编译原理例题讲解
编译原理例题讲解26页PPT
46、法律有权打破平静。——马·格林 47、在一千磅法律里，没有一盎司仁 爱。— —英国
48、法律一多，公正就少。——托·富 勒 49、犯罪总是以惩罚相补偿；只有处 罚才能 使犯罪 得到偿 还。— —达雷 尔
50、弱者比强者更能得到法律的保护 。—— 威·厄尔
谢谢！
36、自己的鞋子，自己知道紧在哪里。——西班牙
37、我们唯一不会改正的缺点是软弱。——拉罗什福科
xiexie! 38、我这个人走得很慢，但是我从不后退。——亚伯拉罕·林肯
Hale Waihona Puke 39、勿问成功的秘诀为何，且尽全力做你应该做的事吧。——美华纳
40、学而不思则罔，思而不学则殆。——孔子
编译原理复习资料 例题习题讲解(ch3)
０ S ０ V １ １ ０ U １ Z
图２文法 G[Ｓ]的状态转换图 对符号串 100101 的识别过程经历了状态 S、Ｖ、Ｓ、Ｕ、Ｓ、Ｕ、Z，终止于终止状态 Z，所以 100101 是此文法的句子。 对符号串 100111 的识别过程经历了状态 S、Ｖ、Ｓ、Ｕ、Ｓ、Ｖ识别出 10011 后，在 状态Ｖ无法进一步识别，所以 100111 不是此文法的句子。 例 7 给出描述包含奇数个 1 或奇数个 0 个二进制数串的正规表达式： 【解】解题思路： 本题求二进制串，并且要求包含奇数个 0 或奇数个 1，由于 0 和 1 都可以在二进制串中
任何地方出现，所以本题只需要考虑一种情况，另外一种情况也可以类似求得。考虑包含奇 数个 0 的字符串：由于只关心 0 的个数的奇偶数，我们可以把二进制串分成多段来考虑，第 1 段为二进制串的开始到第 1 个 0 为止， 这一段包含 1 个 0， 并且 0 的前面有 0 个或多个 1， 对于剩下的二进制串按照每段包含两个 0 的方式去划分，即以 0 开始，以 0 结尾，中间可以 有 0 个或多个 1，如果一个二进制串被这样划分完后，剩下的部分如果全部是全 1 串（这些 全 1 串在前面划分的串之间或最后） ，则该二进制串就具有奇数个 0，所以该二进制可以这 ＊ ＊ ＊ 样描述：以第 1 段（1 ） ）开始，后面由全 1 串（1 ）以及包含两个 0 的串（01 0）组成， ＊ ＊ ＊ ＊ ＊ 所以包含奇数个 0 的正规表达式为：1 0（1｜01 0） ，本题的解答则是：1 0（1｜01 0） ＊ ＊ ＊ ＊ ｜0 1（0｜10 1） 。 例 8 语言 L 是所有由偶数个 0 和偶数个 1 组成的句子的集合，给出定义 L 的正规文法。 【解】解题思路： 这道题可以从状态转换图着手，由于每读入 1 个“0” ， “0”的个数的奇偶数就会变，每 读入 1 个“1” ， “1”的个的奇偶数也会改变，因此本题可以引入 4 个状态，分别代表偶数个 “0”和“1” 、奇数个“0”和“1” 、奇数个“1”偶数个“0”和奇数个“0”偶数个“1” ， 那么，能接受语言 L 的状态转换图如下图 3 所示。
编译原理习题解答(第2-3章)_吴蓉
P41 27. 给 出 一 个 产 生 下 列 语 言 L （ G ） ＝ {W|W∈{a,b}*且W中含a的个数是b个数两倍的前 后文无关文法。 解：文法G=({S, A, B}, {a, b}, P, S) P: S::=AAB|ABA|BAA|ε A::=aS B::=bS 或者 S::=Saab|aSab|aaSb|aabS|Saba|aSba|abSa|abaS|Sbaa |bSaa|baSa|baaS|ε 或者 S::=aaB|aBa|Baa|ε B:？ 先构造其转换系统：
0 0 ε Z’ Z 1 A 0 S ε S’
根据其转换系统可得状态转换集、状态子集转换矩阵如下表 所示：(其中S’可以忽略，结果是一样的) I I0 I1 S 0 2 2 1 Ф 1
{S’, S}
{A} {A, Z, Z’}
{A}
{A, Z, Z’} {A, Z, Z’}
P41 29. 用扩充的BNF表示以下文法规则： (1) Z::=AB|AC|A (2) A::=BC|BCD|AXZ|AXY (3) S::=aABb|ab (4) A::=Aab|ε 解: (1) Z::=A（B|C|ε）::=A[B|C] (2) A::=BC （ ε|D ） |{X （ Z|Y ） }::= BC[D]|{X （ Z|Y ）} (3) A::=a((AB|ε)b) ::= a[AB]b (4) A::={ab|ε}::={ab}
DFA=（{S，A，Z}，{0，1}，M，S，{Z}） 其中M： M（S，0）=Z M（S，1）= A M（A，0）=Z M（Z，0）=Z M（Z，1）=A
该语言的正规文法G[Z]为： 右线性文法：//S :: =0|1A|0Z 左线性文法： A :: =0|0Z A :: =1|Z1 Z :: =0|1A|0Z Z :: =0|A0|Z0 若终止状态只引入不引出则适合构造右线性文法 ，若开始状态只引出不引入则适合构造左线性文 法，若终态和初态均既有引入又有引出，则构造 文法要注意。
