编译原理第七章练习题

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编译原理Chapter7 考试重点章节

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山东交通学院
《编译原理》
规范推导/规范句型/规范归约
最右推导：在推导的任何一步αβ，其中α和β是句型，都是对α中的最右非终结符进行替换。最右推导被称为规范推导。由规范推导所得的句型称为规范句型例：G[S]： S→E E→E+T | T T→(E) | i SE T (E) (E+T) (E+i) (T+i) (i+i) 规范归约：假定α是G的一个句子，称序列αn、αn-1 …、α0是α的一个规范归约，如果该序列满足： 1、 αn = α 2、 α0为文法的开始符号 3、对任何j，0<j<=n， αj-1是从αj经把句柄替换为相应产生式的左部而得到的
杨海 yanghai_sdjtu@
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《编译原理》
构造识别活前缀的FA(续)
(2) LR(0) 项目集的闭包：即FA中的状态若当前处于A –> X•YZ刻画的情况，期望移进First(Y) 中的某些符号，假如有产生式Y –> u 。那么Y –> .u，这个项目也是刻划期望移进First(Y)中的某些符号的情况。 A –> X•YZ Y –> •u 这两个项目对应移进归约分析的同一个状态，这两个项目构成一个项目集, 对应每个项目集，分析表将有一个状态。
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《编译原理》
3、规约的一个特殊情况：栈中的全部内容w归约为开始符号S （即施用 S –> w），且没有余留输入了，意味着已成功分析了整个输入串。
4、移进归约分析中还会出现一种情况，就是出错，比如当前的token不能构成一个合法句子的一部分，例如上面的文法，试分析i+)时就会发生错误。

编译原理第7章习题解答

第七章习题解答7.1 给定文法：S→(A)A→ABBA→BB→bB→c①构造它的基本LR(0)项目集；②构造它的LR(0)项目集规范族；③构造识别该文法活前缀的DFA；④该文法是SLR文法吗？若是，构造它的SLR分析表。

7.2 给定文法：E→EE+E→EE*E→a①构造它的LR(0)项目集规范族；②它是SLR(1)文法吗？若是，构造它的SLR(1)分析表；③它是LR(1)文法吗？若是，构造它的LR(1)分析表；④它是LALR(1)文法吗？若是，构造它的LALR分析表。

7.3 给出一个非LR(0)文法。

7.4 给出一个SLR(1)文法，但它不是LR(0)文法，构造它的SLR分析表。

7.5 给出一个LR(1)文法，但它不是LALR(1)文法，构造它的规范LR(1)分析表。

7.6 给定二义性文法：① E→E+E② E→E*E③ E→(E)④ E→id用所述的无二义性规则和(或)另加一些无二义性规则，例如，给算符*、+施加某种结合规则。

①构造它的LR(0)项目集规范族及识别活前缀的DFA；②构造它的LR分析表。

习题参考答案7.1 解：文法的基本LR(0)项目集为S→.(A) S→(.A) S→(A.) S→(A).A→.ABB A→A.BB A→AB.B A→ABB.A→.B A→B. B→.b B→b.B→.c B→c.构造该文法的识别活前缀的DFSA如下图所示：I文法的识别活前缀的DFSA该文法的LR(0)项目集规范族={I0，I1，I2，I3，I4，I5，I6，I7，I8}因为在构造出来的识别活前缀的DFA中，每一个状态对应的项目集都不含有移进-归约、归约-归约冲突，所以该文法是LR(0)文法，当然也是SLR文法。

因为 FOLLOW(S)={#}FOLLOW(A)=FIRST{)}∪FIRST(BB)={)，b，c}FOLLOW(B)=FIRST(B)∪FOLLOW(A)={b，c，)}其对应的SLR(1)分析表如下表所示。

编译原理(第三版)第7章课后练习及参考答案中石大版

第7章练习P165作业布置：P1651、21．已知文法A→aAd | aAb |ε，判断该文法是否是SLR(1)文法，若是构造相应分析表，并对输入串ab#给出分析过程。

解：拓广文法为G'，增加产生式S'→A若产生式排序为：0 S'→A 1 A→aAd 2 A→aAb 3 A→ε由产生式知：从在I0、I2中：A→•aAd和A→•aAb为移进项目，A→•为归约项目，存在移进-归约冲突，因此所给文法不是LR(0)文法。

