第三章水热法.ppt

(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 | B S→1|2|3|4|5|6|7|8|9 M→ε | D | MD D→0|S B→2|4|6|8 E→0|B 3. 设文法G为： N→ D|ND D→ 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?123 N?ND?NDD?DDD?1DD?12D?123 N?ND?N1?ND1?N01?D01?301 N?ND?NDD?DDD?3DD?30D?301 N?ND?N1?ND1?N31?ND31?N431?ND431?N5431?D5431?75431 N?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?iiSes S?iS?iiSeS 所以该文法是二义性文法。 5. 给出描述下面语言的上下文无关文法。 （1）L1={a n b n c i |n>=1,i>=0 } （2）L2={a i b j|j>=i>=1} （3）L3={a n b m c m d n |m,n>=0} 答： （1）S→AB A→aAb | ab B→cB | ε （2）S→ASb |ab

编译原理与实践第三章答案

The exercises of Chapter Three 3.2 Given the grammar A →AA|(A)|ε a. Describe the language it generates; b. Show that it is ambiguous. [Solution]: a. Generates a string of balanced parenthesis, including the empty string. b. parse trees of ():3.3 Given the grammar exp → exp addop term | term addop → + | - term → term mulop factor| factor mulop → * factor → ( exp ) | number Write down leftmost derivations, parse trees, and abstract syntax trees for the following expression: a. 3+4*5-6 b. 3*(4-5+6) c. 3-(4+5*6) [Solution]: a.The leftmost derivations for the expression 3+4*5-6: Exp => exp addop term =>exp addop term addop term =>term addop term addop term=> factor addop term addop term =>3 addop term addop term => 3 + term addop term =>3+term mulop factor addop term =>3+factor mulop factor addop term A ()εA A A A A ()εε

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-B S=C+D W=E-F U=W/T V=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, a ADD R, b MOV 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, A SUB R0, C /*R0=T*/ MOV R1, C ADD 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, E SUB 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

第三章 提拉法合成宝石及其鉴定方法

第三章提拉法及其合成宝石的鉴定 要点: ?晶体提拉法的原理方法 ?提拉法合成宝石的鉴定 提拉法又称丘克拉斯基法，是丘克拉斯基(J.Czochralski)在1917年发明的从熔体中提拉生长高质量单晶的方法。这种方法能够生长无色蓝宝石、红宝石、钇铝榴石、钆镓榴石、变石和尖晶石等重要的宝石晶体。2O世纪60年代，提拉法进一步发展为一种更为先进的定型晶体生长方法——熔体导模法。它是控制晶体形状的提拉法，即直接从熔体中拉制出具有各种截面形状晶体的生长技术。它不仅免除了工业生产中对人造晶体所带来的繁重的机械加工，还有效的节约了原料，降低了生产成本。 第一节提拉法 一、提拉法的基本原理 提拉法是将构成晶体的原料放在坩埚中加热熔化，在熔体表面接籽晶提拉熔体，在受控条件下，使籽晶和熔体的交界面上不断进行原子或分子的重新排列，随降温逐渐凝固而生长出单晶体。 图 3-1 提拉法合成装置 (点击可进入多媒体演示) 二、提拉法的生长工艺