《编译原理》LR分析法与构造LR（1）分析表的步骤-例题解析
《编译原理》LR分析法与构造LR（1）分析表的步骤-例题解析《编译原理》LR 分析法与构造 LR(1) 分析表的步骤 - 例题解析笔记直接做题是有⼀些特定步骤，有技巧。
但也必须先了解⼀些基本概念，本篇会通过例题形式解释概念，会容易理解和记忆，以及解决类似问题。
如果只想做题可以直接下拉⾄习题部分。
（⼀）关于状态对于产⽣式 A→aBcD，就可以分解为下⾯⼏个不同的识别状态：（1）A→.aBcD（2）A→a.BcD（3）A→aB.cD（4）A→aBc.D（5）A→aBcD.“.” 的左部符号表⽰已被识别出来的那部分句柄符号状态（1）表⽰：处于句柄的头状态（2）表⽰：已经识别出字符 a，等待形成以 B 为产⽣式左部的右部状态（3）表⽰：刚刚进⾏了⼀次规约，即把关于 B 的产⽣式右部规约成 B状态（4）表⽰：已经识别出字符 c，等待形成以 D 为产⽣式左部的右部状态（5）表⽰：已经到达句柄的尾巴，可以把 aBcD 规约为产⽣式左部的符号 A（⼆）什么是 LR(k) 分析法？字⾯意思理解：字符含义L表⽰从左到右扫描输⼊串R表⽰利⽤最右分析⽅法来识别句⼦，即构造⼀个最右推导的逆过程k表⽰向右查看输⼊串符号的个数LR 分析过程是规范归约的过程规范规约是最右推导的逆过程，最右推导是规范推导，所以最左规约是规范规约。
LR 分析法根据当前分析栈中的符号串和向右顺序查看输⼊串的 k 个符号就可以唯⼀确定分析器的动作是移进还是归约、利⽤那个产⽣式进⾏归约。
当没有指明 k 是⼏的时候，默认为 1（三）⽂法的拓⼴？⽂法的拓⼴是对现有⽂法，添加⼀个 S'，并对⽂法进⾏展开。
例如：对于⽂法 G[E]:E → E+T|TT → T*F|FF → i|(E)可以把它拓⼴为⽂法 G[E']:E' → EE → E+T|TT → T*F|FF → i|(E)此时可能会有疑问，不就是加了个开始符号，有什么意义呢？为什么要再加个开始符号呢？加开始符号是为了状态的表⽰，这样原来的 S 会成为右部，可以表⽰ .S 和 S.那同⼀⾮终结符的右部有多种情况为什么不展开呢？这⾥是说拓⼴⽂法，是添加开始符号，可以展开可以不展开，但是⼀般默认要展开，⼀般⼀道题不会只让求拓⼴⽂法，⽽是为了后⾯。
编译原理习题及答案课堂ppt课件
A．提高程序的执行效率
B．使程序的结构更加清晰
C．利用有限的机器内存并提高机器的执行效率
D．利用有限的机器内存但降低了机器的执行效
率
(3) 构造编译程序应掌握 。
A．源程序
B．目标语言
C．编译方法
D．A～C项
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2
严格执行突发事件上报制度、校外活 动报批 制度等 相关规 章制度 。做到 及时发 现、制 止、汇 报并处 理各类 违纪行 为或突 发事件 。
来到达2的弧都导向1，并删除状态2。最后，得到如图2-4
所示的化简了的DF.A M′。
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严格执行突发事件上报制度、校外活 动报批 制度等 相关规 章制度 。做到 及时发 现、制 止、汇 报并处 理各类 违纪行 为或突 发事件 。
《编译原理教程》习题解析
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图2-4 图2-3化简后的DFA M′
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严格执行突发事件上报制度、校外活 动报批 制度等 相关规 章制度 。做到 及时发 现、制 止、汇 报并处 理各类 违纪行 为或突 发事件 。
《编译原理教程》习题解析
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(4) 编译各阶段的工作都涉及到构造、查找或更新有 关表格，即编译过程的绝大部分时间都用在造表、查表和 更新表格的事务上。故选D。
《编译原理教程》习题解析
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(5) NFA可以有DFA与之等价，即两者描述能力相同； 也即，对于任一给定的NFA M，一定存在一个DFA M'，使 L(M)=L(M′)。故选B。
(6) DFA便于识别，易于计算机实现，而NFA便于定 理的证明。故选C。
(7) 本题虽然是第二章的题，但答案参见第三章3.1.3 节。即选C。
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严格执行突发事件上报制度、校外活 动报批 制度等 相关规 章制度 。做到 及时发 现、制 止、汇 报并处 理各类 违纪行 为或突 发事件 。
《编译原理》构造LL（1）分析表的步骤-例题解析