在I0、I2中：Follow(A)∩{a}= {d, b, #}∩{a}=φ所以在I0状态下面临输入符号为a时移进，为{d, b, #}时归约，为其他时报错。

因此在I0、I2中的移进-归约冲突可以由Follow集解决，所以G是SLR(1)文法。

下面是文法的2、若有定义二进制数的文法如下：S→L.L|LL→LB|BB→0|1（1）试为该文法构造LR分析表，并说明属哪类LR分析表。

（2）给出输入串101.110的分析过程。

答：（1）拓广文法为G′，增加产生式S′→S，若产生式排序为：0 S' →S 1 S →L.L 2 S →L 3 L →LB4 L →B5 B →06 B →1从S'→状态项目集经过符号到达的状态0 S'→•S S 1 S→•L.L L 2 S→•L L 2 L→•LB L 2 L→•B B 3 B→•0 0 4 B→•1 1 51 S'→S•2 S→L•.L . 6 S→L•L→L•B B 7 B→•0 0 4 B→•1 1 53 L→B•4 B→0•5 B→1•6 S→L.•L L 8 L→•LB L 8 L→•B B 3 B→•0 0 4 B→•1 1 57 L→LB•8 S→L.L•L→L•B B 7 B→•0 0 4 B→•1 1 5在I2中：B→•0和B→•1为移进项目，S→L•为归约项目，存在移进-归约冲突，因此所给文法不是LR(0)文法。

《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第七章

(1) 试应用DAG进行优化； (2) 假定只有R、H在基本块出口是活跃的，写出优化后的四元式序列； (3) 假定只有两个寄存器AX、BX，试写出上述优化后的四元式序列的目标代码。【解答】 (1) 根据DAG的构造算法构造基本块P的DAG 步骤如图7-1的(a)到(h)所示。
MOV MUL
R1, A R1, R0 该结果
//取一个空闲寄存器 R1 //运算结束后 R1 中为 T2 结果，内存中无
MOV R0, D
ADD R0, ?1? 该结果
/*此时 R0 中结果 T1 已经没有引用点，且临时单元 T1 是非活跃的，所以，寄存器 R0 可作为空闲寄存器使用*/ //运算结束后 R0 中为 T3 结果，内存中无
本块时，所有的寄存器被当成空闲的寄存器使用，从而造成计算结果的丢失。
考虑到寄存器 R0 中的 T5和寄存器 R1 中的 W，临时单元 T5 是非活跃的，因此只要将结果 W 存回对应单元即可*/
7.4 对基本块 P：
S0=2 S1=3/S0 S2=T-C S3=T+C R=S0/S3 H=R S4=3/S1 S5=T+C S6=S4/S5 H=S6*S2
我们以四元式T=a+b为例来说明其翻译过程。汇编语言的加法指令代码形式为
ADD R, X
其中，ADD为加法指令；R为第一操作数，第一操作数必须为寄存器类型；X为第二操作数，它可以是寄存器类型，也可以是内存型的变量。ADD R,X指令的含义是：将第一操作数R与第二操作数相加后，再将累加结果存放到第一操作数所在的寄存器中。要完整地翻译出四元式T=a+b，则可能需要下面三条汇编指令：
MOV T2, R1
MOV R1, E SUB R1, F MUL R0, R1

编译原理清华大学出版社第7章习题重点题解答

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 ∧ ( }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 11 1g 1 1 1 11 1f 2 2 1 3 2g 2 2 2 1 2f 3 3 1 3 3g 4 4 4 1 2f 3 3 1 3 3g 4 4 4 1 2(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)# ＃(T <·, a)# ＃(T，<· a )# ＃(T,a ·> ) # ＃(T,T ·> ) # ＃(T =·) # ＃(T) ·> ＃＃T =·＃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)={;}∪FIRSTVT(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 , ) }构造算符优先关系表; ( ) 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（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）栈优先关系当前符号剩余输入串移进或规约＃＃a ＃T ＃T；＃T；（<··><·<·<·a；；（a；（a＋a）＃（a＋a）＃（a＋a）＃a＋a）＃＋a）＃移进规约移进移进移进＃T；（T ＃T；（T ＋＃T；（T ＋a＃T；（T ＋T＃T；（T ＃T；（T）＃T；T ＃T <·<··>·>＝··>·>＝·＋a）））＃＃＃a）＃）＃＃＃＃移进移进规约规约移进规约规约接受分析a；（a＋a）栈优先关系当前符号剩余输入串移进或规约＃＃（＃（a ＃（T ＃（T＋<·<··><·<·(a＋＋aa＋a）＃＋a）＃a）＃移进移进规约移进移进＃（T＋T ＃（T＃（T）＃T ·>＝··>＝·））＃＃）＃＃＃＃规约移进规约接受（4）不能用最右推导推导出上面的两个句子。

