编译原理复习整理(重点含答案)

1、给出下面语言的相应文法。

L1={a n b n c i|n≥1,i≥0}从n，i的不同取值来把L1分成两部分：前半部分是anbn：A→aAb|ab后半部分是ci：B→Bc|ε所以整个文法G1[S]可以写为：G1(S):S→AB；A→aAb|ab；B→cB|ε3、构造一个DFA，它接受 ={a，b}上所有包含ab的字符串。

（要求：先将正规式转化为NFA，再将NFA确定化，最小化）4、对下面的文法G:E →TE ’ E ’→+E|ε T →FT ’ T ’→T|εF →PF ’ F ’ →*F ’|ε P →(E)|a|b|∧（1）证明这个文法是LL(1)的。

（2）构造它的预测分析表。

(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,^,+,),#}=φFIRST((E))∩FIRST(a) ∩FIRST(b) ∩FIRST(^)=φ 所以,该文法式LL(1)文法. (3)+*()a b ^ #EE TE →'E TE →' E TE →' E TE →'E' '→+E E'→E ε'→E εTT F T →'T F T →' T F T →' T F T →'T' '→T ε'→T T '→T ε '→T T '→T T '→T T '→T εFF P F →'F P F →' F P F →' F P F →'F' '→F ε '→'F F * '→F ε '→F ε '→F ε '→F ε '→F ε '→F εPP E →()P a → P b → P →^5、考虑文法: S →AS|b A →SA|a （1）列出这个文法的所有LR(0) 项目。

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)给出识别文法所有活前缀的DFA 。

S A εSε ε ε ε aε ε εA S ε εb确定化：S A a b {0,2,5,7,10} {1,2,5,7,8,10}{2,3,5,7,10}{11}{6}{1,2,5,7,8,10}{2,5,7,8,10} {2,3,5,7,9,10} {11} {6}{2,3,5,7,10} {2,4,5,7,8,1{2,3,5,7,10}{11} {6}10576111234890}{2,5,7,8,10} {2,5,7,8,10} {2,3,5,7,9,10}{11} {6}{2,3,5,7,9,10} {2,4,5,7,8,10}{2,3,5,7,10} {11} {6}{2,4,5,7,8,10} {2,5,7,8,10} {2,3,5,7,9,10}{11} {6}{11} φ φ φ φ {6}φφφφA SS A ab3:'→⋅S SA S A →⋅A SA →⋅ A a →⋅5:A S A →⋅ S AS →⋅ S b →⋅A SA →⋅6:A SA →⋅S A S →⋅ S AS →⋅ S b →⋅S a A S b S A ba AA Sba ab b aDFA6、设有文法：P →P+Q|Q Q →Q*R|R R →(P)|i（1）证明Q*R+Q+Q 是它的一个句型。

（3分) P=>P+Q=>P+Q+Q=>Q+Q+Q=>Q*R+Q+Q（2）给出Q*R+Q+Q 的所有短语，直接短语和句柄。

(4分)短语: Q*R,Q*R+Q,Q*R+Q+Q 直接短语: Q*R 句柄: Q*R0:'→⋅S S S AS →⋅ S b →⋅4:S A S →⋅ S AS →⋅ S b →⋅A SA →⋅2:S b →⋅1:A a →⋅ 7:S AS →⋅A S A →⋅ S AS →⋅ S b →⋅（3）给出句子ｉ+ｉ*ｉ的最右推导。

(4分)（4）给出句子ｉ+ｉ*ｉ的最左推导。

(4分)7、设有文法：E→E+T|T T→T*F|F F→(E)|i⇒+⇒+*（1）证明E+T*F是它的一个句型。

（3分)E E T E T F （2）给出E+T*F的所有短语，直接短语和句柄。

(4分)短语: E+T*F, T*F, 直接短语: T*F 句柄: T*F（3）给出句子ｉ+ｉ*ｉ的最右推导。

(4分)11、构造下面正规式相应的DFA1(0|1)*10114、对下面的文法G:Expr→- Expr Expr→(Expr)|Var ExprTail ExprTail→- Expr|εVar→id VarTail VarTail→(Expr) |ε（1）构造LL(1)分析表。

