编译原理,陈意云 ,课后答案3
编译原理陈意云课后答案.ppt
5
3.2
• 考虑文法 S -> aSbS|bSaS|ε (a) 为句子abab构造两个不同的最左推导， 以说明此文法二义 (b) 为abab构造对应的最右推导 (c) 为abab构造对应的分析树 (d) 这个文法产生的语言是什么
2019/3/22
luanj@
6
3.2 (续)
luanj@ 9
2019/3/22
3.4 (续)
• 该文法没有体现运算符 |、*、() 、并置的优 先级，因而是二义的。
R=>R|R=> a|R =>a|R*=>a|b* R=>R*=>R|R*=>a|R*=>a|b*
• E -> E’|’T | T T -> TF | F F -> F* | (E) | a | b
• (1) S=>aSbS=>abS=>abaSbS=>ababS=>abab (2) S=>aSbS=>abSaSbS=>abaSbS=>ababS=>abab • S=>aSbS=>aSb=>abSaSb=> abSab =>abab (2)
S a S ε b a S ε (1) 描述的语言是a,b数目相等的串 S b S ε S
S
( L S a L , ( L S a
2019/3/22 luanj@ 3
) S L , ) S a
3.1 (续) - (a,((a,a),(a,a)))
S =>(L) =>(L,S) =>(S,S) =>(a,S) =>(a,(L)) =>(a,(L,S)) =>(a,(S,S)) =>(a,((L),S)) =>(a,((L,S),S)) =>(a,((S,S),S)) =>(a,((a,S),S)) =>(a,((a,a),S)) =>(a,((a,a),(L))) =>(a,((a,a),(L,S))) =>(a,((a,a),(S,S))) =>(a,((a,a),(a,S))) =>(a,((a,a),(a,a))) S =>(L) =>(L,S) =>(L,(L)) =>(L,(L,S)) =>(L,(L,(L))) =>(L,(L,(L,S))) =>(L,(L,(L,a))) =>(L,(L,(S,a))) =>(L,(L,(a,a))) =>(L,(S,(a,a))) =>(L,((L),(a,a))) =>(L,((L,S),(a,a))) =>(L,((L,a),(a,a))) =>(L,((S,a),(a,a))) =>(L,((a,a),(a,a))) =>(S,((a,a),(a,a))) =>(a,((a,a),(a,a)))
编译原理教程-课后习题答案第三章语法分析
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
能否不画出语法树，而直接由定义(即在句型中)寻 找满足某个产生式的候选式这样一个最左子串(即句柄) 呢？例如，对句型aAaBcbbdcc，我们可以由左至右扫描 找到第一个子串AaB，它恰好是满足A→AaB右部的子串； 与树(a)对照，AaB的确是该句型的句柄。是否这一方法 始终正确呢？我们继续检查句型aAcbBdcc，由左至右找 到第一个子串c，这是满足A→C右部的子串，但由树(b) 可知，c不是该句型的句柄。由此可知，画出对应句型 的语法树然后寻找最左直接短语是确定句柄的好方法。
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
3.9 考虑文法G[S]: S→(T) | a+S | a T→T,S | S
消除文法的左递归及提取公共左因子，然后对每 个非终结符写出不带回溯的递归子程序。
【解答】 消除文法G[S]的左递归： S→(T) | a+S | a T→ST′ T′→,ST′| ε
第三章 语法分析 提取公共左因子：
(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。
编译原理陈意云_课后答案2.
