编译原理教程课西安电子科大出版社第三版后习题答案——第二章

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编译原理_第三版_课后答案

{2,3,5,7,9,10} {2,4,5,7,8,10} {2,4,5,7,8,10} {11} {6} ห้องสมุดไป่ตู้ {2,5,7,8,10} φ φ
{2,3,5,7,10} {2,3,5,7,9,10} φ φ
{11} {11} φ φ S
{6} {6} φ φ
3: 5: 6: S a b S S A a b A a A S b A
文法： (1) 最左推导: 最右推导: (2) (((a,a),^,(a)),a) (((S,a),^,(a)),a) (((T,a),^,(a)),a) (((T,S),^,(a)),a) (((T),^,(a)),a)
((S,^,(a)),a) ((T,^,(a)),a) ((T,S,(a)),a) ((T,(a)),a) ((T,(S)),a) ((T,(T)),a) ((T,S),a) ((T),a) (S,a) (T,S) (T) S “移进-归约”过程：步骤栈输入串动作 0 # (((a,a),^,(a)),a)# 预备 1 #( ((a,a),^,(a)),a)# 进 2 #(( (a,a),^,(a)),a)# 进 3 #((( a,a),^,(a)),a)# 进 4 #(((a ,a),^,(a)),a)# 进 5 #(((S ,a),^,(a)),a)# 归 6 #(((T ,a),^,(a)),a)# 归 7 #(((T, a),^,(a)),a)# 进 8 #(((T,a ),^,(a)),a)# 进 9 #(((T,S ),^,(a)),a)# 归 10 #(((T ),^,(a)),a)# 归 11 #(((T) ,^,(a)),a)# 进 12 #((S ,^,(a)),a)# 归 13 #((T ,^,(a)),a)# 归 14 #((T, ^,(a)),a)# 进 15 #((T,^ ,(a)),a)# 进 16 #((T,S ,(a)),a)# 归 17 #((T ,(a)),a)# 归 18 #((T, (a)),a)# 进 19 #((T,( a)),a)# 进 20 #((T,(a )),a)# 进 21 #((T,(S )),a)# 归 22 #((T,(T )),a)# 归

编译原理教程课后习题答案

第二章词法分析2.1 完成下列选择题： (1) 词法分析器的输出结果是。

a. 单词的种别编码 b. 单词在符号表中的位置 c. 单词的种别编码和自身值 d. 单词自身值 (2) 正规式M1和M2等价是指。

a. M1和M2的状态数相等 b. M1和M2的有向边条数相等 c. M1和M2所识别的语言集相等 d. M1和M2状态数和有向边条数相等 (3) DFA M(见图2-1)接受的字集为。

a. 以0开头的二进制数组成的集合 b. 以0结尾的二进制数组成的集合 c. 含奇数个0的二进制数组成的集合 d. 含偶数个0的二进制数组成的集合【解答】 (1) c (2) c (3) d图2-1 习题的DFA M2.2 什么是扫描器？扫描器的功能是什么？【解答】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并识别出一个个单词符号，其输出结果是单词符号，供语法分析器使用。

通常是把词法分析器作为一个子程序，每当词法分析器需要一个单词符号时就调用这个子程序。

每次调用时，词法分析器就从输入串中识别出一个单词符号交给语法分析器。

2.3 设M=({x,y}, {a,b}, f, x, {y})为一非确定的有限自动机，其中f 定义如下： f(x,a)={x,y} f {x,b}={y} f(y,a)=Φ f{y,b}={x,y} 试构造相应的确定有限自动机M ′。

【解答】对照自动机的定义M=(S,Σ,f,So,Z)，由f 的定义可知f(x,a)、f(y,b)均为多值函数，因此M 是一非确定有限自动机。

先画出NFA M 相应的状态图，如图2-2所示。

图2-2 习题的NFA M用子集法构造状态转换矩阵，如表表2-1 状态转换矩阵1b将转换矩阵中的所有子集重新命名，形成表2-2所示的状态转换矩阵，即得到 M ′=({0,1,2},{a,b},f,0,{1,2})，其状态转换图如图2-3所示。

编译原理第三版课后习题答案

编译原理第三版课后习题答案编译原理是计算机科学中的一门重要课程，它研究的是如何将高级程序语言转换为机器语言的过程。

而《编译原理》第三版是目前被广泛采用的教材之一。

在学习过程中，课后习题是巩固知识、提高能力的重要环节。

本文将为读者提供《编译原理》第三版课后习题的答案，希望能够帮助读者更好地理解和掌握这门课程。

第一章：引论习题1.1：编译器和解释器有什么区别？答案：编译器将整个源程序转换为目标代码，然后一次性执行目标代码；而解释器则逐行解释源程序，并即时执行。

习题1.2：编译器的主要任务是什么？答案：编译器的主要任务是将高级程序语言转换为目标代码，包括词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和目标代码生成等过程。