首先将待生长的晶体的原料放在耐高温的坩埚中加热熔化，调整炉内温度场，使熔体上部处于过冷状态；然后在籽晶杆上安放一粒籽晶，让籽晶接触熔体表面，待籽晶表面稍熔后，提拉并转动籽晶杆，使熔体处于过冷状态而结晶于籽晶上，在不断提拉和旋转过程中，生长出圆柱状晶体。 1.晶体提拉法的装置 晶体提拉法的装置由五部分组成： （1）加热系统 加热系统由加热、保温、控温三部分构成。最常用的加热装置分为电阻加热和高频线圈加热两大类。采用电阻加热，方法简单，容易控制。保温装置通常采用金属材料以及耐高温材料等做成的热屏蔽罩和保温隔热层，如用电阻炉生长钇铝榴石、刚玉时就采用该保温装置。控温装置主要由传感器、控制器等精密仪器进行操作和控制。 （2）坩埚和籽晶夹 作坩埚的材料要求化学性质稳定、纯度高，高温下机械强度高，熔点要高于原料的熔点200℃左右。常用的坩埚材料为铂、铱、钼、石墨、二氧化硅或其它高熔点氧化物。其中铂、铱和钼主要用于生长氧化物类晶体。 籽晶用籽晶夹来装夹。籽晶要求选用无位错或位错密度低的相应宝石单晶。 （3）传动系统 为了获得稳定的旋转和升降，传动系统由籽晶杆、坩埚轴和升降系统组成。 （4）气氛控制系统 不同晶体常需要在各种不同的气氛里进行生长。如钇铝榴石和刚玉晶体需要在氩气气氛中进行生长。该系统由真空装置和充气装置组成。 （5）后加热器 后热器可用高熔点氧化物如氧化铝、陶瓷或多层金属反射器如钼片、铂片等制成。通常放在坩埚的上部，生长的晶体逐渐进入后热器，生长完毕后就在后热器中冷却至室温。后热器的主要作用是调节晶体和熔体之间的温度梯度，控制晶体的直径，避免组分过冷现象引起晶体破裂。 2.晶体提拉法生长要点 （1）温度控制 在晶体提拉法生长过程中，熔体的温度控制是关键。要求熔体中温度的分布在固液界面处保持熔点温度，保证籽晶周围的熔体有一定的过冷度，熔体的其余部分保持过热。这样，才可保证熔体中不产生其它晶核，在界面上原子或分子按籽晶的结构排列成单晶。为了保持一定的过冷度，

编译原理第8章作业及习题参考答案

第八章 语法制导翻译和中间代码生成 1．给出下面表达式的逆波兰表示(后缀式)： (1) a*(-b+c) (4) (A ∧B) ∨(?C ∨ D) (7) if(x+y)*z=0 then s ∶=(a+b)*c else s ∶=a*b*c 解(1) ab-c+* (4) AB ∧C ?D ∨∨ (7) xy+z*0=sab+c*:=sab*c*:=￥（注：￥表示if-then-else 运算） 2. 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。 答案：三元式 (1) (+ a, b) (2) (+ c, d) (3) (* (1), (2)) (4) (- (3), /) (5) (+ a, b) (6) (+,(5),c) (7) (- (4), (6)) 间接三元式 间接三元式序列 间接码表 (1) (+ a, b) (1) (2) (+ c, d) (2) (3) (* (1), (2)) (3) (4) (- (3), /) (4) ￥ = := * := + x y z s + c x a b s * c * a b

(5) (- (4), (1)) (1) (6) (- (4), (5)) (5) (6) 四元式 (1) (+, a, b, t1) (2) (+, c, d, t2) (3) (*, t1, t2, t3) (4) (-, t3, /, t4) (5) (+, a, b, t5) (6) (+, t5, c, t6) (6) (-, t4, t6, t7) 3. 采用语法制导翻译思想，表达式E 的"值"的描述如下： 产生式 语义动作 (0) S ′→E {print E.VAL} (1) E →E1+E2 {E.VAL ∶=E1.VAL+E2.VAL} (2) E →E1*E2 {E.VAL ∶=E1.VAL*E2.VAL} (3) E →(E1) {E.VAL ∶=E1.VAL} (4) E →n {E.VAL ∶=n.LEXVAL} 如果采用LR 分析法，给出表达式(5 * 4 + 8) * 2的语法树并在各结点注明语义值VAL 。 4. 假如习题3中表达式E 的“值”有两种类型：整型和实型。语义处理增加"类型匹配检查"，请给出相应的语义描述。 S ’ * E1 E2 E0 E3 2 E5.V AL=5 8 5 * E5 E6 + E4 4 E6.V AL=4 E4.V AL=8 E3.V AL=20 E1.V AL=28 E2.V AL=2 E0.V AL=56 Print(56)

