编译原理(龙书)答案第三章

3.3.2, 3.3.6, 3.3.7, 3.3.8, 3.3.9,

3.6.3, 3.6.4, 3.6.5

3.7.1, 3.7.2, 3.7.3

3.8.1, 3.8.2

3.9.3

《编译原理》（龙书）第三章答案

3.3.2 描述下列正则表达式代表的语言。

a) a(a|b)*a

b) ((ε|a)b*)*

c) (a|b)*a(a|b)(a|b)

d) a*ba*ba*ba*

e) (aa|bb)*((ab|ba)(aa|bb)*(ab|ba)(aa|bb)*)*

答案

(a)由a开头并结尾的由a和b构成的字符串

(b)由a和b构成的字符串

(c)倒数第三位为a的由a和b构成的字符串

(d)仅含3个b的由a和b构成的字符串

(e)含有偶数个a和偶数个b的由a和b构成的字符串

注意：请准确描述语言的性质而不是列举满足正则表达式的串

3.3.6 写出满足下列定义的字符

a) The first ten letters in either upper or lower case

b) The lowercase consonants

c) The “digits” in a hexadecimal number

d) The characters that can appear at the end of a legitimate English sentence

答案

(a)a-jA-J

(b)a-j

(c)0-9a-f

(d).?!

3.3.7 写出匹配字符串“\ 的正则表达式

答案：

\”\\

3.6.3 对于图3.29表示的NFA,列出aabb的所有路径。这个NFA能否接受aabb? 答案：

aabb的所有路径

01223 00111 012000 00000 01222 00011 00123

存在路径1223和0123所以能接受aabb

3.6.4 对于图3.30表示的NFA,列出aabb的所有路径。这个NFA能否接受aabb? 答案：

010123

0101212

030123

0301212

030303232

0303032123

03030321212

由于存在03210这样的环,所以这里有无数种路径存在路径终止于3,所以能接受aabb

3.6.5 给出以下NFA的Transition Table

(a) 图3.29

(b) 图3.30

(c) 图3.26

答案:

3.7.1 把下列NFA转化为DFA

(a)图3.26

(b)图3.29

(c)图3.30

答案:

(a)

(b)

注意:以上答案并不唯一,等价即可

3.7.2 用算法3.22模拟NFA(输入为aabb)

(a)图3.29

(b)图3.30

答案:

F={3} 所以返回yes

F={3},所以返回yes

3.7.3 用算法3.23和3.20把下列正则表达式转换为DFA

a) (alb)*

b) (a*lb* )*

c) ((ela)b*)*

d) (alb)*abb(alb)*

答案：

a) NFA

b) NFA

c) NFA

d) NFA

注意：这道题要求大家按照算法构造NFA和DFA，有些同学的NFA没有完全按照算法构造。另外，画NFA和DFA时务必标出开始状态和终止状态。

3.8.1

NFA

DFA

3.8.2 与3.8.1类似，请耐心构造相应的NFA和DFA

3.8.3 这3个正则表达式对应的最小DFA都与如下的DFA同构，所以它们等价。

编译原理与实践第三章答案

The exercises of Chapter Three 3.2 Given the grammar A →AA|(A)|ε a. Describe the language it generates; b. Show that it is ambiguous. [Solution]: a. Generates a string of balanced parenthesis, including the empty string. b. parse trees of ():3.3 Given the grammar exp → exp addop term | term addop → + | - term → term mulop factor| factor mulop → * factor → ( exp ) | number Write down leftmost derivations, parse trees, and abstract syntax trees for the following expression: a. 3+4*5-6 b. 3*(4-5+6) c. 3-(4+5*6) [Solution]: a.The leftmost derivations for the expression 3+4*5-6: Exp => exp addop term =>exp addop term addop term =>term addop term addop term=> factor addop term addop term =>3 addop term addop term => 3 + term addop term =>3+term mulop factor addop term =>3+factor mulop factor addop term A ()εA A A A A ()εε

编译原理龙书答案

P532.8 构建一个语法制导翻译模式，将算术表达式从后缀表示翻译成中缀表示。给出输入95-2*和952*-的注释分析树。（仅供参考一定要保证转换后的中缀表达式与原后缀表达式的优先级相同） 1 后缀算术表达式的文法如下： expr →expr expr + | expr expr – | expr expr * | expr expr / |digit digit →0 | 1 | 2 | 3 | … | 9 2 将后缀表达式翻译成中缀表达式的语法制导定义（文法+语义规则）

