编译原理课后答案2010
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》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。
(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。
编译原理课后第十一章答案
对假设（2） B:=3 D:=A+C E:=A*C F:=D+E K:=B*5 L:=K+F
计算机咨询网（）陪着您
10
《编译原理》课后习题答案第十一章
第7题 分别对图 11.25 和 11.26 的流图： (1) 求出流图中各结点 n 的必经结点集 D(n)。 (2) 求出流图中的回边。 (3) 求出流图中的循环。
(1) (2) (3) (4) (5) (6) (7) (8) (9) (10) (11) (12) (13)
i:=m-1 j:=n t1:=4*n v:=a[t1] i:=i+1 t2:=4*i t3:=a[t2] if t3< v goto (5) j:=j-1 t5:=4*j t5:=a[t4] if t5> v goto (9) if i >=编译原理》课后习题答案第十一章
第 5 题： 如下程序流图(图 11.24)中，B3 中的 i∶=2 是循环不变量，可以将其提到前置结点吗? 你还能举出一些例子说明循环不变量外移的条件吗?
图 11.24 答案： 不能。因为 B3 不是循环出口 B4 的必经结点。 循环不变量外移的条件外有： （a）(I)s 所在的结点是 L 的所有出口结点的必经结点 (II)A 在 L 中其他地方未再定值 (III)L 中所有 A 的引用点只有 s 中 A 的定值才能到达 （b）A 在离开 L 之后不再是活跃的，并且条件(a)的(II)和(III)成立。所谓 A 在离开 L 后不再是活跃的是指，A 在 L 的任何出口结点的后继结点的入口处不是活跃的（从此点后 不被引用） （3）按步骤（1）所找出的不变运算的顺序，依次把符合（2）的条件(a)或(b)的 不变运算 s 外提到 L 的前置结点中。如果 s 的运算对象（B 或 C）是在 L 中定值的，则只有 当这些定值四元式都已外提到前置结点中时，才可把 s 也外提到前置结点。
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。
10级编译原理A卷参考答案.doc
参考答案一、填空题（每空1分，共10分）1编译程序（编译器）；解释程序（解释器）2 e, h, he, hel, hell3回退4正规文法（3型文法）5自顶向下；自底向上6左递归7归约.归约，移进.归约二、选择题(每小题2分，共20分)1 A 2D 3B 4B 5B6D 7C 8B 9A 10 C三、应用题(共46分)l(l)E=>E + TnT + TnF + Tni + Tni + T*Fni + F*Fni + i*Fni + i*(E) n i + i * (E — T) n i + i * (T — T) n i + i * (F — T) n i + i * (i — T) n i + i * (i — F) n i + i * (i — i)(2)i + i * (i — i) u F + i * (i — i) u T + i * (i — i) u E + i * (i — i) u E + F * (i — i)uE + T*(i - i)uE + T*(F - i)uE + T*(T - i)uE + T*(E - i)uE + T*(E - F) <=E + T*(E —T)uE + T*(E)<=E + T*F<=E + T<=E(3)(4)短语：il + i2 * (13 - 14), ib 12 * (13 - 14), 12, (13 - iQ, 13 - U, k, U直接短语：ii, ^2,13, U句柄：ii素短语：ii, i2,13,142对句子auab有两个不同的最左推导R n RuR n auR n auRR n auaR n auabR n RR n RuRR n aoRR n auaR n aoab所以该文法是二义性文法3 (ID, “int"), (ID, “main"), (LR_BRAC, _), (RR_BRAC, _)(LC.BRAC, _),(ID, “int”)，(ID, “a”)，(SEMIC, _),(ID, “a”)，(ASSIGN, _), (INT, 1), (SEMIC, _),(IF, _), (LR_BRAC, _), (ID, “a”), (EQ, _), (INT, 1), (RR_BRAC, _),(ID, “printf'), (LR_BRAC, _), (STRING, “Hello world!\n”)，(RR_BRAC, _), (SEMIC, _), (RETURN, _), (INT, 0), (SEMIC, _),(RC_BRAC, _)45(1)A T Aab I db I Aa I c ArdbA'IcA'A* T abA' I aA' I £⑵A — dbA'IcA'A't aB I £B r bA' I A'6(1)(2) 3 2 + 5 -7 100 (+, a, b,tl)101(uminus, tl, t2)102(+, c, d, t3)103(*, t2, t3, t4)四、综合题(共24分)1.(1) FISRT(S) = {(, a} FIRST(L) = FISRT(S) = {(, a} FIRST(M) = {b,e) FOLLOW(L) = ()} FOLLOW(M) = FOLLOW(L) = ()}(0) S' T S(1)S->aS(2)S->bA(3)A-> aA⑷A T £。
编译原理部分课后答案,仅供参考
第一章编译程序概述1.1什么是编译程序编译程序是现代计算机系统的基本组成部分之一，而且多 数计算机系统都含有不止一个高级语言的编译程序。
对有些高 级语言甚至配置了几个不同性能的编译程序。