编译原理_第三版_课后答案

编译 原理 课后题答案 第二章 P36-6 (1) L G ()1是0~9组成的数字串 (2) 最左推导: N ND NDD NDDD DDDD DDD DD D N ND DD D N ND NDD DDD DD D ??????????????????0010120127334 556568 最右推导: N ND N ND N ND N D N ND N D N ND N ND N D ??????????????????77272712712701274434 886868568 P36-7 G(S) O N O D N S O AO A AD N →→→→→1357924680||||||||||| P36-8 文法： E T E T E T T F T F T F F E i →+-→→|||*|/()| 最左推导: E E T T T F 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 T F 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：/******************************** E E F T E + T F F T +i i i E E F T E -T F F T -i i i E E F T +T F F T i i i *i+i+i i-i-i i+i*i *****************/ P36-9 句子iiiei 有两个语法树： S iSeS iSei iiSei iiiei S iS iiSeS iiSei iiiei ???????? P36-10 /************** ) (|)(|S T T TS S →→ ***************/ P36-11 /*************** L1: ε ||cC C ab aAb A AC S →→→ L2:

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 ============================================================== 2.将下图确定化：

[答案] 重新命名，令VQ为A、QU为B、VZ为C、V为D、QUZ为E、Z为F。 ================================================================ 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。并给出该语言的正规式和正规文法。 [答案] 按题意相应的正规表达式是0*(100*)*0* 构造相应的DFA ，首先构造NFA 为 用子集法确定化 可最小化，终态组为G1={C, D}，非终态组为G2={S, A, B} 对于G2分析：f(S,0)=A, f(A,0)=A, 后继状态均属于G2 而f(B,0)=C, 后继状态属于G1 将G2分割成G21={S ，A}， G22={B}

编译原理课后习题答案-清华大学-第二版

第1章引论 第1题 解释下列术语： （1）编译程序 （2）源程序 （3）目标程序 （4）编译程序的前端 （5）后端 （6）遍 答案： （1） 编译程序：如果源语言为高级语言，目标语言为某台计算机上的汇编语言或机器语言，则此翻译程序称为编译程序。 （2） 源程序：源语言编写的程序称为源程序。 （3） 目标程序：目标语言书写的程序称为目标程序。 （4） 编译程序的前端：它由这样一些阶段组成：这些阶段的工作主要依赖于源语言而与目标机无关。通常前端包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成这些阶 段，某些优化工作也可在前端做，也包括与前端每个阶段相关的出错处理工作和符 号表管理等工作。 （5） 后端：指那些依赖于目标机而一般不依赖源语言，只与中间代码有关的那些阶段，即目标代码生成，以及相关出错处理和符号表操作。 （6） 遍：是对源程序或其等价的中间语言程序从头到尾扫视并完成规定任务的过程。 第2题 一个典型的编译程序通常由哪些部分组成？各部分的主要功能是什么？并画出编译程序的总体结构图。 答案： 一个典型的编译程序通常包含8个组成部分，它们是词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、中间代码优化程序、目标代码生成程序、表格管理程序和错误处理程序。其各部分的主要功能简述如下。 词法分析程序：输人源程序，拼单词、检查单词和分析单词，输出单词的机内表达形式。 语法分析程序：检查源程序中存在的形式语法错误，输出错误处理信息。 语义分析程序：进行语义检查和分析语义信息，并把分析的结果保存到各类语义信息表中。

