《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第十一章
编译原理第六章到第十一章课后习题答案
编译原理第六章到第十一章课后习题答案p116/1.已知文法G[S]为：S→a|∧|(T)T→T,S|S(1) 计算FIRSTVT -- LASTVT表(2) 构造算符优先关系表（OPERATER PRIORITY RELATION TABLE），说明是否为算符优先文法。
=: #=#, (=)<: (< FIRSTVT(T) , ,<firstvt(s)<="" ,="" p="">>:LASTVT(S)># , LASTVT(T)>), LASTVT(T)> ,表中无多重人口所以是算符优先（OPG）文法。
（3）计算G[S]的优先函数。
收敛（4）对输入串（a,a）#的算符优先分析过程为Success!3.有文法G（S）：s->Vv->T/ViTT->F/T+FF->)V*|((1)(+(i(的规范推导S=>V=>ViT=>ViF=>Vi(=>Ti(=>T+Fi(=>T+(i(=>F+(i(=>(+(i((2)F+Fi（的短语、句柄、素短语。
短语S: F+Fi（T1:F+F （素短语）T2:F （句柄）F:( （素短语）(3) G(S)是否为OPG？若是，给出（1）中句子的分析过程！S’->#S# S->V V->T/ViT T->F/T+F F->)V*|(算符优先关系表（OPERATER PRIORITY RELATION TABLE）对输入串(+(I(的算符优先分析过程为:p152/2文法：S→L.L|LL→LB|BB→0|1拓广文法为G′，增加产生式S′→SI3若产生式排序为：0 S' →S1 S →L.L2 S →L3 L →LB4 L →B5 B →06 B →1由产生式知：First (S' ) = {0,1}First (S ) = {0,1}First (L ) = {0,1}First (B ) = {0,1}Follow(S' ) = {#}Follow(S ) = {#}Follow(L ) = {.,0,1,#}Follow(B ) = {.,0,1,#}G′的LR(0)项目集族及识别活前缀的DFA如下图所示：I5B →.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 课件第十一章
11.2 局部优化：基本块内的优化 局部优化：
基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列， 基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个 入口语句和一个出口语句。 入口语句和一个出口语句。 入口语句： 入口语句： 1． 程序的第一个语句；或者， ． 程序的第一个语句；或者， 2． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句；或者 ． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句； 3． 紧跟在条件转移语句后面的语句。 ． 紧跟在条件转移语句后面的语句。
main() { int x, y, z; x = (1+20)*（ -x）; （ ） y = x*x+(x/y); y = z = (x/y)/(x*x); }
tmp1 = 1 + 20 ; tmp2 = -x ; x = tmp1 * tmp2 ; tmp3 = x * x ; tmp4 = x / y ; y = tmp3 + tmp4 ; tmp5 = x / y ; tmp6 = x * x ; z = tmp5 / tmp6 ; y = z ;
11．1 11．2 11．3 11．4
什么是代码优化 局部优化 控制流程分析和循环 数据流分析举例
11.1 优化技术简介
何谓代码优化： 宗旨： 获得较好性能的代码 宗旨： 等价 意图，结果， 意图，结果，权衡 目标代码优化 阶段： source front I.R code target code generator code 用户 中间代码优化
第十一章 代码优化