1.2编译过程概述和编译程序的结构编译程序完成从源程序到目标程序的翻译工作，是一个复 杂的整体的过程。
从概念上来讲，一个编译程序的整个工作过 程是划分成阶段进行的，每个阶段将源程序的一种表示形式转 换成另一种表示形式，各个阶段进行的操作在逻辑上是紧密连 接在一起的。
一般一个编译过程划分成词法分析、语法分析、 语义分析、中间代码生成，代码优化和目标代码生成六个阶段,这是一种典型的划分方法。
事实上，某些阶段可能组合在一起， 这些阶段间的源程序的中间表示形式就没必要构造岀来了。
我 们将分别介绍各阶段的任务。
另外两个重要的工作：表格管理 和岀错处理与上述六个阶段都有联系。
编译过程中源程序的各 种信息被保留在种种不同的表格里，编译各阶段的工作都涉及 到构造、查找或更新有关的表格，因此需要有表格管理的工作； 如果编译过程中发现源程序有错误，编译程序应报告错误的性 质和错误发生的地点，并且将错误所造成的影响限制在尽可能 小的范围内，使得源程序的其余部分能继续被编译下去，有些 编译程序还能自动校正错误， 这些工作称之为岀错处理。
图1.3表示了编译的各个阶段。
图1.3编译的各个阶段它不生成目标代码，它每遇到一个语句，就要对这个语句进行 分析以决定语句的含义，执行相应的动作。
右面的图示意了它 的工作机理第二章：PL/O 编译程序问答第1题 PL/0语言允许过程嵌套定义和递归调用，试问 它的编译程序如何解决运行时的存储管理。
答：PL/0语言允许过程嵌套定义和递归调用，它的编译程序在运行时采用了栈式动态存储管理。
(数组CODE 存放的只读目 标程序，它在运行时不改变。
)运行时的数据区S 是由解释程序 定义的一维整型数组，解释执行时对数据空间S 的管理遵循后进先岀规则，当每个过程(包括主程序)被调用时，才分配数据 空间，退出过程时，则所分配的数据空间被释放。
(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(第3版)课本习题答案
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=>5687．【答案】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 -iiiE EFT+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。
编译原理课后答案_第三版
三
12将图a确定化最小化
a,b
a
a
图a
解：引入新的初态结点X和终态结点Y(X,Y不属于源非确定集)得图如下：
a
εε εε
a,b a
列出状态转换矩阵如下所示：
ab
A {X,0,Y}{0,1,Y}{1}
解：构造正规式为：（0|10）*
则可构造如下NFA：
ε
0
εε
εε
ε10
ε
ε
列出状态转换矩阵如下：
01
A {q0,F,A,C,qf}{B,G,F,A,C,qf}{D}
B {B,G,F,A,C,qf}{B,G,F,A,C,qf}{D}
C {D}{E,G,F,A,B,C,qf}ø
D {E,G,F,A,B,C,qf} {B,G,F,A,C,qf}{D}
解：(1) S->a|^|(T)
T->ST’
T’->,ST’|ε
(2)
FIRSTFOLLOW
Sa,^,(#, , , )
Ta,^,()
T’, ,ε)
预分析表：
a^ ( )，#
SS->a S->^ S->(T)
TT->ST’T->ST’T->ST’
T’T’->εT->,ST’
是LL(1)的。
五
5．文法S->AS|b
{0,1}b={2,4}∈{2,3,4,5}
∴{0,1}不能再分
非终态{2,3,4,5}a={0,1,3,5}
{2,4}a={0,1} {2,4}b={3,5}
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。
- 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、"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、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)。
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
=> S0 = ((00|11)|(01|10) (00|11)*(01|10))*((00|11) + (01|10) (00|11)* (01|10)) => S0 = ((00|11)|(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))*
标记状态S1 S3 = ε-closure(move(S1, a)) = ε-closure({5, 8, 12}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11,
12, 13, 14, 16} S4 = ε-closure(move(S1, b)) = ε-closure({3, 10}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 10, 13, 14,
S0 = 1S1 + 0S2
S1 = 1S0 + 0S3 + 1
S2 = 1S3 + 0S0 + 0 S3 = 1S2 + 0S1
所以：
S0 = (00|11) S0 + (01|10) S3 + 11 + 00
(1)
S3 = (00|11) S3 + (01|10) S0 + 01 + 10
(2)
16} 标记状态S2