目标代码生成程序：将优化后的中间代码程序转换成目标代码程序。 表格管理程序：负责建立、填写和查找等一系列表格工作。表格的作用是记录源程序的各类信息和编译各阶段的进展情况，编译的每个阶段所需信息多数都从表格中读取，产生的中间结果都记录在相应的表格中。可以说整个编译过程就是造表、查表的工作过程。需要指出的是，这里的“表格管理程序”并不意味着它就是一个独立的表格管理模块，而是指编译程序具有的表格管理功能。 错误处理程序：处理和校正源程序中存在的词法、语法和语义错误。当编译程序发现源程序中的错误时，错误处理程序负责报告出错的位置和错误性质等信息，同时对发现的错误进行适当的校正（修复），目的是使编译程序能够继续向下进行分析和处理。 注意：如果问编译程序有哪些主要构成成分，只要回答六部分就可以。如果搞不清楚，就回答八部分。 第3题 何谓翻译程序、编译程序和解释程序？它们三者之间有何种关系？ 答案： 翻译程序是指将用某种语言编写的程序转换成另一种语言形式的程序的程序，如编译程序和汇编程序等。 编译程序是把用高级语言编写的源程序转换（加工）成与之等价的另一种用低级语言编写的目标程序的翻译程序。 解释程序是解释、执行高级语言源程序的程序。解释方式一般分为两种：一种方式是，源程序功能的实现完全由解释程序承担和完成，即每读出源程序的一条语句的第一个单词，则依据这个单词把控制转移到实现这条语句功能的程序部分，该部分负责完成这条语句的功

编译原理 作业答案

《编译原理》第一次作业参考答案 一、下列正则表达式定义了什么语言（用尽可能简短的自然语言描述）？ 1.b*(ab*ab*)* 所有含有偶数个a的由a和b组成的字符串. 2.c*a(a|c)*b(a|b|c)* | c*b(b|c)*a(a|b|c)* 答案一：所有至少含有1个a和1个b的由a，b和c组成的字符串. 答案二：所有含有子序列ab或子序列ba的由a，b和c组成的字符串. 说明：答案一要比答案二更好，因为用自然语言描述是为了便于和非专业的人员交流，而非专业人员很可能不知道什么是“子序列”，所以相比较而言，答案一要更“自然”. 二、设字母表∑={a,b}，用正则表达式（只使用a，b， ，|，*，+，？）描述下列语言： 1.不包含子串ab的所有字符串. b*a* 2.不包含子串abb的所有字符串. b*(ab?)* 3.不包含子序列abb的所有字符串. b*a*b?a* 注意：关于子串（substring）和子序列（subsequence）的区别可以参考课本第119页方框中的内容. ~\(≧▽≦)/~ ~\(≧▽≦)/~ ~\(≧▽≦)/~ ~\(≧▽≦)/~ ~\(≧▽≦)/~ ~\(≧▽≦)/~ ~\(≧▽≦)/~ ~\(≧▽≦)/~ 《编译原理》第二次作业参考答案 一、考虑以下NFA： 1.这一NFA接受什么语言（用自然语言描述）？ 所有只含有字母a和b，并且a出现偶数次或b出现偶数次的字符串. 2.构造接受同一语言的DFA. 答案一（直接构造通常得到这一答案）：

答案二（由NFA构造DFA得到这一答案）： 二、正则语言补运算 3.画出一个DFA，该DFA恰好识别所有不含011子串的所有二进制串. 1.画出一个DFA，该DFA恰好识别所有不含011子串的所有二进制串.

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 + 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) 解(2)式得： S3 = (00|11)* ((01|10) S0 + (01|10)) 代入(1)式