为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 应对中间代码进行优化 注意：优化≠ 注意：优化≠最佳化 要求：相对合理性。 要求：相对合理性。应考虑空间和时间上的 取舍，及二者的平衡。 取舍，及二者的平衡。 本章将介绍基于结构信息的优化 基于结构信息的优化。 本章将介绍基于结构信息的优化。 假定 优化对象是四元式序列的中间代码
《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
编译原理蒋宗礼课件第11章
关键任务
进行类型检查、确定符号引 用的含义，以及生成中间代 码等。
工具
语义分析是编译过程中相当 复杂的一部分，通常需要使 用自定义的算法和工具进行 实现。
中间代码生成
1 什么是中间代码生成？
在编译过程的中间阶段，将源代码转化为计算机独立的中间表示形式。
2 优点
中间代码的生成可以简化编译器的设计和实现，并提供了优化和代码生成的灵活性。
编译原理蒋宗礼课件第11章
在本章中，我们将深入探讨编译原理的各个方面，包括词法分析、语法分析、 语义分析等等。
编译原理概述
什么是编译原理？
编译原理是计算机科学中的重要领域，研究如 何将高级语言编写的程序转化为计算机能够理 解和执行的机器码。
编译原理的应用
编译原理在各个领域都有广泛的应用，包括编 译器设计、程序语言设计以及软件工程等。
通过使用上下文无关文法 （Context-Free Grammar），语法 分析器可以验证源代码是否符合 语言的语法规则。
工具
常用的语法分析工具包括ANTLR、 Bison等，它们能够根据预先定义 好的文法生成语法分析器。
语义分析
什么是语义分析？
语义分析是编译过程中的第 三步，通过对语法树进行遍 历和分析，对源代码进行意 义的理解和检查。
为不同的Token类型，如标识符、关键字、
运算符等。
3
什么是词法分析？
词法分析是编译过程中的第一步，将源 代码转化为单词序列（Token Sequence）。
工具
常用的词法分析工具包括Flex等，它们能 够根据预先定义好的规则生成词法分析 器。
语法分析
什么是语法分析？
关键概念
语法分析是编译过程中的第二步， 将词法分析得到的Token序列转化 为语法树（Parse Tree）。
编译原理第11章
W:= V + U
ADD R0 , R1
R0含有W
W在R0中
§11.3一个简单的代码生成器
§11.4寄存器分配
一、问题引入：如何有效的利用寄存器； 1、基本块内： ①运算对象的值在寄存器中,则把该寄存器作为操作数地址； ②尽可能把各变量的现行值保存在寄存器中； ③基本块中不再引用的变量所占用的寄存器及早释放； 2、循环内： 按执行代价把寄存器固定分配给几个变量单独使用； 二、指令的执行代价 1、定义：指令的执行代价=指令访问内存单元的次数+1 2、例：op Ri,Ri执行代价为1； op Ri,M执行代价为2； op Ri,*Ri执行代价为2； op Ri,*M执行代价为3 3、应用：对循环中每个变量计算把某寄存器分配给它时执行代 价能节省多少，以决定寄存器的固定分配方案；
三、寄存器描述和地址描述 1、寄存器描述数组RValue：记录寄存器使用情况(空闲或已分配) 2、变量地址描述数组AValue：记录各变量现行值的存放位置(在 寄存器或内存单元)； 四、基本块内代码生成算法 对块内每个中间代码 i: A:= B op C，依次执行：
调用GetReg(i:A:=B op C)得一寄存器R,用以存放A现行值; 利用AValue[B]和AValue[C]确定B和C现行值的存放位置B 和C 若B ≠R 则生成目标代码:LD R,B 和op R,C 若B =R 则生成op R,C 若B 或C 为R 则删除AValue[B]或AValue[C]中的R 令AValue[A]={R},RValue[R]={A} 若B或C的现行值在块内不再被引用且也不是块出口后的活跃变量 (由中间代码i的附加信息可知)且现行值在某寄存器Rk中 则删除RValue[Rk]中的B或C及AValue[B]或AValue[C]中的Rk
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
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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》习题解答