第二章：词法分析习题2.1：什么是词法分析？答案：词法分析是将源程序中的字符序列划分为有意义的词素（token）序列的过程。

习题2.2：请给出识别下列词素的正则表达式：（1）整数：[0-9]+（2）浮点数：[0-9]+\.[0-9]+（3）标识符：[a-zA-Z_][a-zA-Z_0-9]*第三章：语法分析习题3.1：什么是语法分析？答案：语法分析是将词法分析得到的词素序列转换为语法树的过程。

习题3.2：请给出下列文法的FIRST集和FOLLOW集：S -> aAbA -> cA | ε答案：FIRST(S) = {a}FIRST(A) = {c, ε}FOLLOW(S) = {$}FOLLOW(A) = {b}第四章：语义分析习题4.1：什么是语义分析？答案：语义分析是对源程序进行静态和动态语义检查的过程。

习题4.2：请给出下列文法的语义动作：S -> if E then S1 else S2答案：1. 计算E的值2. 如果E的值为真，则执行S1；否则执行S2。

第五章：中间代码生成习题5.1：什么是中间代码？答案：中间代码是一种介于源代码和目标代码之间的表示形式，它将源代码转换为一种更容易进行优化和转换的形式。

编译原理第三版答案

编译原理第三版答案第一章答案1.问题：什么是编译器？答案：编译器是一种将源程序转换为目标程序的软件工具。

它负责对源代码进行词法分析、语法分析、语义分析和代码生成等一系列操作，最终生成可执行的目标程序。

2.问题：编译器的主要任务是什么？答案：编译器的主要任务是将高级语言程序转换为能被计算机硬件执行的机器码。

它包括了对源代码进行词法分析、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过程。

3.问题：编译器的工作过程是什么？答案：编译器的工作过程分为多个阶段。

首先是词法分析，将源代码拆分成一个个的词法单元。

然后是语法分析，根据语法规则构建语法树。

接着是语义分析，对语法树进行检查，确保程序的语义正确。

之后是中间代码生成和优化，将语法树转换为更加高效的中间代码。

最后是目标代码生成，将中间代码转换为特定的目标机器代码。

4.问题：编译器的优化技术有哪些？答案：编译器的优化技术包括了常量折叠、公共子表达式消除、循环优化、函数内联和代码重排等。

这些技术可以提高程序的执行效率和优化代码的空间利用率。

5.问题：编译器的应用领域有哪些？答案：编译器广泛应用于软件开发领域。

它们被用于将高级语言转换为目标机器码，用于开发操作系统、编程语言和应用软件等。

第二章答案1.问题：什么是有限自动机（DFA）？答案：有限自动机是一种表示有限状态和状态之间转换关系的模型。

它可以根据输入字符进行状态转换，最终决定是否接受某个字符串。

2.问题：有限自动机的主要组成部分是什么？答案：有限自动机主要由状态集合、输入字符集、转移函数、初始状态和接受状态集合组成。

3.问题：什么是正则表达式？答案：正则表达式是一种用于描述字符串模式的表达式。

它由普通字符和特殊字符组成，可以用于匹配符合条件的字符串。

4.问题：正则表达式的常用操作符有哪些？答案：正则表达式的常用操作符包括了字面量字符、字符类、重复操作符、选择操作符和位置操作符等。

5.问题：正则表达式如何转换为有限自动机？答案：正则表达式可以通过字面化、连接、选择和闭包等操作转换为等价的有限自动机。

编译原理第三版课后习题解答

第二章习题解答之五兆芳芳创作P36-6(1)()L G1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(|)*确定化：1 01 1 1 最小化：1 01 1 1 P64–8 (1) (2) (3) P64–12 (a)aa,ba 确定化：给状态编号：aaab b ba 最小化：a ab ab (b)b a b a ba a a1已经确定化了,进行最小化最小化：a b aP64–14 (1) 01 0 (2):(|1εε0 确定化：给状态编号：YY1 1最小化：1 1第四章P81–1(1) 依照T,S的顺序消除左递归递归子程序：procedure S;beginif sym='a' or sym='^'then abvanceelse if sym='('then beginadvance;T;if sym=')' then advance;else error;endelse errorend;procedure T;beginS;'Tend;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)={)}预测阐发表是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,该文法度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.(2)不是，对于A不满足条件3.(3)不是，A、B均不满足条件3.(4)是，满足三个条件.