编译原理第五章 作业参考答案

第五章自顶向下语法分析方法 1．对文法G[S] S→a|∧|(T) T→T,S|S (1)给出(a,(a,a))和(((a,a),∧,(a)),a)的最左推导。 (2)对文法G，进行改写，然后对每个非终结符写出不带回溯的递归子程序。 (3)经改写后的文法是否是LL(1)的？给出它的预测分析表。 (4)给出输入串(a,a)#的分析过程，并说明该串是否为G的句子。 解： (1) (a,(a,a))的最左推导为S→(T)→(T,S)→(S,S)→(a,(T))→(a,(T,S))→(a,(S,a))→(a,(a,a)) (((a,a),∧,(a)),a)的最左推导为 S→(T)→(T,S)→(S,a)→((T),a)→((T,S),a)→((T,S,S),a)→((S,∧,(T)),a)→(((T),∧,(S)),a) →(((T,S),∧,(a)),a)→(((S,a),∧,(a)),a)→(((a,a),∧,(a)),a) (2)由于有T→T,S的产生式，所以消除该产生式的左递归，增中一个非终结符U有新的文法G/[S]: S→a|∧|(T) T→SU U→，SU|ε 分析子程序的构造方法 对满足条件的文法按如下方法构造相应的语法分析子程序。 (1) 对于每个非终结号U，编写一个相应的子程序P(U)； (2) 对于规则U::=x1|x2|..|xn,有一个关于U的子程序P(U),P(U)按如下方法构造： IF CH IN FIRST(x1) THEN P(x1) ELSE IF CH IN FIRST(x2) THEN P(x2) ELSE ... . . . IF CH IN FIRST(xn) THEN P(xn) ELSE ERROR 其中，CH存放当前的输入符号，是一个全程变量；ERROR是一段处理出错信息的程序； P(xj)为相应的子程序。 (3) 对于符号串x=y1y2...yn;p(x)的含义为： BEGIN P(y1); P(y2); ... P(yn); END 如果yi是非终结符，则P(yi)代表调用处理yi的子程序； 如果yi是终结符，则P(yi)为形如下述语句的一段子程序 IF CH=yi THEN READ(CH) ELSE ERROR 即如果当前文法中的符号与输入符号匹配，则继续读入下一个待输入符号到CH中， 否则表明出错。 (4) 如果文法中有空规则U::=EPSILON,则算法中的语句 IF CH IN FIRST(xn) THEN P(xn)

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 ① ② ③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。 b ε q 1 q 2 q 3 a b a,b q a q 6 q 4 q 5 a b ε ε ε 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。 x y q q 1 q 2 q 4 q 3 x y x y x,y x 图3.25 待确定化的NDFSA

3.5 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→A0 A→A0∣Z1∣0 3.7 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)。 A B b S a a,b C a D b 图3.29 FSA A 3.10 构造一个DFSA，它接受∑={a, b}上的符号串，符号串中的每一个b都有a直接跟在右边；然后，再构造该语言的正规文法。 参考答案 3.1 解 (1) (2) (3) 依题意，当二进制数的末尾为1时，表示此二进制数为奇数。因此自动机接收由0、1构成的一个二进制串，且串的最后一位必为1（特殊情况下，接收数字1）。构造的自动机如下: z S 1 0,1

编译原理第三版课后习题答案

目录 P36-6 (2) P36-7 (2) P36-8 (2) P36-9 (3) P36-10 (3) P36-11 (3) P64–7 (4) P64–8 (5) P64–12 (5) P64–14 (7) P81–1 (8) P81–2 (9) P81–3 (12) P133–1 (12) P133–2 (12) P133–3 (14) P134–5 (15) P164–5 (19) P164–7 (19) P217–1 (19) P217–3 (20) P218–4 (20) P218–5 (21) P218–6 (22) P218–7 (22) P219–12 (22) P270–9 (24)

P36-6 (1) L G ()1是0~9组成的数字串 (2) 最左推导: N ND NDD NDDD DDDD DDD DD D N ND DD D N ND NDD DDD DD D ??????????????????0010120127334 556568 最右推导: N ND N ND N ND N D N ND N D N ND N ND N D ??????????????????77272712712701274434 886868568 P36-7 G(S) O N O D N S O AO A AD N →→→→→1357924680||||||||||| P36-8 文法： E T E T E T T F T F T F F E i →+-→→|||*|/()| 最左推导: E E T T T F 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 T F 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：/********************************

编译原理第4章答案

第四章 词法分析 1．构造下列正规式相应的DFA ： (1) 1(0|1)* 101 (2) 1(1010* | 1(010)* 1)* 0 (3) a((a|b)* |ab * a)* b (4) b((ab)* | bb)* ab 解： (1)1(0|1)* 101对应的NFA 为 下表由子集法将NFA 转换为DFA ： (2)1(1010* | 1(010)* 1)* 0对应的NFA 为 1 0,1