《编译原理》习题解答：第一次作业：P14 2、何谓源程序、目标程序、翻译程序、汇编程序、编译程序和解释程序？它们之间可能有何种关系？答：被翻译的程序称为源程序；翻译出来的程序称为目标程序或目标代码；将汇编语言和高级语言编写的程序翻译成等价的机器语言，实现此功能的程序称为翻译程序；把汇编语言写的源程序翻译成机器语言的目标程序称为汇编程序；解释程序不是直接将高级语言的源程序翻译成目标程序后再执行，而是一个个语句读入源程序，即边解释边执行；编译程序是将高级语言写的源程序翻译成目标语言的程序。
关系：汇编程序、解释程序和编译程序都是翻译程序，具体见P4 图 1.3。
P14 3、编译程序是由哪些部分组成？试述各部分的功能？答：编译程序主要由8个部分组成：（1）词法分析程序；（2）语法分析程序；（3）语义分析程序；（4）中间代码生成；（5）代码优化程序；（6）目标代码生成程序；（7）错误检查和处理程序；（8）信息表管理程序。
具体功能见P7-9。
P14 4、语法分析和语义分析有什么不同？试举例说明。
答：语法分析是将单词流分析如何组成句子而句子又如何组成程序，看句子乃至程序是否符合语法规则，例如：对变量x：= y 符合语法规则就通过。
语义分析是对语句意义进行检查，如赋值语句中x与y类型要一致，否则语法分析正确，语义分析则错误。
P15 5、编译程序分遍由哪些因素决定？答：计算机存储容量大小；编译程序功能强弱；源语言繁简；目标程序优化程度；设计和实现编译程序时使用工具的先进程度以及参加人员多少和素质等等。
补充：1、为什么要对单词进行内部编码？其原则是什么？对标识符是如何进行内部编码的？答：内部编码从“源字符串”中识别单词并确定单词的类型和值；原则：长度统一，即刻画了单词本身，也刻画了它所具有的属性，以供其它部分分析使用。
对于标识符编码，先判断出该单词是标识符，然后在类别编码中写入相关信息，以表示为标识符，再根据具体标识符的含义编码该单词的值。
《编译原理教程》习题解析与上机指导-(3)
G[A]可进一步化简为G[S]：S→aS | bS | b(非终结符B对应的 产生式与A对应的产生式相同，故两非终结符等价，即可合 并为一个产生式)。
第二章 词法分析
2.8 构造一个DFA，它接收Σ={a, b}上所有不含子串abb 的字符串。
第二章 词法分析 图2-15 习题2.6的NFA
第二章 词法分析 用子集法将图2-15所示的NFA确定化，如图2-16所示。
图2-16 习题2.6的状态转换矩阵
第二章 词法分析 由图2-16可看出非终态2和4的下一状态相同，终态6和8
的下一状态相同，即得到最简状态为 {0} {1} {2,4} {3} {5} {6,8} {7}
状态转换矩阵。
图2-22 图2-21确定化后的状态转换矩阵
第二章 词法分析
比较图2-22与图2-19，重新命名后的转换矩阵是完全一 样的，也即正规式(a | b)*b可以同样得到化简后的DFA如图 2-20所示。因此，两个自动机完全一样，即两个正规文法等 价。
(2) 对图2-20，令A对应状态1，B对应状态2，则相应的 正规文法G[A]为
第二章 词法分析 图2-14 习题2.5的最简DFA'
第二章 词法分析
2.6 有语言L={w | w∈(0,1)+，并且w中至少有两个1， 又在任何两个1之间有偶数个0}，试构造接受该语言的确定 有限状态自动机(DFA)。
【解答】 对于语言L，w中至少有两个1，且任意两个1 之间必须有偶数个0；也即在第一个1之前和最后一个1之后， 对0的个数没有要求。据此我们求出L的正规式为0*1 (00(00)*1)*00(00)*10*，画出与正规式对应的NFA，如图215所示。
《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第三章
B．一个非终结符
C．多个终结符
D．多个非终结符
(20) LL(1)分析表需要预先定义和构造两族与文法有关的集
合。
A．FIRST和FOLLOW
B．FIRSTVT和FOLLOW
C．FIRST和LASTVT
D．FIRSTVT和LASTVT
(21) 设a、b、c是文法的终结符且满足优先关系ab和bc,则 。
D．翻译过程
(12) 规范归约中的“可归约串”由 定义。
A．直接短语
B．最右直接短语
C．最左直接短语
D．最左素短语
(13) 规范归约是指 。
A．最左推导的逆过程
B．最右推导的逆过程
C．规范推导
D．最左归约的逆过程
(14) 文法G[S]：S→aAcB | Bd
A→AaB | c
B→bScA | b
则句型aAcbBdcc的短语是 。
A．Bd