（12分）（2）给出对句子id—id((id))的分析过程。

（8分）16、已知文法G[S] 为：S->a|^|(T) T->T,S|S①消除文法G[S]中的左递归，得文法G ´[S]。

ε|,)(||^)(T S T TS T T a S S G '→''→→' ② 文法G ´[S]是否为LL(1)的？若是，给出它的预测分析表。

FIRST(S)={a,^,(} FIRST(T)={a,^,(} FIRST('T )={,,ε} FOLLOW(S)={),,,#} FOLLOW(T)={)} FOLLOW('T )={)} 预测分析表a ^ ( ),#S S a → S →^S T →()TT ST →' T ST →' T ST →''T'→T ε '→'T ST ,是LL(1)文法17、对下面的文法G:S → S ∨ a T | a T | ∨ a T T → ∧ a T | ∧ a(1) 消除该文法的左递归和提取左公因子；构造各非终结符的FIRST 和FOLLOW 集合；18、文法G(S)及其LR分析表如下，请给出串baba#的分析过程。

(1) S → DbB (2) D → d (3) D →ε(4) B → a (5) B → Bba (6) B →εLR分析表2、写出表达式a=b*c+b*d对应的逆波兰式、四元式序列和三元式序列。

答：逆波兰式： abc*bd*+:=四元式序列：三元式序列: OP ARG1 ARG2(1) (*， b， c， t1) (1) (* b， c )(2) (*， b， d， t2) (2) (* b， d )(3) (+， t1， t2，t3) (3) (+ (1)， (2))(4) (:=， t3， /， a) (4) (:= (3)， a)八、语义分析题1、将语句if ((A<0) (B>0)) then while (C>0) do C:=C-D翻译成四元式答案：100 (j<，A，0，104)101 (j，-，-，102)102 (j>，B，0，104)103 (j，-，-，109)104 (j>，C，0，106)105 (j，-，-，109)106 (-，C，D，T1)107 (:=，T1，-，C)108 (j，-，-，104)1092、写出下面语句经语法制导翻译后所生成的四元式代码序列。

if x<y then while e>c do c:=c+1 else x:=x+5答案：假设初始为100，则四元式代码序列为10 0ifx<ygoto10210 1goto10710 2ife>cgoto10410 3goto10910 4M:=C +1105C:=M10 6goto10210 7N:=X +5108X:=N1098、写出表达式a+b*(c-d)对应的逆波兰式和三元式序列。

答案：逆波兰式：(abcd-*+)三元式序列:OP ARG1 ARG2(1) - c d(2) * b (1)(3) + a (2)1．编译程序是对高级语言程序的解释执行。

(× )2．一个有限状态自动机中，有且仅有一个唯一的终态。

(×)3．一个算符优先文法可能不存在算符优先函数与之对应。

(√ )4．语法分析时必须先消除文法中的左递归。

(×)5．LR分析法在自左至右扫描输入串时就能发现错误，但不能准确地指出出错地点。

(√)6．逆波兰表示法表示表达式时无须使用括号。

(√ )7．静态数组的存储空间可以在编译时确定。

(×)8．进行代码优化时应着重考虑循环的代码优化，这对提高目标代码的效率将起更大作用。

(×)9．两个正规集相等的必要条件是他们对应的正规式等价。

(× )10．一个语义子程序描述了一个文法所对应的翻译工作。

(×)1.一个上下文无关文法的开始符，可以是终结符或非终结符。

( × )2.一个句型的直接短语是唯一的。

（×）3.已经证明文法的二义性是可判定的。

（×）4.每个基本块可用一个DAG表示。