《编译原理》构造LL（1）分析表的步骤-例题解析《编译原理》构造 LL(1) 分析表的步骤 - 例题解析易错点及扩展：1、求每个产⽣式的 SELECT 集2、注意区分是对谁 FIRST 集 FOLLOW 集3、开始符号的 FOLLOW 集包含 #4、各集合对对应的对象以及含义集对象含义FIRST 集是对产⽣式右部右部内部的所有终结符集，可能为εFOLLOW 集是对产⽣式左部（⾮终结符）⾮终结符后⾯紧跟的终结符，可能为 #，和该⾮终结符推导出的右部⽆关（因为LL(1)⽂法不包含递归，所以右部不会再有该⾮终结符，所以不能通过该右部判断该⾮终结符后跟集合）SELECT集是对产⽣式需要考虑产⽣式右部的不同情况，进⼀步确定是根据 FIRST 集还是 FOLLOW 集5、SELECT 集的定义注：注意区分 FIRST 集 FOLLOW 时是对α还是 A给定⽂法 G，对于产⽣式 A→α，α∈ V*，则可选集 SELECT(A→α) 有：（1）若α ≠ ε，且α ≠+> ε，则 SELECT(A→α) = FIRST(α)（2）若α ≠ ε，但α =+> ε，则 SELECT(A→α) = FIRST(α) ∪ FOLLOW(A)（3）若α = ε，则 SELECT(A→α) = FOLLOW(A)描述：第 1 条是，当α ≠ ε，且通过1次或多次推不出ε，SELECT(A→α) = FIRST(α)第 2 条是，当α ≠ ε，但α经有限步可推出ε，SELECT(A→α) = FIRST(α) ∪ FOLLOW(A)（注意是⼀个α，⼀个 A）第 3 条是，当α = ε，SELECT 集就等于左部 A 的 FOLLOW 集解题时，先判断是否为ε，是则⽤第（3）条，否则再判断能否通过1次或多次推出ε，是则⽤第（2）条，否则⽤第（1）条求 FIRST，FOLLOW，SELECT 集详细例题可参考：6、LL(1) 分析表的结构分析表是⼀个⼆维数组 M[A，a]，其中 A 表⽰⾏，是⾮终结符，a 表式列是终结符或 #。
计算机编译原理课后习题及答案详细解析
在此深情而热烈的感谢沈仲秋同学的大力支持和帮助，同时希望本文档对各位有些帮助。
一1、画出编译程序的总体结构图，简述其部分的主要功能。
[答案]编译程序的总框图见下图。
图编译程序的总体结构图其中词法分析器，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，其输出结果上单词符号。
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纳），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纳出（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与机器无关的表示形式，只有把它再翻译成与机器硬件相关的机器能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给用户。
编译程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?[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1.文法G[S]为：S->Ac|aBA->abB->bc写出L(G[S])的全部元素。
[答案]S=>Ac=>abc或S=>aB=>abc所以L(G[S])={abc}2. 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+。
编译原理——二到五章例题整理
S’ S | ε S aA | bS | b A a | aS | bA
22
例题5
b
b
①a ② a ③
解： S aA | bS A bA | a | aB
注意: 若终态无出
弧，则去掉该非 终结符
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例3.4(1)
1）已知 DFA M → 求 GR
0
B
1
A
00C
1 D
1
0, 1
解：右线性文法GR (A): A →0|0B|1D B →0D|1C C →0|0B|1D
?解解：：文文法法GG33:: S AB AS aa|SabA | ab B b|bB
4
例题2.4 构造一个文法G4，使得 L(G4)={ anban | n≧0 }
?解：文法G4: S AbA A ε|aA
因为 SAbA bA baA baaA baa
正解：文法G4:
SaSa|b
5
例题2.5 构造一个文法G5，使得 L(G4)={ ambn | m>n≧0 } 解：文法G5:
I
Ia
0
{X,5,1} 0
{5,3,1} 1
1
{5,3,1} 1 {5,3,1,2,6,Y}3
2
{5,4,1} 2
{5,3,1} 1
3 {5,3,1,2,6,Y}3 {5,3,1,2,6,Y}3
4 {5,4,1,6,Y} 4 {5,3,1,6,Y} 6
