编译原理第4章习题答案
编译原理-第4章 语法分析--习题答案
第4章语法分析习题答案1．判断（1）由于递归下降分析法比较简单，因此它要求文法不必是LL(1)文法。
(× )LL(1)文法。
(× )（3）任何LL(1)文法都是无二义性的。
(√)（4）存在一种算法，能判定任何上下文无关文法是否是LL(1) 文法。
(√)(× )（6）每一个SLR(1)文法都是LR(1)文法。
(√)（7）任何一个LR(1)文法，反之亦然。
(× )（8）由于LALR是在LR(1)基础上的改进方法，所以LALR(× )（9）所有LR分析器的总控程序都是一样的，只是分析表各有不同。
(√)（10）算符优先分析法很难完全避免将错误的句子得到正确的归约。
(√)2．文法G[E]：E→E+T|TT→T*F|FF→(E)|i试给出句型(E+F)*i的短语、简单短语、句柄和最左素短语。
答案：画出语法树，得到：短语: (E+F)*i ，(E+F) ，E+F ，F ，i简单短语: F ，i句柄: F最左素短语: E+F3．文法G[S]：S→SdT | TT→T<G | GG→(S) | a试给出句型(SdG)<a的短语、简单短语、句柄和最左素短语。
答案：画出语法树，得到：短语：(SdG)<a 、（SdG） 、SdG 、G 、a简单(直接)短语：G 、a句柄：G最左素短语：SdG4．对文法G[S]提取公共左因子进行改写，判断改写后的文法是否为LL(1)文法。
S→if E then S else SS→if E then SS→otherE→b答案：提取公共左因子；文法改写为：S→if E then S S'|otherS'→else S|E→bLL(1)文法判定：① 文法无左递归② First(S)={if,other}, First(S')={else, }First(E)={b}Follow(S)= Follow(S')={else,#}Follow(E)={then}First(if E then S S')∩First(other)=First(else S)∩First( )=③First(S')∩Follow(S')={else}不为空集故此文法不是LL(1)文法。
编译基础学习知识原理第4章规范标准答案
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)*(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0，1 下表由子集法将NFA转换为DFA：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4.16确定化：图4.16解：下表由子集法将NFA转换为DFA：14.把图4.17的(a)和(b)分别确定化和最小化：(a) (b)解： (a):可得图（a1），由于F(A,b)=F(B,b)=C,并且F(A,a)=F(B,a)=B,所以A,B 等价，可将DFA 最小化，即：删除B ，将原来引向B 的引线引向与其等价的状态A ，有图(a2)。
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第四章作业4.1 对下面文法,设计递归下降分析程序。
S→aAS|(A) , A→Ab|c解：将左递归去掉,将规则A→Ab|c 改成 A→c{b}非终结符号S的分析程序如下：非终结符号A的分析程序如下：4.2 设有文法G[Z]：Z∷=(A) , A∷=a|Bb , B∷=Aab若采用递归下降分析方法,对此文法来说,在分析过程中,能否避免回溯？为什么？解：若采用递归下降分析方法,对此文法来说,在分析过程中,不能避免回朔。
因为A∷=a|Bb和B∷=Aab构成了间接的左递归,不满足实现没有回溯的递归下降分析方法的条件,因此在分析过程中,将造成回溯。
4.3 若有文法如下,设计递归下降分析程序。
<语句>→<语句><赋值语句>|ε<赋值语句>→ID=<表达式><表达式>→<项>|<表达式>＋<项>|<表达式>－<项><项>→<因子>|<项>*<因子>|<项>/<因子><因子>→ID|NUM|(<表达式>)解：首先,去掉左递归（1）<语句>→<语句><赋值语句>|ε改为： <语句>→{<赋值语句>}（3）<表达式>→<项> | <表达式> + <项> | <表达式> - <项> 改为：<表达式>→<项>{（+ | -）<项>}（4）<项>→<因子> | <项> * <因子> | <项> / <因子>改为：<项>→<因子>{（* | /）<因子>}则文法变为：<语句>→{<赋值语句>}<赋值语句>→ID=<表达式><表达式>→<项>{（+ | -）<项>}<项>→<因子>{（* | /）<因子>}<因子>→ID|NUM|(<表达式>)非终结符号 <语句>→{<赋值语句>} 的分析程序如下：非终结符号 <赋值语句>→ID=<表达式> 的分析程序如下：非终结符号<表达式>→<项>{（+ | -）<项>} 的分析程序如下：非终结符号 <项>→<因子>{（* | /）<因子>} 的分析程序如下：非终结符号 <因子>→ID|NUM|(<表达式>) 的分析程序如下：4.4 有文法G[A]：A::=aABe|ε,B::=Bb|b（1）求每个非终结符号的FOLLOW集。
编译原理第4章习题答案