2021/4/13
luanj@
22
3.15
• (a) 用3.1的文法构造(a,(a,a))的最右推导， 说出每个右句型的句柄
• (b) 给出对应(a)的最右推导的移进-归约分 析器的步骤
• (c) 对照(b)的移进-归约，给出自下而上构 造分析树的步骤。
2021/4/13
➢ 期望的是： if expr then if expr then matched_stmt else if expr then matched_stmt else stmt
2021/4/13
luanj@
13
3.5 (续)
• 一种推导，和期望的不一样
➢ stmt
=> matched_stmt => if expr then matched_stmt else stmt => if expr then if expr then matched_stmt else stmt else stmt => if expr then if expr then matched_stmt else if expr then stmt else stmt => if expr then if expr then matched_stmt else if expr then matched_stmt else stmt
2021/4/13
luanj@
S
( L) L,S
S ( L)
aL
,
S
S
( L)
( L) L , S
L , SS
a
S
aa
4
a
3.1 (续)
• 描述的语言： 括号匹配的串，串中的各项由”,”隔开，
编译原理第三版课后习题答案解析
目录P36-62P36-72P36-82P36-92P36-102P36-112P64–72P64–83P64–123 P64–144 P81–15P81–26P81–38P133–18 P133–28 P133–310 P134–511 P164–513 P164–713 P217–114 P217–314 P218–415 P218–515 P218–616 P218–716 P219–1217 P270–918P36-6<1>LG ()1是0~9组成的数字串<2>最左推导: 最右推导:P36-7G<S>P36-8文法： 最左推导: 最右推导:语法树：/******************************** *****************/P36-9句子iiiei 有两个语法树：P36-10/************** ***************/P36-11/*************** L1: L2: L3: L4:***************/第三章习题参考答案P64–7<1>101101(|)*最小化：P64–8<1> <2> <3>P64–12<a>aa,b aaaa b b b最小化：a ab ba b <b>已经确定化了,进行最小化 最小化：aP64–14<1> 01 0 <2>:(|εε0 00 YY给状态编号：最小化： 01 1 1 0 0第四章P81–1<1> 按照T,S 的顺序消除左递归 递归子程序： procedure S; beginif sym='a' or sym='^' then abvance else if sym='<' then begin advance;T;if sym='>' then advance; else error; end else error end;procedure T; begin S;'T end;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：<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:FIRST<+E>∩FIRST<ε>={+}∩{ε}=φFIRST<+E>∩FOLLOW<E'>={+}∩{#,>}=φFIRST<T>∩FIRST<ε>={<,a,b,^}∩{ε}=φFIRST<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 error endprocedure 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 errorend;P81–3/***************(1)是,满足三个条件。
编译原理课后答案
＜表达式＞AVV ------ *第二早1、 L(G[S])={ abc }2、 L(G[N])={ n 位整数或空字符串| n>0}3、 G[E] : E —>E+D | E-D | DD —>0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 94、 L(G[Z])={ a n b n | n>0 }5、(1)考虑不包括“ 0”的情况G[S]: S — >0S | ABC | 2 | 4| 6 | 8A —>1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9B —>AB | 0B | &C —>0 | 2 | 4 | 6 | 8考虑包括“ 0”的情况： G[S]: S — >AB | CB —>AB | CA —>0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 C —>0 | 2 | 4 | 6 | 8(2)方法1:G[S]: S — > ABC | 2 | 4 | 6 | 8A —>1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9B —>AB | 0B | &C —>0 | 2 | 4 | 6 | 8方法2:G[S]: S — >AB | CB —> AB | 0B |C | 0A —> 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 C —>2 | 4 | 6 | 8&设<表达式 >为E , <项>为T , <因子〉为F ,注：推导过程不能省略，以下均为最 左推导(1) E => T => F => i(4) E => E+T => T+T => T*F+T => F*F+T => i*F+T => i*i+T => i*i+F => i*i+i (6) E => E+T => T+T => F+T => i+T => i+T*F => i+F*F => i+i*F => i+i*I8、 是有二义性的，因为句子abc 有两棵语法树(或称有两个最左推导或有两个最右 推导)ii＜表达式＞最左推导1: S => Ac => abc最左推导2：S => aB => abc9、⑴a a(2) 该文法描述了变量a和运算符+、*组成的逆波兰表达式10、(1)该文法描述了各种成对圆括号的语法结构(2)是有二义性的，因为该文法的句子()()存在两种不同的最左推导：最左推导1：S => S(S)S => (S)S => ()S => ()S(S)S => ()(S)S => ()()S => ()() 最左推导2：S => S(S)S => S(S)S(S)S => (S)S(S)S=> ()S(S)S => ()(S)S => ()()S => ()()11、⑴因为从文法的开始符E出发可推导出E+T*F，推导过程如下：E => E+T =>E+T*F，所以E+T*F 是句型。
编译原理 第3章习题解答
第三章习题参考解答3.1 构造自动机A，使得①②③当从左至右读入二进制数时，它能识别出读入的奇数；④它识别字母表{a, b}上的符号串，但符号串不能含两个相邻的a，也不含两个相邻的b；⑤它能接受字母表{0, 1}上的符号串，这些符号串由任意的1、0和随后的任意的11、00对组成。
⑥它能识别形式如±dd*⋅ d*E ±dd的实数，其中，d∈{0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9}。
3.2 构造下列正规表达式的DFSA：① xy*∣yx*y∣xyx；② 00∣(01)*∣11；③ 01((10∣01)*(11∣00))*01；④ a(ab*∣ba*)*b。
3.3 消除图3.24所示自动机的空移。
图3.24 含空移的自动机3.4 将图3.25所示NDFSA确定化和最小化。
图3.25 待确定化的NDFSA3.5 设e、e1、e2是字母表∑上的正规表达式，试证明① e∣e=e；② {{e}}={e}；③ {e}=ε∣e{e}；④ {e1 e2} e1= e1{e2 e1};⑤ {e1∣e2}={{e1}{e2}}={{e1}∣{e2}}。
3.6 构造下面文法G[Z]的自动机，指明该自动机是不是确定的，并写出它相应的语言： G[Z]:Z→A0A→A0∣Z1∣03.7 设NDFSA M=({x, y},{a, b},f, x, {y}), 其中，f(x, a)={x, y}, f(x, b)={y}, f(y, a)=∅, f(y, b)={x, y}。
试对此NDFSA 确定化。
3.8 设文法G[〈单词〉]：〈单词〉→〈标识符〉∣〈无符号整数〉 〈标识符〉→〈字母〉∣〈标识符〉〈字母〉∣〈标识符〉〈数字〉 〈无符号整数〉→〈数字〉∣〈无符号整数〉〈数字〉 〈字母〉→a ∣b 〈数字〉→1∣2试写出相应的有限自动机和状态图。
3.9 图3.29所示的是一个NDFSA A ，试构造一个正规文法G ，使得L(G)= L(A)。
编译原理陈意云课后答案
22.07.2020
luanj@
9
3.16 (续)
• Goto(I4, )) =
I6 S -> (L ) ∙
• Goto(I4, ,)=
I7 L -> L , ∙ S S -> ∙(L) S -> ∙a22.07.20来自0luanj@23
谢谢！！
22.07.2020
luanj@
19
3.26 (续)
I0 L’ -> ∙L, $ L -> ∙MLb, $ L -> ∙a, $ M -> ∙ , a
L I1 L’ -> L ∙, $
I2
M
L -> M ∙Lb, $ L -> ∙MLb, b
L -> ∙a, b
M -> ∙, a
• 只有直接左递归 S -> (L)|a L -> SL’ L’-> ,SL’|ε
22.07.2020
luanj@
3
3.8(b) (续)
• S -> (L)|a L -> SL’ L’-> ,SL’|ε
• FIRST(S) = {(, a} FIRST(L) = FIRST(S) = {(, a} FIRST(L’) = {,, ε}
➢S->aAc A->bAb|b
22.07.2020
luanj@
22
3.30 (续)
• 第二个不是LR(1)文法 第二个文法在句子的正中心按A->b规约， 而只向后看一位是无法判断是否到达句子 的中心位置的
• 存在冲突的项目集：
S -> a∙Ac, $ A -> ∙bAb, c A -> ∙b, c
