导:E E T T TF T i T i T F i F F i i F i i i E T T F F F i F i E i E T i T T i F T i i T i i F i i i ⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒⇒⇒⇒⇒⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+********()*()*()*()*()*()*()最右推导:E E T E TF E T i E F i E i i T i i F i i i i i E T F T F F F E F E T F E F F E i F T i F F i F i i i i i ⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒⇒⇒⇒⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+⇒+**********()*()*()*()*()*()*()*()语法树:/********************************EE FTE +T F F T +iiiEEFTE-T F F T -iiiEEFT+T F FTiii*i+i+ii-i-ii+i*i*****************/P36-9句子iiiei 有两个语法树: S iSeS iSei iiSei iiiei S iS iiSeS iiSei iiiei ⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒P36-10/**************)(|)(|S T T TS S →→***************/1 ε ε 1 0 11 确定化:1 1111 1 最小化:{,,,,,},{}{,,,,,}{,,}{,,,,,}{,,,}{,,,,},{},{}{,,,,}{,,}{,,,},{},{},{}{,,,}{,012345601234513501234512460123456012341350123456012310100==== 3012312401234560110112233234012345610101}{,,,}{,,}{,},{,}{},{},{}{,}{}{,}{,}{,}{}{,}{}{},{},{,},{},{},{}=====0 1111 1P64–8(1) 01)0|1(*(2))5|0(|)5|0()9|8|7|6|5|4|3|2|1|0)(9|8|7|6|5|4|3|2|1(*(3)******)110|0(01|)110|0(10P64–12(a)aa确定化:给状态编号:aaa b b ba0 1最小化:{,},{,}{,}{}{,}{}{,}{,}{,}{}{,},{},{}012301101223032330123a ba b ====aabb ab (b)b baa baa baa a已经确定化了,进行最小化最小化:{{,}, {,,,}}012345011012423451305234523452410243535353524012435011012424{,}{}{,}{,}{,,,}{,,,}{,,,}{,,,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}{{,},{,},{,}}{,}{}{,}{,}{,}a b a b a b a b a b a =============={,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}10243535353524 b a baa baP64–14(1) 00 (2):(|)*0100 1 ε确定化:给状态编号:1 0110 最小化:{,},{,}{,}{}{,}{}{,}{,}{,}{}{,},{},{}0123011012231323301230101====1 11第四章P81–1(1) 按照T,S 的顺序消除左递归ε|,)(||^)(T S T T S T T a S S G '→''→→'递归子程序: procedure S; beginif sym='a' or sym='^' then abvance else if sym='(' then beginadvance;T;if sym=')' then advance;else error;endelse errorend;procedure T;beginS;'Tend;procedure 'T;beginif sym=','then beginadvance;S;'Tendend;其中:sym:是输入串指针IP所指的符号advance:是把IP调至下一个输入符号error:是出错诊察程序(2)FIRST(S)={a,^,(} FIRST(T)={a,^,(} FIRST('T )={,,ε} FOLLOW(S)={),,,#} FOLLOW(T)={)} FOLLOW('T )={)} 预测分析表是LL(1)文法P81–2文法:|^||)(|*||b a E P F F F P F T T T F T E E E T E →'→''→→''→+→''→εεε(1)FIRST(E)={(,a,b,^} FIRST(E')={+,ε}FIRST(T)={(,a,b,^} FIRST(T')={(,a,b,^,ε} FIRST(F)={(,a,b,^} FIRST(F')={*,ε} FIRST(P)={(,a,b,^} FOLLOW(E)={#,)} FOLLOW(E')={#,)} FOLLOW(T)={+,),#} FOLLOW(T')={+,),#} FOLLOW(F)={(,a,b,^,+,),#} FOLLOW(F')={(,a,b,^,+,),#} FOLLOW(P)={*,(,a,b,^,+,),#} (2)考虑下列产生式:'→+'→'→'→E E T T F F P E a b||*|()|^||εεεFIRST(+E)∩FIRST(ε)={+}∩{ε}=φ FIRST(+E)∩FOLLOW(E')={+}∩{#,)}=φ FIRST(T)∩FIRST(ε)={(,a,b,^}∩{ε}=φ FIRST(T)∩FOLLOW(T')={(,a,b,^}∩{+,),#}=φFIRST(*F')∩FIRST(ε)={*}∩{ε}=φFIRST(*F')∩FOLLOW(F')={*}∩{(,a,b,^,+,),#}=φFIRST((E))∩FIRST(a) ∩FIRST(b) ∩FIRST(^)=φ所以,该文法式LL(1)文法.(3)(4)procedure E;beginif sym='(' or sym='a' or sym='b' or sym='^'then begin T; E' endelse errorendprocedure E';beginif sym='+'then begin advance; E endelse if sym<>')' and sym<>'#' then errorendprocedure T;beginif sym='(' or sym='a' or sym='b' or sym='^'then begin F; T' endelse errorendprocedure T';beginif sym='(' or sym='a' or sym='b' or sym='^'then Telse if sym='*' then errorendprocedure F;beginif sym='(' or sym='a' or sym='b' or sym='^'then begin P; F' endelse errorendprocedure F';beginif sym='*'then begin advance; F' endendprocedure P;beginif sym='a' or sym='b' or sym='^'then advanceelse if sym='(' thenbeginadvance; E;if sym=')' then advanceelse errorendelse error end;P81–3/***************(1) 是,满足三个条件。

