编译原理教程第八章课后习题答案
编译原理第8章作业及习题参考答案
第八章 语法制导翻译和中间代码生成1．给出下面表达式的逆波兰表示(后缀式)： (1) a*(-b+c)(4) (A ∧B) ∨(⌝C ∨ D)(7) if(x+y)*z=0 then s ∶=(a+b)*c else s ∶=a*b*c解(1) ab-c+*(4) AB ∧C ⌝D ∨∨(7) xy+z*0=sab+c*:=sab*c*:=￥（注：￥表示if-then-else 运算）2. 请将表达式-(a+b)*(c+d)-(a+b+c)分别表示成三元式、间接三元式和四元式序列。
答案：三元式(1) (+ a, b) (2) (+ c, d)(3) (* (1), (2)) (4) (- (3), /) (5) (+ a, b)(6) (+,(5),c) (7) (- (4), (6)) 间接三元式间接三元式序列 间接码表 (1) (+ a, b) (1) (2) (+ c, d) (2) (3) (* (1), (2)) (3) (4) (- (3), /) (4)￥= :=*:=+ xyzs +cxa bs* c*a b(5) (- (4), (1)) (1)(6) (- (4), (5)) (5)(6)四元式(1) (+, a, b, t1) (2) (+, c, d, t2) (3) (*, t1, t2, t3) (4) (-, t3, /, t4)(5) (+, a, b, t5) (6) (+, t5, c, t6) (6) (-, t4, t6, t7)3. 采用语法制导翻译思想，表达式E 的"值"的描述如下： 产生式 语义动作(0) S ′→E {print E.VAL}(1) E →E1+E2 {E.VAL ∶=E1.VAL+E2.VAL} (2) E →E1*E2 {E.VAL ∶=E1.VAL*E2.VAL} (3) E →(E1) {E.VAL ∶=E1.VAL} (4) E →n {E.VAL ∶=n.LEXVAL}如果采用LR 分析法，给出表达式(5 * 4 + 8) * 2的语法树并在各结点注明语义值VAL 。
编译原理一些习题答案
第2章形式语言基础2.2 设有文法G[N]: N -> D | NDD -> 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9(1)G[N]定义的语言是什么?(2)给出句子0123和268的最左推导和最右推导。
解答：(1)L(G[N])={(0|1|2|3|4|5|6|7|8|9)+} 或L(G[N])={α| α为可带前导0的正整数}(2)0123的最左推导：N ⇒ ND ⇒ NDD ⇒ NDDD ⇒ DDDD ⇒ 0DDD ⇒ 01DD ⇒ 012D ⇒ 0123 0123的最右推导：N ⇒ ND ⇒ N3 ⇒ ND3 ⇒ N23 ⇒ ND23 ⇒ N123 ⇒ D123 ⇒ 0123268的最左推导：N ⇒ ND ⇒ NDD ⇒ DDD ⇒ 2DDD ⇒ 26D ⇒ 268268的最右推导：N ⇒ ND ⇒ N8 ⇒ ND8 ⇒ N68 ⇒ D68 ⇒ 2682.4 写一个文法，使其语言是奇数的集合，且每个奇数不以0开头。
解答：首先分析题意，本题是希望构造一个文法，由它产生的句子是奇数，并且不以0开头，也就是说它的每个句子都是以1、3、5、7、9中的某个数结尾。
如果数字只有一位，则1、3、5、7、9就满足要求，如果有多位，则要求第1位不能是0，而中间有多少位，每位是什么数字（必须是数字）则没什么要求，因此，我们可以把这个文法分3部分来完成。
分别用3个非终结符来产生句子的第1位、中间部分和最后一位。
引入几个非终结符，其中，一个用作产生句子的开头，可以是1－9之间的数，不包括0，一个用来产生句子的结尾，为奇数，另一个则用来产生以非0整数开头后面跟任意多个数字的数字串，进行分解之后，这个文法就很好写了。
N -> 1 | 3 | 5 | 7 | 9 | BNB -> 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9 | B02.7 下面文法生成的语言是什么？G1：S->ABA->aA| εB->bc|bBc G2：S->aA|a A->aS解答：B ⇒ bcB ⇒ bBc⇒ bbccB ⇒ bBc⇒ bbBcc ⇒ bbbccc……A ⇒εA ⇒ aA ⇒ aA ⇒ aA ⇒ aaA ⇒ aa……∴S ⇒ AB ⇒ a m b n c n , 其中m≥0,n≥1即L(G1)={ a m b n c n | m≥0,n≥1} S ⇒ aS ⇒ aA ⇒ aaS ⇒ aaaS ⇒ aA ⇒ aaS ⇒ aaaA ⇒aaaaS ⇒ aaaaa ……∴S ⇒ a2n+1 , 其中n≥0即L(G2)={ a2n+1 | n≥0}2.11 已知文法G[S]: S->(AS)|(b)A->(SaA)|(a)请找出符号串(a)和(A((SaA)(b)))的短语、简单短语和句柄。