***************/第五章P133–1短语: E+T*F, T*F,直接短语: T*F句柄: T*FP133–2文法：(1)最左推导:最右推导:(2)(((a,a),^,(a)),a)(((S,a),^,(a)),a)(((T,a),^,(a)),a)(((T,S),^,(a)),a)(((T),^,(a)),a)((S,^,(a)),a)((T,^,(a)),a)((T,S,(a)),a)((T,(a)),a)((T,(S)),a)((T,(T)),a)((T,S),a)((T),a)(S,a)(T,S)(T)S“移进-归约”进程：步调栈输入串动作0 # (((a,a),^,(a)),a)# 预备1 #( ((a,a),^,(a)),a)# 进2 #(( (a,a),^,(a)),a)# 进3 #((( a,a),^,(a)),a)# 进4 #(((a ,a),^,(a)),a)# 进5 #(((S ,a),^,(a)),a)# 归6 #(((T ,a),^,(a)),a)# 归7 #(((T, a),^,(a)),a)# 进8 #(((T,a ),^,(a)),a)# 进9 #(((T,S ),^,(a)),a)# 归10 #(((T ),^,(a)),a)#归11 #(((T) ,^,(a)),a)# 进12 #((S ,^,(a)),a)# 归13 #((T ,^,(a)),a)# 归14 #((T, ^,(a)),a)# 进15 #((T,^ ,(a)),a)# 进16 #((T,S ,(a)),a)# 归17 #((T ,(a)),a)# 归18 #((T, (a)),a)# 进19 #((T,( a)),a)# 进20 #((T,(a )),a)# 进21 #((T,(S )),a)# 归22 #((T,(T )),a)# 归23 #((T,(T) ),a)# 进24 #((T,S ),a)# 归25 #((T ),a)# 归26 #((T) ,a)# 进27 #(S ,a)# 归28 #(T ,a)# 归29 #(T, a)# 进30 #(T,a )# 进31 #(T,S )# 归32 #(T )# 归33 #(T) # 进34 #S # 归P133–3(1)FIRSTVT(S)={a,^,(}FIRSTVT(T)={,,a,^,(}LASTVT(S)={a,^,)}LASTVT(T)={,,a,^,)}(2)G是算符文法，并且是算符优先文法6(3)优先函数（4）栈输入字符串动作# （a,(a,a)）# 预备#( a, (a,a))# 进#(a , (a,a))# 进#(t , (a,a))# 归#（t, (a,a)）# 进#（t,（a,a））# 进#（t,（a ,a））# 进#（t,（t ,a））# 归#（t,（t, a））# 进#（t,（t,a ））# 进#（t,（t,s ））# 归#（t,（t ））# 归#（t,（t））# 进#（t,s ）# 归#（t ）# 归#（t ）# 进# s # 归successP134–5(1)0.'→⋅S S 1.'→⋅S S 2.S AS →⋅ 3.S A S →⋅4.S AS →⋅5.S b →⋅6.S b →⋅7.A SA →⋅8.A S A →⋅ 9.A SA →⋅ 10.A a →⋅11.A a →⋅(2)Aεε εd确定化：AabS S b69S A ba Abba机关LR(0)项目集标准族也可以用GO 函数来计较得到.所得到的项目集标准族与上图中的项目集一样: 0I ={'→⋅S S ，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅} GO(0I ，a)={ A a →⋅}=1I GO(0I ，b)={ S b →⋅}=2IGO(0I ，S)={ '→⋅S S ，A S A →⋅，A SA →⋅，A a →⋅，S AS →⋅，S b →⋅}=3IGO(0I ，A)={ S A S →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=4I GO(3I ，a)={ A a →⋅}=1I GO(3I ，b)={ S b →⋅}=2IGO(3I ，S)={ A S A →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=5I GO(3I ，A)={ A SA →⋅，S A S →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=6IGO(4I ，a)={ A a →⋅}=1I GO(4I ，b)={ S b →⋅}=2IGO(4I ，S)={ S AS →⋅，A S A →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=7IGO(4I ，A)={ S A S →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=4I GO(5I ，a)={ A a →⋅}=1I GO(5I ，b)={ S b →⋅}=2IGO(5I ，S)={ A S A →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=5I GO(5I ，A)={ A SA →⋅，S A S →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=6IGO(6I ，a)={ A a →⋅}=1I GO(6I ，b)={ S b →⋅}=2IGO(6I ，S)={ S AS →⋅，A S A →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=7IGO(6I ，A)={ S A S →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=4I GO(7I ，a)={ A a →⋅}=1I GO(7I ，b)={ S b →⋅}=2IGO(7I ，S)={ A S A →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=5I GO(7I ，A)={ A SA →⋅，S A S →⋅，S AS →⋅，S b →⋅，A SA →⋅，A a →⋅}=6I项目集标准族为C={1I ，2I ，3I ，4I ，5I ，6I ，7I } (3)不是SLR 文法状态3，6，7有移进归约冲突状态3：FOLLOW(S’)={#}不包含a,b状态6：FOLLOW(S)={#,a,b}包含a,b,；移进归约冲突无法消解状态7：FOLLOW(A)={a,b}包含a,b ；移进归约冲突消解所以不是SLR 文法.