编译原理课后习题答案

编译原理课后习题答案
语法 分析器 ,对单 词符号 串进行 语法分 析(根据 语法规 则进行 推导或 归约),识别 出程序 中的各 类语法 单位 ,最终 判断 输入 串是否 构成语 法上正 确的“程序 ”。
语义 分析及 中间代 码产生 器,按照 语义规 则对语 法分析 器归约 出(或推 导出)的语 法单位 进行语 义分析 并把它 们翻译 成 一定 形式的 中间代 码。编译 程序可 以根据 不同的 需要选 择不同 的中间 代码形 式,有的 编译程 序甚至 没有中 间代码 形式 ,而直 接生 成目标 代码。
集的 代表,然后 修改原 来的有 限状态 自动机 的状态 转换函 数δ,凡在δ 作用 下转向 某状态 子集中 任何一 个状态 的一律 改成转 向 该状 态子集 的代表。若一 个状态 子集中 某一状 态是原 来的开 始状态 ,则该 状态子 集的代 表就是 新的有 限状态 自动机 的开始 状
态。 同理, 若一个 状态子 集中的 状态均 是最终 状态, 则该状 态子集 的代表 就是新 的有限 状态自 动机的 最终状 态。
翻译程序: 翻译程序(Translator)是一种语言处理程序,它将输入的用程序设计语言书写的程序(称为源程序)转换 为等 价的用 另一种 语言书 写的程 序( 称为 目标程 序)。若源 语言是 汇编语 言,目标 程序是 机器语 言,称这 种翻译 程序为 汇编 程序 。若源 语言是 高级语 言,目 标程序 是低级 语言, 称这种 翻译程 序为编 译程序 。
分析 :只能 对确定 的有限 状态自 动机进 行最小 化,本 题的自 动机已 经是确 定的。
最小 化采用 状态分 离法, 具体做 法如下 :
① 进行 0 等价类的划分:Q 划分为 Qf 与 Q-Qf ② 若已进行了 k 等价划分,即 Q 已被划分成(Q1,Q2,…Qn),再进行 k+1 划分,对 Qi(i=1…n),若 q、q’∈Qi,使得 对某一个 a∈VT,δ(q,a)∈Qj 和δ(q’,a)∈Ql,j≠l 或δ(q,a)存在而δ(q’,a)不存在或反之。则将 Qi 划分为二个 子集 Qi1,Qi2,使 q∈Qi1,q’ ∈Qi2。 ③ 重复②直至无法进一步划分为止。对最后划分得到的状态子集中每一个子集,选择该子集中任何一个状态作为该状态子