4 95-2*和952*-的翻译成后缀形式的语义动作与注释分析树。 expr expr expr * print(‘(‘) print(‘)‘) expr expr - 5 9 digit 2 print(‘-’) ‘9’) print(‘5’) print(‘2’) print(‘*’) 95-2*的深度优先遍历语义动作 expr expr expr - print(‘(‘) print(‘)‘) expr expr digit 2 digit 5 digit 9 print(‘*’) ‘5’) print(‘2’) print(‘9’) print(‘-’) 952*-的深度优先遍历语义动作

expr.t=(9-5)*2 expr=(9-5) expr.t=2 * expr.t=9 expr.t=5 - digit.t=5 5 digit.t=9 9 digit.t=2 2 输入为95-2*的注释分析树 expr.t=(9-5*2) expr.t=5*2 expr.t=9 - expr.t=5 expr.t=2 * digit.t=2 2 digit.t=5 5 digit.t=9 9 输入为952*-的注释分析树

编译原理课后习题答案(第三版)

精品文档 第二章 P36-6 (1) L G ()1是0~9组成的数字串 (2) 最左推导: N ND NDD NDDD DDDD DDD DD D N ND DD D N ND NDD DDD DD D ??????????????????0010120127334 556568 最右推导: N ND N ND N ND N D N ND N D N ND N ND N D ??????????????????77272712712701274434 886868568 P36-7 G(S) O N O D N S O AO A AD N →→→→→1357924680||||||||||| P36-8 文法： E T E T E T T F T F T F F E i →+-→→|||*|/()| 最左推导: E E T T T F T i T i T F i F F i i F i i i E T T F F F i F i E i E T i T T i F T i i T i i F i i i ?+?+?+?+?+?+?+?+??????+?+?+?+?+?+********()*()*()*()*()*()*() 最右推导: E E T E T F E T i E F i E i i T i i F i i i i i E T F T F F F E F E T F E F F E i F T i F F i F i i i i i ?+?+?+?+?+?+?+?+?????+?+?+?+?+?+?+**********()*()*()*()*()*()*()*() 语法树：/********************************

(完整版)编译原理课后习题答案

第一章 1．典型的编译程序在逻辑功能上由哪几部分组成？ 答：编译程序主要由以下几个部分组成：词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、中间代码优化、目标代码生成、错误处理、表格管理。 2. 实现编译程序的主要方法有哪些？ 答：主要有：转换法、移植法、自展法、自动生成法。 3. 将用户使用高级语言编写的程序翻译为可直接执行的机器语言程序有哪几种主要的方式？ 答：编译法、解释法。 4. 编译方式和解释方式的根本区别是什么？ 答：编译方式：是将源程序经编译得到可执行文件后，就可脱离源程序和编译程序单独执行，所以编译方式的效率高，执行速度快； 解释方式：在执行时，必须源程序和解释程序同时参与才能运行，其不产生可执行程序文件，效率低，执行速度慢。

第二章 1.乔姆斯基文法体系中将文法分为哪几类？文法的分类同程序设计语言的设计与实现关 系如何？ 答：1）0型文法、1型文法、2型文法、3型文法。 2） 2. 写一个文法，使其语言是偶整数的集合，每个偶整数不以0为前导。 答： Z→SME | B S→1|2|3|4|5|6|7|8|9 M→ε | D | MD D→0|S B→2|4|6|8 E→0|B 3. 设文法G为： N→ D|ND D→ 0|1|2|3|4|5|6|7|8|9 请给出句子123、301和75431的最右推导和最左推导。 答：N?ND?N3?ND3?N23?D23?123 N?ND?NDD?DDD?1DD?12D?123 N?ND?N1?ND1?N01?D01?301 N?ND?NDD?DDD?3DD?30D?301 N?ND?N1?ND1?N31?ND31?N431?ND431?N5431?D5431?75431 N?ND?NDD?NDDD?NDDDD?DDDDD?7DDDD?75DDD?754DD?7543D?75431 4. 证明文法S→iSeS|iS| i是二义性文法。 答：对于句型iiSeS存在两个不同的最左推导： S?iSeS?iiSes S?iS?iiSeS 所以该文法是二义性文法。 5. 给出描述下面语言的上下文无关文法。 （1）L1={a n b n c i |n>=1,i>=0 } （2）L2={a i b j|j>=i>=1} （3）L3={a n b m c m d n |m,n>=0} 答： （1）S→AB A→aAb | ab B→cB | ε （2）S→ASb |ab