编译原理第七章习题-推荐下载

E:=A+D
G:=A
H:=G*G
F:=H*G
L:=F
M:=L
n6
1
n2/
1
C
n4
41+
n7
1
*
n5
1
D
G
E
(1) G:=B*C H:=G*G L:=G*H M:=L
n1
B
对全部高中资料试卷电气设备，在安装过程中以及安装结束后进行高中资料试卷调整试验；通电检查所有设备高中资料电试力卷保相护互装作置用调与试相技互术通关，1系电过，力管根保线据护敷生高设产中技工资术艺料0不高试仅中卷可资配以料置解试技决卷术吊要是顶求指层，机配对组置电在不气进规设行范备继高进电中行保资空护料载高试与中卷带资问负料题荷试2下卷2，高总而中体且资配可料置保试时障卷，各调需类控要管试在路验最习；大题对限到设度位备内。进来在行确管调保路整机敷使组设其高过在中程正资1常料中工试，况卷要下安加与全强过，看度并22工且22作尽22下可22都能22可地护以缩1关正小于常故管工障路作高高；中中对资资于料料继试试电卷卷保破连护坏接进范管行围口整，处核或理对者高定对中值某资，些料审异试核常卷与高弯校中扁对资度图料固纸试定，卷盒编工位写况置复进.杂行保设自护备动层与处防装理腐置，跨高尤接中其地资要线料避弯试免曲卷错半调误径试高标方中高案资等，料，编试要5写、卷求重电保技要气护术设设装交备备置底4高调、动。中试电作管资高气，线料中课并敷3试资件且、设卷料中拒管技试试调绝路术验卷试动敷中方技作设包案术，技含以来术线及避槽系免、统不管启必架动要等方高多案中项；资方对料式整试，套卷为启突解动然决过停高程机中中。语高因文中此电资，气料电课试力件卷高中电中管气资壁设料薄备试、进卷接行保口调护不试装严工置等作调问并试题且技，进术合行，理过要利关求用运电管行力线高保敷中护设资装技料置术试做。卷到线技准缆术确敷指灵设导活原。。则对对：于于在调差分试动线过保盒程护处中装，高置当中高不资中同料资电试料压卷试回技卷路术调交问试叉题技时，术，作是应为指采调发用试电金人机属员一隔，变板需压进要器行在组隔事在开前发处掌生理握内；图部同纸故一资障线料时槽、，内设需，备要强制进电造行回厂外路家部须出电同具源时高高切中中断资资习料料题试试电卷卷源试切，验除线报从缆告而敷与采设相用完关高毕技中，术资要资料进料试行，卷检并主查且要和了保检解护测现装处场置理设。备高中资料试卷布置情况与有关高中资料试卷电气系统接线等情况，然后根据规范与规程规定，制定设备调试高中资料试卷方案。

编译原理一些习题答案

编译原理⼀些习题答案第2章形式语⾔基础2.2 设有⽂法G[N]: N -> D | NDD -> 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9(1)G[N]定义的语⾔是什么?(2)给出句⼦0123和268的最左推导和最右推导。

解答：(1)L(G[N])={(0|1|2|3|4|5|6|7|8|9)+} 或L(G[N])={α| α为可带前导0的正整数}(2)0123的最左推导：N ? ND ? NDD ? NDDD ? DDDD ? 0DDD ? 01DD ? 012D ? 0123 0123的最右推导：N ? ND ? N3 ? ND3 N23 ND23 N123 D123 0123268的最左推导：N ? ND ? NDD ? DDD ? 2DDD ? 26D ? 268268的最右推导：N ? ND ? N8 ? ND8 ? N68 ? D68 ? 2682.4 写⼀个⽂法，使其语⾔是奇数的集合，且每个奇数不以0开头。