(完整版)编译原理课后答案

(完整版)编译原理课后答案

第二章2.3叙述由下列正规式描述的语言(a) 0(0|1)*0在字母表{0, 1}上,以0开头和结尾的长度至少是2的01串(b) ((ε|0)1*)*在字母表{0, 1}上,所有的01串,包括空串(c) (0|1)*0(0|1)(0|1)在字母表{0, 1}上,倒数第三位是0的01串(d) 0*10*10*10*在字母表{0, 1}上,含有3个1的01串(e) (00|11)*((01|10)(00|11)*(01|10)(00|11)*)*在字母表{0, 1}上,含有偶数个0和偶数个1的01串2.4为下列语言写正规定义C语言的注释,即以 /* 开始和以 */ 结束的任意字符串,但它的任何前缀(本身除外)不以 */ 结尾。

[解答] other → a | b | … other指除了*以外C语言中的其它字符other1 → a | b | …other1指除了*和/以外C语言中的其它字符 comment → /* other* (* ** other1 other*)* ** */(f) 由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串。

[解答]由题目分析可知,一个符号串由0和1组成,则0和1的个数只能有四种情况:x 偶数个0和偶数个1(用状态0表示); x 偶数个0和奇数个1(用状态1表示); x 奇数个0和偶数个1(用状态2表示); x 奇数个0和奇数个1(用状态3表示);所以,x 状态0(偶数个0和偶数个1)读入1,则0和1的数目变为:偶数个0和奇数个1(状态1)x 状态0(偶数个0和偶数个1)读入0,则0和1的数目变为:奇数个0和偶数个1(状态2)x 状态1(偶数个0和奇数个1)读入1,则0和1的数目变为:偶数个0和偶数个1(状态0)x 状态1(偶数个0和奇数个1)读入0,则0和1的数目变为:奇数个0和奇数个1(状态3)x 状态2(奇数个0和偶数个1)读入1,则0和1的数目变为:奇数个0和奇数个1(状态3)x 状态2(奇数个0和偶数个1)读入0,则0和1的数目变为:偶数个0和偶数个1(状态0)x 状态3(奇数个0和奇数个1)读入1,则0和1的数目变为:奇数个0和偶数个1(状态2)x 状态3(奇数个0和奇数个1)读入0,则0和1的数目变为:偶数个0和奇数个1(状态1)因为,所求为由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串,故状态0既为初始状态又为终结状态,其状态转换图:由此可以写出其正规文法为:S0 → 1S1 | 0S2 | ε S1 → 1S0 | 0S3 | 1 S2 → 1S3 | 0S0 | 0 S3 → 1S2 | 0S1在不考虑S0 →ε产生式的情况下,可以将文法变形为: S0 = 1S1 + 0S2 S1 = 1S0 + 0S3 + 1 S2 = 1S3 + 0S0 + 0S3 = 1S2 + 0S1 所以: S0 = (00|11) S0 + (01|10) S3 + 11 + 00(1) S3 = (00|11) S3 + (01|10) S0 + 01 + 10(2) 解(2)式得: S3 = (00|11)* ((01|10) S0 + (01|10)) 代入(1)式得:S0 = (00|11) S0 + (01|10) (00|11)*((01|10) S0 + (01|10)) + (00|11) => S0 = ((00|11) + (01|10) (00|11)*(01|10))S0 + (01|10) (00|11)*(01|10) + (00|11) => S0 = ((00|11)|(01|10) (00|11)*(01|10))*((00|11) + (01|10) (00|11)* (01|10)) => S0 = ((00|1 1)|(01|10) (00|11)* (01|10))+因为S0→ε所以由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串的正规定义为: S0 → ((00|11)|(01|10) (00|11)* (01|10))* (g) 由偶数个0和奇数个1构成的所有0和1的串。