编译原理第第7和第8章作业

第七章作业 练习7.2.5：在一个通过引用传递参数的语言中，有一个函数f(x,y)完成下面的计算：x=x+1;y=y+2;return x+y; 如果将a赋值为3，然后调用f(a,a)，那么返回值是什么？ 解：执行语句x=x+1，则a=a+1=4， 再执行语句y=y+2，则a=a+2=5， 最后返回x+y，则返回a+a=9。 练习7.2.6：C语言函数f的定义如下： int f(int x,*py,**ppz) { **ppz+=1;*py+=2;x+=3;return x+*py+**ppz; } 变量a是一个指向b的指针；变量b是一个指向c的指针，而c是一个当前值为4的整数变量。如果我们调用f(c,b,a)，返回值是什么？ 解：先执行语句**ppz+=1，则c=*b=**a=5， 再执行语句*py+=2，则*b=*b+2=7，c=*b=**a=7, 接着执行语句x+=3，则x=4,x=x+3=7,而c=*b=**a=7， 最后执行语句return x+*py+**ppz，则返回7+7+7=21。 练习7.3.2：假使我们使用显示表来实现下图中的函数。请给出对fib0(1)的第一次调用即将返回时的显示表。同时指明那时在栈中的各个活动记录中保存的显示表条目。 计算Fibonacci数的嵌套函数 解：

第八章练习 练习8.2.1：假设所有的变量都存放在内存中，为下面的三地址语句生成代码： 5）两个语句的序列 x=b*c y=a+x 解：生成的代码如下： LD R1, b LD R2, c MUL R1, R1, R2 ST x, R1 LD R2, a ADD R1, R2, R1 ST y, R1 练习8.2.6：确定下列指令序列的代价。 1）LD R0,y LD R1,z ADD R0,R0,R1 ST x,R0 解：2+2+1+2=7 2）LD R0,i MUL R0,R0,8 LD R1,a(R0) ST b,R1 main() fib0(4) 保存的d[2] fib1(4) 保存的d[3] fib2(4) 保存的d[4] fib1(3) 保存的d[3] fib0(2) 保存的d[2] fib1(2) 保存的d[3] fib0(1) 保存的d[2] d[1] d[2] d[3] d[4]

编译原理_第三版_课后答案

编译 原理 课后题答案 第二章 P36-6 (1) L G ()1是0~9组成的数字串 (2) 最左推导: N ND NDD NDDD DDDD DDD DD D N ND DD D N ND NDD DDD DD D ??????????????????0010120127334 556568 最右推导: N ND N ND N ND N D N ND N D N ND N ND N D ??????????????????77272712712701274434 886868568 P36-7 G(S) O N O D N S O AO A AD N →→→→→1357924680||||||||||| P36-8 文法： E T E T E T T F T F T F F E i →+-→→|||*|/()| 最左推导: E E T T T F T i T i T F i F F i i F i i i E T T F F F i F i E i E T i T T i F T i i T i i F i i i ?+?+?+?+?+?+?+?+??????+?+?+?+?+?+********()*()*()*()*()*()*() 最右推导:

E E T E T F E T i E F i E i i T i i F i i i i i E T F T F F F E F E T F E F F E i F T i F F i F i i i i i ?+?+?+?+?+?+?+?+?????+?+?+?+?+?+?+**********()*()*()*()*()*()*()*() 语法树：/******************************** E E F T E + T F F T +i i i E E F T E -T F F T -i i i E E F T +T F F T i i i *i+i+i i-i-i i+i*i *****************/ P36-9 句子iiiei 有两个语法树： S iSeS iSei iiSei iiiei S iS iiSeS iiSei iiiei ???????? P36-10 /************** ) (|)(|S T T TS S →→ ***************/ P36-11 /*************** L1: ε ||cC C ab aAb A AC S →→→ L2:

编译原理龙书课后部分答案(英文版)

