广工编译原理复习例题(有客观题的答案概要

编译原理复习例题

一选择题

1．编译的各阶段工作都涉及 B 。

[A]词法分析 [B]表格管理 [C]语法分析 [D]语义分析

2． D 型文法也称为正规文法。

[A] 0 [B] 1 [C] 2 [D] 3

3． D 文法不是LL(1)的。

[A]递归 [B]右递归 [C]2型 [D]含有公共左因子的

4．文法E→E+E|E*E|i的句子i*i+i*i有 C 棵不同的语法树。

[A] 1 [B] 3 [C] 5 [D] 7

5．文法 S→aaS|abc 定义的语言是 C 。

[A]{a2k bc|k>0} [B]{a k bc|k>0}

[C]{a2k-1bc|k>0} [D]{a k a k bc|k>0}

6．若B为非终结符，则 A→α.Bβ为 D 。

[A]移进项目 [B]归约项目 [C]接受项目 [D]待约项目

7．同心集合并可能会产生新的 D 冲突。

[A]二义 [B]移进/移进 [C]移进/归约 [D]归约/归约

8．代码优化时所依据的是 C 。

[A]语法规则 [B]词法规则

[C]等价变换规则 [D]语义规则

9．表达式a-(-b)*c的逆波兰表示（@为单目减）为 B 。

[A]a-b@c* [B]ab@c*- [C]ab@- [D]ab@c-*

10．过程的DISPLAY表是用于存取过程的 B 。

[A]非局部变量 [B]嵌套层次 [C]返回地址 [D]入口地址

11. 已知右图所示自动机M，请问下列哪个字符串不是M

[A] bbaa [B] abba [C] abab [D] aabb

12.若状态k含有项目“A→α.”，且仅当输入符号a∈FOLLOW(A)时，才用规则“A→α”归约的语法分析方法是 D 。

[A] LALR分析法 [B] LR(0)分析法

[C] LR(1)分析法[D] SLR(1)分析法

13.有一语法制导翻译如下所示:（第8章）

S->bAb {print “1” }

A->(B {print “2” }

A->a {print “3” }

B->Aa) {print “4” }

若输入序列为b(((aa)a)a)b,则采用自下而上的分析方法,则输出是 B 。

[A] 32224441 [B] 34242421

[C] 12424243 [D] 34442212

14. 局部优化是对 D 进行的优化。

[A] 表达式 [B] 部分代码

[C] 循环体 [D] 基本块

15. 削减运算强度是对 D 的一种优化。

[A] 表达式 [B] 过程 [C] 基本块[D] 循环

二填空题

1．词法分析阶段的任务式从左到右扫描源程序，从而逐个识别单词。

2．对于文法G[E]：E→T|E+T T→F|T*F F→P^F|P P→(E)|i，句型T+T*F+i的句柄是T。

3．最右推导的逆过程称为最左规约，也称为规范规约。

4．符号表的信息栏中登记了每个名字的有关属性，如符号名、???符号的类型??、

????符号的存储类别???和????符号的作用域及可视性??等。

5. 一个确定有穷自动机由五部分组成：有穷状态集、有穷字母表、转换函数、

??初态???和终态集。

6. 最常用的两类语法分析方法是自顶向下和自底向上分析法。

7. 单词的三种描述工具：正规文法、正规式和有穷自动机互相之

间具有等价性。

8.在PL/0的目标代码解释执行时，寄存器B总是指向当前执行过程活动记录的起

始地址，而寄存器T总是指向栈顶。

9．LR(0)分析法的名字中”L”表示自左向右扫描输入符号串，”R”表示最右

推导的逆过程，“0”表示向前看的输入符号的个数。

10. 两种常用的动态存储分配办法是栈式????动态分配和???堆式????动态分

配。

三判断题（认为正确的填“T”，错的填“F”）

【 T 】1．同心集的合并有可能产生“归约/归约”冲突。

【 T 】2．一个文法所有句子的集合构成该文法定义的语言。

【 F 】3．非终结符可以有综合属性，但不能有继承属性。

【 T 】4．逆波兰表示法表示表达式时无需使用括号。

【 F 】5．一个确定有穷自动机有且只有一个终态。

【 F 】6．若过程p第k次被调用，则p的DISPLAY表中就有k+1个元素。四解答题

1．给定文法G和句型(T+F)*i+T,

G: E→E+T|T T→T*F|F F→(E)|i

（1）画出句型的语法树；

（2）写出句型的全部短语、简单短语和句柄。

解：（略）

2．设有文法G：S→S+S|S*S|i|(S)。

（1）对于输入串i+i*i 给出一个最左推导；

（2）该文法是否是二义性文法？请证明你的结论。

解：（1）i+i*i的最左推导：

S => S+S => i+S => i+S*S => i+i*S => i+i*i （2）该文法是二义性的。因为对于句子i+i*i可以画出两棵

语法树（语法树略）。