编译原理课后习题答案

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。

编译原理教程课后习题答案

编译原理教程课后习题答案

编译原理教程课后习题答案【篇一:编译原理教程课后习题答案——第一章】完成下列选择题:(1) 构造编译程序应掌握a. 源程序b. 目标语言c. 编译方法d. 以上三项都是(2) 编译程序绝大多数时间花在上。

a. 出错处理b. 词法分析c. 目标代码生成d. 表格管理(3) 编译程序是对。

a. 汇编程序的翻译b. 高级语言程序的解释执行c. 机器语言的执行d. 高级语言的翻译【解答】(1) d (2) d(3) d1.2 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?【解答】计算机执行用高级语言编写的程序主要有两种途径:解释和编译。

在解释方式下,翻译程序事先并不采用将高级语言程序全部翻译成机器代码程序,然后执行这个机器代码程序的方法,而是每读入一条源程序的语句,就将其解释(翻译)成对应其功能的机器代码语句串并执行,而所翻译的机器代码语句串在该语句执行后并不保留,最后再读入下一条源程序语句,并解释执行。

这种方法是按源程序中语句的动态执行顺序逐句解释(翻译)执行的,如果一语句处于一循环体中,则每次循环执行到该语句时,都要将其翻译成机器代码后再执行。

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。

这两种途径的主要区别在于:解释方式下不生成目标代码程序,而编译方式下生成目标代码程序。

1.3 请画出编译程序的总框图。

如果你是一个编译程序的总设计师,设计编译程序时应当考虑哪些问题?【解答】编译程序总框图如图1-1所示。

作为一个编译程序的总设计师,首先要深刻理解被编译的源语言其语法及语义;其次,要充分掌握目标指令的功能及特点,如果目标语言是机器指令,还要搞清楚机器的硬件结构以及操作系统的功能;第三,对编译的方法及使用的软件工具也必须准确化。

编译原理教程课后习题答案

编译原理教程课后习题答案

编译原理教程课后习题答案【篇一:编译原理教程课后习题答案——第一章】完成下列选择题:(1) 构造编译程序应掌握a. 源程序b. 目标语言c. 编译方法d. 以上三项都是(2) 编译程序绝大多数时间花在上。

a. 出错处理b. 词法分析c. 目标代码生成d. 表格管理(3) 编译程序是对。

a. 汇编程序的翻译b. 高级语言程序的解释执行c. 机器语言的执行d. 高级语言的翻译【解答】(1) d (2) d(3) d1.2 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?【解答】计算机执行用高级语言编写的程序主要有两种途径:解释和编译。

在解释方式下,翻译程序事先并不采用将高级语言程序全部翻译成机器代码程序,然后执行这个机器代码程序的方法,而是每读入一条源程序的语句,就将其解释(翻译)成对应其功能的机器代码语句串并执行,而所翻译的机器代码语句串在该语句执行后并不保留,最后再读入下一条源程序语句,并解释执行。

这种方法是按源程序中语句的动态执行顺序逐句解释(翻译)执行的,如果一语句处于一循环体中,则每次循环执行到该语句时,都要将其翻译成机器代码后再执行。

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。

这两种途径的主要区别在于:解释方式下不生成目标代码程序,而编译方式下生成目标代码程序。

1.3 请画出编译程序的总框图。

如果你是一个编译程序的总设计师,设计编译程序时应当考虑哪些问题?【解答】编译程序总框图如图1-1所示。

作为一个编译程序的总设计师,首先要深刻理解被编译的源语言其语法及语义;其次,要充分掌握目标指令的功能及特点,如果目标语言是机器指令,还要搞清楚机器的硬件结构以及操作系统的功能;第三,对编译的方法及使用的软件工具也必须准确化。