5 {5,4,1,2,6,Y}5 {5,3,1,6,Y} 6
6 {5,3,1,6,Y} 6 {5,3,1,2,6,Y}3
Ib
{5,4,1} 2 {5,4,1} 2 {5,4,1,2,6,Y} 5 {5,4,1,6,Y} 4 {5,4,1,2,6,Y} 5 {5,4,1,2,6,Y} 5 {5,4,1,6,Y} 4
编译原理文法例题
1. 计算以下文法的FIRST集和FOLLOW集：
E -> E + T | T
T -> T * F | F
F -> ( E ) | id
解：首先，我们需要确定每个非终结符的FIRST集。
对于E来说，它的FIRST集是{(, E}, {+, T}；对于T来说，它的FIRST集是{*, F}, {(, E}；对于F来说，它的FIRST集是{), id}。
接下来，我们需要确定每个非终结符的FOLLOW集。
对于E来说，它的FOLLOW集是{+, $}；对于T来说，它的FOLLOW集是{$}；对于F来说，它的FOLLOW集是{$}。
2. 判断以下文法是否为LL(1)文法：
E -> E + T | T
T -> T * F | F
F -> ( E ) | id
解：根据LL(1)文法的定义，如果一个文法是LL(1)文法，那么它必须满足以下条件：
1. 每个非终结符的FIRST集包含终结符ε。
2. 每个产生式的右部的第一个终结符α在对应的非终结符的FIRST集中。
3. 如果α是一个终结符，那么它的FOLLOW集包含ε。
4. 如果α是一个非终结符A->β，并且存在一个终结符a∈β，使得A->a是产生式，那么a不能出现在A->β中的其他符号前面。
根据以上条件，我们可以判断该文法不是LL(1)文法。
因为对于产生式E->E+T和T->T*F，它们的右部的第一个终结符+和*都不在对应的非终结符的FIRST集中。
因此，该文法不是LL(1)文法。
编译原理消除左递归例题
编译原理消除左递归例题
编译原理中消除左递归是一个重要的概念，它在文法的转换过程中起着关键作用。
让我们以一个简单的例题来说明消除左递归的过程。
假设我们有以下的文法：
A -> Aα₁ | Aα₂ | β₁ | β₂。
其中A是非终结符号，α₁、α₂、β₁、β₂是符号串。
这个文法存在左递归，因为A可以推导出A开头的符号串。
为了消除左递归，我们可以进行以下的步骤：
1. 将文法分成两部分，一部分是不含左递归的产生式，另一部分是含有左递归的产生式。
在这个例子中，我们可以将文法分成两部分：
A -> β₁ | β₂。
A -> Aα₁ | Aα₂。
2. 引入新的非终结符号。
我们为每个含有左递归的产生式引入
一个新的非终结符号，然后重写产生式。
在这个例子中，我们引入一个新的非终结符号A'，然后重写产生式：
A -> β₁A' | β₂A'。
A' -> α₁A' | α₂A' | ε。
3. 重写产生式。
我们将原来的产生式中的左递归部分替换为新引入的非终结符号。
在这个例子中，我们重写产生式为：
A -> β₁A' | β₂A'。
A' -> α₁A' | α₂A' | ε。
这样，我们就成功地消除了原文法中的左递归。
这个过程可以确保文法不会陷入无限递归的推导过程中，从而使得编译器能够准确地理解和处理文法。
消除左递归是编译原理中非常重要的一环，对于理解和设计语法分析器有着重要的意义。
编译原理例题习题讲解(ch6-ch7)
7、文法如下： PD DD;D|id:T|proc id;D;S (1)设计语法制导定义，打印该程序一共声明的 id 个数 (2)设计翻译模式，打印 P 所生成的程序中每个 id 的嵌套深度 解：
（1） 语法制导定义：引入属性 i,记录 id 的个数 PD {printf(D.i);} DD1;D2 {D.i=D1.i+D2.i;} Did:T {D.i=1;} Dproc id;D1;S {D.i=D1.i+1} (2)翻译模式：引入属性 level 和 name P{D.level=1;}D D{D1.level=D.level; }D1;{ D2.level=D.level;}D2 Did:T {printf(,D.lev);} Dproc id; {D1.level=D.level+1; }D1;S 8、请将下列语句 while (A<B )do if (C>D) then X:=Y+Z 翻译成四元式 解：翻译的三地址码序列： L1： if A<B goto L1 goto L4 L2： if C<D goto L3 goto L1 L3：T∶=Y+Z X∶=T goto L1 L4：
9、将下列Ｃ程序的执行语句翻译成三地址代码(设 S.next 为 L0)：
if( i < j ) s = 10 * s else i=-j 解：翻译的三地址码序列： if i < j goto L1 goto L2 L1: t0 = 10 * s s = t0 goto L0 L2: t1 = - j i = t1 L0: ...