3．给出语言{a m b m c n|m≥1,n≥0}的上下文无关文法（2型）。

解：G: S→AB|A

A→a Ab|ab

B→cB|c

4．给出语言{a k b m c n|k,m,n≥1}的正规文法（3型）。

解： G: A→aA|aB

B→bB|bC

C→cC|c

5．将文法G改写成等价的正规文法（3型）。

G: S→dAB

A→aA|a

B→bB|b

解： G: S→dA

A→aA|aB

B →bB|b

6．设有字母表{a ，b}上的正规式R=(ab|a)*。 （1）构造R 的相应有限自动机； 解：

（2）构造R 的相应确定有限自动机；

解：将（1）所得的非确定有限自动机确定化

（3）构造R 的相应最小确定有限自动机；

解：对（2）得到的DFA 化简，合并状态0和2 为状态2：

（4）构造与R 等价的正规文法

解：令状态1和2分别对应非终结符B 和A

G: A →aB|a|ε

B →aB|bA|a|b|ε 可化简为：

G: A →aB|ε B →aB|bA|ε

+

7．已知正规文法G[S]: S → aS | bA | a

A → aS

（1）构造与之等价的自动机NFA M

（2）将NFA M 确定化为DFA M ’

-0 +1 2

8. 有穷自动机M 接受字母表 ＝{0,1}上所有满足下述条件的串：串中至少包含两个连续的0或两个连续的1。请写出与M 等价的正规式。 解：(0|1)*(00|11)(0|1)*

9．对右图所示的有限自动机 （1）若是确定的，则写出其转换矩阵；若不是，则将其确定化；

（2）最小化。

（注：确定化和最小化均应给出转换矩阵和图示）。 解： （1）

a ＋ b

a

＋

（2）首先将状态按终态和非终态分成两个集合{1,2,5,6}和{3,4}

检查子集{1,2,5,6}，由于f(1,a)=2，f(2,a)=1，f(5,a)=4，f(6,a)=3，所以子集{1,2,5,6}可进一步划分为{1,2}和{5,6}

检查子集{3,4}，由于f(3,a)=2，f(4,a)=1以及f(3,b)=5，f(4,b)=6，所以不用进一步划分了。

检查子集{1,2}，由于f(1,a)=2，f(2,a)=2以及f(1,b)=3，f(2,b)=4，所以不用进一步划分了。

检查子集{5,6}，由于f(5,a)=4，f(6,a)=3以及f(5,b)= ￠，f(6,b)= ￠，所以不需要进一步划分了。

因此最终划分的结果是{1,2}、{3,4}和{5,6}，重新命名状态，令{1,2}为1，{3,4}为3和{5,6}为5，则得到化简后的DFA为

10．写出在{a,b}上，不以a开头，但以aa结尾的字符串集合的正规式（并构造与之等价的最简DFA）。

解：依题意，“不以a开头”，则必以b开头，又要“以aa结尾”，

故正规式为：b(a|b)*aa

（构造与之等价的最简DFA，此略）

11．写一个LL(1)文法G，使其语言是

L(G)={ a m b n c2n | m>=0,n>0 }

并证明文法是LL(1)。

解：文法G（S）：S → aS | E

E →bE’

E’→ Ecc | cc

Select(S → aS)∩Select (S →E)= Ф

Select(E’→ Ecc)∩Select (E’→cc) =Ф

故文法为LL(1)的

12．将文法G改写成等价的LL(1)文法，并构造预测分析表。

G：S→S*a T|aT|*aT

T→+a T|+a

（编写递归下降子程序）

解：消除左递归后的文法G’: S→aTS’|*aTS’

S’→*aTS’|ε

T→+aT|+a

提取左公因子得文法G’’:S→aTS’|*aTS’

S’→*aTS’|ε

T→+aT’

T’→T|ε

Select(S→aTS’)={a}

Select(S→*aTS’)={*}

Select(S→aTS’)∩Select(S→*aTS’)=Ф

Select(S’→*aTS’)={*}

Select(S’→ε)=Follow(s’)={#}

Select(S’→*aTS’)∩Select(S’→ε)= Ф

Select(T→+aT’)={+}

Select(T’→T)=First(T) ={+}

Select(T’→ε)=Follow(T’)={*,#}

Select(T’→T)∩Select(T’→ε)= Ф

所以该文法是LL(1)文法。

（递归下降子程序，略）

13．对文法G[S]: S → aSb | P

P → bPc | bQc

Q → Qa | a

构造简单优先关系表。该文法是否是简单优先文法？

14．考虑文法 G: S→AS|b

A→SA|a

（1）构造文法的可归前缀图（活前缀的DFA）；

（2）判断文法是否是LR(0)文法，并说明理由。解：（1）可归前缀图

I0:S’→.S S→.AS

S→.b

A→.SA A→.a I1:S’→S.