(完整版)编译原理课后习题答案

(完整版)编译原理课后习题答案

(完整版)编译原理课后习题答案第一章1.典型的编译程序在逻辑功能上由哪几部分组成?答:编译程序主要由以下几个部分组成:词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、中间代码优化、目标代码生成、错误处理、表格管理。

2. 实现编译程序的主要方法有哪些?答:主要有:转换法、移植法、自展法、自动生成法。

3. 将用户使用高级语言编写的程序翻译为可直接执行的机器语言程序有哪几种主要的方式?答:编译法、解释法。

4. 编译方式和解释方式的根本区别是什么?答:编译方式:是将源程序经编译得到可执行文件后,就可脱离源程序和编译程序单独执行,所以编译方式的效率高,执行速度快;解释方式:在执行时,必须源程序和解释程序同时参与才能运行,其不产生可执行程序文件,效率低,执行速度慢。

第二章1.乔姆斯基文法体系中将文法分为哪几类?文法的分类同程序设计语言的设计与实现关系如何?答:1)0型文法、1型文法、2型文法、3型文法。

2)2. 写一个文法,使其语言是偶整数的集合,每个偶整数不以0为前导。

答:Z→SME | BS→1|2|3|4|5|6|7|8|9M→ε | D | MDD→0|SB→2|4|6|8E→0|B3. 设文法G为:N→ D|NDD→ 0|1|2|3|4|5|6|7|8|9请给出句子123、301和75431的最右推导和最左推导。

答:N?ND?N3?ND3?N23?D23?123N?ND?NDD?DDD?1DD?12D?123N?ND?N1?ND1?N01?D01?301N?ND?NDD?DDD?3DD?30D?301N?ND?N1?ND1?N31?ND31?N431?ND431?N5431?D5431?7 5431N?ND?NDD?NDDD?NDDDD?DDDDD?7DDDD?75DDD?754 DD?7543D?75431 4. 证明文法S→iSeS|iS| i是二义性文法。

答:对于句型iiSeS存在两个不同的最左推导:S?iSeS?iiSesS?iS?iiSeS所以该文法是二义性文法。

编译原理课后作业参考答案

编译原理课后作业参考答案

作业参考答案第二章 高级语言及其语法描述6、(1)L (G 6)={0,1,2,......,9}+(2)最左推导:N=>ND=>NDD=>NDDD=>DDDD=>0DDD=>01DD=>012D=>0127 N=>ND=>DD=>3D=>34N=>ND=>NDD=>DDD=>5DD=>56D=>568 最右推导:N=>ND =>N7=>ND7=>N27=>ND27=>N127=>D127=>0127 N=>ND=>N4=>D4=>34N=>ND=>N8=>ND8=>N68=>D68=>568 7、G:S →ABC | AC | CA →1|2|3|4|5|6|7|8|9B →BB|0|1|2|3|4|5|6|7|8|9C →1|3|5|7|98、(1)最左推导:E=>E+T=>T+T=>F+T=>i+T=>i+T*F=>i+F*F=>i+i*F=>i+i*iE=>T=>T*F=>F*F=>i*F=>i*(E)=>i*(E+T)=>i*(T+T)=>i*(F+T)=>i*(i+T)=>i*(i+F)=>i*(i+i) 最右推导:E=>E+T=>E+T*F=>E+T*i=>E+F*i=>E+i*i=>T+i*i=>F+i*i=>i+i*iE=>T=>T*F=>T*(E)=>T*(E+T)=>T*(E+F)=>T*(E+i)=>T*(T+i)=>T*(F+i)=>T*(i+i)=>F*(i+i)=>i*(i+i) (2)9、证明:该文法存在一个句子iiiei 有两棵不同语法分析树,如下所示,因此该文法是二义的。

编译原理课后习题解答(2)

编译原理课后习题解答(2)

