编译原理复习(有答案)

第一章引论

1.编译过程的阶段

由词法分析、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六个阶段

2.编译程序的概念

3.编译程序的结构

例：（B）不是编译程序的组成部分。

A. 词法分析器；

B. 设备管理程序

C. 语法分析程序；

D. 代码生成程序

4.遍的概念

对源程序(或其中间形式)从头至尾扫描一次并进行有关加工处理，生成新的中间形式或最终目标程序，称为一遍。

5.编译程序与解释程序的区别

例：解释程序和编译程序是两类程序语言处理程序，它们的主要区别在于（D）。

A. 单用户与多用户的差别

B. 对用户程序的差错能力

C. 机器执行效率

D. 是否生成目标代码

第三章文法和语言

文法的概念

字母表、符号串和集合的概念及运算

例：(ab|b)*c 与下面的那些串匹配？（ACD）

A. ababbc；

B. abab；

C. c；

D. babc；

E. aaabc

例：ab*c*(a|b)c 与后面的那些串匹配？（BC）

A.acbbc

B.abbcac

C.abc

D.acc

例：(a|b)a+(ba)*与后面的那些串匹配? （ADE）

A.ba

B.bba

C.ababa

D.aa

E.baa

文法的定义（四元组表示）

文法G定义为四元组（V N，V T，P，S）

V N：非终结符集

V T：终结符集

P：产生式（规则）集合

S：开始符号（或识别符号）

例：给定文法，A::= bA | cc，下面哪些符号串可由其推导出（①② ⑤）。

①cc ②b*cc ③b*cbcc ④bccbcc ⑤bbbcc

什么是推导

例：已知文法G：

E->E+T|E-T|T

T->T*F|T/F|F

F->(E)|i

试给出下述表达式的推导：i*i+i 推导过程：E->E+T

->T+T

->T*F+T

->F*F+T

->i*F+T

->i*i+T

->i*i+F

->i*i+i

●句型、句子的概念

例：假设G一个文法，S是文法的开始符

号，如果S=>*x，则称x是句型。

例：对于文法G，仅含终结符号的句型称

为句子。

●语言的形式定义

例：设r=(a|b|c)(x|y|z)，则L(r)中元素为9

个。

例：文法G产生式为S→AB，A→aAb|ε，

B→cBd|cd，则B∈L(G)。

A. ababcd；

B. ccdd；

C. ab；

D. aabb

●等价文法

例：如果两个文法描述了同一个语言，则这两个文法是等价文法。

●文法的类型

0型：左边至少有一个非终结符

1型：右边长度>=左边长度

2型：左边有且仅有一个非终结符

3型：形如：A->aB,A->a

各类型文法都是逐级包含关系，

例：文法S→abC|c，bC→d是几型文法？0

型

例：文法S→abC，bC→ad是几型文法？1

型

例：文法G[A]：A→ε，A→aB，B→Ab，B→a

是几型文法？2型

例：文法S→a|bC，C→d是几型文法？3

型

●最左（右）推导

规范推导：最右推导被称为规范推导

规范句型：由规范推导所得的句型称为规范句型规范归约:左归约为规范归约

●二义性

例：如果一个文法存在某个句子对应两棵不同的语法树，则称这个文法是二义的。

例：已知文法G1：P->PaP|PbP|cP|Pe|f，G1是（A）。

A 二义文法；

B 无二义的

例：证明下述文法G[<表达式>]是二义的。

<表达式>→a|(<表达式>)|<表达式><运算符><表达式>

<运算符>→+|-|*|/

答：可为句子a+a*a构造两个不同的最右推导:

最右推导1 〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉a

〈表达式〉* a

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉* a

〈表达式〉〈运算符〉a * a

〈表达式〉+ a * a

a + a * a

最右推导2 〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉

〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉 a 〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉* a

〈表达式〉〈运算符〉a * a

〈表达式〉+ a * a

a + a * a

●短语、句柄、直接短语

例：令文法G[E]为:

E->E+T|E-T

T->T*F|T/F|F

F->(E)|i

证明E+T*F是它的一个句型,指出这个句型的所有短语、直接短语和句柄。

例：已知文法G[S]

S→aB|bA

A→a|aS|bAA

B→aBB|bS|b

句型aabbAb的句柄是（D）

A.a

B.ab

C.b

D.bA

第四章词法分析

●词法输出的token表示法

●词法记号、模式、词法单元的概念

●词法输出的token表示：二元式表

示（单词种别，单词自身的值）

例：扫描器的任务是从源程序中识别出一个个单词。

●正规式的概念及其代数性质

词法分析中的单词符号的描述工具

正规式代表的集合

例：请描述下面正规式定义的串，字母表S = {0, 1}。1(0|1)*0

答：必须以1开头0结尾的串

例：为下边所描述的串写正规式，字母表是{0, 1}。以01 结尾的所有串

答：(0|1)*01

●正规文法和正规式相互转换

正规文法到正规式的转换规则：

正规文法正规式

A→xB, B→y 转换成：A=xy

A→xA∣y 转换成：A=x*y

A→x, A→y 转换成：A=x∣y

例：给出下述文法所对应的正规式：S→0A|1B

A→1S|1

B→0S|0

答：S->0A | 1B

->01S | 01 | 10S | 10

->(01|10)S | (01|10)