解答：⾸先分析题意，本题是希望构造⼀个⽂法，由它产⽣的句⼦是奇数，并且不以0开头，也就是说它的每个句⼦都是以1、3、5、7、9中的某个数结尾。

如果数字只有⼀位，则1、3、5、7、9就满⾜要求，如果有多位，则要求第1位不能是0，⽽中间有多少位，每位是什么数字（必须是数字）则没什么要求，因此，我们可以把这个⽂法分3部分来完成。

分别⽤3个⾮终结符来产⽣句⼦的第1位、中间部分和最后⼀位。

引⼊⼏个⾮终结符，其中，⼀个⽤作产⽣句⼦的开头，可以是1－9之间的数，不包括0，⼀个⽤来产⽣句⼦的结尾，为奇数，另⼀个则⽤来产⽣以⾮0整数开头后⾯跟任意多个数字的数字串，进⾏分解之后，这个⽂法就很好写了。

N -> 1 | 3 | 5 | 7 | 9 | BNB -> 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | B02.7 下⾯⽂法⽣成的语⾔是什么？G1：S->ABA->aA| εB->bc|bBc G2：S->aA|a A->aS解答：B ? bcB ? bBc? bbccB ? bBc? bbBcc ? bbbccc……A ?εA ? aA ? aA ? aA ? aaA ? aa……∴S ? AB ? a m b n c n , 其中m≥0,n≥1即L(G1)={ a m b n c n | m≥0,n≥1} S ? a S ? aA ? aaS ? aaaS ? aA ? aaS ? aaaA ?aaaaS ? aaaaa ……∴S ? a2n+1 , 其中n≥0即L(G2)={ a2n+1 | n≥0}2.11 已知⽂法G[S]: S->(AS)|(b)A->(SaA)|(a)请找出符号串(a)和(A((SaA)(b)))的短语、简单短语和句柄。

编译原理第七章例题

编译原理第七章例题1．写出下列表达式的三地址形式的中间表示。

（1）5+6 ? (a + b);（2）?A∨( B ∧ (C ∨ D));（3）for j:=1 to 10 do a[j + j]:=0;（4）if x > y then x:=10 else x:= x + y;答：⑴100: t1:=a+b101: t2:=6*t1102: t3:=5+t2⑵100: if A goto 102101: goto T102: if B goto 104103: goto F104: if C goto T105: goto 106106: if D goto T107: goto F⑶100: j:=1101: if j>10 goto NEXT102: i:=j+j103: a[i]:=0104: goto 101⑷100: if x>y goto 102101: goto 104102: x:=10103: goto 105104: x:=x+y105:2．将语句if A V B>0 then while C>0 do C:=C+D翻译成四元式。

答：100 (jnz，A，-，104)101 (j，-，-，102)102 (j>，B，0，104)103 (j，-，-，109)104 (j>，C，0，106)105 (j，-，-，109)106 (+，C，D，T1)107 (:=，T1，-，C)108 (j，-，-，104)1093．试将下述程序段翻译成三地址形式的中间代码表示。

while ( a+b<="" a="b" bdsfid="102" or="" p=""> while ( a<5 AND b<10 ){ a=a+1;b=b+1;}答：三地址代码如下：100: t:=a+b101: if t<="" bdsfid="110" goto="" p="">102: goto 103103: if a=b goto 105104: goto 112105: if a<5 goto 107106: goto 100107: if b<10 goto 109108: goto 100109: a:=a+1110: b:=b+1111: goto 105112:4．While a＞0 ∨b＜0doBeginX：＝X＋1；if a＞0 then a：＝a－1else b：＝b＋1End；翻译成四元式序列。

编译原理第7章答案

第七章LR分析法1．已知文法A→aAd|aAb|ε判断该文法是否是SLR(1)文法，若是构造相应分析表，并对输入串ab#给出分析过程。

解：增加一个非终结符S/后，产生原文法的增广文法有：S/→AA→aAd|aAb|ε下面构造它的LR(0)项目集规范族为：02对于I0来说有FOLLOW(A)∩{a}={b,d,#}∩{a}=Φ所以在I0状态下面临输入符号为a时移进，为b,d,#时归约，为其他时报错。

