编译原理第五章答案
编译原理-第5章-习题与答案2上课讲义
编译原理-第5章-习题与答案2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→E1 E1→E1+T1|T1 T1→T T→T*F|F F→(E)|i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。
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→A A→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∣ε B→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∣ε B→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。
5-9 对于如下的文法，构造LR(1)项目集族，并判断它们是否为LR(1)文法。
(1) S→A A→AB∣ε B→aB∣b(2) S→aSa∣a第5章习题答案25-1 解：(1) 由文法的产生式和如答案图5-1(a)所示的句型A／／a／的语法树，可得G中的部分优先关系如答案图5-1(b)所示。
编译原理_第1-5章习题课答案
（1）以01结尾的二进制数串。 (0 | 1)*01
（2）能被5整除的十进制数。
0|5
| (1|2|3|4|5|6|7|8|9)
（3）包含奇數個1或奇數個0的二進制串
0*1(0|10*1)*|1*0(0|10*1)*
（4）英文字母组成的所有符号串，要求符号串中的 字母按字典序排列。
(A | a)* (B | b)* (C | c)*… (Z | z)*
I00
0 ΦC
0
B {c,d} 1 0
E
1
{c,d} D
{c,d,f}
1
1
{c,d}
{c,d,f}
chapter1~5习题
I1 {b,c,d} 1 {c,dF,e}
{c,d,e} 0 {c,d,e} {c,d,e,g}
{c,d,e}
S
0
A(始态)
Φ
B
C
C
C
D
E
E
C
F(终态)
E
1 B D D D F(终态) D
1(0|1)*101 1(0|1)*101
chapter1~5习题
g
1
a
(0|1)* b
101
d
g
1 a
0
ε
ε
b
c
1
1
0
1
d
e
f
g
编译原理
②.状态转换矩阵
1 a
0
ε
ε
b
c
1
chapter1~5习题
1
0
1
d
e
f
g
I {a} {b,c,d} {c,d} {c,d,e} {c,d,f} {c,d,e,g}
编译原理第五章
第五章2．对下面的文法G：E→TE/E/→+E|εT→FT/T/→T|εF→PF/F/→*F/|εP→(E)|a|b|^(1)计算这个文法的每个非终结符的FIRST集和FOLLOW集。
(2)证明这个方法是LL(1)的。
(3)构造它的预测分析表。
(4)构造它的递归下降分析程序。
解：（1）计算这个文法的每个非终结符的FIRST集和FOLLOW集。
FIRST集合有：FIRST(E)=FIRST(T)=FIRST(F)=FIRST(P)={(,a,b,^};FIRST(E/)={+,ε}FIRST(T)=FIRST(F)=FIRST(P)={(,a,b,^};FIRST(T/)=FIRST(T)∪{ε}={(,a,b,^,ε};FIRST(F)=FIRST(P)={(,a,b,^};FIRST(F/)=FIRST(P)={*,ε};FIRST(P)={(,a,b,^};FOLLOW集合有：FOLLOW(E)={),#};FOLLOW(E/)=FOLLOW(E)={),#};FOLLOW(T)=FIRST(E/)∪FOLLOW(E)={+,),#};//不包含εFOLLOW(T/)=FOLLOW(T)=FIRST(E/)∪FOLLOW(E)={+,),#};FOLLOW(F)=FIRST(T/)∪FOLLOW(T)={(,a,b,^,+,),#};//不包含εFOLLOW(F/)=FOLLOW(F)=FIRST(T/)∪FOLLOW(T)={(,a,b,^,+,),#};FOLLOW(P)=FIRST(F/)∪FOLLOW(F)={*,(,a,b,^,+,),#};//不包含ε(2)证明这个方法是LL(1)的。
各产生式的SELECT集合有：SELECT(E→TE/)=FIRST(T)={(,a,b,^};SELECT(E/→+E)={+};SELECT(E/→ε)=FOLLOW(E/)={),#}SELECT(T→FT/)=FIRST(F)={(,a,b,^};SELECT(T/→T)=FIRST(T)={(,a,b,^};SELECT(T/→ε)=FOLLOW(T/)={+,),#};SELECT(F→PF/)=FIRST(P)={(,a,b,^};SELECT(F/→*F/)={*};SELECT(F/→ε)=FOLLOW(F/)={(,a,b,^,+,),#};SELECT(P→(E))={(}SELECT(P→a)={a}SELECT(P→b)={b}SELECT(P→^)={^}可见，相同左部产生式的SELECT集的交集均为空，所以文法G[E]是LL(1)文法。
【编译原理】1-5章课后习题答案精心整理版,可直接缩印
第一章1.2 计算机执行用高级语言编写的程序有哪些途径？它们之间的主要区别是什么？ 【解答】计算机执行用高级语言编写的程序主要有两种途径：解释和编译。
