编译原理复习(有答案)

第一章引论

1.编译过程的阶段

由词法分析、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六个阶段

2.编译程序的概念

3.编译程序的结构

例：（B）不是编译程序的组成部分。

A. 词法分析器；

B. 设备管理程序

C. 语法分析程序；

D. 代码生成程序

4.遍的概念

对源程序(或其中间形式)从头至尾扫描一次并进

行有关加工处理，生成新的中间形式或最终目标程序，称为一遍。

5./

6.编译程序与解释程序的区别

例：解释程序和编译程序是两类程序语言处理程序，它们的主要区别在于（D）。

A. 单用户与多用户的差别

B. 对用户程序的

差错能力

C. 机器执行效率

D. 是否生成目标

代码

第三章文法和语言

文法的概念

字母表、符号串和集合的概念及运算

例：(ab|b)*c 与下面的那些串匹配（ACD）

A. ababbc；

B. abab；

C. c；

D. babc；

E. aaabc

例：ab*c*(a|b)c 与后面的那些串匹配（BC）

例：(a|b)a+(ba)*与后面的那些串匹配（ADE）

文法的定义（四元组表示）

文法G定义为四元组（V N，V T，P，S）

V N：非终结符集

V T：终结符集

P：产生式（规则）集合

S：开始符号（或识别符号）

例：给定文法，A::= bA | cc，下面哪些符号串可

由其推导出（①② ⑤）。

，

①cc ②b*cc ③b*cbcc ④bccbcc ⑤bbbcc

什么是推导例：已知文法G：

E->E+T|E-T|T

T->T*F|T/F|F

F->(E)|i

试给出下述表达式的推导：i*i+i

推导过程：E->E+T

->T+T

->T*F+T

]

->F*F+T

->i*F+T

->i*i+T

->i*i+F

->i*i+i

句型、句子的概念

例：假设G一个文法，S是文法的开始符

号，如果S=>*x，则称x 是句型。

例：对于文法G，仅含终结符号的句型称

为句子。

语言的形式定义

例：设r=(a|b|c)(x|y|z)，则L(r)中元

素为9个。

例：文法G产生式为S→AB，A→aAb|，

B→cBd|cd，则B∈L(G)。

A. ababcd；

B. ccdd；

C. ab；

aabb

等价文法

例：如果两个文法描述了同一个语言，则这两个文法是等价文法。

文法的类型

0型：左边至少有一个非终结符

1型：右边长度>=左边长度

2型：左边有且仅有一个非终结符

3型：形如：A->aB,A->a

各类型文法都是逐级包含关系，

，

例：文法S→abC|c，bC→d 是几型文法0型

例：文法S→abC，bC→ad 是几型文法1型

例：文法G[A]：A→，A→aB，B→Ab，B→a

是几型文法2型

例：文法S→a|bC，C→d 是几型文法3型最左（右）推导

规范推导：最右推导被称为规范推导

规范句型：由规范推导所得的句型称为规范句型规范归约:左归约为规范归约

二义性

例：如果一个文法存在某个句子对应两棵不同的语法树，则称这个文法是二义的。

例：已知文法G1：P->PaP|PbP|cP|Pe|f ，G1是（ A ）。 A 二义文法；B 无二义的例：证明下述文法G[<表达式>]是二义的。 <表达式>→a|(<表达式>)|<表达式><运算符><表达式>

<运算符>→+|-|*|/

答：可为句子a+a*a 构造两个不同的最右推导: 最右推导1 〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈表达式〉〈运算符〉a 〈表达式〉* a

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉* a 〈表达式〉〈运算符〉 a * a 〈表达式〉+ a * a a + a * a

最右推导 2 〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉 a 〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉 * a 〈表达式〉〈运算符〉 a * a 〈表达式〉+ a * a a + a * a

短语、句柄、直接短语

例：令文法G[E]为:

E->E+T|E-T

T->T*F|T/F|F F->(E)|i

证明E+T*F 是它的一个句型,指出这个句型的所有短语、直接短语和句柄。

例：已知文法G[S] S→aB|bA A→a|aS|bAA B→aBB|bS|b

}

句型aabbAb 的句柄是（ D ）

第四章词法分析

词法输出的token 表示法

词法记号、模式、词法单元的概念

词法输出的token 表示：二元式表示（单词种别，单词自身的值）例：扫描器的任务是从源程序中识别出一个个单词。正规式的概念及其代数性质词法分析中的单词符号的描述工具正规式代表的集合

—

例：请描述下面正规式定义的串，字母表S = {0, 1}。 1(0|1)*0

答：必须以1开头0结尾的串

例：为下边所描述的串写正规式，字母表是 {0, 1}。以01 结尾的所有串

答：(0|1)*01

正规文法和正规式相互转换

正规文法到正规式的转换规则：正规文法正规式 A xB, B y 转换成：

A=xy

xA y 转换成： A=x y

A x, A

y 转换成：

A=x y

例：给出下述文法所对应的正规式：

S→0A|1B

A→1S|1

B→0S|0

答： S->0A | 1B

->01S | 01 | 10S | 10

->(01|10)S | (01|10)

-> (01|10) (01|10)* 即：r= (01|10) (01|10)*

NFA和DFA

NFA和DFA 的组成

例：指出哪些串是自动机可接受的（②④）xy ②xyxxy ③yyyx ④

xyyxyxyxxy

NFA和DFA的相互转换

例：将下图确定化：

答：用子集法将NFA确定化：

.01

S VQ

-QU

VQ VZ QU

QU V QUZ

VZ Z Z

《

QUZ VZ QUZ

Z Z Z

重新命名状态子集，令VQ为A、QU为B、VZ为C、V为D、QUZ为E、Z为F。

！

S A B

A C B

B!E D

C F F

D F.