下表由子集法将NFA转换为DFA：

(3)a((a|b)* |ab * a)* b (略) (4)b((ab)* | bb)* ab (略) 2．已知NFA=（{x,y,z},{0,1},M,{x},{z}）其中：M(x,0)={z},M(y,0)={x,y},M(z,0)={x,z},M(x,1)={x}, M(y,1)=φ,M(z,1)={y},构造相应的DFA 。 解：根据题意有NFA 图如下 下表由子集法将NFA 转换为DFA ：

0，1 下面将该DFA最小化： (1)首先将它的状态集分成两个子集：P1={A,D,E},P2={B,C,F} (2)区分P2:由于F(F,1)=F(C,1)=E,F(F,0)=F并且F(C,0)=C,所以F，C等价。由于F(B,0)=F(C,0)=C, F(B,1)=D,F(C,1)=E,而D，E不等价（见下步），从而B与C，F可以区分。有P21={C,F},P22={B}。 (3)区分P1:由于A，E输入0到终态，而D输入0不到终态，所以D与A，E可以区分，有P11={A,E},P12={D}。 (4)由于F(A,0)=B,F(E,0)=F,而B，F不等价，所以A，E可以区分。 (5)综上所述，DFA可以区分为P={{A}，{B}，{D}，{E}，{C，F}} 。所以最小化的DFA如下： 3.将图确定化： 1 1 01 1 1 1

编译原理第七章答案

第7 章 LR 分析 第1 题 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。答案： 文法： A→aAd|aAb|ε 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： First (S' ) = {ε,a} First (A ) = {ε,a} Follow(S' ) = {#} Follow(A ) = {d,b,#} G′的LR(0)项目集族及识别活前缀的DFA 如下图所示： 所以在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。 构造的SLR(1)分析表如下： 题目1 的SLR(1)分析表

分析成功，说明输入串ab 是文法的句子。 第2 题 若有定义二进制数的文法如下： S→L·L|L L→LB|B B→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。 答案： 文法： S→L.L|L L→LB|B B→0|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 →LB 4 L →B 5 B →0 6 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： 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。 在I2、I8 中： Follow(s) ∩{0，1}= { #} ∩{0，1}= 所以在I2 、I8 中的移进-归约冲突可以由Follow 集解决，所以G 是SLR(1)文法。 构造的SLR(1)分析表如下： 题目2 的SLR(1)分析表

第三章 编译原理

第3章词法分析 本章将基于第二章介绍的几种典型的自动机，用自动机或表的方式实现词法分析器的设计。词法分析器在编译器中的位置与作用如图3.1所示。 图 3.1 词法分析器在编译器中的位置与作用 编译器首先识别出源程序中每个单词,然后再分析每个语句并翻译其意义。识别单词的任务是由词法分析器(也称为扫描器——scanner)完成的。它把识别出来的单词变成机内表示形式交给语法分析器。 3.1.单词的种类与机内表示法 3.1.1.单词的种类 根据单词在高级语言中的作用，可分为以下几种类型： （1）关键字：又称为基本字、语言字。在语言中若规定不允许用关键字作标识符，又称为保留字。如main，while，if，else，?等。 （2）标识符：如变量名、数组名、过程名、函数名等。 （3）常数：分为整型、实型、布尔型、字符型等。 （4）运算符：如算术运算符、逻辑运算符、关系运算符。 （5）界限符：如 ,、;、?、?、?、?、=、[、] 等。 （6）编辑符：如空格符、回车符、换行符、制表符等。