2/7
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:文法 3) 、4) 、5)有二义性。 证明:3)对文法的句子()(),存在两棵不同的语法分析树如下:
S S
S
(
S ε
)
S ε
S ε
( ε
S
)
S
S ε
(
S ε
)
S ε
S ε
(
S ε
)
S ε
所以文法是二义的。 4)对文法的句子 abab,存在两棵不同的语法分析树如下:
5/7
西北大学 Gong Xq
龙书本科教学版习题解答
仅供教学参考
2.3 节 语法制导翻译
产生式
翻译方案 { E.pre = '+' || E1.pre || T.pre } { E.pre = '-' || E1.pre || T.pre } { E.pre = T.pre } { T.pre = '*' || T1.pre || F.pre } { T.pre = '/' || T1.pre || F.pre } { T.pre = F.pre } {F.pre = id.lexeme} {F.pre = num.value} {F.pre = E.pre} E pre =-9* 52
1)证明:对语法分析树的结点数目使用数学归纳法。 ①归纳基础:当语法分析树有两个结点时,形如
num 11
num 1001
生成的串分别为 11 和 1001,表示的值为 3 和 9,能被 3 整除。 ②归纳步骤: 假设语法分析树的结点数目少于 n 时生成的二进制串的值能被 3 整除, 那么当 结点数目等于 n 时,语法分析树的根有下面两种可能的形式:
  1. 1、下载文档前请自行甄别文档内容的完整性,平台不提供额外的编辑、内容补充、找答案等附加服务。
  2. 2、"仅部分预览"的文档,不可在线预览部分如存在完整性等问题,可反馈申请退款(可完整预览的文档不适用该条件!)。
  3. 3、如文档侵犯您的权益,请联系客服反馈,我们会尽快为您处理(人工客服工作时间:9:00-18:30)。

这时不能再划分了,得到的最小化的有限状态自动机如表 3.2 所示:
表 2.2 最小化的限状态自动机
a
b

A
B
C
C
B
E
B
D
C
D
D
D
Accept
4.某程序语言的无(正负)符号常数可以用下面正则表达式 R 来表示: (D+E|D +.D +E|E|.D +E)((+|-)D|D)D*|D +|D *.D + ⑴ 试把它转换成确定性有限状态自动机。 ⑵ 把上述有限状态自动机最小化。 ⑶ 在上述有限状态自动机中添加相应动作,取出无(正负)符号常数。 分析 :从正 则表达 式构造 有限状 态自动 机可以 分两步 进行。 ① 画一条从结点 X 到结点 Y 的有向弧,有向弧上标以正则表达式 R。结点 X 为标以“-”的初始状态,结点 Y 为标以“+”的 最终状态。从这一有向图出发反复应用图 3.2 所示的替代规则,直至所有有向弧都以 VT 中的符号或标记ε为止。
④ 抹去可能存在的无用状态与不可及状态。
解答:此有限状态自动机的状态转换表如表 3.1 所示:
表 2.1 M 的状态转换表
a
b