对于I2来说有也有与I0完全相同的结论。

这就是说，以上的移进-归约冲突是可以解决的，因此该文法是SLR(1)文法。

其他SLR(1)分析表为：下面构造它的SLR(1)项目集规范族为：15S→a|^|(T)T→T,S|S(1)构造它的LR(0),LALR(1),LR(1)分析表。

(2)给出对输入符号串(a#和(a,a#的分析过程。

(3)说明(1)中三种分析表发现错误的时刻和输入串的出错位置有何区别。

解：(1)加入非终结符S/，方法的增广文法为：S/→SS→aS→^S→(T)T→T,ST→S下面构造它的LR(0)项目集规范族为：表7.15.1 文法的LR(0)分析表17．若包含条件语句的语句文法可缩写为：S→iSeS|iS|S;S|a其中：i代表if,e代表else,a代表某一语句。

若规定：(1)else与其左边最近的if结合(2);服从左结合试给出文法中i,e,; 的优先关系，然后构造出无二义性的LR分析表，并对输入串iiaea#给出分析过程。

解：加入S/→S产生式构造出增广文法如下：[0] S/→S[1] S→iSeS[2] S→iS[3] S→S;S[4] S→a由习惯可知，定义文法中i,e,;,a4个算符的优先关系为：a>e>i>;。

并且i与;的结合方向均为自左至右。

由上述状态项目集可见：a.状态I1存在移进-归约冲突，由于FOLLOW(S/)∩{;}={#}∩{;}=Φ,所以面临#号时应acc，面临;号时应移进。

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？

编译原理作业集-第七章（精选.）

编译原理作业集-第七章（精选.）第七章语义分析和中间代码产⽣本章要点1. 中间语⾔，各种常见中间语⾔形式；2. 说明语句、赋值语句、布尔表达式、控制语句等的翻译；3. 过程调⽤的处理；4. 类型检查；本章⽬标掌握和理解中间语⾔，各种常见中间语⾔形式；各种语句到中间语⾔的翻译；以及类型检查等内容。

本章重点1．中间代码的⼏种形式，它们之间的相互转换：四元式、三元式、逆波兰表⽰；3．赋值语句、算术表达式、布尔表达式的翻译及其中间代码格式；4．各种控制流语句的翻译及其中间代码格式；5．过程调⽤的中间代码格式；6．类型检查；本章难点1. 各种语句的翻译；2. 类型系统和类型检查；作业题⼀、单项选择题：1. 布尔表达式计算时可以采⽤某种优化措施，⽐如A and B⽤if-then-else可解释为_______。

a. if A then true else B；b. if A then B else false；c. if A then false else true；d. if A then true else false；2. 为了便于优化处理，三地址代码可以表⽰成________。

a. 三元式b. 四元式c. 后缀式d. 间接三元式3. 使⽤三元式是为了________：a. 便于代码优化处理b. 避免把临时变量填⼊符号表c. 节省存储代码的空间d. 提⾼访问代码的速度4. 表达式-a+b*(-c+d)的逆波兰式是________。

a. ab+-cd+-*；b. a-b+c-d+*；c. a-b+c-d+*；d. a-bc-d+*+；5. 赋值语句x:=-(a+b)/(c-d)-(a+b*c)的逆波兰式表⽰是_______。

a. xab+cd-/-bc*a+-:=；a. xab+/cd-bc*a+--:=；a. xab+-cd-/abc*+-:=；a. xab+cd-/abc*+--:=；6. 在⼀棵语法树中结点的继承属性和综合属性之间的相互依赖关系可以由________来描述。

编译原理王生原课后习题第七章

编译原理模拟试卷一、选择题（每题1分，共5分）1.在编译过程中，词法分析的主要任务是什么？A.构建语法树B.将源程序分解为单词序列C.语义分析D.代码2.下列哪个不属于编译器的组成部分？A.词法分析器B.语法分析器C.代码器D.数据库管理系统3.在编译器中，中间代码的作用是什么？A.提高编译速度B.方便目标代码C.提高程序的可读性4.下列哪种语言通常被用作编译器的实现语言？A.PythonB.JavaC.C++5.在编译原理中，形式语言的主要作用是什么？A.描述程序设计语言的语法B.描述程序的语义C.描述程序的数据结构D.描述程序的算法二、判断题（每题1分，共5分）1.编译器的主要任务是将源程序转换为目标代码。