这两种途径的主要区别在于：解释方式下不生成目标代码程序，而编译方式下生成目标代码程序。
从执行速度上看，编译型的高级语言比解释型的高级语言要快，但解释方式下的人机界面比编译型好，便于程序调试。
（在解释方式下，翻译程序事先并不采用将高级语言程序全部翻译成机器代码程序，然后执行这个机器代码程序的方法，而是每读入一条源程序的语句，就将其解释(翻译)成对应其功能的机器代码语句串并执行，而所翻译的机器代码语句串在该语句执行后并不保留，最后再读入下一条源程序语句，并解释执行。
这种方法是按源程序中语句的动态执行顺序逐句解释(翻译)执行的，如果一语句处于一循环体中，则每次循环执行到该语句时，都要将其翻译成机器代码后再执行。
在编译方式下，高级语言程序的执行是分两步进行的：第一步首先将高级语言程序全部翻译成机器代码程序，第二步才是执行这个机器代码程序。
因此，编译对源程序的处理是先翻译，后执行。
）1.3 请画出编译程序的总框图。
如果你是一个编译程序的总设计师，设计编译程序时应当考虑哪些问题？ 【解答】编译程序总框图如图1-1所示。
作为一个编译程序的总设计师，首先要深刻理解被编译的源语言其语法及语义；其次，要充分掌握目标指令的功能及特点，如果目标语言是机器指令，还要搞清楚机器的硬件结构以及操作系统的功能；第三，对编译的方法及使用的软件工具也必须准确化。
总之，总设计师在设计编译程序时必须估量系统功能要求、硬件设备及软件工具等诸因素对编译程序构造的影响等。
第二章2.1 正规式M1和M2等价是指：M1和M2所识别的语言集相等。
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。
程序设计语言_编译原理(第三版-习题库-答案)第五章 语法制导翻译及中间代码生成
第五章语法制导翻译及中间代码生成5.1说明属性文法与属性翻译文法有何异同?5.2考虑下面的属性文法：Z →sXattribution:Z.a=X.c;X.b=X.a；Z.p=X.b；Z →t Xattribution：X.b=X.d;Z.a=X.b;X →uattribution:X.d=1;X.c=X.d;X →Vattribuion:X.c=2;X.d=X.c;(1) 上述文法中的属性哪些是继承的?哪些是综合的?(2) 上述文法中的属性依赖是否出现了循环?5.3为什么说S属性文法一定是L属性文法?反之结论亦正确吗?5.4将下列中缀式改写为逆波兰式。
(1) -A*(B+C)↑(D-E)(2) ((a*d+c)/d+e)*f+g(3) a+x≤4∨(C∧d*3)(4) a∨b∧c+d*e↑f(5) s=0; i=1;while (i＜=100) {s+=i*i; i++;}5.5将下列后缀式改写为中缀式。
(1) abc*+(2) abc-*cd+e/-(3) abc+≤a0＞∧ab+0≠a0∧∨(4) ab＜p1 BZ xab-c↑= p2 BR gh=↑↑p1p25.6设已给文法G［E］：E →E+T | -T | TT →T*F | FF →P ↑F | PP →(E) | i试设计一个递归下降分析器，要求此分析器在语法分析过程中，将所分析的符号串翻译成后缀式。
5.7设已给布尔表达式文法G［Z］：Z →EE →T{∨T}T →F{∧F}F → F | (E) | b试设计一个递归下降分析器，它把由G［Z］所描述的布尔表达式翻译为四元式序列。
5.8(1) 利用54节所给的属性翻译文法将赋值语句：X=A*(B+C)+D翻译成四元式序列，给出语法制导的翻译过程。
(2) 利用55节所给的属性翻译文法将布尔表达式：A∧(B∨(C∨D F))翻译成四元式序列，给出语法制导的翻译过程。
(3) 利用56节所给的属性翻译文法将语句：while A＜C∧B＞0 doif A=1 then C∶=C+1else while A＜=D do A∶=A+2翻译成四元式序列，给出语法制导的翻译过程。
编译原理-第五章习题答案
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11
例：5.3 文法：SaAcBe A bAb B d 句子：abbcde
步骤 （1） （2） （3） （4） （5） （6）
栈
＃ ＃a ＃ab ＃aA ＃aAb ＃aA ＃aAc ＃aAcd ＃aAcB ＃aAcBe ＃S
输入 abbcde＃ bbcde＃ bcde＃ bcde＃ cde＃ cde＃
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20
5）构造算符优先文法G的优先表的算法
思路：对文法中的每一个产生式的候选式检查，判断句型中相邻符号之间 的关系 来构造优先表； 具体算法： FOR 每条产生式P→X1X2…Xn FOR i＝1 TO n－1 IF Xi，Xi+1∈VT，THEN Xi＝Xi+1； IF i ≤n-2且Xi，Xi+2∈VT，Xi+1∈VN THEN Xi＝Xi+2； IF Xi∈VT，Xi+1∈VN THEN FOR FIRSTVT(Xi+1)中的每个a Xi <. a； NEXT IF Xi∈VN，Xi+1∈VT THEN FOR LASTVT(Xi)中的每个a DO a .> Xi＋1； NEXT NEXT NEXT
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8