S-> S’ S’->(S)SS’| First( (S)SS’) = { （ } Follow(S)=Follow(S’)= { (, ),$ }
预测分析表
非终结符 S （ S->S’ ） S->S’ $ S->S’
S’
S’->(S)SS’
S’->
S’->
S’->
冲突
仔细分析后，发现该文法 S->S(S)S| 是二义性文法。 二义性文法不可能是LL(1)文法。 例如：( ) ( )
S->aS’ S’->aS’AS’|Ɛ A->+|*
First(S) = First(aS’)={a} First(S’)= First(aS’AS’) ∪ First(Ɛ)= {a} ∪{Ɛ}= {a, Ɛ} First(A) = { +,*}
Follow(S) ={$} 因为 S->aS’，所以把Follow(S)加入到Follow(S’)中。 因为 S’->aS’AS’的第一个S’ ，所以把First(AS’)={+,*}加入到Follow(S’)中。 因为 S’->aS’AS’的第二个S’ ，所以Follow(S)加入到Follow(S’)中。 所以，Follow(S’)= {$, +,*} 对 S’->aS’AS’的A ，当A后面的S’推导出非空时，把First(S’)-{Ɛ}={a}加入到Follow(A)中。 对 S’->aS’AS’的A ，当A后面的S’推导出空时，把Follow(S’)={$,+,*}加入到Follow(A)中。 所以，Follow(A)= {a, +,*,$} 对于S’->aS’AS’|Ɛ，因为First(aS’AS’) ∩Follow(S’)={a} ∩{$,+,*}=空集,所以没有冲突。 对于A->+|*，因为First(+) ∩First(*)={+} ∩{*}=空集,所以没有冲突。 所以该文法是LL(1)文法。
蒋立源编译原理第三版第四章习题与答案.docx
第五章习题5-1设有文法G[S] ：S→A/A→aA∣ AS∣/(1)找出部分符号序偶间的简单优先关系。
(2)验证 G[S] 不是简单优先文法。
5-2对于算符文法G[S] ：S→E E→ E-T∣ T T→T*F∣F F→ -P∣P P→ (E)∣i(1)找出部分终结符号序偶间的算符优先关系。
(2)验证 G[S] 不是算符优先文法。
5-3 设有文法G′[E] ：E→E E→E+T |T1T →T T→T*F|F F→(E)|i11111其相应的简单优先矩阵如题图5-3所示，试给出对符号串（i+i ）进行简单优先分析的过程。
题图 5-3 文法 G′ [E] 的简单优先矩阵5-4设有文法G[E]：E→E+T|TT→T*F|FF→(E)|i其相应的算符优先矩阵如题图5-4 所示。
试给出对符号串（i+i ）进行算符优先分析的过程。
(i*+)#(○○○○○＜＜＜＜＝i○○○○＞＞＞＞○○○○○○*＜＜＞＞＞＞○○○○○○+＜＜＜＞＞＞○○○○)＞＞＞＞○○○○#＜＜＜＜题图 5-4文法 G[E] 的算符优先矩阵5-5对于下列的文法，试分别构造识别其全部可归前缀的DFA和 LR(0) 分析表，并判断哪些是LR(0) 文法。
(1)S →aSb∣ aSc∣ ab(2)S →aSSb∣ aSSS∣c(3)S →AA→Ab∣ a5-6下列文法是否是SLR(1)文法？若是，构造相应的SLR(1) 分析表，若不是，则阐明其理由。
(1) S →Sab∣ bR R→S∣a(2) S →aSAB∣ BA A→aA∣ B B→ b(3) S →aA∣bB A→cAd∣εB→cBdd∣ε5-7对如下的文法分别构造LR(0) 及 SLR(1) 分析表，并比较两者的异同。
S→cAd∣ b A→ASc∣a5-8对于文法G[S]:S→A A→BA∣εB→ aB∣ b(1)构造 LR(1) 分析表；(2)给出用LR(1)分析表对输入符号串abab 的分析过程。
编译原理课后习题答案ch4
注意：本题应该理解为对图(a)进行确定化和对图(b)进行最小化。提供的答案没有对图(a)确 定化。
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《编译原理》课后习题答案第四章
第5题 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。 答案： 按题意相应的正规表达式是(0*10)*0*， 或 0*(0 | 10)*0* 构造相应的 DFA， 首先构造 NFA 为
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《编译原理》课后习题答案第四章
注意：这个题，也可以这样构造 NFA（用最少的ε，但注意不能出错） ：
a,b 0 a a 2 a,b 1 a b 3
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《编译原理》课后习题答 ε X b A ε F B a C b ε b G b H ε ε D ε E a I b Y
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 B C D DFA 的状态图：: 0 . A C A C 1 A B B D B