B．cc
C．a
D．b
(15) 文法G[E]：E→E+T | T
T→T*P | P
P→(E) | i
则句型P+T+i的句柄和最左素短语是 。
A．P+T和T
B．P和P+T
C．i和P+T+i
D．P和P
(16) 采用自顶向下分析，必须 。
A．消除左递归
B．消除右递归
C．消除回朔
D．提取公共左因子
(17) 对文法G[E]：E→E+S | S
满足ab、a⋖b和a⋗b三种关系之一 D．文法可存在…QR…的句型且任何终结符对(a,b)满足
ab、a⋖b和a⋗b三种关系
(23) 任何算符优先文法 优先函数。
《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 胡元义章 (12)
第一章 绪论
1.2 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，然后再读入下一条源程序语句并 解释执行，而所翻译的机器代码语句串在该语句执行后并不保 留。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。
特性是无法改变的
第一章 绪论
(2) 将编译过程分成若干“遍”是为了
。
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
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
第一章 绪论
(4) 编译程序绝大多数时间花在
第一章 绪论 图1-1 编译程序总框图
第一章 绪论 感谢
第一章 绪论
谢谢，精品课件 资料搜集
第一章 绪论
感谢
第一章 绪论
谢谢，精品课件
资料搜集
第一章 绪论
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。
编译原理第四版课后答案
编译原理第四版课后答案编译原理是计算机科学与技术专业的一门重要课程，它主要研究的是编译程序的设计与实现。
编译原理第四版是一本经典的教材，它包含了大量的课后习题，这些习题对于学生来说是非常重要的。
因此，在这里我整理了编译原理第四版课后习题的答案，希望能够对大家的学习有所帮助。
1. 什么是编译原理？编译原理是研究如何将高级语言程序翻译成等价的目标程序的一门学科。
它主要包括词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和代码生成等内容。
2. 为什么要学习编译原理？学习编译原理可以帮助我们更好地理解计算机程序的运行原理，提高我们的程序设计和优化能力。
同时，编译原理也是计算机科学与技术专业的一门重要课程，掌握好这门课程对我们日后的学习和工作都是非常有帮助的。
3. 词法分析的作用是什么？词法分析的作用是将源程序中的字符序列转换成单词序列，同时识别出每个单词的词法属性。
词法分析器通常会将源程序中的字符序列划分为一个个的单词，并且识别出每个单词的类别，比如关键字、标识符、常数、运算符等。
4. 语法分析的作用是什么？语法分析的作用是将词法分析得到的单词序列转换成语法树或者语法分析树。
语法分析器通常会根据语法规则来判断源程序是否符合语法规范，如果符合则将其转换成语法树，如果不符合则报告语法错误。
5. 语义分析的作用是什么？语义分析的作用是对源程序进行语义检查，判断源程序是否符合语义规范。
语义分析器通常会对词法分析和语法分析得到的结果进行进一步的处理，比如类型检查、作用域检查、中间代码生成等。
6. 中间代码生成的作用是什么？中间代码生成的作用是将源程序转换成等价的中间代码表示形式。
中间代码通常是一种抽象的表示形式，它可以方便地进行代码优化和代码生成。
7. 代码优化的作用是什么？代码优化的作用是对中间代码进行优化，使得生成的目标代码更加高效。
代码优化通常会涉及到各种优化技术，比如常量传播、死代码删除、循环优化等。
《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第四章
B．节省存储空间，不便于表的修改
C．便于优化处理，节省存储空间
D．节省存储空间，不便于优化处理
(4) 表达式(┐A∨B)∧(C∨D)的逆波兰表示为 。
A．┐AB∨∧CD∨
B．A┐B∨CD∨∧
C．AB∨┐CD∨∧
D．A┐B∨∧CD∨
(5) 后缀式________对应的中缀表达式是a-(-b)*c (注：