编译原理第3章 习题解答
第3章习题解答1.构造正规式1(0|1)*101相应的DFA.[答案]先构造NFA确定化0 1X AA A ABAB AC ABAC A ABYABY AC AB重新命名，令AB为B、AC为C、ABY为D0 1X AA A BB C BC A DD C B转化成DFA：============================================================== 2.将下图确定化：[答案]0 1S VQ QUVQ VZ QUQU V QUZVZ Z ZV ZQUZ VZ QUZZ Z Z重新命名，令VQ为A、QU为B、VZ为C、V为D、QUZ为E、Z为F。
0 1S A BA C BB D EC F FD FE C EF F F转化为DFA：================================================================ 3.把下图最小化：[答案]（1）初始分划得Π0：终态组{0}，非终态组{1,2,3,4,5}对非终态组进行审查：{1,2,3,4,5}a {0,1,3,5}而{0,1,3,5}既不属于{0}，也不属于{1,2,3,4,5} ∵{4} a {0}，所以得新分划 （2）Π1：{0}，{4}，{1,2,3,5} 对{1,2,3,5}进行审查： ∵{1,5} b {4}{2,3} b {1,2,3,5}，故得新分划 （3）Π2：{0}，{4}，{1, 5}，{2,3} {1, 5} a {1, 5}{2,3} a {1,3}，故状态2和状态3不等价，得新分划 （3）Π3：{0}，{2}，{3}，{4}，{1, 5} 这是最后分划了 （4）最小DFA ：======================================= 4.构造一个DFA ，它接收Σ={0,1}上所有满足如下条件的字符串：每个1都有0直接跟在右边。
《编译原理》课后习题答案第三章第3章文法和语言第1
《编译原理》课后习题答案第三章第3章文法和语言第1《编译原理》课后习题答案第三章第3 章文法和语言第1 题文法G＝({A,B,S},{a,b,c},P,S)其中P 为：S→Ac|aBA→abB→bc写出L(G[S])的全部元素。
答案：L(G[S])={abc}第2 题文法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+。
V={0,1,2,3,4,5,6,7,8,9}N=>ND=>NDD.... =>NDDDD...D=>D......D或者：允许0 开头的非负整数？第３题为只包含数字、加号和减号的表达式，例如9-2＋5，3-1，７等构造一个文法。
答案：G[S]:S->S+D|S-D|DD->0|1|2|3|4|5|6|7|8|9第4 题已知文法G[Z]：Z→aZb|ab写出L(G[Z])的全部元素。
盛威网（/doc/dc3359286.html,）专业的计算机学习网站 1《编译原理》课后习题答案第三章答案：Z=>aZb=>aaZbb=>aaa..Z...bbb=> aaa..ab...bbbL(G[Z])={anbn|n>=1}第5 题写一文法，使其语言是偶正整数的集合。
要求：(1) 允许0 打头；(2)不允许0 打头。
答案：(1)允许0 开头的偶正整数集合的文法E→NT|DT→NT|DN→D|1|3|5|7|9D→0|2|4|6|8(2)不允许0 开头的偶正整数集合的文法E→NT|DT→FT|GN→D|1|3|5|7|9D→2|4|6|8F→N|0G→D|0第6 题已知文法G：<表达式>::=<项>｜<表达式>＋<项><项>::=<因子>｜<项>*<因子><因子>::=（<表达式>）｜i试给出下述表达式的推导及语法树。
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⇒75431N⇒ND⇒NDD⇒NDDD⇒NDDDD⇒DDDDD⇒7DDDD⇒75DDD⇒754DD⇒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。
编译原理教程-课后习题答案第三章语法分析
第三章 语法分析 来消除左递归。由此，将产生式B→Bb|d改造为
B→dB′ B′→bB′| ε
其次，应通过提取公共左因子的方法来消除G[A]中的回 溯，即将产生式A→aABl|a改造为 A→aA′ A′→ABl | ε
最后得到改造后的文法为 G[A′]：A→aA′ A′→ABl | ε B→dB′ B′→bB′| ε
“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
第三章 语法分析
(8) 同心集合并有可能产生新的 冲突。
a. 归约
b. “移进”/“移进”
c.“移进”/“归约”
d. “归约”/“归约”
【 解 答 】 (1) c (2) a (3) c (5) b (6) b (7) d (8) d
第三章 语法分析 表3-1 预测分析表
A A′ B B′
第三章 语法分析 (2) 句子acabcbbdcc的最左推导如下： SaAcBaAaBcBacaBcBacabcBacabcbScAacabcbBdcA acabcbbdcAacabcbbdcc 3.7 对于文法G[S]: S→(L)|aS|a
L→L,S|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、素