(2)先构造 NFA： 0 ε X 1 A ε ε F B 1 C 1 0 ε 0 D 1 E 1 0 ε 用子集法将 NFA 确定化 ε X T0=X A T1= ABFL Y CG T2= Y T3= CGJ DH K T4= DH EI T5= ABFKL T6= ABEFIL EJY T7= ABEFGJLY EHY CGK T8= ABEFHLY EY CGI T9= ABCFGJKL DHY T10= ABEFLY T11= CGJI DHJ T12= DHY T13= DHJ EIK T14= ABEFIKL ABEFIKL EJY CG DHJ ？正确 DHJG EI EIK DHY EY DHJ CG K ABEFLY CGJI DHY CGK ABEFHLY ABCFGJKL EY CGI ABEFGJLY EHY CGK ABEFIL Y EJY CG CG DH ABFKL EI DH K Y CGJ ABFL Y CG X A 0 1 1 ε L ε K ε J 0 Y
编译原理龙书第四章答案
编译原理龙书第四章答案编译原理是计算机科学中的一门基础课程，是用于教授计算机程序的设计、构建和优化的学科，常常被用于编写编译器和解释器。
在编译原理课程中，龙书（Compilers: Principles, Techniques, and Tools）是一本经典的教材，其中第四章主要讲述了词法分析器的设计和实现。
以下是第四章的答案，按照列表划分：1. 什么是词法分析器？词法分析器（Lexical Analyzer）是编译器的组成部分之一，它用于将程序中的字符序列转换为一系列单词或词法单元（Lexeme），以便后续的语法分析和语义分析使用。
2. 词法分析器的工作流程是什么？词法分析器的工作流程如下：（1）读入字符序列。
（2）将字符序列划分为一个个词法单元，或者检查字符序列是否合法。
（3）生成一个词法单元序列，并将其传递给语法分析器。
3. 词法单元的定义是什么？词法单元是编程语言中的一个基本单元，它是对代码中的一个单一概念进行编码的基本方式。
例如，在C语言中，词法单元包括关键字（如int，if，while等）、标识符（Identifier，即自定义变量名）、运算符和特殊符号等。
4. 有哪些方法可以实现词法分析器？可以使用正则表达式、自动机等方法实现词法分析器。
其中，正则表达式可以表示字符串的集合，因此可以将其用于识别单词类别；自动机是根据输入字符序列转换状态的一种计算模型，因此可以用于实现有限自动机（Deterministic Finite Automaton）和非确定有限自动机（Nondeterministic Finite Automaton）等。
5. DFA和NFA分别是什么？DFA和NFA都是有限自动机的一种，但在转换动作上有所不同。
DFA 是确定的有限自动机，即在状态转换时只有唯一的一个选择；而NFA 是非确定的有限自动机，即在状态转换时可以有多个选择。
6. DFA和NFA之间有什么关系？DFA和NFA虽然在转换动作上不同，但它们可以互相转化。
编译原理 龙书答案
第四章部分习题解答Aho：《编译原理技术与工具》书中习题（Aho）4.1 考虑文法S → ( L ) | aL → L, S | Sa)列出终结符、非终结符和开始符号解：终结符：(、)、a、，非终结符：S、L开始符号：Sb)给出下列句子的语法树i)(a, a)ii)(a, (a, a))iii)(a, ((a, a), (a, a)))c)构造b)中句子的最左推导i)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, a)ii)S(L)(L, S) (S, S) (a, S) (a, (L)) (a, (L, S)) (a, (S, S)) (a, (a, S) (a, (a, a))iii)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)))d)构造b)中句子的最右推导i)S(L)(L, S) (L, a) (S, a) (a, a)ii)S(L)(L, S) (L, (L)) (L, (L, S)) (L, (L, a)) (L, (S, a)) (L, (a, a)) (S, (a, a)) (a, (a, a))iii)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), (S, S))) (S, ((a, a), (a,a))) (a, ((a, a), (a, a)))e)该文法产生的语言是什么解：设该文法产生语言（符号串集合）L，则L = { (A1, A2, …, A n) | n是任意正整数，A i=a，或A i∈L，i是1～n之间的整数}（Aho）4.2考虑文法S→aSbS | bSaS |a)为句子构造两个不同的最左推导，以证明它是二义性的S aSbS abS abaSbS ababS ababS aSbS abSaSbS abaSbS ababS ababb)构造abab对应的最右推导S aSbS aSbaSbS aSbaSb aSbab ababS aSbS aSb abSaSb abSab ababc)构造abab对应语法树d)该文法产生什么样的语言？