【解答】 此题只需要对说明语句进行语义分析而不需要
产生代码，但要求把每个标识符的类型填入符号表中。对 D、L、
T，为其设置综合属性 type，而过程 enter(name,type)用来把名字
name 填入到符号表中，并且给出此名字的类型 type。翻译方案
如下：
D→id L L→,id L(1)
图4-1 句子b(((aa)a)a)b对应的语法树
4.2 何谓“语法制导翻译”？试给出用语法制导翻译生 成中间代码的要点，并用一简例予以说明。
【解答】 语法制导翻译(SDTS)直观上说就是为每个产 生式配上一个翻译子程序(称语义动作或语义子程序)，并且 在语法分析的同时执行这些子程序。也即在语法分析过程中， 当一个产生式获得匹配(对于自上而下分析)或用于归约(对于 自下而上分析)时，此产生式相应的语义子程序进入工作， 完成既定的翻译任务。
L.length:=2}
B→1 B→0
{B.val:=1} {B.val:=0}
4.4 下面的文法生成变量的类型说明： D→id L L→,id L | :T T→integer | real
试构造一个翻译 方案，仅使用综合属性，把每个 标识符的类型 填入符号表中(对所用到的过程，仅说明功能即可，不必具体写 出)。
@表示求负运算)。
编译原理第十一章汇总
11.3 一个简单的代码生成器 在一个基本块范围实现代码生成器，它依次把每条中间代 码变换成目标代码，并且在一个基本块范围内考虑如何充 分利用寄存器的问题。即，一方面在基本块中，当生成计 算某变量值的目标代码时，尽可能地让该变量的值保留在 寄存器中，直到该寄存器必须用来存放别的变量或者已到 达基本块的出口为止；另一方面，后续的目标代码尽可能 地引用变量在寄存器中的值，而不访问主存。
2019年2月23日10时12分
例11.1 考察基本块 T:=A-B U:=A-C V:=T+U W:=V+U 假设W 是基本块出口的活跃变量，只有R0和 R1是可用的 寄存器。
2019年2月23日10时12分
中间代码 T: =A-B U: =A－C
V: = T＋U
W: =V＋U
目标代码 LD R0, A SUB R0, B LD R1, A SUB R1, C ADD R1, R0 ADD R1,R0
op Ri, M
op Ri, *Rj
执行代价为 2
执行代价为 2
op Ri, *M
执行代价为 3
2019年2月23日10时12分
11.5 DAG的目标代码 为了生成更有效的目标代码， 要考虑的另一个问题是， 对基本块中中间代码序列。 例11.4 考察下面基本块的中间代码序列G T1:=A+B T2:=C+D T3:=E-T2 T4:=T1-T3 假设R0和R1是两个可使用的寄存器。T4是基本块出口之 后的活跃变量。
2019年2月23日10时12分
G的 目标代码：
(b) 在随后的寄存器指派阶段,挑出变量将要驻留的具体 寄存器。 2019年2月23日10时12分
(5)计算顺序选择
编译原理第四版课后答案
编译原理第四版课后答案第一章简介1.1 编译原理的定义编译原理是计算机科学中一个重要的领域，它涉及到将高级程序语言转化为机器语言的过程。
编译原理的目标是设计和实现一个能够将源代码转化为机器语言的编译器。
1.2编译器的结构和功能编译器一般包含以下几个部分：词法分析器、语法分析器、语义分析器、中间代码生成器、代码优化器和目标代码生成器。
这些部分协同工作，将源代码转化为可执行的机器语言。
1.3 编译原理的应用编译原理广泛应用于各个领域，如操作系统、数据库、嵌入式系统等。
在这些领域中，编译原理被用于将高级程序语言转化为机器语言，以在计算机上执行。
第二章词法分析2.1 词法分析的基本概念词法分析是编译器中的第一步，它将源代码划分为一个个的词法单元，如标识符、关键字、常量等。
词法分析器通过对源代码进行扫描和解析，生成词法单元的序列。
2.2 正则表达式正则表达式是一种用于描述字符串模式的工具。
在词法分析中，正则表达式常被用于识别和匹配不同的词法单元。
例如，正则表达式[a-z]+可以用来匹配一个或多个小写字母组成的标识符。
2.3 有限自动机有限自动机是一种用于识别和处理正则表达式的工具。
它由状态和转移函数组成，能够根据输入字符的不同改变状态，并最终确定是否接受输入。
有限自动机常被用于实现词法分析器。
第三章语法分析3.1 语法分析的基本概念语法分析是编译器中的第二步，它将词法单元序列转化为一棵语法树。
语法树是一种树形结构，用于表示源代码的语法结构。