-> (01|10) (01|10)*即：r= (01|10) (01|10)*

●NFA和DFA

●NFA和DFA 的组成

例：指出哪些串是自动机可接受的（②④）xy ②xyxxy ③yyyx ④

xyyxyxyxxy

●

NFA 和DFA 的相互转换 例：将下图确定化：

答：用子集法将NFA 确定化：

重新命名状态子集，令VQ 为A 、QU 为B 、VZ 为C 、V 为D 、QUZ 为E 、Z 为F 。

DFA 的状态图：

● 正规式与NFA 的相互转换

例：构造正规式1(0|1)*101相应的DFA

答：先构造NFA ：

用子集法将NFA

确定化 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。 DFA 的状态图：:

第五章自顶向下语法分析方法

语法分析常用的方法是__B ___。

①自顶向下②自底向上③自左向右④自右向左

A.①②③④

B.①②

C.③④

D.①②③

● 会求FIRST 、FOLLOW 集

计算FIRST(X)：

(a) 若X ∈V T , 则FIRST(X)＝{X} (b) 若X ∈V N , 且有产生式X→a…, a ∈

V T , 则a ∈FIRST(X)

(c) 若X ∈V N , X→ε, 则ε∈FIRST(X) (d) 若X ∈V N , Y 1, Y 2, …, Y i ∈V N , 且有产生式X→Y 1Y 2…Y n ; 当Y 1Y 2…Y i-1都

ε

时,(其中1≤i≤n), 则FIRST(Y 1)、

FIRST(Y2)、…、FIRST(Y i-1)的所有非{ε}元

素和FIRST(Y i)都包含在FIRST(X)中

(e) 当(d)中所有Yiε, (i=1, 2, …n), 则

FIRST(X)=FIRST(Y1)∪FIRST(Y2)∪…∪

FIRST(Yn)∪{ε}

计算FOLLOW(A)：

(a) 设S为文法中开始符号，把{#}加入FOLLOW(S)中(这里“#”为句子括号)。

(b) 若A→αBβ是一个产生式，则把FIRST(β)的非空元素加入FOLLOW(B)中。

如果βε则把FOLLOW(A)也加入FOLLOW(B)中。

计算SELECT(A->α)：

A→α, A∈V N, α∈V*,

若αε,则SELECT(A→α)=FIRST(α)

若αε，则SELECT(A→α)=(FIRST(α)-{ε})

∪FOLLOW(A)

例：文法：S→iCtS|iCtSeS|a，C→b中first(S)为（A），follow(S)为（B）。

A. {i,a}；

B. {e,#}；

C. {i,e,#}；

D. {e,b}

●LL(1)文法的条件

例：LL(1)文法的条件是___C___。

A. 对形如U::=x1 | x2 | … | xn 的规则，

要求First(xi)∩ First(xj)=Φ,(i≠j);

B. 对形如U::=x1 | x2 | … | xn 的规则，

若xi=>*ε, 则要求First(xj)∩

Follow(U)=Φ,(i≠j)

C. a 和b

D. 都不是

●构造LL(1)分析表

例：已给文法G[S] ：

S → SaP | Sf | P

P → qbP | q

将G[S] 改造成LL(1)文法，并给出LL(1)

分析表。

答：改造后的文法：

S →PS'

S' →aPS'| fS' | ε

P →qP'

P' →bP | ε

各候选式的FIRST 集，各非终结符的FOLLOW 集为

第六章自底向上优先分析

●算符文法的定义

如果不含空产生式的上下文无关文法G

中没有形如A→…BC…的产生式，其中B, C

∈V N，则称G 为算符文法（OG）。

●最左素短语的概念

设有文法G[S]，其句型的素短语是一个短

语，它至少包含一个终结符，且除自身外

不再包含其他素短语。处于句型最左边的

素短语为最左素短语

例：给定文法G如下：E→E+T|T；T→T*F|F；

F→P↑F|P；P→（E）|i

句型P*P+i的最左素短语为（A）。

A. P*P；

B. P；

C. P+i；

D. P*P+i

第七章LR分析

●LR(K)的含义

●L 从左至右扫描输入符号串

●R 构造一个最右推导的逆过程

●K 向右顺序查看输入串的K个符

号

●LR分析器的逻辑结构及活前缀等概念

●LR分析对文法的要求

●构造LR(0)分析表、SLR(1)分析表

●用SLR分析法分析非二义性的文法和二义性

的文法。

例：已知文法

A→aAd|aAb|

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。

答：文法：

A→aAd|aAb|ε

拓广文法为G′，增加产生式S′→A

若产生式排序为：

0S' →A

1 A →aAd

2 A →aAb

3 A →ε

由产生式知：

First (S' ) = {ε,a}

First (A ) = {ε,a}

Follow(S' ) = {#}

Follow(A ) = {d,b,#}

G′的LR(0)项目集族及识别活前缀的DFA如下图所示：

在I0中：

A →.aAd和A →.aAb为移进项目，A →.为归约项目，存在移进-归约冲突，因此所给文法不是LR(0)文法。在I0、I2中：

Follow(A) ∩{a}= {d，b，#} ∩{a}=

所以在I0、I2中的移进-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：

对输入串ab#的分析过程

分析成功，说明输入串ab是文法的句子