(4)机关例如LR(1)项目集标准族见下图：对于状态5，因为包含项目[b a AS A / ⋅→]，所以遇到搜索符号a 或b 时，应该用AS A →归约.又因为状态5包含项目[b a a A / ⋅→]，所以遇到搜索符号a 时，应该移进.因此存在“移进-归约”矛盾，所以这个文法不是LR(1)文法.b b bASa SS aSSA ba a Sb bAA/********************第六章会有点难P164–5(1)E→E1＋T {if (E1.type = int) and (T.type = int ) then E.type := intelse E.type := real}E→T {E.type := T.type}T→num.num {T.type := real}T→num {T.type := int}(2)P164–7S→L1|L2lengthL.2)}S→L {S.val:=L.val}L→L1B {L.val:=2*L1.val + B.val;L.length:=L1.length+1}L→B {L.val:=B.c;L.length :=1}B→0 {B.c:=0}B→1 {B.c:=1}***********************/第七章P217–1a*(-b+c) ab@c+*a+b*(c+d/e) abcde/+*+-a+b*(-c+d) a@bc@d+*+if (x+y)*z =0 then (a+b)↑c else a↑b↑c xy+z*0= ab+c↑abc↑↑￥或xy+z*0= P1 jez ab+c↑ P2 jump abc↑↑P1 P2P217–3-(a+b)*(c+d)-(a+b+c)的三元式序列:(1)+, a, b(2)@, (1), -(3)+, c, d(4)*, (2), (3)(5)+, a, b(6)+, (5), c(7)-, (4), (6)直接三元式序列:三元式表：(1)+, a, b(2)@, (1), -(3)+, c, d(4)*, (2), (3)(5)+, (1), c(6)-, (4), (5)直接码表：(1)(2)(3)(4)(1)(5)(6)四元式序列:(1)+, a, b, 1T(2)@, 1T, -, 2T(3)+, c, d, 3T(4)*, 2T, 3T, 4T(5)+, a, b, 5T(6)+, 5T, c, 6T(7)-, 4T, 6T, 7TP218–4自下而上阐发进程中把赋值句翻译成四元式的步调:A:=B*(-C+D)步调输入串栈PLACE 四元式(1) A:=B*(-C+D)(2) :=B*(-C+D) iA (3) B*(-C+D) i:=A- (4) *(-C+D)i:=i A-B (5) *(-C+D)i:=E A-B (6) *(-C+D)i:=E A-B (7) (-C+D)i:=E* A-B- (8) -C+D)i:=E*( A-B-- (9)C+D) i:=E*(- A-B--- (10) +D) i:=E*(-i A-B---C (11) +D) i:=E*(-E A-B---C (@,C,-, T 1) (12) +D) i:=E*(E A-B--T 1 (13) D) i:=E*(E+ A-B--T 1- (14) ) i:=E*(E+i A-B--T 1-D (15) ) i:=E*(E+E A-B--T 1-D (+,T 1,D,T 2) (16) ) i:=E(E A-B--T 2 (17) i:=E*(E) A-B--T 2- (18) i:=E+E A-B-T 2 (*,B,T 2,T 3) (19) i:=E A-T 3 (:=,T 3,-,A) (20) A产生的四元式： (@,C,-, T 1) (+,T 1,D,T 2) (*,B,T 2,T 3) (:=,T 3,-,A)P218–5/****************设A ：10*20，B 、C 、D ：20，宽度为w ＝4 则T1:= i * 20T1:=T1+jT2:=A –84T3:=4*T1Tn:=T2[T3] //这一步是多余的T4:= i + jT5:=B–4T6:=4*T4T7:=T5[T6]T8:= i * 20T8:=T8+jT9:=A–84T10:=4*T8T11:=T9[T10]T12:= i + jT13:=D–4T14:=4*T12T15:= T13[T14]T16:=T11+T15T17:=C–4T18:=4*T16T19:=T17[T18]T20:=T7+T19Tn:=T20******************/P218–6100.(jnz, A, -, 0)101.(j, -, -, 102)102.(jnz, B, -, 104)103.(j, -, -, 0)104.(jnz, C, -, 103)105.(j, -, -, 106)106.(jnz, D, -, 104) --假链链首107.(j, -, -, 100) --真链链首假链：{106,104，103}真链：{107,100}P218–7100.(j<, A, C, 102)101.(j, -, -, 0)102.(j<, B, D, 104)103.(j, -, -, 101)104.(j=, A, ‘1’, 106)105.(j, -, -, 109)106.(+, C, ‘1’, T1)107.(:=, T1, -, C)108.(j, -, -,100)109.