第三章 语法分析
求得：
FIRST(A)={a}
FIRST(A′)={a, ε }
FIRST(B)={d}
FIRST(B′)={b, ε }
对文法开始符号A，有FOLLOW(A)={#}。
由 A′→ABl 得 FIRST(B)\{ ε }FOLLOW(A) ， 即 FOLLOW(A)={#,d}；
编译原理,陈意云 ,课后答案3
• FOLLOW(S) = (FIRST(L’)-{ε}) + FOLLOW(L) + FOLLOW(L’) + {$} = {,, ), $} FOLLOW(L) = {)} FOLLOW(L’) = FOLLOW(L) = {),$}
3.26
• 一个非LR(1)的文法如下： L -> MLb | a M -> ε
给出所有有移进-规约冲突的规范LR(1)项目 集
3.26 (续)
• 拓广文法： L’ -> L L -> MLb | a M -> ε
• I0
I0 L’ -> ∙L, $ L -> ∙MLb, $ L -> ∙a, $ M -> ∙ , $/a
3.8(a)
• (a) 消除3.1的左递归 (b) 在（a）的基础上构造LL(1)分析表
3.8(a) (续)
• S -> (L)|a L -> L,S|S
• 只有直接左递归 S -> (L)|a L -> SL’ L’-> ,SL’|ε
3.8(b) (续)
• S -> (L)|a L -> SL’ L’-> ,SL’|ε
• Goto(I2, S)=
I5 L -> S ∙
• Goto(I2, ()=I2 • Goto(I2, a)=I3
3.16 (续)
• Goto(I4, )) =
I6 S -> (L ) ∙
• Goto(I4, ,)=
I7 L -> L , ∙ S S -> ∙(L) S -> ∙a
编译原理第3章习题及答案(文法和语言)
17．教材3.14题
18．教材3.16题
习题 第3章 文法和语言 参考答案
1．写一文法，使其语言是偶整数集合。
解：允许以0打头
G：N→+A|-A|A
A→DA|E
D→0|1|2|3|4|5|6|7|8|9
E→0|2|4|6|8
2．写一文法，使其语言是偶整数集合，但不允许由0打头。
Q→b
A→aAQBR|a
R→c
11．已知C语言的下标变量形如：
a[E][E]…[E]
按第10题要求的文法G2的形式写出下标变量文法。
解：G：S→aA
A→[EB
B→]A
B→]
12．设有文法G1：S → aBcA
S → aBdB
A → bA
A → aB
B → BdBຫໍສະໝຸດ → a将其改写成文法G2，使得对每个非终结符均无两个不同规则能导出相同的终结开头符。
解：二义性文法G：S→aS|Sa|a
∵句子aa存在两棵语法树：
∴G是二义性文法。
17．教材3.14题
解：(1) G1:S→CD (2) G2:S→1S0|A (3) G3:S→0S0|aSa|a
C→aCb|A→0A1|
D→aDb|
18．教材3.16题
解：(1) G1:A→aA|(2) G2:A→aA|aB (3) G3:A→aA|bB|cC|
A → a
将其改写成以下形式的文法G2，每条规则形如：
V → pX1X2…Xn
或V → q
其中V和Xi为非终结符，p和q为终结符。
11．已知C语言的下标变量形如：
a[E][E]…[E]
按第10题要求的文法G2的形式写出下标变量文法。
编译原理答案++陈意云+高等教育出版社
《编译原理》习题参考答案(一)Bug report: zpli@Or find: 电一楼二楼全球计算实验室李兆鹏第二章2.3 叙述由下列正规式描述的语言a) 0(0|1)*0b) ((ε|0)1*)*c) (0|1)*0(0|1)(0|1)d) 0*10*10*10*e) (00|11)*((01|10)(00|11)*(01|10)(00|11)*)*Answer:a)以0开始和结尾，而且长度大于等于2的0、1串b)所有0,1串（含空串）c)倒数第三位是0的0、1串d) 仅含3个1的0、1串e) 偶数个0和偶数个1的0、1串（含空串）2.4 为下列语言写出正规定义：f) 由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串g) 由偶数个0和奇数个1构成的所有0和1的串Answer:标准答案见《编译原理习题精选》P1-P2 1.1&1.2题2.7 用算法2.4为下列正规式构造非确定的有限自动机，给出它们处理输入串ababbab的转换序列。
c)（（ε|a）b*）*d)(a|b)*abb(a|b)*Answer:c)NFA：输入串ababbab 的转换序列：0 1456789 145678 789 1456789 10Or 0 1456789 1456789 1236789 1456789 10d) NFA：输入串ababbab 的转换序列：0 1236 1456 789 10 11 12 13 16 11 14 15 16 172.8 用算法2.2把习题2.7的NFA 变换成DFA 。
给出它们处理输入串ababbab 的状态转换序列。
Answer: //针对2.7 (c)3个不同的状态集合：A = {0, 1, 2, 3, 4, 6, 7, 9, 10}B = {1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 9, 10}C = {1, 2, 3, 4, 6, 7, 8, 9, 10} NFA 的转换表:输入符号状态a bA B C B B C C BC子集构造法应用于2.7(c)得DFA:2.11 我们可以从正规式的最简DFA同构来证明两个正规式等价。