语法分析器通过对词法单元序列进行解析和归约，生成语法树。
3.2 上下文无关文法上下文无关文法是用于描述程序语言语法的形式化工具。
它由一个或多个产生式组成，每个产生式包含一个非终结符和一串终结符或非终结符。
上下文无关文法常被用于定义编程语言的语法规则。
3.3 语法分析算法语法分析算法有多种，如递归下降分析、LL(1)分析、LR(1)分析等。
这些算法都是基于上下文无关文法的语法规则进行解析和归约，并生成语法树。
《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第八章
C．当发现错误时，跳过错误所在的语法单位继续分析
下去
D．当发现错误时立即停止编译，待用户改正错误后再
继续编译
【解答】 (1) 符号表的组织方式中不包括按标识符名字方式。故
选B。 (2) 选B。 (3) 在常用的符号表构造和处理方法中，有序符号表常
把符号表组织成二叉树形式。故选D。 (4) 在目标代码生成时，编译程序将依据符号表中的符
第八章 符号表与错误处理
8.1 完成下列选择题：
(1) 符号表的组织方式中不包括 方式。
A．按标识符种属 B．按标识符名字
C．直接
D．间接
(2) 分程序结构的高级语言中，编译程序使用
符的作用域。
A．说明标识符的过程或函数名
B．说明标识符的过程或函数的静态层次
C．说明标识符的过程或函数的动态层次
D．标识符的行号
号名来分配目标地址。故选D。 (5) 错误的局部化法是跳过有错误的那个语法成分，以
便把错误限制在一个尽可能小的局部范围内。因此选C。
8.2 在编译过程中为什么要建立符号表？ 【解答】 在编译过程中始终要涉及到对一些语法符号 的处理，这就需要用到语法符号的相关属性。为了在需要时 能找到这些语法成分及其相关属性，就必须使用一些表格来 保存这些语法成分及其属性，这些表格就是符号表。
S→{L}
S→a
/*a 代表赋值句*/
L →S;L
L →S
构造该文法的 LR 型的错误校正分析程序。
【解答】 首先将文法 G[S]拓广为 G′[S′]： G′[S′]： (0) S′→S (1) S→while e do S (2) S→begin L end (3) S→a (4) L→S (5) L→S；L
编译原理第四版课后答案
编译原理第四版课后答案1. 什么是编译原理？编译原理是计算机科学中的一个重要领域，它研究的是编译器的设计和实现原理。
编译器是将高级语言代码转换成机器语言代码的程序，它起着将程序员编写的高级语言代码翻译成计算机能够理解和执行的机器语言代码的作用。
编译原理涉及到词法分析、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等方面的内容。
2. 什么是词法分析？词法分析是编译过程中的第一个阶段，它的主要任务是将源代码中的字符序列转换成单词序列。
在词法分析中，我们需要识别出各种关键字、标识符、常量、运算符等单词，并将它们转换成词法单元。
词法分析器通常使用有限自动机或正则表达式来实现。
3. 什么是语法分析？语法分析是编译过程中的第二个阶段，它的主要任务是将词法分析得到的词法单元序列转换成抽象语法树。
在语法分析中，我们需要根据语言的文法规则来识别各种语法结构，并将其转换成抽象语法树。
语法分析器通常使用上下文无关文法或者递归下降分析法来实现。
4. 什么是语义分析？语义分析是编译过程中的第三个阶段，它的主要任务是对抽象语法树进行语义检查，并生成中间代码。
在语义分析中，我们需要检查诸如类型匹配、变量声明、作用域等语义规则，并将其转换成中间代码。
语义分析器通常使用符号表和类型检查来实现。
5. 什么是中间代码生成？中间代码生成是编译过程中的第四个阶段，它的主要任务是将抽象语法树转换成中间代码。
在中间代码生成中，我们需要将高级语言的抽象语法树转换成类似于三地址码、四地址码或者虚拟机指令等中间代码表示形式。
中间代码生成器通常使用栈式虚拟机或者三地址码表示法来实现。
6. 什么是代码优化？代码优化是编译过程中的第五个阶段，它的主要任务是对中间代码进行优化。
在代码优化中，我们需要对中间代码进行各种优化操作，以提高程序的执行效率。
常见的代码优化包括常量传播、死代码消除、循环优化等。
7. 什么是目标代码生成？目标代码生成是编译过程中的最后一个阶段，它的主要任务是将中间代码转换成目标机器的机器代码。
《编译原理教程》习题解析与上机指导(第四版) 第十二章