(j≤, A, D, 111)110. (j, -, -, 100)111. (+, A, ‘2’, T2)112. (:=, T2, -, A)113. (j, -, -, 109)114. (j, -, - 100)P219–12/********************(1)MAXINT – 5MAXINT – 4MAXINT – 3MAXINT – 2MAXINT – 1MAXINT(2)翻译模式办法1：for E1 := E2 to E3 do S1 do MS F S → {backpatch(S1.nextlist,nextquad);backpatch(F.truelist,M.quad);emit(F.place ‘:=’F.place ‘+’1);emit(‘j ≤,’F.place ‘,’F.end ‘,’M.quad); S.nextlist := F.falselist;}21 to :For E E I F =→{F.falselist:= makelist(nextquad); emit(‘j>,’E1.place ‘,’E2.place ‘,0’);emit(I.Place ‘:=’E1.place);F.truelist := makelist(nextquad);emit(‘j,-,-,-’);F.place := I.place;F.end := E2.place;} id I →{p:=lookup(); if p <> nil thenI.place := pelse error}ε→M {M.quad := nextquad}****************/办法2：S→ for id:=E1 to E2 do S1S→ F S1F→ for id:=E1 to E2 do21:toE E forid F =→do{INITIAL=NEWTEMP;emit(‘:=，’E1.PLACE’，-，’ INITIAL); FINAL=NEWTEMP;emit(‘:=，’E2.PLACE’，-，’ FINAL);p:= nextquad+2;emit(‘j,’ INITIAL ‘,’ FINAL ’,’ p);F.nextlist:=makelist(nextquad);emit(‘j,－,－,－’);F.place:=lookup();if F.place nil thenemit(F.place ‘:=’ INITIAL)F.quad:=nextquad;F.final:=FINAL;}{backpatch(S1.nextlist, nextquad)p:=nextquad+2;emit(‘j,’ F.place‘,’ F.final ’,’ p );S.nextlist := merge(F.nextlist, makelist(nextquad)); emit(‘j,－,－,－’);emit(‘su cc，’ F.place ’，-，’ F.place);emit(‘j,－,－,’ F.quad);}第九章P270–9(1) 传名即当进程调用时，其作用相当于把被调用段的进程体抄到调用出现处，但必须将其中出现的任一形式参数都代之以相应的实在参数.A:=2;B:=3;A:=A+1;A:=A+(A+B);print A;∴A=9(2) 传地址即当程序控制转入被调用段后，被调用段首先把实在参数抄进相应的形式参数的形式单元中，进程体对形参的任何引用或赋值都被处理成对形式单元的直接拜访.当被调用段任务完毕前往时，形式单元（都是指示器）所指的实参单元就持有所希望的值.①A:=2;B:=3;T:=A+B②把T,A,A的地址抄进已知单元J1,J2,J3③x:＝J1;y:=J2;z:=J3 //把实参地址抄进形式单元，且J2=J3④Y↑:=y↑+1Z↑:=z↑+x↑ // Y↑：对y的直接拜访Z↑：对z的直接拜访⑤print AA=8(3) 得结果每个形参均对应两个单元，第一个存放实参地址，第二个存放实参值，在进程体中对形参的任何引用或赋值都看成是对它的第二个单元的直接拜访，但在进程任务完毕前往前必须把第二个单元的内容放到第一个单元所指的那个实参单元中①A:=2;B:=3;T:=A+B②把T,A,A的地址抄进已知单元J1,J2,J3③x1:=J1;x2:=T;y1:=J2;y2:=A;z1:=J3;z2:=A; //将实参的地址和值辨别放进两个形式单元中④y2:=y2+1; z2:=z2+x2; //对形参第二个单元的直接拜访⑤x1↑：＝x2; y1↑:=y2; z1↑:=z2 //前往前把第二个单元的内容存放到第一个单元所指的实参地址中⑥print AA=7(4) 传值即被调用段开始任务时，首先把实参的值写进相应的形参单元中，然后就仿佛使用局部变量一样使用这些形式单元 A:=2;B:=3;x:=A+By:=Az:=Ay:=y+1z:=z+xprint AA=2进程调用不改动A 的值第十章P306-1P306-2read A,BF:=1C:=A*A 1BD:=B*Bif C<D goto 1L---------------------------E:=A*AF:=F+1E:=E+F2B write Ehalt---------------------------1L : E:=B*BF:=F+2E:=E+F3B write Eif E>100 goto 2L ---------------------------halt4B ---------------------------2L : F:=F-1goto 1L 5B---------------------------根本块为1B 、2B 、3B 、4B 、5B P307-4B2有回路，所以{B2}是循环，B2既是入口节点，又是出口节点（1）代码外提：不存在不变运算，故无代码外提（2）强度削弱：A:=K*I B:=J*I *→+ （3）删除根本归结变量：I<100 可以用A<100*K 或B<100*J代替P307-5{B2,B3}（1）（2）。