（正确/错误）2.语法分析器负责检查源程序中的语法错误。

（正确/错误）3.语义分析是在语法分析之后进行的。

（正确/错误）4.中间代码是一种与机器无关的代码。

（正确/错误）5.代码优化不会影响程序的正确性。

（正确/错误）三、填空题（每题1分，共5分）1.编译器包括____、____、____、____等组成部分。

2.在编译过程中，____负责将源程序分解为单词序列。

3.语法分析器的主要任务是构建____。

4.语义分析器负责检查____。

5.代码器负责____。

四、简答题（每题2分，共10分）1.简述编译器的工作流程。

2.解释什么是词法分析。

3.什么是语法分析？它的主要任务是什么？4.什么是语义分析？它的主要作用是什么？5.简述中间代码的作用。

五、应用题（每题2分，共10分）1.给出一个简单的C语言程序，请描述它通过编译器的过程。

2.什么是编译器的优化？请给出一个例子。

3.解释什么是编译器的错误处理。

4.什么是编译器的调试信息？它的作用是什么？5.请解释编译器的前端和后端。

六、分析题（每题5分，共10分）1.分析并解释编译器中的词法分析、语法分析和语义分析之间的关系。

2.分析并解释编译器中的中间代码和目标代码之间的关系。

编译原理练习题及答案

第一章练习题（绪论）一、选择题1．编译程序是一种常用的软件。

A) 应用B) 系统C) 实时系统D) 分布式系统2．编译程序生成的目标代码程序是可执行程序。

A) 一定B) 不一定3．编译程序的大多数时间是花在上。

A) 词法分析B) 语法分析C) 出错处理D) 表格管理4．将编译程序分成若干“遍”将。

A)提高编译程序的执行效率；B)使编译程序的结构更加清晰，提高目标程序质量；C)充分利用内存空间，提高机器的执行效率。

5．编译程序各个阶段都涉及到的工作有。

A) 词法分析B) 语法分析C) 语义分析D) 表格管理6．词法分析的主要功能是。

A) 识别字符串B) 识别语句C) 识别单词D) 识别标识符7．若某程序设计语言允许标识符先使用后说明，则其编译程序就必须。

A) 多遍扫描B) 一遍扫描8．编译方式与解释方式的根本区别在于。

A) 执行速度的快慢B) 是否生成目标代码C) 是否语义分析9．多遍编译与一遍编译的主要区别在于。

A)多遍编译是编译的五大部分重复多遍执行，而一遍编译是五大部分只执行一遍；B)一遍编译是对源程序分析一遍就立即执行，而多遍编译是对源程序重复多遍分析再执行；C)多遍编译要生成目标代码才执行，而一遍编译不生成目标代码直接分析执行；D)多遍编译是五大部分依次独立完成，一遍编译是五大部分交叉调用执行完成。

10．编译程序分成“前端”和“后端”的好处是A)便于移植B)便于功能的扩充C)便于减少工作量D)以上均正确第二章练习题（文法与语言）一、选择题1．文法 G 产生的 (1) 的全体是该文法描述的语言。

A.句型B. 终结符集C. 非终结符集D. 句子2．若文法 G 定义的语言是无限集，则文法必然是 (2) A递归的 B 上下文无关的 C 二义性的 D 无二义性的3． Chomsky 定义的四种形式语言文法中， 0 型文法又称为(A)文法；1 型文法又称为(C)文法；2 型语言可由(G) 识别。

A 短语结构文法B 上下文无关文法C 上下文有关文法D 正规文法E 图灵机F 有限自动机G 下推自动机4．一个文法所描述的语言是(A)；描述一个语言的文法是(B)。

