编译原理第五章答案

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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。

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。

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。

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;

编译原理答案第五章

练习5.1解答：输入(4*7+1)*2n,带注释的分析树如下：练习5.2解答: (1)根据表5.3中的语法制导定义建立表达式((a)+(b))的分析树和语法树(2)根据图5.17的翻译模式构造((a)+(b))的分析树和语法树练习5.3解答:设置下面的函数和属性：expr1||expr2:把表达式expr2拼写在表达式expr1后面。

deletep(expr):去掉表达式expr左端的‘（’和右端的‘)’。

E.expr,T.expr,F.expr:属性变量，分别表示E，T，F的表达式。

E.add,T.add,F.add,属性变量，若为true，则表示其表达式中外层有‘＋’号，否则无‘＋’号。

E.pmark,T.pmark,F.pmark,属性变量，若为true，表示E,T,F的表达式中左端为‘（’，右端是‘）’。

语法制导定义如下：产生式语义规则E -> E1 +T if(T.pmark==true)THEN E.expr=E1.expr||'+'||deletep(T.expr) ELSE E.expr:=E1.expr||'+'||T.expr;E.add:=true;E.pmark:=false;E -> T if(T.pmark==true)THEN E.expr:=deletep(T.expr)ELSE E.expr:=T.expr;E.add:=T.add;E.pmark:=false;T -> T1*F T.expr:=T1.expr||'*'||F.expr; T.add:=false;T.pmark:=false;T -> F T.expr:=F.expr; T.add:=F.add;T.pmark:=F.pmark;F -> (E) if(E.add==false)THEN BEGINF.expr:=E.expr;F.add:=false;F.pmark:=false;ENDELSE BEGINF.expr:='('||E.expr||')';F.add:=true;F.pmark:=true;END;F -> id F.expr:=id.lexval;F.add:=false;F.pmark:=false;练习5.4解答: (1)语法制导定义如下：产生式语义规则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 T.type:=int;T -> num.num T.type:=real;(2)设E.pf和T.pf分别是E和T的前缀形式，||是两个字符串的连接，语法制导定义如下：产生式语义规则E -> E1+T if(E1.type==int) AND (T.type==int)THEN E.type:=intELSE BEGINE.type:=real;if(E1.type==int) AND (T.type==real)THEN E1.pf:='inttoreal'||E1.pfELSE if(E1.type==real)AND(T.type==int)THEN T.pf:='inttoreal'||T.pfEND;E.pf:='+'||E1.pf||T.pf;E -> T E.type:=T.type; E.pf:=T.pf;T -> num T.type:=int; T.pf:=int.lexval;T ->num.numT.type:=real; T.pf:=real.lexval;练习5.5解答: (1)用综合属性决定s.val的语法制导定义：产生式语义规则S -> L S.val:=L.val;S ->L1.L2S.val:=L1.val+L2.val*L2.p;L -> B L.val:=B.val; L.p:=2-1;L -> L1B L.val:=L1.val*2+B.val; L.p:=L.p*2-1;B -> 0 B.val:=0;B -> 1 B.val:=1;注：L.p表示恢复L.val的因子。

编译原理-第1~5章习题课答案

选择题2答案
编译原理的主要目的是将高级语言编写的程序转换成低级语言编写的程序，以提高程序的运行效率和可移植性。
编译过程主要包括词法分析、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阶段。
选择题3答案
选择题4答案
词法分析是将源程序分解成一个个的单词或符号，供语法分析器识别和匹配。
编译原理-第1~5章习题课答案
目录
CONTENTS
• 第一章习题答案 • 第二章习题答案 • 第三章习题答案 • 第四章习题答案 • 第五章习题答案
01 第一章习题答案
CHAPTER
填空题答案
填空题1答案
编译原理是将高级语言编写的程序转换成低级语言编写的程序的
过程。
填空题2答案
编译过程主要包括词法分析、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阶段。
• 简答题3答案：编译器的输入是源程序，输出是目标程序。源程序是用高级语言编写的程序，目标程序是用低级语言编写的程序。
02 第二章习题答案
CHAPTER
填空题答案
填空题1答案
编译原理是将高级语言编写的程序转换成低级语言编写的程序的过程。
02
填空题2答案
编译过程主要包括词法分析、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阶段。
是编译过程的基础。
简答题3答案
编译原理中的语义分析阶段主要包括类型检查、语义检查和符号表管理等任务，以确保源程序的
语义正确性。
04 第四章习题答案
CHAPTER
填空题答案
填空题1答案
01
编译原理是将高级语言编写的程序转换成低级语言编写的程序

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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。

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：。