编译原理,清华大学,第2版_第8章 语法制导翻译和中间代码生成
将if-then-else看作一个完整的操作符，则e、x和 y 分别是三个操作数，这显然是一个三元运算。根据后缀式 的特点，它的后缀式可以写为：
exy if-then-else(记为: exy￥) 但是，这样的表示有个弱点。按照算法的计算次序，e、 x和y均需计算，而实际上，根据条件e的取值，计算x则不 计算y，计算y则不计算x。
一、逆波兰表示 典型特征是操作数在前，操作符紧跟其后。 特点:由于操作符紧跟操作数之后，因此只要知道操作 符有几个操作数，每一步的运算就可以确定。
1、 表达式的表示：
例：a+b 例：-a+b*c 例： (a+b)*c ab+ a@bc*+ ab+c* <左部><表达式的逆波兰式> ::=
2、 赋值语句的逆波兰表示：
E → E1 + E2
E → E1 * E2 E → (E1) E → num
E.val := E1.val + E2.val;
val[top] := val[top]+val[top+2];
E.val := E1.val * E2.val; E.val := E1.val; E.val := num.lexval;
第八章 语法制导翻译和中间代码生成
• 教学要求：本章介绍编译程序的第三个阶段语 义分析及中间代码生成的设计原理和实现方法，
要求理解语法制导翻译、语义动作的基本概念；
掌握语义规则和中间代码的表示形式。 • 教学重点：语义规则，中间代码的表示形式， 自下而上分析制导翻译概述。
语义处理功能： • 1、静态语义审查：验证语法结构合理 的程序是否真正有意义。 • 2、解释执行动态语义、生成代码：执 行真正的翻译（生成中间代码或目标代 码）。
编译原理清华大学出版社第8章习题重点题解答
1、已知文法：A → aAd|aAb|ξ判断该文法是否是SLR（1）文法，若是构造相应分析表，并对输入串 #ab# 给出分析过程。
解：(0) A’→ A(1)A → aAd(2) A → aAb(3) A →ξ构造该文法的活前缀DFA：由上图可知该文法是SLR（1）文法。
构造SLR（1）的分析表：3、考虑文法：S →AS|b A→SA|aFollow(A) = first(S) = {b}+first(A)= {a,b}(1)列出这个文法的所有LR（0）项目(2)按（1）列出的项目构造识别这个文法活前缀的NFA，把这个NFA确定化为DFA，说明这个DFA的所有状态全体构成这个文法的LR（0）规范族。
(3)这个文法是SLR的吗？若是，构造出它的SLR分析表。
(4)这个文法是LALR或LR（1）的吗？解：（0）S’→S (1)S→AS (2)S→b (3)A→SA (4)A→a(1)列出所有LR（0）项目：S’→·S S→·b A→·a S’→ S· S→b· A→a·S →·AS A→·SAS →A·S A→S·AS →AS· A→SA·(3)构造该文法的活前缀NFA：由上可知：I1 I3 I5 中存在着移进和归约冲突在I1中含项目：S’→ S·归约项 Follow(S’)={#}A →·a 移进项 Follow(S’)∩{a}=∮S →·b 移进项 Follow(S’)∩{b}=∮在I3中含项目：A →SA·归约项 Follow(A)={a,b}S →·b 移进项 Follow(A) ∩ {b}≠∮A →·a 移进项 Follow(A) ∩ {a}≠∮在I5中含项目：S →AS·归约项 Follow(S)={#,a,b}A →·a 移进项 Follow(S) ∩ {a}≠∮S →·b 移进项 Follow(S) ∩ {b }≠∮由此可知，I3、I5的移进与归约冲突不能解决，所以这个文法不是SLR （1）文法。
胡元义版编译原理课后习题答案
则文法G[S′]的LR(0)项目集示范族为 I0：S′→·S I4：S→a· I10：L→S；·L I5 ： S→while e· do s I6 ： S→begin L·end I7 ： L→S· S→·while e do S L→·S S→·begin L end L→·S；L S→·a S→·while e do S
所有外层分程序的符号表都无法找到此标识符，则表
明程序中使用了一个未经说明 ( 定义 )的标识符，此时 可按语法错误予以处理。
8.4 对下列程序，当编译程序编译到箭头所指位 置时，画出其层次表(分程序索引表)和符号表： program stack(output); var m, n:integer; r:real;