A
B
C
B
D
C
C
B
E
D
D
F
Accept
E
G
E
Accept
F
G
E
Accept
G
D
F
Accept
由此 看出: 此有限 状态自 动机是 确定的 。
最小 化: 初始划分由 2 个子集组成,即:({A,B,C},{D,E,F,G})
集合{D,E,F,G}不需 要进一 步划分 ,考察 子集 {A,B,C}。由 于
δ( B,a)=D∈ {D,E,F,G},而 δ(A,a)= δ (C,a)= B∈ {A,BC}, 因此 Q 可进一步划分为:({A,C},{B},{D,E,F,G})。由于 δ( A ,b)=C∈ { A, C },而 δ(C,b)= E∈ { D ,E , F, G }。 因此 Q 可进一步划分为:({A},{C},{B},{D,E,F,G})。
解释 程序 : 解释 程序 (I n te r pr e te r)是 一种 语言处 理程 序,它 对源 程序逐 个语 句地进 行分 析,根 据每 个语句 的含 义执 行语 句指定 的功能 。 2. 解答:
编译程序的总框图见图 1.2。其中词法分析器,又称扫描器,它接受输入的源程序,对源程序进行词法分析,识别出一 个个 的单词 符号, 其输出 结果是 单词符 号。
语言 处理程 序:由于 目前的 计算机 只能理 解和执 行机器 语言,因此 必须有 一个程 序将用 程序设 计语言 书写的 程序等 价( 执 行效 果完全 一致)地转 换为计 算机能 直接执 行的形 式,完成 这一工 作的程 序称为“ 语言 处理程 序”。它一 般可分 为解释 程序 和翻 译程序 两大类 。
图 2.4 替代规则的应用过程 应用 子集法 消除?弧: ε-Closure(x)={x,2},令 A1={x,2},计算: ε-Closure( move( A 1,D ))= ε -Clos ure({7,10, 2, 1} )={7,10,2,1,y} ε-Clo su re( mo v e( A 1,·))= ε-Clo su re( {5,3 } )={5 ,3 } ε-Closure(move(A1,E))=ε-Closure({4} )={4} 令 A2={7,10,2,1,y},A3={5,3},A4={4},计算: ε-Clo su re( mo v e( A 2,D ))= {7 ,1 0, 2, 1, y } ε-Clo su re( mo v e( A 2,·))= {8,3 } ε-Clo su re( mo v e( A 2,E))= {4} ε-Clo su re( mo v e( A 3,D ))= {5 ,6 ,3 ,y } ε-Clo su re( mo v e( A 4,D ))= {1 2, y } ε-Clo su re( mo v e( A 4,+ ))= {11 } ε-Clo su re( mo v e( A 4,- ))= {11 } 令 A5={8,3},A6={5,6,3,y},A7={12,y},A8={11},计算: ε-Clo su re( mo v e( A 5,D )={8 ,9 ,3 ,y } ε-Clo su re( mo v e( A 6,D )={5 ,6 ,3 ,y } ε-Clo su re( mo v e( A 6,E)= {4 } ε-Clo su re( mo v e( A 7,D )={1 2, y } ε-Clo su re( mo v e( A 8,D )={1 2, y } 令 A9={8,9,3,y},计算:
Chapter 1
1.解答: 程序设计语言:程序设计语言是遵守一定规范的、描述 “计算”(Computing)过程的形式语言。一般可以划分为低级
语言 和高级 语言两 大类。低级 语言是 面向机 器的语 言,它是 为特定 的计算 机系统 设计的 语言,机器 指令、汇编 语言是 低级语 言。高级语言是与具体计算机无关的“通用”语言,它更接近于人类的自然语言和数学表示,例如 FORTRAN、Pascal、C 等 等我 们熟悉 的语言 是高级 语言。
表格 管理模 块保持 一系列 的表格 ,登记 源程序 的各类 信息和 编译各 阶段的 进展状 况。编译 程序各 个阶段 所产生 的中间 结 果都 记录在 表格中 ,所需 要的信 息也大 多从表 格中获 取,整 个编译 过程都 在不断 地和表 格打交 道。