编译原理教程-课后习题答案第三章语法分析
第三章 语法分析 【解答】 (1) 消除左递归后，文法G[D′]如下：
D→TL T→int|long|short L→idL
第三章 语法分析
D
D
TL
TL
int a L′
int L , c
, b L′
L,b
, c L′
a (a)
(b)
图3-6 两种文法为int a,b,c构造的分析树 (a) 文法G(D)； (b) 文法G′(D)
第三章 语法分析 表3-1 预测分析表
A A′ B B′
{ S ( ); T′( ); } void T′ ( ) { if ( lookahead==′, ′) { match (′, ′); S ( ); T′ ( ); } }
第三章 语法分析
3.10 已知文法G[A]: A→aABl|a B→Bb|d
(1) 试给出与G[A]等价的LL(1)文法G[A′]； (2) 构造G[A′]的LL(1)分析表； (3) 给出输入串aadl#的分析过程。 【解答】 (1) 文法G[A]存在左递归和回溯，故其不是 LL(1)文法。要将G[A]改造为LL(1)文法，首先要消除文法 的左递归，即将形如P→Pα | β 的产生式改造为 P→β P′ P→α P′| ε
#⋖ (⋖，⋖ (⋖a⋗)⋗)⋗# 因此，素短语为a。
第三章 语法分析
3.8 下述文法描述了C语言整数变量的声明语句： G[D]: D→TL T→int|long|short L→id|L,id
(1) 改造上述文法，使其接受相同的输入序列， 但文法是右递归的；
(2) 分别用上述文法G[D]和改造后的文法G[D′] 为输入序列int a,b,c构造分析树。
c. 最左推导和最右推导必定相同
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2011-3-28
luanj@
17
3.26
• 一个非LR(1)的文法如下： L -> MLb | a M -> ε 给出所有有移进-规约冲突的规范LR(1)项目 集
2011-3-28
luanj@
18
3.26 (续) (续
• 拓广文法： L’ -> L L -> MLb | a M -> ε • I0 I
2011-3-28
luanj@
3
3.8(b) (续) (续
• S -> (L)|a L -> SL’ L’-> ,SL’|ε • FIRST(S) = {(, a} FIRST(L) = FIRST(S) = {(, a} FIRST(L’) = {,, ε} • FOLLOW(S) = (FIRST(L’)-{ε}) + FOLLOW(L) + FOLLOW(L’) + {$} = {,, ), $} FOLLOW(L) = {)} FOLLOW(L’) = FOLLOW(L) = {),$}
10
3.16 (续) (续
• Goto(I6, S) =
I8 L -> L , S ·
• Goto(I6, () =I2 • Goto(I6, a) =I3
2011-3-28
luanj@
11
3.16 (续) (续
I0 S’ -> ·S S -> ·(L) S -> ·a S I1 S’ -> S · S ( I2 S -> (· L) L -> · L , S L -> · S S -> ·(L) S -> ·a a a I3 S -> a· a I5 L -> S · I6 S -> (L ) · ( L I4 S -> (L · ) L -> L · , S , ( I7 L -> L , · S S -> ·(L) S -> ·a I8 L -> L , S ·
2oto(I0, a) =
I3 S -> a·
2011-3-28 luanj@ 8
3.16 (续) (续
• Goto(I2, L) =
I4 S -> (L · ) L -> L · , S
• Goto(I2, S)=
I5 L -> S ·
• Goto(I2, ()=I2 • Goto(I2, a)=I3
S->aAc A->Abb|b S->aAc A->bAb|b
2011-3-28
luanj@
22
3.30 (续) (续
• 第二个不是LR(1)文法 第二个文法在句子的正中心按A->b规约， 而只向后看一位是无法判断是否到达句子 的中心位置的 • 存在冲突的项目集：
S -> a·Ac, $ A -> ·bAb, c A -> ·b, c b A -> b·Ab, c A -> b·, c A -> ·bAb, b A -> ·b, b b A A -> b·Ab, c A -> ·bAb, b A -> ·b, b b b A -> b·Ab, b A -> b·, b A -> ·bAb, b luanj@ A -> ·b, b
r2 7
r4
luanj@ 14
3.16 (续) (续
• S -> ( L ) | a L -> L , S | S • FOLLOW(S) = {$} + FOLLOW(L) = {$, ), ,} FOLLOW(L) = {), ,}
2011-3-28
luanj@
• 给出接收文法 S -> ( L ) | a L -> L , S | S 的LR(0)活前缀的DFA；并且在此基础上构 造SLR(1)分析表.