w h ile L S ; I4 I7 a s I1 0 I6 b eg in en d I9 w h ile L I1 2 a
图8-2 习题8.5中文法G[S′]的DFA
在 LR(0) 项 目 集 规 范 族 中 ， 只 有 I7 含 有 “ 移 进”/“归约”冲突，且该冲突可用SLR(1)方法解决。
图8-1 分程序索引表和符号表示意图
8.5 已知文法G[S]: S→while (e) S S→{L}
S→a
L→S;L L→S
/*a代表赋值句*/
构造该文法的LR型的错误校正分析程序。
【解答】 首先将文法G[S]拓广为G[S′]：(0) S′→S (1) S→while e do S
(2) S→begin L end
号的处理，这就需要用到语法符号的相关属性。为了在需
要时能找到这些语法成分及其相关属性，就必须使用一些 表格来保存这些语法成分及其属性，这些表格就是符号表。
编译原理 第八章
② for(i=6,j=0; j<i; ++j) fun(i); 在六次循环中，i的值保持为6，则可优化为： for(i=6,j=0;j<6; ++j) fun(6);
3. 综合使用常数传播和常数合并进行优化处理 为了对保持定值的所有变量之值进行跟踪，建立一个局部符号表，使 每一个活动的变量在该表中有一个登记项，每当对这些变量进行再定 值时，就相应的修改其登记项中的内容。 例： t1=1; t1+=5; 优化为： t1=6; t2=t1; t2=6;
一. 强度削弱
用一种（或一串）执行时间较短的操作去等价的代替一个操作。 1. x*2n 替换为 x<<n （乘法用左移运算替换） x/2n 替换为 x>>n x%2n 替换为 x&(2n-1) 2. 乘以一个较小的整数可以用多个加法代替 x*=3 替换为 x1=x; x+= x1; x+= x1; 3. 较大整数的乘法可以联合使用位移和加法进行强度削弱优化 x*=9 替换为 x1=x; x*=27 替换为 x1=x; x1<<=3; x1<<=1; x+= x1; x+= x1; x1<<=2; x+= x1; x1<<=1; 4. 对于非算术运算进行强度削弱的情形 x+= x1; 例如：许多机器有多种形式的转移指令， 优化程序可以从其中选择效率更高的指令。
三. 无用变量与无用代码的删除
1. 无用变量：变量的最后一次引用到对该变量再置初值期间，可视为无用 变量。在变量的无用期间，对该变量的所有定值(如赋值)指令均可删去。 例： t=a; t+=5; x=t; …… /*此后的一个时间间隔内，t成为无用变量*/ t=c; /*在t的无用期内，对t的定值可以删除*/ …… t=b; /*t被再次置初值，无用期结束*/ y=t+a;
编译原理第八章
2013年8月21日2时45分
(3) 在符号表的信息栏中引入一个指针域（previous）用以 链接它在同一过程内的前一域名字在表中的下标（相对位 置）。每一层的最后一个域名字，其previous之值为0。这 样，每当需要查找一个新名字时，就能通过DISPLAY找出 当前正在处理的最内层的过程及所有外层的子符号表在栈 符号表中的位置。然后，通过previous可以找到同一过程 内的所有被说明的名字。
2013年8月21日2时45分
8.4 符号表的内容
符号表的信息栏中登记了每个名字的有关的性质，如类型、 种属、大小以及相对数。 对于变量名、数组名和过程名，信息栏中一般有下列信息： (1)变量 类型(整数、实、双实、布尔、字符、复、标号 或指针)； 种属(简单变量、数组或记录结构)； 长度(所需的存储单元数)； 相对数(存储单元数)； 若为数组，则记录其内情况向量。
2013年8月21日2时45分
杂凑技术
对于表格处理来说，根本问题在于如何保证查表与填表两 方面的工作都能高效地进行。对于线性表来说，填表快， 查表慢。而对于对折法而言，则填表慢，查表快。杂凑法 正是一种争取查表、填表两方面都能高速进行的统一技术。 这种办法是：假定有一个足够大的区域，这个区域以填写 一张含N项的符号表。构造一个地址函数H。对于地址函 数H有两点要求：第一，函数的计算要简单、高效；第二， 函数值能比较均匀地分布。对于杂凑技术还应设法解决 “地址冲突”的问题。
2013年8月21日2时45分
8.2 整理与查找
符号表作为一个多元组，表中元组的排列组织是构造符号 表的重要成分。在编译程序的整个工作过程中，符号表被 频繁地用来建立表项，找查表项，填充和引用表项的属性 。因此表项的排列组织对该系统运行的效率起着十分重要 的作用。在编译程序中，符号表项的组织传统上采用三种 构造方法。即线性法，二分法及散列法。
编译原理课后题答案【清华大学出版社】ch8