1) What is the difference between a compiler and an interpreter? A compiler is a program that can read a program in one language - the source language - and translate it into an equivalent program in another language – the target language and report any errors in the source program that it detects during the translation process. Interpreter directly executes the operations specified in the source program on inputs supplied by the user. 2) What are the advantages of: (a) a compiler over an interpreter a. The machine-language target program produced by a compiler is usually much faster than an interpreter at mapping inputs to outputs. (b) an interpreter over a compiler? b. An interpreter can usually give better error diagnostics than a compiler, because it executes the source program statement by statement. 3) What advantages are there to a language-processing system in which the compiler produces assembly language rather than machine language? The compiler may produce an assembly-language program as its output, because assembly language is easier to produce as output and is easier to debug. 4.2.3 Design grammars for the following languages: a) The set of all strings of 0s and 1s such that every 0 is immediately followed by at least 1. S -> SS | 1 | 01 | 4.3.1 The following is a grammar for the regular expressions over symbols a and b only, using + in place of | for unions, to avoid conflict with the use of vertical bar as meta-symbol in grammars: rexpr -> rexpr + rterm | rterm rterm -> rterm rfactor | rfactor rfactor -> rfactor * | rprimary rprimary -> a | b a) Left factor this grammar. rexpr -> rexpr + rterm | rterm rterm -> rterm rfactor | rfactor rfactor -> rfactor * | rprimary rprimary -> a | b

编译原理第3章 习题解答

第3章习题解答 1.构造正规式1(0|1)*101相应的DFA. [答案] 先构造NFA ============================================================== 2.将下图确定化：

[答案] 重新命名，令VQ为A、QU为B、VZ为C、V为D、QUZ为E、Z为F。 ================================================================ 3.把下图最小化： [答案] （1）初始分划得Π0：终态组{0}，非终态组{1,2,3,4,5}

对非终态组进行审查： {1,2,3,4,5}a {0,1,3,5} 而{0,1,3,5}既不属于{0}，也不属于{1,2,3,4,5} ∵{4} a {0}，所以得新分划 （2）Π1：{0}，{4}，{1,2,3,5} 对{1,2,3,5}进行审查： ∵{1,5} b {4} {2,3} b {1,2,3,5}，故得新分划 （3）Π2：{0}，{4}，{1, 5}，{2,3} {1, 5} a {1, 5} {2,3} a {1,3}，故状态2和状态3不等价，得新分划 （3）Π3：{0}，{2}，{3}，{4}，{1, 5} 这是最后分划了 （4）最小DFA ： ======================================= 4.构造一个DFA ，它接收Σ={0,1}上所有满足如下条件的字符串：每个1都有0直接跟在右边。并给出该语言的正规式和正规文法。 [答案] 按题意相应的正规表达式是0*(100*)*0* 构造相应的DFA ，首先构造NFA 为 用子集法确定化 可最小化，终态组为G1={C, D}，非终态组为G2={S, A, B} 对于G2分析：f(S,0)=A, f(A,0)=A, 后继状态均属于G2 而f(B,0)=C, 后继状态属于G1 将G2分割成G21={S ，A}， G22={B}

编译原理第4章作业答案

第四章 习题4.2.1：考虑上下文无关文法： S->S S +|S S *|a 以及串aa + a* (1)给出这个串的一个最左推导 S -> S S * -> S S + S * -> a S + S * -> a a + S * -> aa + a* (3)给出这个串的一棵语法分析树 习题4.3.1：下面是一个只包含符号a和b的正则表达式的文法。它使用+替代表示并运算的符号|，以避免和文法中作为元符号使用的竖线相混淆： rexpr→ rexpr + rterm | rterm rterm→rterm rfactor | rfactor rfactor→ rfactor * | rprimary rprimary→a | b 1)对这个文法提取公因子 2)提取公因子的变换使这个文法适用于自顶向下的语法分析技术吗？ 3)提取公因子之后，原文法中消除左递归 4)得到的文法适用于自顶向下的语法分析吗？ 解 1)提取左公因子之后的文法变为 rexpr→ rexpr + rterm | rterm rterm→rterm rfactor | rfactor rfactor→ rfactor * | rprimary rprimary→a | b 2)不可以，文法中存在左递归，而自顶向下技术不适合左递归文法 3)消除左递归后的文法

rexpr -> rterm rexpr’ rexpr’-> + rterm rexpr’|ε rterm-> rfactor rterm’ rterm’-> rfactor rterm’|ε rfactor-> rprimay rfactor’ rfactor’-> *rfactor’|ε rprimary-> a | b 4)该文法无左递归，适合于自顶向下的语法分析 习题4.4.1：为下面的每一个文法设计一个预测分析器，并给出预测分析表。可能要先对文法进行提取左公因子或消除左递归 (3)S->S(S)S|ε (5)S->(L)|a L->L,S|S 解 (3) ①消除该文法的左递归后得到文法 S->S’ S’->(S)SS’|ε ②计算FIRST和FOLLOW集合 FIRST(S)={(,ε} FOLLOW(S)={),$} FIRST(S’)={(,ε} FOLLOW(S’)={),$} ③ (5) ①消除该文法的左递归得到文法 S->(L)|a