E C

》

F F F

DFA的状态图：

正规式与NFA的相互转换

例：构造正规式1(0|1)*101相应的DFA

答：先构造NFA：

用子集法将NFA确定化

X.A

A A AB

AC A ABY

ABY AC AB

除X，A外，重新命名其他状态，令AB为B、AC为C、ABY为D，因为D含有Y（NFA的终态），所以D 为终态。

X.A

A A B

B C

】

C A D

D C B

DFA的状态图：:

第五章自顶向下语法分析方法

语法分析常用的方法是__B___。

①自顶向下②自底向上③自左向右

④自右向左

A.①②③④

B.①②

C.③④

D.①②③

会求FIRST、FOLLOW集

计算FIRST(X)：

(a) 若X∈V T, 则FIRST(X)＝{X}

(b) 若X∈V N, 且有产生式X→a…, a

∈V T, 则 a∈FIRST(X)

FIRST(X)

(d) 若X∈V N, Y1, Y2, …, Y i∈V N, 且

有产生式X→Y1Y2…Y n; 当Y1Y2…Y i-1都

时,(其中1≤i≤n), 则

FIRST(Y1)、FIRST(Y2)、…、FIRST(Y i-1)

的所有非{}元素和FIRST(Y i)都包含

在FIRST(X)中

(e) 当(d)中所有Yi , (i=1,

2, …n), 则FIRST(X)=FIRST(Y1)∪

FIRST(Y2)∪…∪FIRST(Yn)∪{}

计算FOLLOW(A)：

(a) 设S为文法中开始符号，把

{#}加入FOLLOW(S)中(这里“#”为句子括号)。

(b) 若A→B是一个产生式，

则把FIRST()的非空元素加入FOLLOW(B)中。

如果则把FOLLOW(A)

也加入FOLLOW(B)中。

计算SELECT(A->)：

A→, A∈V N , ∈V*,

若,则

SELECT(A→)=FIRST()

若，则SELECT(A→)=(FIRST()-{})∪FOLLOW(A)

例：文法：S→iCtS|iCtSeS|a，C→b中first(S)为（A），follow(S)为（B）。

A. {i,a}；

B. {e,#}；

C. {i,e,#}；

D. {e,b}

LL(1)文法的条件

例：LL(1)文法的条件是___C___。

A. 对形如U::=x1 | x2 | … | xn 的

规则，要求First(xi)∩

First(xj)=,(i≠j);

B. 对形如U::=x1 | x2 | … | xn 的

规则，若xi=>*, 则要求First(xj)∩

Follow(U)=,(i≠j)

C. a 和 b

D. 都不是

构造LL(1)分析表

例：已给文法 G[S] ：

S → SaP | Sf | P

P → qbP | q

将 G[S] 改造成 LL(1)文法，并给出

LL(1)分析表。

答：改造后的文法：

S → PS'

S' → aPS'| fS' |

P → qP'

P' → bP |

各候选式的 FIRST 集，各非终结符的 FOLLOW 集为

.产生式SELECT

集

S→

PS'

{q}{#}

S'→aPS'

）

{a}

{#}

→

fS'

{f}→{#}

P →qP' {q}

：

{a,f,#} P'→bP {b}

{a,f,#}

→

{ a,f,#}

LL(1) 分析表为 a $

b f

PS' 、

S' aPS'

fS'

;

qP'

第六章自底向上优先分析

算符文法的定义

【

如果不含空产生式的上下文无关文法 G 中没有形如 A …BC…的产生式，其中B,

C ∈V N ，则称G 为算符文法（OG ）。

最左素短语的概念

设有文法G[S]，其句型的素短语是一个短语，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

例：给定文法G 如下：E→E+T|T ；T→T*F|F； F→P↑F|P；P→（E ）|i 句型P*P+i 的最左素短语为（ A ）。 A. P*P ； B. P ；

C. P+i ；

D. P*P+i

第七章 LR 分析

LR(K)的含义

—

L 从左至右扫描输入符号串 R 构造一个最右推导的逆过程

K 向右顺序查看输入串的K 个符号

LR 分析器的逻辑结构及活前缀等概念 LR 分析对文法的要求

构造LR(0)分析表、SLR(1)分析表

用SLR 分析法分析非二义性的文法和二义性的文法。

例：已知文法 A→aAd|aAb|

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：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：

在I 0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I 0、I 2中：

Follow(A) ∩{a}= {d，b ，#} ∩{a}=

所以在I 0、I 2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：状态（State ）

Action Goto

d b #

0 1

S2 r3

对输入串ab#的分析过程

分析成功，说明输入串ab是文法的句子~