如果题目是 S::=L.L | L L::=LB | B B::=0 | 1 则写成: S`::=S {print(S.val);} S::=L1.L2 { S.val:=L1.val+L2.val/2L2.length ;} S::= L { S.val:=L.val; } L::=L1B { L.val:=L1.val*2+B.val; L.length:=L1.length+1; } L::=B { L.val:=B.val; L.length:=1;} B::=0 { B.val:=0; } B::=1 { B.val:=1;}
如采用 LR 分析方法，给出表达式(5*4+8)*2 的语法树并在各结点注明语义值 VAL。
答案：
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5
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《编译原理》课后习题答案第八章
采用语法制导翻译思想，表达式 E 的“值”的描述如下：
产生式
语义动作
(0) S′→E
{print E.VAL}
四元式：
100 (+, a, b, t1) 101 (+, c, d, t2) 102 (*, t1, t2, t3) 103 (-, t3, /, t4) 104 (+, a, b, t5) 105 (+, t5, c, t6) 106 (-, t4, t6, t7)
树形：
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6
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《编译原理》课后习题答案第八章
第5题
令 S.val 为下面的文法由 S 生成的二进制数的值(如，对于输入 101.101，S.val=5.625)； SÆL.L | L LÆLB | B BÆ0 | 1
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编译原理作业第八章符号表与错误处理
8.1 完成下列选择题：
(1) 编译程序使用b区别标识符的作用域。
a. 说明标识符的过程或函数名
b. 说明标识符的过程或函数的静态层次
c. 说明标识符的过程或函数的动态层次
d. 标识符的行号
(2) 在目标代码生成阶段，符号表用于 d 。
a. 目标代码生成
b. 语义检查
c. 语法检查
d. 地址分配
(3) 错误的局部化是指c。
a. 把错误理解成局部的错误
b. 对错误在局部范围内进行纠正
c. 当发现错误时，跳过错误所在的语法单位继续分析下去
d. 当发现错误时立即停止编译，待用户改正错误后再继续编译
【解答】(1) b (2) d (3) c
8.2 在编译过程中为什么要建立符号表？
答：在编译过程中始终要涉及到对一些语法符号的处理，这就需要用到语法符号的相关属性。
为了在需要时能找到这些语法成分及其相关属性，就必须使用一些表格来保存这些语法成分及其属性，这些表格就是符号表。
8.3 对出现在各个分程序中的标识符，扫描时是如何处理的？
答：对扫描到各分程序中的标识符的处理方法如下：
(1) 当在一个分程序首部某说明中扫描到一个标识符时，就以此标识符查找相应于本层分程序的符号表。
如果符号表中已有此名字的登记项，则表明此标识符已被重复说明(定义)，应按语法错误进行处理；否则，在符号表中新登记一项并将此标识符及有关信息(种属、类型、所分配的内存单元地址等)填入。
(2) 当在一分程序的语句中扫描到一个标识符时，首先在该层分程序的符号表中查找此标识符；若查不到，则继续在其外层分程序的符号表中查找。
如此下去，一旦在某一外层分程序的符号表中找到标识符，则从表中取出有关的信息并作相应的处理；如果查遍所有外层分程序的符号表都无法找到此标识符，则表明程序中使用了一个未经说明(定义)的标识符，此时可按语法错误予以处理。
8.4 对下列程序，当编译程序编译到箭头所指位置时，画出其层次表(分程序索引表)和符号表：
program stack(output);
var m, n:integer;
r:real;
procedure setup(ns:integer, check:real);
var k, l:integer;
function total(var at:integer, nt:integer):integer;
var i, sum:integer;
begin
for i:=1 to nt do sum:=sum+at[i]; total:=sum; end; begin
l:=27+total(a,ns); <----------------- end; begin n:=4; setup(n,5.75)
end.