由于计算机的主要工作是进行数据处理，故计算机指令 系统中的多数指令是与操作数有关的。这些操作数可以在寄 存器中，也可以在内存或I/O端口中，还可以隐含于指令码 中。对于不同的操作数有不同的方法来存取它们，特别是对 于存放于存储单元的操作数，可以采用多种不同的方式来寻 找地址以便进行数据存取。寻址方式越多，CPU的指令功能 就越强，灵活性也就越大。但是，寻址方式多也会造成指令 编码的复杂化。因此，在设计指令系统的寻址方式时主要考 虑以下问题：
典型的单操作数指令结构如图12-1所示。
图12-1 典型的单操作数指令结构 (a) 操作数在16位寄存器内；(b) 操作数在寄存器或存储器内
典型的双操作数指令结构如图12-2所示。 图12-2 典型的双操作数指令结构
由于双操作数指令只有一个w位，因此两个操作数要么 都是8位，要么都是16位。然而，对于值很小的立即数操作 来说，如果用16•位表示就显得有些浪费存储空间了。为了 减少这种情况下立即数所占用的字节数，8086/8088指令系 统对诸如加法、减法和比较的立即数操作指令设置了符号扩 展位s。s位只对16位操作数（w=1）有效，即：
的数和所需保存的结果，这就需要三个操作数，可以规定把 加得的结果存入到两个相加数的位置之一，从而使操作数减 少为两个，这两个操作数就分别称为源操作数和目的操作数。 源操作数与目的操作数相加的结果最终又送回到目的操作数， 这意味着原来目的操作数中存放的数据丢失了，但是这种情 况无关紧要，如果需要保留原来目的操作数的值，则可以在 执行这条指令之前将原目的操作数保存到其它寄存器或者存 储器中。两操作数指令的方法对于由许多指令组成的程序来 说，所节省的存储空间和送入CPU•的时间都是可观的。
(1) 能够满足CPU所寻址的最大地址空间，否则将存在 无法访问的地址。
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int
ssp=0;
struct aa *pbuf=buf;
int
nlength=0;
int
lnum=0;
/*指向 sstack[100]*/ /*指向词法分析缓冲区*/
第十一章 高级语言到四元式的编译程序
#include ″tdio.h″ #include ″string.h″
#define ACC
-2
/****************************************/
#define sy_if
0
#define sy_then
1
#define sy_else
/*源程序长度*/
int
tt1=0;
FILE *cfile;
FILE *mfile;
/**************************************************
*******/
int newt=0;
/*临时变量*/
int nxq=100;
/*nxq 指向下一个形成的四元式的地址*/
#define lparent
48
#define rparent
49
#define ident
56
#define intconst
57
/******************************************/
char ch=′\0′; int count=0; static char spelling[10]={″″}; static char line[81]={″″}; char *pline;
/*当前字符*/
/*存放识别的字*/ /*一行字符缓冲区*/ /*字符缓冲区指针*/
static char ntab1[100][10]; struct ntab
{ int tc; int fc;
}ntab2[200]; int label=0;
/*存放临时变量的表的定义*/ struct rwords{
/*6*/
{-1,10,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1},
/*7*/ /*8*/ /*9*/ /*10*/ /*11*/ /*12*/ /*13*/ /*14*/ /*15*/ /*16*/ /*17*/ /*18*/