出错 处理程 序对出 现在源 程序中 的错误 进行处 理。如果 源程序 有错误 ,编译 程序应 设法发 现错误,把有 关错误 信息报 告
ε-Clo su re( mo v e( A 9,D )={8 ,9 ,3 ,y } ε-Clo su re( mo v e( A 9,E)= {4 } 得到的 DFA M’的初始状态是 A1,最终状态集由 A2,A6,A7,A9 组成。 图 2.5 是 M’的状态转换图,M’的状态转换表如表 2.3 所示。
语法 分析器 ,对单 词符号 串进行 语法分 析(根据 语法规 则进行 推导或 归约),识别 出程序 中的各 类语法 单位 ,最终 判断 输入 串是否 构成语 法上正 确的“程序 ”。
语义 分析及 中间代 码产生 器,按照 语义规 则对语 法分析 器归约 出(或推 导出)的语 法单位 进行语 义分析 并把它 们翻译 成 一定 形式的 中间代 码。编译 程序可 以根据 不同的 需要选 择不同 的中间 代码形 式,有的 编译程 序甚至 没有中 间代码 形式 ,而直 接生 成目标 代码。
图 2.2 3 条替代规则 ② 消除应用①所得到的传递图中的ε弧,可以分为两步:首先消除ε环路,其次消除其他ε弧。 a) ε环路的消除方法: i.将 ε 环路 的诸项 合并为 一个顶 点。 ii.修 改各个 相关的 有向弧 。 iii .若 ε环路 中某一 状态是 最终( 或初始 )状态 ,则新 顶点是 最终( 或初始 )状态 。 b )其它 ε弧的 消除有 两种方 法: 1)子集法:即计算ε-Closure(T),其表示从状态集 T 中任何一状态沿ε弧可以到达的状态全体。 其要点是:从初始状态 q0 的 X=ε-Closure(q0)开始,按如下方法构造状态集: i.令 Set ={X}; ii.若 Set 中还有未考察过的状态子集 Xi,则对于每一输入符号 a∈VT,求 T=ε-Closure(move(Xi,a)),Set=Set∪{T}(其中 move(Xi,a)={q|q∈δ(p,a),p∈Xi})。重复执行(2),直至不存在这样的 Xi。这样得到的 Set 即为消除ε弧后的确定的有限状态机 (DFA)。DFA 的初始状态就是ε-Closure(q0),最终状态由那些至少含有一个最终状态的状态子集组成。 2)逐 步消除 法: 其要点是找到类似于图 2.3 所示,但从 B 再无ε弧引出的ε弧。
图 2.3 逐步消除法 删除状态 A 到状态 B 的ε弧,对每一条从状态 B 到状态 C 标记为 ai 的弧,增加 1 条从状态 A 到状态 C 标记为 ai 的弧。若 B
是最终状态,则让 A 为最终状态。重复上述过程直至消除全部的ε弧,这样得到的一般是不确定的有限状态自动机(NFA)。 解答:⑴ 图 3.4 给出了从正则表达式 R 构造有限状态自动机 M 的过程。
优化 器对中 间代码 进行优 化处理 。一般 最初生 成的中 间代码 执行效 率都比 较低,因此 要做中 间代码 的优化 ,其过 程实际 上是 对中间 代码进 行等价 替换, 使程序 在执行 时能更 快,并 占用更 小的空 间。
目标 代码生 成器把 中间代 码翻译 成目标 程序 。中间 代码一 般是一 种机器 无关的 表示形 式,只有 把它再 翻译成 与机器 硬件 直接 相关的 机器能 识别的 语言, 即目标 程序, 才能在 机器上 运行。
分析 :只能 对确定 的有限 状态自 动机进 行最小 化,本 题的自 动机已 经是确 定的。
最小 化采用 状态分 离法, 具体做 法如下 :
① 进行 0 等价类的划分:Q 划分为 Qf 与 Q-Qf ② 若已进行了 k 等价划分,即 Q 已被划分成(Q1,Q2,…Qn),再进行 k+1 划分,对 Qi(i=1…n),若 q、q’∈Qi,使得 对某一个 a∈VT,δ(q,a)∈Qj 和δ(q’,a)∈Ql,j≠l 或δ(q,a)存在而δ(q’,a)不存在或反之。则将 Qi 划分为二个 子集 Qi1,Qi2,使 q∈Qi1,q’ ∈Qi2。 ③ 重复②直至无法进一步划分为止。对最后划分得到的状态子集中每一个子集,选择该子集中任何一个状态作为该状态子
给用 户。编 译程序 的各个 阶段都 有可能 发现错 误,出 错处理 程序要 对发现 的错误 进行处 理、记 录,并 反映给 用户
相关文档
最新文档