例：5.1 P85 文法： E→T|E＋T T→F|T*F F→i|（E） 句型：i1*i2＋i3其中：短语有i1、i2、i3、i1*i2、 i1*i2＋i3 直接短语：i1、i2、i3；句柄：i1 例：5.2 P85 文法如上 E 句型：E+T*F+i 短语：E+T*F+i，E+T*F，T*F，i 直接短语：T*F和i E + 句柄：T*F
《编译原理》习题参考答案(六)
《编译原理》习题参考答案（六）第五章5.4 为下列类型写类型表达式：(a) 指向实数的指针数组，数组的下标从1到100。
(b) 两位数组（即数组的数组），他的行下标从1到10，列下标从1到20。
(c) 函数，他的定义域是从整数到整数的指针的函数，它的值域是从一个整数和一个字符组成的纪录。
Solution:(a) array ( 1 . . 100 , pointer ( real ) )(b) array ( 1 . . 10 , array ( 1 . . 20 , type ) )(c) ( integer →pointer(integer) )→record((i : integer) * ( c : char )) 假定作为值域的记录类型的两个域分别叫i和c。
5.6 下列文法定以字面常量表的表。
符号的解释和图5.2文法的那些相同，增加了类型list，它表示类型T的元素表。
→ D ; EP→ D ; D | id : TD→ list of T | char | integerTE→ ( L ) | literal | num | id→ E , L | EL写一个类似5.3节中的翻译方案，以确定表达式( E )和表( L )的类型。
P→ D ; ED→ D ; DD→ id : T { addtype ( id.entry , T.type ) }T→ char { T.type := char }T→ integer { T.type := integer }T→ list of T1 { T.type := list ( T1.type ) }E→ literal { E.type := char }E→ num { E.type := integer }E→ id { E.type := lookup ( id.entry ) }E→ ( L ) { E.type := list ( L.type ) }L→E{L.type:=E.type}L→ E , L1 { L.type := if L1.type = E.type then E.typeelse type_error }5.16 对下面的每对表达式，找出最一般的合一代换：(a) α1 → ( α2 →α1 )(b) array ( β1 ) → ( pointer( β1 ) →β2 )(c) γ1 →γ2(d) δ1 →(δ1 →δ2 )Solution:S(α1) = array ( β1 ) S(α2) = pointer ( β1 ) S(β2) = array ( β1 ) (a)(c):S(γ1) = α1 S(γ2) = α2 → α1 (a)(d):S(α1) = S(α2) = S(δ1) = S(δ2) = α (b)(c):S(γ1) = array ( β1 ) S(γ2) = pointer ( β1 ) → β2 (b)(d): 无 (c)(d):S(γ1) = δ1 S(γ2) = δ1 → δ25.17 仿效例5.5，推到下面map 的多态类型: map: ∀ α . ∀ β . ( ( α → β ) * list ( α ) ) → list ( β ) map 的ML 定义是 fun map ( f , l ) = if null ( l ) then nilelse cons ( f ( hd ( l ) ) , map ( f , tl ( l ) ) );在这个函数体中，内部定义的标识符的类型是： null : ∀α . list (α ) → boolean ; nil : ∀α . list (α ) ;cons : ∀α . ( α * list (α ) ) → list (α ) ;hd:∀α . list (α ) →α;∀α . list (α ) → list (α ) ;tl:Solution:行定型断言代换规则(1) f : α( Exp Id )(2) l : β( Exp Id )(3) map : γ( Exp Id )(4) map ( f , l ) : δγ = ( α * β ) →δ(Exp Funcall)(5) null : list (α0) → boolean ( Exp Id ) 和( Type Fresh )(6) null ( l ) : boolean β = list (α0) (Exp Funcall)(7) nil : list (α1) ( Exp Id ) 和( Type Fresh )(8) l : list (α0) 由（2）可得(9) hd : list (α2) →α2( Exp Id ) 和( Type Fresh )(10) hd ( l ) : α0α2 = α0(Exp Funcall)(11) f ( hd ( l ) ) : α3α = α0→α3( Exp Id )(12) f : α0→α3由（1）可得(13) tl : list (α4)→ list (α4) ( Exp Id ) 和( Type Fresh )(14) tl ( l ) : list (α0) α4 = α0(Exp Funcall)(15) map : ((α0→α3)*list(α0))→δ由（3）可得(16) map ( f , tl ( l ) ) : δ(Exp Funcall)(17) cons : α5 * list(α5) → list(α5) ( Exp Id ) 和( Type Fresh ) (18) cons (…) : list (α3) α5 = α3 , δ=list(α3) (Exp Funcall)(19) if : boolean *α6 * α6→α6( Exp Id ) 和( Type Fresh )(20) if (…) : list (α1) α6 = α1 , α3 = α1(Exp Funcall)(21) match : α7 *α7 →α7( Exp Id ) 和( Type Fresh ) (22) match (…) : list (α1) α7 = list (α1) (Exp Funcall)至此有map : ( (α0→α1)*list(α0) )→list(α1)所以map : ∀α . ∀β . ( ( α→β ) * list ( α ) ) → list ( β )5.18 假定类型名link和cell如5.5节那样定义，下面的表达式中，那些结构等价？那些名字等价？(a) link(b) pointer ( cell )(c) pointer ( link )(d) pointer ( record ( ( info : integer ) * ( next : pointer ( cell ) ) ) ) Solution:(a)、(b)、(d)结构等价，无名字等价。
编译原理龙书习题5,6,7,8章
（２）设code 为综合属性，代表各非终结符 的代码属性
type为综合属性，代表各非终结符的类型属 性
inttoreal把整型值转换为相等的实型值 vtochar将数值转换为字符串
5.3.3 给出一个SDD对x*(3*x+x*x)这样的表达式求 微分。表达式中涉及运算符+和*，变量x和常 量。假设不进行任何简化，也就是说，比如 3*x将被翻译为3*1+0*x。
S1.code|| label(S1.next)|| B.code
S-->for ( S1; B; S2 ) S3
S1.next=newlabel() B.true=newlabel() begin=newlabel() B.fale=S.next S2.next =S1.next S3.next=begin S.code=S1.code||label(S1.next)||
| { D .val 0;
D .b 0}
第6章 中间代码生成
6.1.1 为下面的表达式构造DAG ((x+y)-((x+y)*(x-y)))+((x+y)*(x-y))
6.2.1 将算术表达式 a+-(b+c) 翻译成
1）抽象语法树 2）四元式序列 3）三元式序列 4）间接三元式序列
1）抽象语法树：
的位数次幂值(2 length of L)
S L1.L2 S.val = L1.val +L2.val / L2.b; S L S.val = L.val; L L1 B L.val = L1.val *2 + B.val;
L.b = L1.b*2; L B L.val = B.val; L.b = 2; B 0 B.val = 0; B 1 B.val = 1;
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第5章自顶向下语法分析方法
第1题
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。
答案：
也可由预测分析表中无多重入口判定文法是LL(1)的。
可见输入串（a,a）#是文法的句子。
第3题
已知文法G[S]：
S→MH|a
H→LSo|ε
K→dML|ε
L→eHf
M→K|bLM
判断G是否是LL(1)文法，如果是，构造LL(1)分析表。
第7题
对于一个文法若消除了左递归，提取了左公共因子后是否一定为LL(1)文法?试对下面文法进行改写，并对改写后的文法进行判断。
(１)A→baB|ε
B→Abb|a
(2) A→aABe|a
B→Bb|d
(3) S→Aa|b
A→SB
B→ab
答案：
(１)先改写文法为：
0) A→baB
1) A→ε
2) B→baBbb
3) B→bb
4) B→a
再改写文法为：
0) A→baB
1) A→ε
2) B→bN
3) B→a
4) N→aBbb
5) N→b
（2）文法：A→aABe|a B→Bb|d
提取左公共因子和消除左递归后文法变为：
0) A→a N
1) N→A B e
2) N→ε
3) B→d N1
4) N1→b N1
5) N1→ε
（3）文法：S→Aa|b A→SB B→ab
第1种改写：
用A的产生式右部代替S的产生式右部的A得：S→SBa|b B→ab
消除左递归后文法变为：
0) S→b N
1) N→B a N
2) N→ε
3) B→a b
也可由预测分析表中无多重入口判定文法是LL(1)的。
第2种改写：
用S的产生式右部代替A的产生式右部的S得：
S→Aa|b A→AaB|bB B→ab
消除左递归后文法变为：
0) S→A a
1) S→b
2) A→b B N
3) N→a B N
4) N→ε
5) B→a b
预测分析表：。