S’S {print(S.val);} SL1.L2 { S.val:=L1.val+L2.val/2L2.length ;} S L { S.val:=L.val; } LL1B { L.val:=L1.val*2+B.val; L.length:=L1.length+1; } LB { L.val:=B.val; L.length:=1;} B0 { B.val:=0; } B1 { B.val:=1;}
编译原理典型例题
编译原理典型案例1.对于文法G[S]S →(L)S→aSS→aL →L,SL→S(1) 画出句型(S,(a)) 的语法树；(2) 写出上述句型的所有短语、直接短语、句柄和素短语。
解答这类题目重点考查语法树、推导、短语、直接短语、句柄和素短语等基本概念。
在句型中寻找短语、直接短语、句柄的方法：(1) 画出句型对应的语法树。
句型(S,(a)) 的语法树如下图所示(2) 在该语法树中寻找短语、直接短语、句柄。
首先我们看短语的定义：令G是一个文法，S是文法的开始符，假设α,β,δ是文法G的句型，如果有S*⇒αAδ且 A +⇒β则称β是句型αβδ相对于非终结符A的短语。
如果有A⇒β，则称β是句型αβδ相对于规则A→β的直接短语。
一个句型的最左直接短语称为该句型的句柄。
根据短语的定义可知，以非终结符A为根的子树的叶结点从左到右排列就是相对于非终结符A的短语；如果子树只有两代，则短语就是直接短语；最左边的两代子树的所有叶结点从左到右排列，就是该句型的句柄。
素短语是一个短语，它至少包含一个终结符，且除自身外不再包含其他素短语。
处于句型最左边的素短语为最左素短语。
从语法树中我们可以找到：短语：a，S，(a)，S, (a)，(S, (a))直接短语：a，S句柄：S素短语：a2. 写一个上下文无关文法，使其语言能被5整除且不以0开头的无符号整数集合（如{5，10，15}） 解答能被5整除的数从形式上看，是以0，5结尾的数字串。
题目要求不以0开头，注意0不是该语言的句子。
句子的结构分为三种：其中，A 代表可以出现在个位上的数字，只能是0或5；B 代表可以出现在开始位上的数字，除了0以外，其他数字都可以；C 代表可以出现在中间位上的数字。
0-9所有数字都可以。
于是，A →0 | 5B →1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9C →0 | B写文法时，先描述一位数结构，于是有产生式S →5。
对于两位数和多位数，都是以B 开头和以A 结尾，于是有产生式S →DA 。
编译原理习题集与答案解析（整理后）
编译原理习题集与答案解析（整理后）第⼀章1、将编译程序分成若⼲个“遍”是为了。
a．提⾼程序的执⾏效率b．使程序的结构更加清晰c．利⽤有限的机器内存并提⾼机器的执⾏效率d．利⽤有限的机器内存但降低了机器的执⾏效率2、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3、变量应当。
a．持有左值b．持有右值c．既持有左值⼜持有右值d．既不持有左值也不持有右值4、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．管理表格5、不可能是⽬标代码。
a．汇编指令代码b．可重定位指令代码c．绝对指令代码d．中间代码6、使⽤可以定义⼀个程序的意义。
a．语义规则b．语法规则c．产⽣规则d．词法规则7、词法分析器的输⼊是。
a．单词符号串b．源程序c．语法单位d．⽬标程序8、中间代码⽣成时所遵循的是- 。
a．语法规则b．词法规则c．语义规则d．等价变换规则9、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10、语法分析应遵循。
a．语义规则b．语法规则c．构词规则d．等价变换规则⼆、多项选择题1、编译程序各阶段的⼯作都涉及到。
a．语法分析b．表格管理c．出错处理d．语义分析e．词法分析2、编译程序⼯作时，通常有阶段。
a．词法分析b．语法分析c．中间代码⽣成d．语义检查e．⽬标代码⽣成三、填空题1、解释程序和编译程序的区别在于。
2、编译过程通常可分为5个阶段，分别是、语法分析、代码优化和⽬标代码⽣成。
3、编译程序⼯作过程中，第⼀段输⼊是，最后阶段的输出为程序。
4、编译程序是指将程序翻译成程序的程序。
单选解答1、将编译程序分成若⼲个“遍”是为了使编译程序的结构更加清晰，故选b。
2、构造编译程序应掌握源程序、⽬标语⾔及编译⽅法等三⽅⾯的知识，故选d。