答： 编译程序编译到箭头所指位置时，其层次表(分程序索引表)和符号表如图8-1所示。
图8-1 分程序索引表和符号表示意图
8.5 已知文法G[S]: S →while (e) S S →{L}
S →a /*a 代表赋值句*/ L →S;L L →S
构造该文法的LR 型的错误校正分析程序。
答：首先将文法G[S]拓广为G[S ′]：(0) S ′→S (1) S →while e do S (2) S →begin L end (3) S →a (4) L →S
1110987654321
符号表
表
(5) L →S ；L
则文法G[S ′]的LR(0)项目集示范族为 I0：S ′→·S I4：S →a· I10：L →S ；·L S →·while e do S I5：S →while e· do s L →·S S →·begin L end I6：S →begin L·end L →·S ；L S →·a I7：L →S·
S →·while e do S
I1：S ′→S· L →S· ；L S →·begin L end I2：S →while·e do s I8：S →while e do·S S →·a I3：S →begin·L end S →· while e do s I 11：S →while e do S· L →·S S →·begin L end I12：L →S ；L·
L →·S ；L S →·a S →·while e do s I9：S →begin L end· S →·begin L end
S →·a 将这些项目集的转换函数G O 表示为如图8-2所示的DFA 。
图8-2 习题8.5中文法G[S ′]的DFA
在LR(0)项目集规范族中，只有I7含有“移进”/“归约”冲突，且该冲突可用SLR(1)方法解决。
为此计算文法G[S ′]中每个非终结符的FOLLOW 集如下： FOLLOW(S ′)={#}
FOLLOW(S)={end,;,#} FOLLOW(L)={end}
由此构造出包括错误校正处理子程序的SLR(1)分析表如表8-1所示。
a
表8-1 习题8.5的SLR(1)分析表
由表中可以看出，在状态7面对输入符号为“；”时移进，而面对输入符号为“end”时为归约。
表中ei(i=1～7)代表不同的错误处理子程序，其含义和功能分别如下：
(1) 输出符号错处理程序e0：删除当前输入符号，显示出错信息“输入符号错”。
(2) 输入不匹配错误处理程序e1：去除栈顶状态和栈顶符号，显示出错信息“输入不匹配”。
(3) 缺语句错误处理程序e2：将假想符号a与状态4压栈，显示出错信息“缺少语句”。
(4) while语句缺少布尔量处理程序e3：将假想符号e与状态5压栈，显示出错信息“缺布尔量”。
(5) 缺少分号错误处理程序e4：将分号“；”插入未扫描的输入串首，显示出错信息“缺少分号”。
(6) while语句缺少do处理程序e5：将符号“do”与状态8压栈，显示出错信息“缺少do”。
(7) begin与end不配对，缺少end处理程序e6：将符号“end”与状态9压栈，显示出错信息“缺少end”。
(8) 缺少语句错误处理e7：将假想符号a插入未扫描的输入串首，显示出错信息“缺少语句”。