{-1,-1,-1,-1,-1,11,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1}, {-1,-1,-1,-1,-1,-1,12,-1,-1,-1,-1,-1,-1}, {-1,-1,-1,-1,-1,-1,105,-1,13,-1,-1,-1,-1}, {2,-1,-1,3,4,-1,-1,5,-1,-1,-1,14,-1}, {2,-1,-1,3,4,-1,-1,5,-1,-1,-1,15,-1}, {-1,-1,103,-1,-1,-1,103,-1,103,-1,103,-1,-1}, {2,-1,-1,3,4,-1,-1,5,-1,-1,-1,9,16}, {-1,-1,17,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1}, {-1,-1,102,-1,-1,-1,102,-1,102,-1,102,-1,-1}, {-1,-1,-1,-1,-1,-1,106,-1,-1,-1,-1,-1,-1}, {2,-1,-1,3,4,-1,-1,5,-1,-1,-1,18,-1}, {-1,-1,101,-1,-1,-1,101,-1,101,-1,101,-1,-1}};
struct aa{ int sy1; int pos;
}buf[1000]; n; n1; E; sstack[100]; ibuf[100], stack[1000];
/*词法分析结果缓冲区*/ /*当前字符*/ /*当前表达式中的字符*/ /*非终结符*/ /*符号栈*/
struct aa oth; struct fourexp{
int lr;
int lr1;
int sp=0;
/*状态栈定义*/ int stack1[100]; int sp1=0; /*状态栈 1 的定义*/ int num=0; struct ll{
int nxq1; int tc1; int fc1;
}labelmark[10]; int labeltemp[10]; int pointmark=-1,pointtemp=-1; int sign=0;
/*1*/
{-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,acc,-1,-1},
/*2*/
{-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,6,-1,-1,-1},
/*3*/
{-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,-1,7,-1,-1,-1},
/*4*/ /*5*/
{2,-1,-1,3,4,-1,-1,5,-1,-1,-1,9,8}, {-1,-1,104,-1,-1,-1,104,-1,104,-1,104,-1,-1},
15
#define EA
18
#define EO
19
/*E and*/ /*E or*/
#define plus
34
#define times
36
#define becomes
38
#define op_and
39
#define op_or
40
#define op_not
41
#define rop
42
char sp[10]; int sy; }; /*存放文件的结构*/ struct rwords reswords[10]={{″if″,sy_if},
{″do″,sy_do}, {″else″,sy_else}, {″while″,sy_while}, {″then″,sy_then}, {″begin″,sy_begin}, {″end″,sy_end}, {″and″,op_and}, {″or″,op_or}, {″not″,op_not}};
2
#define sy_while
3
#define sy_begin
4
#define sy_do
5
#define sy_end6ຫໍສະໝຸດ #define a7
#define semicolon 8
#define e
9
#define jinghao
10
#define S
11
#define L
12
#define tempsy
/*sign＝1，表达式为赋值语句；sign＝2 ，表达式为布尔表
达式*/ /*********************** 程 序 语 句 的 LR 分 析 表
************************/
static int /*0*/
action[19][13]= {{2,-1,-1,3,4,-1,-1,5,-1,-1,-1,1,-1},