3、对编译⽽⾔，变量既持有左值⼜持有右值，故选c。
4、编译程序打交道最多的就是各种表格，因此选d。
编译原理考试习题及答案PPT课件
自底向上的语法分析是从输入的字符串出发，逐步将其归约为文法的起始符号。
自底向上的语法分析通常采用LR(0)、SLR(1)、LALR(2)等算法。
自底向上的语法分析可以检测出输入的字符串是否符合语言的语法规则，并生成相应的语法结构。
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02
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自底向上的语法分析
语法分析的算法和数据结构
语法分析的算法包括预测分析法、移位/归约法、LR(0)、SLR(1)、LALR(2)等。
三地址代码的生成
对三地址代码进行优化可以提高目标代码的执行效率，常见的优化技术包括常量折叠、死代码删除、循环展开等。
三地址代码的优化
循环优化
循环是程序中常见的结构之一，对循环进行优化可以提高程序的执行效率。常见的循环优化技术包括循环展开、循环合并、循环剪枝等。
要点一
要点二
死代码删除
死代码是指程序中永远不会被执行的代码，删除这些死代码可以减小目标代码的大小并提高程序的执行效率。
习题及答案解析
词法分析习题及答案解析
题目
给定一个字符串，判断它是否是合法的标识符。
答案解析
合法的标识符必须以字母或下划线开头，后面可以跟字母、数字或下划线。
题目
给定一个字符串，判断它是否是关键字。
答案解析
关键字是编程语言中预定义的保留字，不能用作标识符。例如，在C语言中，关键字包括`int`, `float`, `if`, `else`等。
答案解析
上下文无关文法是一种形式文法，它的产生式右部不依赖于左部的任何符号。这意味着产生式右部是一个终结符或一个非终结符的序列。
题目
给定一个抽象语法树，判断它是否是二叉树。
答案解析
抽象语法树是源代码的树形表示，每个节点表示源代码中的一个结构。如果一个抽象语法树中的每个节点最多有两个子节点，则它是二叉树。
编译原理习题精选与解析
编译原理习题精选与解析要理解编译原理，不可避免地需要接触许多习题。
本文将深入探讨一些精选习题，并提供解析。
1. LL(1)文法的定义和性质LL(1)文法的定义是：对于一个非左递归的文法，如果对于每个非终结符A和每个输入符号a，存在唯一的产生式A→α，使得FIRST(α)∩FIRST(β)=∅，有如下性质：a. 任何一个右端的文法符号串均有唯一的非终结符能够推导出该符号串。
b. 任何文法符号串均至少有一种左推导。
c. LL(1)文法是一种没有左递归或间接左递归的上下文无关文法，它确定了一个自顶向下的分析方法。
2. LL(1)文法求解对于给定的一台LL(1)文法，求解FIRST(A)、FOLLOW(A)和SELECT(A→α)是非常关键的。
其中：a. FIRST(A)是由A能直接推导出的最左符号串的所有首终结符组成的集合。
b. FOLLOW(A)是在左面的文法符号串中跟随出现A而随之出现的所有终结符的集合。
c. SELECT(A→α)是将FIRST(α)中每一个非空成分和FOLLOW(A)中每一个非空成分组合而成的集合。
3. LR(1)文法的定义和性质LR(1)文法是在LL文法的基础上发展而来的，它的定义是：对于一个文法G=(Σ,Vn,P,S)，如果存在某个项目集I，和一个LR(1)自动机M，使得M可以根据I和输入字符S不断进行状态转移，最终确定一个合法的LR(1)语法树，则称G是LR(1)文法。
LR(1)文法的性质是：a. LR(1)文法是上下文无关文法的一种，可以用于生成翻译程序。
b. LR(1)文法可以通过LR分析法实现自动机的状态转移。
4. LR(1)分析法的实现LR(1)分析法的实现是非常简单的，只需要按照下列步骤进行即可。
a. 根据LR(1)自动机的规则，对于每个产生式A→α，计算对应的项目集，即{A→.α, b}。
b. 构建一个I0初始项目集，它包含S→.E,＄}，其中E是文法的开始符号。
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简答题
• 1．何谓扫描器？扫描器的功能是什么？ • 2．试简述有穷状态自动机与正则表达式的 等价性概念。 • 3．给出有限状态自动机的严格定义。