编译原理_第三版_课后答案

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)是0~9组成的数字串⑵最左推导：N= ND= NDD= NDDD = DDDD = ODDD = O1DD= 012D= 0127N= ND 二DD 二3D二34N= ND 二NDD = DDD = 5DD = 56D二568最右推导：N 二ND 二N7二ND7二N27二ND27二N127二D127二0127 N = ND = N4= D4= 34N= ND 二N8= ND8二N68二D68二568P36-7G(S)编译原理第三版课后答案O > 1|3|5|7|9N > 2|4|6|8|0D 、0|NS > 0|A0A > AD|NP36-8文法:E T T E +T|E —TT t F T* F|T/ FF > (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*iE = T= T*F 二 F * F = i* F 二i *( E)二i*( E T)二i *( T T)二i *( F T) =i *( i T)二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*iE= 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)/********************************P36-11*****************P36-9句子iiiei 有两个语法树:S 二 iSeS 二 iSei 二 iiSei = iiiei S= iS = iiSeS = iiSei = iiieiP36-10/**************S > TS |T T > (S)|()***************ii+i+ii-i-iii+i*i***************P36-11L1:S > ACA r aAb | abC r cC | ；L2:S > ABA》aA| ；B r bBc|bcL3:S > ABA—：aAb | ；B = aBb | ；L4:S > A| BA—；0A1| ；B-1B0| A***************/第三章习题参考答案P64 - 7(1)编译原理第三版课后答案1(01)*101(1)1101确定化:1001111最小化:{0,1,2,3,4,5},{6}{0,123,4,5}。

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 ⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒0010120127334556568最右推导:N ND N ND N ND N D N ND N D N ND N ND N D ⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒⇒77272712712701274434886868568P36-7G(S)O N O D N S O AO A AD N→→→→→1357924680|||||||||||P36-8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*****************/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 TTS S →→***************/P36-11/*************** L1:ε||cC C ab aAb A AC S →→→ L2:bcbBc B aA A AB S ||→→→εL3:εε||aBb B aAb A AB S →→→ L4:AB B A A B A S |01|10|→→→ε ***************/第三章习题参考答案P64–7(1)确定化：最小化：{,,,,,},{}{,,,,,}{,,}{,,,,,}{,,,}{,,,,},{},{}{,,,,}{,,}{,,,},{},{},{}{,,,}{,01234560123451350123451246012345601234135012345601231010==== 3012312401234560110112233234012345610101}{,,,}{,,}{,},{,}{},{},{}{,}{}{,}{,}{,}{}{,}{}{},{},{,},{},{},{}=====P64–8(1)01)0|1(*(2))5|0(|)5|0()9|8|7|6|5|4|3|2|1|0)(9|8|7|6|5|4|3|2|1(*(3)******)110|0(01|)110|0(10P64–12(a)确定化：给状态编号：最小化：{,},{,}{,}{}{,}{}{,}{,}{,}{}{,},{},{}012301101223032330123a ba b ====(b)已经确定化了,进行最小化最小化：{{,}, {,,,}}012345011012423451305234523452410243535353524012435011012424{,}{}{,}{,}{,,,}{,,,}{,,,}{,,,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}{{,},{,},{,}}{,}{}{,}{,}{,}a b a b a b a b a b a =============={,}{,}{,}{,}{,}{,}{,}10243535353524 b a baP64–14(2):给状态编号：最小化：{,},{,}{,}{}{,}{}{,}{,}{,}{}{,},{},{}0123011012231323301230101====第四章P81–1(1) 按照T,S 的顺序消除左递归ε|,)(||^)(T S T TS T T a S S G '→''→→' 递归子程序： procedure S; beginif sym='a' or sym='^' then abvance else if sym='('then beginadvance;T;if sym=')' then advance;else error;endelse errorend;procedure T;beginS;'Tend;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：|^||)(|*||b a E P F F F P F T T T F T E E E T E →'→''→→''→+→''→εεε(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:'→+'→'→'→E E T T F F P E a b ||*|()|^||εεεFIRST(+E)∩FIRST(ε)={+}∩{ε}=φ FIRST(+E)∩FOLLOW(E')={+}∩{#,)}=φ FIRST(T)∩FIRST(ε)={(,a,b,^}∩{ε}=φ FIRST(T)∩FOLLOW(T')={(,a,b,^}∩{+,),#}=φ FIRST(*F')∩FIRST(ε)={*}∩{ε}=φFIRST(*F')∩FOLLOW(F')={*}∩{(,a,b,^,+,),#}=φ FIRST((E))∩FIRST(a) ∩FIRST(b) ∩FIRST(^)=φ 所以,该文法式LL(1)文法.(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 advance else error endelse errorend;P81–3/***************(1) 是，满足三个条件。