解：生成的语言：a、b个数相等的a、b串的集合（Aho）4.3 考虑文法bexpr→bexpr or bterm | btermbterm→bterm and bfactor | bfactorbfactor→not bfactor | ( bexpr ) | true | falsea)试为句子not ( true or false)构造分析树解：b)试证明该文法产生所有布尔表达式证明：一、首先证明文法产生的所有符号串都是布尔表达式变换命题形式——以bexpr、bterm、bfactor开始的推导得到的所有符号串都是布尔表达式最短的推导过程得到true、false，显然成立假定对步数小于n的推导命题都成立考虑步数等于n 的推导，其开始推导步骤必为以下情况之一bexpr bexpr or btermbexpr btermbterm bterm and bfactorbexpr bfactorbfactor not bfactorbfactor ( bexpr )而后继推导的步数显然<n，因此由归纳假设，第二步句型中的NT推导出的串均为布尔表达式，这些布尔表达式经过or、and、not运算或加括号，得到的仍是布尔表达式因此命题一得证。
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fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh 4）这个文法是否为二义性的？证明你的回答。 efugfgcbwueifhncowi
fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh efugfgcbwueifhncowi
fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh 3）给出这个串的一棵语法分析树。 efugfgcbwueifhncowi
fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn 4）所有由0和1组成的并且0的个数和1的个数不同的串的集合。 cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh efugfgcbwueifhncowi S A| B
２）给出这个串的一个最右推导
S S ( S ) S S ( S ) S ( S ( S ) S ) S ( S ( S )) S ( S ()) S ( S ( S ) S ()) S ( S ( S )()) S ( S ()()) S (()()) (()())
4）这个文法是否为二义性的？证明你的回答。 该文法不是二义性的。因为对于文法产生的每一个符 号串，不存在两棵不同的分析树（或两种不同的最左 或最右推导）。 5）描述这个文法生成的语言。 以a为变量，+和*为二元操作符的后缀表达式的集合
fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh 4.2.2 3）考虑上下文无关文法： efugfgcbwueifhncowi
该文法是二义性的文法。 如串 ()() 对应着两棵不同的语法分析树。
5）描述这个文法生成的语言。 括号的匹配，包括空串。
fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh 4.2.3 为下面的语言设计文法： efugfgcbwueifhncow 4.2.1 P120 4.2.2(3) 4.2.3 作业8： P126 4.3.1 4.3.2(1) 作业9： P136 4.4.3 作业10： P136 4.4.1（3） P142 4.5.2(3) 4.5.3(2)
fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh efugfgcbwueifhncowi
第四章 语法分析
4.2.1 考虑上下文无关文法：
S S S | S S* | a 以及串 aa a *
1）给出这个串的一个最左推导。
S S S S S S a S S aa S aa a
2）给出这个串的一个最右推导。
S S S S a* S S a * Sa a* aa a *
fbgcefgcwefgweifcuwgefnicwuegfniuwgfcn874gfw7euwinegfchgefyugweyfgcweyigfncwuiegn cuwigquigwbruingciuewgvbuwngcuwevbgwuigncfuiwevngtwugfxmiwuevgwfhkjkkshjidguefuh ３）给出这个串的一棵语法分析树。 efugfgcbwueifhncowi
S S ( S ) S |
以及串 (()())。 １）给出这个串的一个最左推导。
S S ( S ) S ( S ) S ( S ( S ) S ) S ((S ) S ) S (()S ) S (()S ( S ) S ) S (()(S ) S ) S (()()S)S (()()) S (()())
1）所有由0和1组成的并且每个0之后都至少跟着一个1的 串的集合。
S 1 S | 01 S |
2）所有由0和1组成的回文的集合，也就是从前面和从后 面读结果都相同的串的集合。
S 0 S 0 |1 S 1|1| 0 |
3）所有由0和1组成的具有相同多个0和1的串的集合。
S 0 S 1 S |1 S 0 S |