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解答 1．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，识别出一 个个的单词符号，其输出结果是单词符号，供语法分析器使用。 一般把词法分析器安排成一个子程序，每当语法分析器需要一个单词符号时就调用这 个子程序。每一次调用，词法分析器就从输入串中识别出一个单词符号，把它交给语 法分析器。 词法分析器工作的第一步是输入源程序文本。输入串中一般都包含一些没有意义的字 符，如：空白符、跳格符、回车符和换行符等编辑性字符除了出现在文字常数中之外， 在别处的任何出现都没有意义，而注解部分几乎允许出现在程序中的任何地方。它们 不是程序的必要组成部分，预处理时可以将其剔掉。词法分析器一般会构造一个预处 理子程序来处理上述任务。 2．∑上的非确定有限自动机M所能识别字的全体L（M）是∑上的一个正规集；同时， 对于∑上的每个正规集V，存在一个∑上的确定有限自动机M，使得V=L（M）。 3．有限状态自动机分为确定有限状态自动机和非确定有限状态自动机两类，确定有限 自动机是非确定有限自动机的特例，但它们具有相同的表示能力。给出有限状态自动 机的定义实际上只需要给出非确定有限状态自动机的定义就可以了： 一个有限状态自动机（NFA）M是一个五元式 M=(S, S, d, S0, F) 其中 1. S是一个有限集，它的每个元素称为一个状态； 2. S是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入字符； 3. d是一个从S×S*到S的子集的映照，即 d：S×S*→2S 4. S0ÍS，是一个非空初态集； 5. FÍS，是一个终态集（可空）。
选择题
• 1．______不是NFA的成分。 • A.有穷字母表 B.初始状态集合 • C.终止状态集合 D.有限状态集合 • 2．______不是编译程序的组成部分。 • A.词法分析程序 B.代码生成程序 • C.设备管理程序 D.语法分析程序
• 1．分析NFA的5个组成部分：S是一个有限状态集合，S 是一个有穷字母表，d是一个从S×S*到S的子集的映照， 即d：S×S*→2S，S0ÍS是一个非空初态集，FÍS是一个终 态集（可空）。从字面上看，似乎A、B、C、D四个选项 都是NFA的组成部分，但仔细分析，就会发现B：初始状 态集合和NFA中定义的S0有区别，S0是非空初态集，而 初始状态集合却只是一个集合，可以是一个可空的集合。 另外三个选项都和NFA中的定义一致，因此本题的选择为 B。 • 2．查看编译程序的结构图，编译程序由以下7个部分组成： 词法分析器、语义分析器、语义分析及中间代码生成器、 优化段、目标代码生成器以及表格管理模块和出错处理模 块。由此可以看出A、B、D所描述的都是编译程序的一个 部分，但C设备管理程序，它所描述的是操作系统的一部 分，在操作系统中负责各种外设的管理，和编译程序没有 关系，因此本题的答案是C。
第一章例题
简答题 • 1．什么叫自展？什么叫交叉编译？ • 2．什么是标识符，什么是名字，他们的区 别是什么？ • 3.画出编译程序的总体结构图，简述个部分 的主要功能。
• 解答 • 1．采用“自编译方式”产生编译程序的方法叫自展。即 先对语言的核心部分构造一个小小的编译程序（可用低级 语言实现），再以它为工具构造一个能够编译更多语言成 分的较大编译程序。如此扩展下去，最后形成整个编译程 序。一般称运行编译程序的计算机为宿主机，运行编译程 序所产生目标代码的计算机称目标机。如果编译程序编译 时产生不同于其宿主机的机器代码，则称它为交叉编译， 即在A机上的编译程序对高级语言编译后所产生的目标代 码是B机的机器代码，而且A机和B机使用不同的机器代码。 • 2．标识符是由字母或数字以及某些特殊符号（因为不同 的高级语言而不同）组成的，但是以字母开头的一个字符 串。当给某标识符以确切的涵义时，这个标识符就叫做名 字。程序语言中各种名字都是用标识符表示的。名字和标 识符具有相同的形式，名字使用标识符来描述，但标识符 是没有意义的字符序列，而名字却有确切的意义和属性 （即类型和作用域）。
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。 • 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。 • 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。
第4章