S1 = ε-closure(move(S2, a)) = ε-closure({5, 8}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11} S2 = ε-closure(move(S2, b)) = ε-closure({3}) = {1, 2, 3, 4, 6, 7} 标记状态S3 S5 = ε-closure(move(S3, a)) = ε-closure({5, 8, 12, 17}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 12, 13, 14, 16, 17, 18} S6 = ε-closure(move(S3, b)) = ε-closure({3, 10, 15}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 10, 13, 14, 15, 16, 18} 标记状态S4 S7 = ε-closure(move(S4, a)) = ε-closure({5, 8, 17}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 17, 18} S8 = ε-closure(move(S4, b)) = ε-closure({3, 15}) = {1, 2, 3, 4, 6, 7, 15, 18} 标记状态S5 S5 = ε-closure(move(S5, a)) = ε-closure({5, 8, 12, 17}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 12, 13, 14, 16, 17, 18}
{S0, S1, S2}a = {S1, S3, S1}
第三次划分：{S0, S2} {S1} {S3, பைடு நூலகம்4} {S5, S6, S7, S8}
{S0, S2}a = {S1} {S0, S2}b = {S2}
S0, S2不可区分，即等价。
{S5, S6, S7, S8}a = {S5, S7, S3, S1} 第四次划分：{S0, S2} {S1} {S3, S4} {S5, S6} {S7, S8}
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，其状态转换图如下所示：
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：
b
a
b
2.10 C 语言的注释是以 /* 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。画出接受这种注释的 DFA 的状态转换图。
［解答］
lipeng 3
2006～2007 第一学期·编译原理作业参考
2.12 为下列正规式构造最简的 DFA (b) (a|b)* a (a|b) (a|b)
S8 = ε-closure(move(S6, b)) = ε-closure({3, 15}) = {1, 2, 3, 4, 6, 7, 15, 18} 标记状态S7
S3 = ε-closure(move(S7, a)) = ε-closure({5, 8, 12}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 12, 13, 14, 16}
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）
［解答］
(1) 根据算法 2.4 构造该正规式所对应的 NFA，如图所示。 (2) 根据算法 2.2（子集法）将 NFA 转换成与之等价的 DFA（确定化过程）
初始状态 S0 = ε-closure(0) = {0, 1, 2, 4, 7}
标记状态S0 S1 = ε-closure(move(S0, a)) = ε-closure({5, 8}) = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11} S2 = ε-closure(move(S0, b)) = ε-closure({3}) = {1, 2, 3, 4, 6, 7}
lipeng 2
2006～2007 第一学期·编译原理作业参考
S → 0(00|11)*(01|10) S0 S0 → ((00|11)|(01|10) (00|11)* (01|10))*
(2) 若符号串首字符为 1，则剩余字符串必然是偶数个 0 和偶数个 1，其正规定义 为： S → 1S0 S0 → ((00|11)|(01|10) (00|11)* (01|10))*
5
0
1
3
6
2
4
7
8
(3) 根据算法 2.3 过将 DFA 最小化
第一次划分：{S0, S1, S2, S3, S4}
{S5, S6, S7, S8}
{S0, S1, S2, S3, S4}a = {S1, S3, S1, S5, S7}
第二次划分：{S0, S1, S2}
{S3, S4}
{S5, S6, S7, S8}
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)
(g) 由偶数个 0 和奇数个 1 构成的所有 0 和 1 的串。
［解答］ 此题目我们可以借鉴上题的结论来进行处理。 对于由偶数个 0 和奇数个 1 构成的所有 0 和 1 的串，我们分情况讨论： (1) 若符号串首字符为 0，则剩余字符串必然是奇数个 0 和奇数个 1，因此我们必 须在上题偶数个 0 和偶数个 1 的符号串基础上再读入 10（红色轨迹）或 01（蓝 色轨迹），又因为在 0→1 和 1→3 的过程中可以进行多次循环（红色虚线轨迹）， 同理 0→2 和 2→3（蓝色虚线轨迹），所以还必须增加符号串(00|11)*，我们用 S0表示偶数个 0 和偶数个 1，用S表示偶数个 0 和奇数个 1 则其正规定义为：
2006～2007 第一学期·编译原理作业参考
第二章 词法分析
2.3 叙述由下列正规式描述的语言
(a) 0(0|1)*0
［解答］ 该正规式所描述的语言为：在字母表{0, 1}上，首字符为 0，尾字符为 0，中间由零
个或多个 0 或 1 所组成的字符串。
(b) ((ε|0)1*))*
［解答］ 该正规式所描述的语言为：在字母表{0, 1}上，由 0 和 1 组成的所有字符串，包括
lipeng 1