3.1.2.单词的机内表示法 单词的机内表示采用如下的长度统一的二元形式（token字）： （单词种别码，单词语义值） 其中， （1）种别码表示单词的种类。 对单词怎样进行编码有多种方法。基本原则是最大限度地把各个单词区别开来。一般的方法是让每种单词对应一个整数码。 （1.1）关键字if、else、while、…，通常是一字一种，并且最好把这些关键字按字典顺序排序，然后按序编号，以便在识别出一个关键字时，可以很容易地查到它的种别码。 （1.2）各类标识符统一做为一种单词。 （1.3）常数有好几种类型，通常按类型编种别码。 （1.4）界限符和运算符通常是按一符一种来编码。 （2）单词语义值可以是下述情况之一： （2.1）语义值是单词本身符号（串）的机内编码（例如ASCII码）。 如果单词是标识符，则它的语义值是标识符自身字符串。由于要求token的长度统一，所以需要对标识符的长度加以限制，如长度在8字符以内。这意味着对较长的标识符需要截断。 对于常数来说，其语义值就是常数本身的二进制数值。 对于关键字、界限符之类的一字一码、一符一码的单词，由于它们的种别码已经唯一地表示了这些单词，因此，它们的语义值就不用给出。 （2.2）语义值是一指示器，它表示标识符（或常数）在符号表（或常数表）中的入口位置。这意味着扫描器需要兼管查填符号表的工作。 对于关键字、界限符的语义值的处理同（2.1）。 为了便于扫描器在构造单词的二元式时能方便地找到该单词的种别码，需要恰当地给程序语言的单词编码，并且用合适的数据结构存贮它们。具体情况可根据编译器的规模参考《数据结构》的有关内容。本讲义在3.3节将给出一种简单的解决方案供参考。 3.2.词法分析器的任务 扫描器的基本任务是从左向右扫描每行源程序的符号，拼成单词，换成统一的内部表示（token），然后送给语法分析程序。具体地说： （1）组织源程序的输入。 （2）按规则拼单词，并转换成二元形式。（单词种别码，单词自身值） （3）删除注解行。 （4）删除空格及无用符号。(如回车符、字符常数的引号等) （5）行记数，列记数(列记数用于定位词法错误) （6）列表打印源程序 （7）发现并定位词法错误 （8）如果需要，还要建立符号表、常数表等表格。 分析的源程序，即词法分析器的输入是如图 3.2所示的一个简单的C语言程序。词法分析器的输出为token串。

编译原理第三章答案

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|aB A→ab B→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|ND D→0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 G[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|D D->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。 答案： Z=>aZb=>aaZbb=>aaa..Z...bbb=> aaa..ab...bbb L(G[Z])={a n b n |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|D T→NT|D N→D|1|3|5|7|9 D→0|2|4|6|8 (2)不允许0开头的偶正整数集合的文法E→NT|D T→FT|G N→D|1|3|5|7|9 D→2|4|6|8 F→N|0 G→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。 （５）i+(i+i) （６）i+i*i

编译原理作业20150515(答案)

第3章作业【编辑人：陈芳芳】 1.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。 【解】： (1)允许0打头且含0的偶正整数集合的文法为： N—>(0|D|E)N|(E|0) D—>1|3|5|7|9 E—>2|4|6|8 (2) 不允许0打头的偶正整数集合的文法为： R—>(D|E)N|E N—>(0|D|E)N|(E|0) D—>1|3|5|7|9 E—>2|4|6|8 (3) 允许0打头的偶正整数集合的文法为： S—>0S|R R—>(D|E)N|E N—>(0|D|E)N|(E|0) D—>1|3|5|7|9 E—>2|4|6|8 2.一个上下文无关文法生成句子abbaa的推导树如下： S A B S a S B B A a

? b b a （1）给出该句子的相应的最左推导，最右推导。 （2）该文法的产生式集合P可能有哪些元素？ （3）找出该句子的所有短语，简单短语，句柄。 【解】： （1）最左推导： S=>ABS=>aBS=>aSBBS=>aBBS=>abBS=>abbS=>abbAa=>abbaa 最右推导： S=>ABS=>ABAa=>ABaa=>ASBBaa=>ASBbaa=>ASbbaa=>Abbaa=>abbaa (2) 产生式集合P： S—>ABS | Aa| ? A—>a B—>SBB | b (3) 短语：a , ? , b , bb , aa , abbaa 直接短语：a , ? , b 句柄：a 3、给出生成下述语言的上下文无关文法： (1){a n b n a m b m | n, m >= 0} (2){1n0m1m0n | n, m >= 0} 【解】： （1）S—>AA A—>aAb | ? （2）S—>1S0 | A A—>0A1 | ?