编译原理课后答案

第二章 2.3叙述由下列正规式描述的语言 (a) 0(0|1)*0 在字母表{0, 1}上,以0开头和结尾的长度至少是2的01 串 (b) ((ε|0)1*)* 在字母表{0, 1}上,所有的01串,包括空串 (c) (0|1)*0(0|1)(0|1) 在字母表{0, 1}上,倒数第三位是0的01串 (d) 0*10*10*10* 在字母表{0, 1}上,含有3个1的01串 (e) (00|11)*((01|10)(00|11)*(01|10)(00|11)*)* 在字母表{0, 1}上,含有偶数个0和偶数个1的01串 2.4为下列语言写正规定义 C语言的注释，即以 /* 开始和以 */ 结束的任意字符串，但它的任何前缀（本身除外）不以 */ 结尾。 ［解答］ other → a | b | … other指除了*以外C语言中的其它字符 other1 → a | b | … other1指除了*和/以外C语言中的其它字符 comment → /* other* (* ** other1 other*)* ** */ (f) 由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串。 ［解答］由题目分析可知，一个符号串由0和1组成，则0和1的个数只能有四种情况： x 偶数个0和偶数个1（用状态0表示）； x 偶数个0和奇数个1（用状态1表示）； x 奇数个0和偶数个1（用状态2表示）； x 奇数个0和奇数个1（用状态3表示）；所以， x 状态0（偶数个0和偶数个1）读入1，则0和1的数目变为：偶数个0和奇数个1（状态1） x 状态0（偶数个0和偶数个1）读入0，则0和1的数目变为：奇数个0和偶数个1（状态2） x 状态1（偶数个0和奇数个1）读入1，则0和1的数目变为：偶数个0和偶数个1（状态0） x 状态1（偶数个0和奇数个1）读入0，则0和1的数目变为：奇数个0和奇数个1（状态3） x 状态2（奇数个0和偶数个1）读入1，则0和1的数目变为：奇数个0和奇数个1（状态3） x 状态2（奇数个0和偶数个1）读入0，则0和1的数目变为：偶数个0和偶数个1（状态0） x 状态3（奇数个0和奇数个1）读入1，则0和1的数目变为：奇数个0和偶数个1（状态2） x 状态3（奇数个0和奇数个1）读入0，则0和1的数目变为：偶数个0和奇数个1（状态1） 因为，所求为由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串，故状态0既为初始状态又为终结状态，其状态转换图： 由此可以写出其正规文法为： S0 → 1S1 | 0S2 | ε S1 → 1S0 | 0S3 | 1 S2 → 1S3 | 0S0 | 0 S3 → 1S2 | 0S1 在不考虑S0 →ε产生式的情况下，可以将文法变形为： S0 = 1S1 + 0S2 S1 = 1S0 + 0S3 + 1 S2 = 1S3 + 0S0 + 0 S3 = 1S2 + 0S1 所以： S0 = (00|11) S0 + (01|10) S3 + 11 + 00 (1) S3 = (00|11) S3 + (01|10) S0 + 01 + 10 (2) 解(2)式得： S3 = (00|11)* ((01|10) S0 + (01|10)) 代入(1)式得： S0 = (00|11) S0 + (01|10) (00|11)*((01|10) S0 + (01|10)) + (00|11) => S0 = ((00|11) + (01|10) (00| 11)*(01|10))S0 + (01|10) (00|11)*(01|10) + (00|11) => S0 = ((00|11)|(01|10) (00|11)*(01|10))*((00|1