2011-3-28
luanj@
6
3.16 (续) (续
• 拓展文法： (1) S‘ -> S (2) S -> ( L ) (3) S -> a (4) L -> L , S (5) L -> S • 初态：I0 = closure{S’ -> ∙S} =
(
S
2011-3-28
luanj@
12
3.16 (续) (续
• SLR(1)分析表构造
1) 若A→α∙aβ∈I，且goto(I,a)=J，则 action[I,a]=sJ 2)若A→α∙ ∈ I，则action[I,b] = r A→α∙ ∈ A→α,b∈Follow(A) 3)若S‘→S∙ ∈ I，则action[I,$] = acc 4)若goto(I,B)=K，则GOTO[I,B]=K 5)其它为空白/error
2011-3-28 luanj@ 13
3.16 (续) (续
状 态 0 1 2 3 4 5 6 7 8
2011-3-28
( s2 s2
)
action a s3 s3
goto , $ acc 1 4 r3 s6 r5 r2 r3 S 1 L
r3 s5 r5 r2 s2 r4 s3
编译原理习题课(3) 编译原理习题课(3)
栾 俊 luanj@ 3/28/2011
3.8(a)
• (a) 消除3.1的左递归 (b) 在（a）的基础上构造LL(1)分析表
2011-3-28
luanj@
2
3.8(a) (续) (续
• S -> (L)|a L -> L,S|S • 只有直接左递归 S -> (L)|a L -> SL’ L’-> ,SL’|ε
0
L’ -> ·L, $ L -> ·MLb, $ L -> ·a, $ M -> · , $/a
2011-3-28
luanj@
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3.26 (续) (续
I0 L’ -> ·L, $ L -> ·MLb, $ L -> ·a, $ M -> · , a L L I1 L’ -> L ·, $ I2 L -> M ·Lb, $ L -> ·MLb, b L -> ·a, b M -> ·, a I3 L -> a ·, $ I4 L -> M L · b, $ b I7 L -> M L b ·, $ I5 M L -> M · Lb, b L -> ·MLb, b L -> ·a, b M -> ·, a a a I6 L -> a ·, b
2011-3-28 luanj@ 4
3.8(b) (续) (续
( S L L’
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)
,
a
S -> a
$
S -> (L)
L -> SL’
L -> SL’
L’ -> ε
L’-> ,SL’
L’ -> ε
5
luanj@
3.16
L
I8 L -> ML · b, b b I9 L -> ML b ·, b
M
M
a
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luanj@
20
3.26 (续) (续
• I0,I2,I5面临a时存在移进-规约冲突
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luanj@
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3.30
• 下面哪个不是LR(1)文法？对非LR(1)文法 给出所有冲突的LR(1)项目集
15
3.23
• 证明下面文法不是SLR(1)文法 S -> X X -> Ma | bMc | dc | bda M -> d
2011-3-28
luanj@
16
3.23 (续) (续
• S -> X X -> Ma | bMc | dc | bda M -> d • 存在移进-规约冲突 如句子dc，当d进栈后，面临c，此时项目 [X -> d · c]要求移进，而c在FOLLOW(M)中， 因此项目[M -> d ·]要求规约
I0 S’ -> ·S S -> ·(L) S -> ·a
2011-3-28
luanj@
7
3.16 (续) (续
• Goto(I0, S) =
I1 S’ -> S ·
• Goto(I0, () =
I2 S -> (· L) L -> · L , S L -> · S S -> ·(L) S -> ·a
2011-3-28 luanj@ 9
3.16 (续) (续
• Goto(I4, )) =
I6 S -> (L ) ·
• Goto(I4, ,)=
I7 L -> L , · S S -> ·(L) S -> ·a
2011-3-28
luanj@