编译原理第三版答案

编译原理(第三版)答案《编译原理（第三版）》答案概念：1.编译器是一种程序，它把某种语言写的源程序翻译成另一种语言写的目标程序。

2.编译器的编写是一项复杂而耗时的任务，因为它必须处理语法和语义分析等复杂的编程语言概念。

3.编译器通常分为六个主要阶段：词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化、代码生成。

4.词法分析是将源代码转换为令牌序列的过程，这些令牌构成了源代码的抽象语法树（AST）的节点。

5.语法分析是将令牌序列转换为抽象语法树的过程，这个抽象语法树表示了源代码的结构。

6.语义分析是检查源代码是否符合语言的规则，并收集类型信息的过程。

7.中间代码生成是将抽象语法树转换为中间代码的过程，这个中间代码可以在进行进一步优化和代码生成时更容易处理。

8.代码优化是优化中间代码以改进目标代码性能的过程。

9.代码生成是将中间代码转换为目标代码的过程。

10.编译器通常使用特定的数据结构和算法来处理编译的不同阶段，例如优先级队列用于语法分析，哈希表用于语义分析等。

习题答案：1.什么是编译器？它的主要功能是什么？编译器是一种程序，它把某种编程语言写的源程序翻译成另一种编程语言写的目标程序。

主要功能包括词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和代码生成。

2.编译器的基本组成部分是什么？编译器的基本组成部分包括词法分析器、语法分析器、语义分析器、中间代码生成器、优化器和代码生成器。

3.什么是编译器的中间表示？它有哪些形式？编译器的中间表示是编译器在源代码和目标代码之间的一个抽象级别，也被称作中间代码。

它可以是三地址码、抽象语法树或其他形式。

其中三地址码是最常见的中间表示形式之一，它是一种易于理解和处理的中间语言。

4.编译器的优化主要有哪些类型？编译器的优化主要可以分为两种类型：存储优化和执行效率优化。

存储优化主要关注如何减少目标代码的存储空间，而执行效率优化则关注如何提高目标代码的执行效率。

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第二章词法分析
2.1 完成下列选择题：
(1) 词法分析器的输出结果是。

a. 单词的种别编码
b. 单词在符号表中的位置
c. 单词的种别编码和自身值
d. 单词自身值
(2) 正规式M1和M2等价是指。

a. M1和M2的状态数相等
b. M1和M2的有向边条数相等
c. M1和M2所识别的语言集相等
d. M1和M2状态数和有向边条数相等
(3) DFA M(见图2-1)接受的字集为。

a. 以0开头的二进制数组成的集合
b. 以0结尾的二进制数组成的集合
c. 含奇数个0的二进制数组成的集合
d. 含偶数个0的二进制数组成的集合
【解答】
(1) c (2) c (3) d
图2-1 习题2.1的DFA M
2.2 什么是扫描器？扫描器的功能是什么？
【解答】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并识别出一个个单词符号，其输出结果是单词符号，供语法分析器使用。

通常是把词法分析器作为一个子程序，每当词法分析器需要一个单词符号时就调用这个子程序。

每次调用时，词法分析器就从输入串中识别出一个单词符号交给语法分析器。

2.3 设M=({x,y}, {a,b}, f, x, {y})为一非确定的有限自动机，其中f 定义如下： f(x,a)={x,y} f{x,b}={y}
f(y,a)=Φ f{y,b}={x,y}
试构造相应的确定有限自动机M ′。

【解答】对照自动机的定义M=(S,Σ,f,So,Z)，由f 的定义可知f(x,a)、f(y,b)均为多值函数，因此M 是一非确定有限自动机。

先画出NFA M 相应的状态图，如图2-2所示。

图2-2 习题2.3的NFA M 用子集法构造状态转换矩阵，如表
表2-1 状态转换矩阵
1b a
将转换矩阵中的所有子集重新命名，形成表2-2所示的状态转换矩阵，即得到 M ′=({0,1,2},{a,b},f,0,{1,2})，其状态转换图如图2-3所示。

表2-2 状态转换矩阵
将图2-3所示的DFA M ′最小化。

首先，将M ′的状态分成终态组{1,2}与非终态组{0}。

其次，考察{1,2}，由于{1,2}a={1,2}b={2}⊂{1,2}，所以不再将其划分了，也即整个划分只有两组：{0}和{1,2}。

令状态1代表{1,2}，即把原来到达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DFA M ′。

′
DFA M ′
2.4 正规式(ab)*a 与正规式a(ba)*是否等价？请说明理由。

【解答】正规式(ab)*a 对应的NFA
如图2-5所示，正规式a(ba)*对应的NFA 如图2-6
图2-5 正规式(ab)*a 对应的NFA
图2-6 正规式a(ba)*对应的DFA
这两个正规式最终都可得到最简DFA ，如图2-7所示。