第5-7章作业(含答案)编译原理

第5-7章课后作业（含答案）1、将文法G[S] 改写为等价的G′[S]，使G′[S]不含左递归和左公共因子。

3、已知文法G[S]：S→(A)│a│b A→AcS│S 构造文法的算符优先矩阵，并判断该文法是否是算符优先文法。

【解】：①拓展该文法：S’→#S# S→(A)│a│b A→AcS│S②计算FIRSTVT与③计算算符优先关系：# =# ( = )# < FIRSTVT(S) ( < FIRSTVT(A) c< FIRSTVT(S)LASTVT(S) > # LASTVT(A) > ) LASTVT(A) > c④构造算符优先矩阵⑤因为该文法G为2型文法，且不含空产生式，没有形如 U …VW…的产生式，其中V,W∈V所以 G 为算符文法；又因为G 中任意两个终结符间至多有一种算N，符优先关系存在(算符优先矩阵无冲突，见上表)，所以G 为算符优先文法。

4、课后习题P122：4(2)已知文法：S→S;G|G G→G(T)|H H→a|(S) T→T+S|S求句型a(T+S);H;(S) 的短语、直接短语、句柄、素短语与最左素短语。

【解】：①该句型的对应的语法树如下：②短语： a T+S H (S) a(T+S);H a(T+S);H;(S)直接短语： a T+S H (S)句柄：a素短语： a T+S (S)最左素短语：a5. 给定文法G[A]：A→(A)│a，构造出该文法的LR(1)分析表。

编译原理第7章习题与答案

第7章习题7-1 设有如下的三地址码（四元式）序列：read NI:=NJ:=2L1 : if I≤J goto L3L2 : I:=I-Jif I>J goto L2if I=0 goto L4J:=J+1I:=Ngoto L1L3 : Print ′YES′haltL4 : Print ′NO′halt试将它划分为基本块，并作控制流程图。

7-2 考虑如下的基本块：D:=B*CE:=A+BB:= B*CA:=E+D(1) 构造相应的DAG；(2) 对于所得的DAG，重建基本块，以得到更有效的四元式序列。

7-3 对于如下的两个基本块：(1) A:=B*CD:=B/CE:=A+DF:=2*EG:=B*CH:=G*GF:=H*GL:=FM:=L(2) B:=3D:=A+CE:=A*CF:=E+DG:=B*FH:=A+CI:=A*CJ:=H+IK:=B*5L:=K+JM:=L分别构造相应的DAG，并根据所得的DAG，重建经优化后的四元式序列。

在进行优化时，须分别考虑如下两种情况：（ⅰ）变量G、L、M在基本块出口之后被引用；（ⅱ）仅变量L在基本块出口之后被引用。

7-4 对于题图7-4所示的控制流程图：(1) 分别求出它们各个结点的必经结点集；(2) 分别求出它们的各个回边；(3) 找出各流程图的全部循环。

7-5 对于如下的程序：I:=1read J,KL: A:=K*IB:=J*IC:=A*Bwrite CI:=I+1if A<100 goto Lhalt试对其中的循环进行可能的优化。

第8章习题答案7-1 解：划分情况及控制流程如答案图7-1所示：答案图7-1 将四元式序列划分为基本块7-2 解：(1) 相应的DAG如答案图7-2所示。

答案图7-2 DAG(2) 优化后的代码为：D:=B*CE:=A+BB:=DA:=E+D7-3 解：(1) 相应的DAG如答案图7-3-(1)所示。

若只有G、L、M在出口之后被引用，则优化后的代码为：G:=B*CH:=G*GL:=H*GM:=L若只有L在出口之后被引用，则代码为：G:=B*CH:=G*GL:=H*G(2) 相应的DAG如答案图7-3-(2)所示。

编译原理第七章习题

1．给出下面表达式的逆波兰表示（后缀式）：a*(-b+c)a+b*(c+d/e)not A or not(C or not D)(A and B)or (not C or D)后缀式分别为：ab-c+*abcde/+*+A not CD not or not orAB and C not D or or3. 请将表达式-（a+b）*(c+d)-(a+b+c)分别表示成三元式、间接三元式和四元式序列。