A→S.A

A→.SA

A→.a

S→.AS

S→.b

I2:A→a.

I3:S→b.

I4:S→A.S

S→.AS

S→.b

A→.SA

A→.a

I5:A→S.A

A→.SA

A→.a

S→.AS

S→.b

I6:S→AS.

A→S.A

A→.SA

A→.a

S→.AS

S→.b

I7:A→SA.

S→A.S

S→.AS

S→.b

A→.SA

A→.a

S

b S

a A

a

b

A

A

a

b

S a

b

S

A b

a

A

S

S

A

b

a

（2）因为存在冲突，所以不是LR(0)文法。

15．已知文法G[S]：S→ Uta | Tb

T→ S | Sc | d

U→ US | e

(1) 试判断G是LR(0)，SLR(1)，LALR(1)还是LR(1)，说明理由。

(2) 构造相应的分析表。

解：

(1) 首先拓广文法为G'，增加产生式S'→S

(0) S'→S (1)S→UTa (2) S→Tb (3) T→S

(4) T→Sc (5) T→d (6) U→US (7) U →e

G′的LR(0)项目集族及识别活前缀的DFA如下图所示：

（2）在I1中：

S' →S.为接受项目，T →S. 为归约项目，T →S.c为移进项目，存在接受-归约和移进-归约冲突，因此所给文法不是LR(0)文法。

在I1中：

Follow(S') ∩ Follow(T)= { #} ∩{a ，b}=

Follow(T) ∩{ c}= { a ，b} ∩{c}=

在I8中：

Follow(U) ∩ Follow(T) ∩{ c}={d,e}∩{ a ，b}

∩{c}=

所以在I1中的接受-归约和移进-归约冲突与I8中的移进-归约和归约-归约冲突可以由Follow集解决，所以G是SLR(1)文法。

构造的SLR(1)分析表如下：

16．文法G及其LR分析表如下，请给出对串dada#的分析过程。

G: S → VdB ①

V → e ②

V →ε③

B → a ④

B → Bda ⑤

B →ε⑥

解：对输入串dada#的分析过程

17

解：h表示配对括号数目

（1）S.h = T.h + 1 （2）S.h = 0

（3）T.h = T’.h+S.h （4）T.h = S.h

18．把下列语句

if x＞0 and y＞0 then z：＝x＋y

else x：＝x＋2

翻译成四元式序列。

解：略

19．对传值、传地址和传名3种参数传递方法分别写出下列程序的输出：

void p(int x, int y, int z) {

y *= 3;

z += x;

}

void main() {

int a=5, b=2;

p(a*b,a,a);

printf(“%d\n”, a);

}

这些参数传递机制如何实现？

解：（1）传值 5；（2）传地址 25；（3）传名 45 （参数传递机制，略）

20．将下面程序划分为基本块，并画出其程序流图。

b := 1

b := 2

if w <= x goto L2

e := b

goto L2

L1:goto L3

L2:c := 3

b := 4

c := 6

L3:if y <= z goto L4

halt

L4:g := g + 1

h := 8

goto L1

解：（1）基本块：（2）程序流图

b := 1

b := 2

if w <= x goto L2

e := b

goto L2 （

L1: goto L3 （

L2: c := 3

b := 4

c := 6 （4）

L3: if y <= z goto L4

halt （

L4: g := g + 1

h := 8

goto L1 （7）

21．对PL/0语言If ……ELSE子句填空:

<条件语句> ::= IF <条件> THEN <语句> ELSE <语句>

注：FOR语句和WHILE语言的填空

请在空缺处填空，完成条件语句的编译算法：

switch (SYM) {

……

case IFSYM:

;

CONDITION(SymSetUnion(SymSetNew(THENSYM),FSYS),LEV,TX);

if (SYM==THENSYM) GetSym();

else Error(16);

CX1=CX; GEN(JPC,0,0);

STATEMENT(SymSetUnion(SymSetNew(ELSESYM),FSYS),LEV,TX); CX2=CX; GEN(JMP,0,0);

;

If( )

{GetSym();

STATEMENT(FSYS,LEV,TX);

;

}

break;

……

}

解：

(1) getSym() (2) Code[CX1].A=CX

(3) SYM==ELSESYM (4) Code[CX2].A=CX