因此，这两个正规式等价。

a, b a a, b
图2-7 最简NFA
2.5 设有L(G)={a2n+1b2ma2p+1| n ≥0,p ≥0,m ≥1}。

(1) 给出描述该语言的正规表达式；
(2)
构造识别该语言的确定有限自动机(可直接用状态图形式给出)。

【解答】该语言对应的正规表达式为a(aa)*bb(bb)*a(aa)*，正规表达式对应的NFA 如图2-8所示。

图2-8 习题2-5的NFA 用子集法将图2-8确定化，如图2-9所示。

由图2-9重新命名后的状态转换矩阵可化简为(也可由最小化方法得到)
{0,2} {1} {3,5} {4,6} {7}
按顺序重新命名为0、1、2、3、4后得到最简的DFA ，如图2-10所示。

图2-9
习题2.5的状态转换矩阵
图2-10 习题2.5的最简DFA
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2-11所示。

习题2.6的NFA
a a 重新命名a
b a
用子集法将图2-11的NFA确定化，如图2-12所示。

图
2-12 习题2.6的状态转换矩阵
由图2-12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}
按顺序重新命名为0、1、2、3、4、5、6，则得到最简DFA，如图2-13所示。

2.7 已知正规式((a|b)*|aa)*b和正规式(a|b)*b。

(1) 试用有限自动机的等价性证明这两个正规式是等价的；
(2) 给出相应的正规文法。

2-14所示。

对应的NFA 用子集法将图2-14所示的NFA确定化为DFA，如图2-15所示。

图2-15 图2-14确定化后的状态转换矩阵
重新命名
重新命名
由于对非终态的状态1、2来说，它们输入a 、b 的下一状态是一样的，故状态1和状态2可以合并，将合并后的终态3命名为2，则得到表2-3(注意，终态和非终态即使输入a 、b 的下一状态相同也不能合并)。

由此得到最简DFA ，如图2-16所示。

正规式(a|b)*b 对应的NFA 如图2-17所示。

表2-3 合并后的状态转换矩阵
图2-16 习题2.7的最简DFA
图2-17 正规式(a|b)*b 对应的NFA
用子集法将图2-17所示的NFA 确定化为如图2-18所示的状态转换矩阵。

图2-18 图2-17确定化后的状态转换矩阵
比较图2-18与图2-15，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2-16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2-16，令A 对应状态1，B 对应状态2，则相应的正规文法G[A]为 G[A]：A →aA|bB|b
B →aA|bB|b
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)。

2.8 下列程序段以B 表示循环体，A 表示初始化，I 表示增量，T 表示测试： I=1;
while (I<=n)
{
sun=sun+a[I];
I=I+1;}
b
a
a b 重新命名
请用正规表达式表示这个程序段可能的执行序列。

【解答】用正规表达式表示程序段可能的执行序列为A(TBI)*。

2.9 将图2-19所示的非确定有限自动机(NFA)变换成等价的确定有限自
动机(DFA)。

图2-19 习题2.9的NFA
其中，X 为初态，Y 为终态。

【解答】用子集法将NFA 确定化，如图2-20所示。

图2-2习题2.9的状态转换矩阵
图2-20所对应的DFA 如图2-21所示。

习题2.9的DFA
习题2.9的最简DFA
对图2-21的DFA 进行最小化。

首先将状态分为非终态集和终态集两部分：{0,1,2,5}和b 重新命名
{3,4,6,7}。

由终态集可知，对于状态3、6、7，无论输入字符是a还是b的下一状态均为终态集，而状态4在输入字符b的下一状态落入非终态集，故将其化为分
{0,1,2,5}, {4}, {3,6,7}
对于非终态集，在输入字符a、b后按其下一状态落入的状态集不同而最终划分为{0}, {1}, {2}, {5}, {4}, {3,6,7}
按顺序重新命名为0、1、2、3、4、5，得到最简DFA如图2-22所示。

2.10 有一台自动售货机，接收1分和2分硬币，出售3分钱一块的硬糖。

顾客每次向机器中投放≥3分的硬币，便可得到一块糖(注意：只给一块并且不找钱)。

(1) 写出售货机售糖的正规表达式；
(2) 构造识别上述正规式的最简DFA。

【解答】(1) 设a=1，b=2，则售货机售糖的正规表达式为a (b|a(a|b))|b(a|b)。

(2) 画出与正规表达式a(b|a(a|b))|b(a|b)对应的NFA，如图2-23所示。

图2-23 习题2.10的NFA
用子集法将图2-21的NFA确定化，如图2-24所示。

图2-24
习题2.10的状态转换矩阵
由图2-24可看出，非终态2和非终态3面对输入符号a或b的下一状态相同，故合并为一个状态，即最简状态{0}、{1}、{2，3}、{4}。

按顺序重新命名为0、1、2、3，则得到最简DFA，如图2-25所示。

图2-25 习题2.10的最简DFA
重新命名。