• 例题4.1按照乔姆斯基(Chomsky)对文法的分类， 指出下述文法的所属类型，并给出所描述的语言。 • (a) S → Be (b) A → ε| aB • B → eC | Af B → Ab | a • A → Ae | e • C → Cf (c) S → abcA • D → fDA S → Aabc • A →ε • Aa → Sa • cA → cS
第3章
• 1．一张转换图只包含有限个状态，其中有一个被认为是初态，最多 只有一个终态。（ ） 2．对任何正则表达式e，都存在一个NFA M，满足L(M)=L(e) （ ） 3．对任何正则表达式e，都存在一个DFA M，满足L(M)=L(e) （ ）
• 分析 • 1．转换图是一张有限方向图。在状态转换图中，结点代表 状态，用圆圈表示。状态之间用箭弧连结。箭弧上的标记 （字符或字符串）代表在射出结点（即箭弧始结点）状态 下可能出现的输入字符或字符串。一张转换图只包含有限 个状态（即有限个结点），其中有一个被认为是初态，而 且实际上至少要有一个终态（用双圈表示）。由上述转换 图的定义知道，转换图只能有一个初态，但至少要有一个 终态，这说明转换图可以有多个终态，因此本题错。 • 2．正规式和有限自动机的等价性：：⑴ 对任何FA M，都 2 FA M 存在一个正规式r，使得L(r)=L(M)；⑵ 对任何正规式r，都 存在一个FA M，使得L(M)=L(r)。 • 因此对任何正则表达式e，都存在一个NFA M，满足 L(M)=L(e)。 • 所以本题正确。 • 3．根据上题以及确定有限自动机和非确定有限自动机之间 的等价性，可以知道本题正确。
第2章
• 是非题 • 1．因名字都是用标识符表示的，故名字与 标识符没有区别。（ ） • 2．正规文法产生的语言都可以用上下文无 关文法来描述。（ ） • 3．上下文无关文法比正规文法具有更强的 描述能力。（ ） •
ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
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分析 1．标识符是高级语言中定义的字符串，一般是以英文字母开头（包括大小写 字母）的，由数字、字母和一些特殊字符（如下划线等）组成的一定长度 （不同的高级语言对标识符的长度的规定不同）的字符串，它只是一个标志， 没有其它含义。名字是用标识符表示的，但名字不仅仅是一个字符串，它还 具有属性和值，就象一个人的名字不仅仅是一个符号，对于认识这个人的人 来说，它还代表着这个人，因此本题错。 2．乔姆斯基把文法分成4种类型，从4种文法的形式化描述来看，它们的差别 主要在对规则形式的约束上。0型文法的规则形式是：每个产生式a→b都满足， aÎ（VN∪VT）*且至少含有一个非终结符，bÎ（VN∪VT）*，0型文法也叫短 语文法。1型文法的规则形式是：每个产生式a→b均满足|a|£|b|，仅仅S→e例 外，且S不得出现在任何产生式的右部，1型文法也称上下文有关文法，从两 种文法的规则形式来看，1型文法对规则形式的约束比0型文法强，1型文法能 描述的语言0型文法也能描述，而0型文法能描述的语言1型文法不一定能够描 述，1型文法是0型文法的特例。2型文法的规则形式是A→b，其中AÎVN，bÎ （VN∪VT）*，2型文法也称上下文无关文法，分析2型文法的规则形式不难 发现，2型文法是1型文法的特例，也是0型文法的特例。3型文法的规则形式 是A→aB或A→a，其中aÎ ，A、BÎVN，3型文法也称正规文法，可以看出3型 文法是前面3种文法的特例。从上面的分析可以，正规文法是上下文无关文法 的特例，可以用正规文法描述的语言，其正规文法描述的形式也是上下文无 关文法的描述形式，即可以用上下文无关文法描述，因此本题对。 3．上下文无关文法是2型文法，正则文法是3型文法，从上题的分析可以看出， 3型文法是2型文法的特例，3型文法可以描述的语言都可以用2型文法来描述， 而2型文法可以描述的语言则不一定能用3型文法来描述。即2型文法比3型文 法的描述能力强，因此本题对
填空题
• 1．词法分析器输出的单词符号常常表示成如下二元式： （ ）。 • 2．一张转换图只包含有限个状态，其中有一个被认为是 （ ）态，而且实际上至少要有一个（ ）态。 • 3．词法分析器的任务是（ 3 ）。 • 解答 • 1．词法分析器所输出的单词符号常常表示成如下的二元 式：（单词种别，单词符号的属性值） • 2．一张转换图只包含有限个状态（即有限个结点），其 中有一个被认为是（初）态，而且实际上至少要有一个 （终）态（用双圈表示） • 3．词法分析器的功能是（输入源程序，输出单词符号）。