三元式：(0)（+，a, b）(1) ( -, (0), _)(2) (+, c, d)(3) (*,(1),(2))(4)（+，a, b）(5) (+, (4), c)(6) (-,(3),(5))间接三元式：(1)（+，a, b）(2) ( -, (1), _)(3) (+, c, d)(4) (*,(2),(3))(5) (+, (1), c)(6) (-,(4),(5))间接代码：（1）（2）（3）（4）（1）（5）（6）四元式：（0）（+，a, b, T1）（1）（-，T1, _, T2）（2）（+，c, d, T3）（3）（*, T2, T3, T4）（4）（+，a, b, T5）（5）（+，T5, c, T6）（6）（-，T4,T6,T7）7.用7.5.1节的方法，把下面语句翻译成四元式序列：While A<C and B<D doIf A=1 then C:=C+1Else while A≤D do A:=A+2;100 （j<, A,C,102）101 （j , _, _, 115）102 （j<,B,D,104）103 （j ,_, _, 115）104 （j=,A, 1, 106）105 （j , _, _, 109）106 （+, C, 1, T1）107 （:=, T1,_, C）108 （j , _, _, 114）109 （j≤,A,D,111）110 （j , _, _, 115）111 （+, A, 2, T2）112 （:=,T2, _, A）113 （j ,_, _, 109）114 （j , _, _,100）115第十章3.试对以下基本块B1和B2：B1：A:=B*CD:=B/CF:=2*EG:=B*CH:=G*GF:=H*GL:=FM:=LB2：B:=3D:=A+CE:=A*CG:=B*FH:=A+CI:=A*CJ:=H+IK:=B*5L:=K+JM:=L分别应用DAG对它们进行优化，并就以下两种情况分别写出优化后的四元式序列：（1）假设只有G,L,M在基本块后面还要被引用；（2）假设只有L在基本块后面还要被引用。

编译原理教程课后习题答案——第七章

第七章目标代码生成7.1 对下列四元式序列生成目标代码：T=A-BS=C+DW=E-FU=W/TV=U*S其中，V是基本块出口的活跃变量，R0和R1是可用寄存器。

【解答】简单代码生成算法依次对四元式进行翻译。

我们以四元式T=a+b为例来说明其翻译过程。

汇编语言的加法指令代码形式为ADD R, X其中，ADD为加法指令；R为第一操作数，第一操作数必须为寄存器类型；X为第二操作数，它可以是寄存器类型，也可以是内存型的变量。

ADD R,X指令的含意是：将第一操作数R与第二操作数相加后，再将累加结果存放到第一操作数所在的寄存器中。

要完整地翻译出四元式T=a+b，则可能需要下面三条汇编指令：MOV R, aADD R, bMOV T, R第一条指令是将第一操作数a由内存取到寄存器R中；第二条指令完成加法运算；第三条指令将累加后的结果送回内存中的变量T。

是否在翻译成目标代码时都必须生成这三条汇编指令呢？从目标代码生成的优化角度考虑，即为了使生成的目标代码更短以及充分利用寄存器，上面的三条指令中，第一条和第三条指令在某些情况下是不必要的。

这是因为，如果下一个四元式紧接着需要引用操作数T，则第三条指令就不急于生成，可以推迟到以后适当的时机再生成。

此外，如果必须使用第一条指令，即第一操作数不在寄存器而是在内存中，且此时所有可用寄存器都已分配完毕，这时就要根据寄存器中所有变量的待用信息(也即引用点)来决定淘汰哪一个寄存器留给当前的四元式使用。

寄存器的淘汰策略如下：(1) 如果某寄存器中的变量已无后续引用点且该变量是非活跃的，则可直接将该寄存器作为空闲寄存器使用。

(2) 如果所有寄存器中的变量在基本块内仍有引用点且都是活跃的，则将引用点最远的变量所占用寄存器中的值存放到内存与该变量对应的单元中，然后再将此寄存器分配给当前的指令使用。

因此，本题所给四元式序列生成的目标代码如下：MOV R0, ASUB R0, C /*R0=T*/MOV R1, CADD R1, D /*R1=S*/MOV S, R1 /*S引用点较T引用点远，故将R1的值送内存单元S*/MOV R1, ESUB R1, F /*R1=W*/SUB R1, R0 /*R1=U*/MUL R1, S /*R1=V*/7.2 假设可用的寄存器为R0和R1，且所有临时单元都是非活跃的，试将以下四元式基本块：T1=B-CT2=A*T1T3=D+1T4=E-FT5=T3*T4W=T2/T5用简单代码生成算法生成其目标代码。