编译原理 龙书答案

第四章部分习题解答 Aho：《编译原理技术与工具》书中习题 （Aho）4.1 考虑文法 S →( L ) | a L →L, S | S a)列出终结符、非终结符和开始符号 解： 终结符：(、)、a、， 非终结符：S、L 开始符号：S b)给出下列句子的语法树 i)(a, a) ii)(a, (a, a)) iii)(a, ((a, a), (a, a))) c)构造b)中句子的最左推导 i)S?(L)?(L, S) ?(S, S) ?(a, S) ?(a, a) ii)S?(L)?(L, S) ?(S, S) ?(a, S) ?(a, (L)) ?(a, (L, S)) ?(a, (S, S)) ?(a, (a, S) ?(a, (a, a)) iii)S?(L)?(L, S) ?(S, S) ?(a, S) ?(a, (L)) ?(a, (L, S)) ?(a, (S, S)) ?(a, ((L), S)) ?(a, ((L, S), S)) ?(a, ((S, S), S)) ?(a, ((a, S), S)) ?(a, ((a, a), S)) ?(a, ((a, a), (L))) ?(a, ((a, a), (L, S))) ?(a, ((a, a), (S, S))) ?(a, ((a, a), (a, S))) ?(a, ((a, a), (a, a))) d)构造b)中句子的最右推导

i)S?(L)?(L, S) ?(L, a) ?(S, a) ?(a, a) ii)S?(L)?(L, S) ? (L, (L)) ?(L, (L, S)) ?(L, (L, a)) ?(L, (S, a)) ?(L, (a, a)) ?(S, (a, a)) ?(a, (a, a)) iii)S?(L)?(L, S) ?(L, (L)) ?(L, (L, S)) ?(L, (L, (L))) ?(L, (L, (L, S))) ?(L, (L, (L, a))) ?(L, (L, (S, a))) ?(L, (L, (a, a))) ?(L, (S, (a, a))) ?(L, ((L), (a, a))) ?(L, ((L, S), (a, a))) ?(L, ((L, a), (a, a))) ?(L, ((S, a), (a, a))) ?(L, ((a, a), (S, S))) ?(S, ((a, a), (a, a))) ?(a, ((a, a), (a, a))) e)该文法产生的语言是什么 解：设该文法产生语言（符号串集合）L，则 L = { (A1, A2, …, A n) | n是任意正整数，A i=a，或A i∈L，i是1～n之间的整数} （Aho）4.2考虑文法 S→aSbS | bSaS | ε a)为句子构造两个不同的最左推导，以证明它是二义性的 S?aSbS?abS?abaSbS?ababS?abab S?aSbS?abSaSbS?abaSbS?ababS?abab b)构造abab对应的最右推导 S?aSbS?aSbaSbS?aSbaSb?aSbab?abab S?aSbS?aSb?abSaSb?abSab?abab c)构造abab对应语法树 d)该文法产生什么样的语言？ 解：生成的语言：a、b个数相等的a、b串的集合 （Aho）4.3 考虑文法 bexpr→bexpr or bterm | bterm bterm→bterm and bfactor | bfactor bfactor→not bfactor | ( bexpr ) | true | false a)试为句子not ( true or false)构造分析树 解：

编译原理课后习题答案

第1 章 1、编译过程包括哪几个主要阶段及每个 阶段的功能。 答案：编译过程包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成、优化、目标代码生成5 个阶段。词法分析的功能是对输入的高级语言源程序进行词法分析，识别其中的单词符号，确定它们的种类，交给语法分析器，即把字符串形式的源程序分解为单词符号串形式。语法分析的功能是在词法分析结果的基础上，运用语言的语法规则，对程序进行语法分析，识别构成程序的各类语法范畴及它们之间的层次关系，并把这种层次关系表达成语法树的形式。词义分析和中间代码生成的功能是在语法分析的基础上，对程序进行语义分析，“理解”其含义，产生出表达程序语义的内部表达形式（中间代码）。优化的功能是按照等价变换的原则，对语义分析器产生的中间代码序列进行等价变换，删除其中多余的操作，对耗时耗空间的代码进行优化，以期最后得到高效的可执行代码。目标代码生成的功能是把优化后的中间代码变换成机器指令代码，得到可在目标机器上执行的机器语言程序。 第2 章 1、写一上下文无关文法G，它能产生配 对的圆括号串（如：(),(()),()(())等，甚至 包括0 对括号） 文法为：S→(L)|LS|L L→S| ε 2 、已知文法G ：E→E+T|E-T|T T→T*F|T/F|F F→(E) |i （1）给出i+i*i,i*(i-i)的最左推导，最右推导以及语法树。 （2）i-i+i 哪个算符优先。 【解答】 （1）最左推导：E?E+T?T+T? F+T ? i+T ? i+T*F ? i+F*F ?i+i*F ?i+i*i E?T?T*F? F*F ? i*F ? i*(E) ? i*(E-T) ? i*(T-T) ? i*(F-T) ? i*(i-T) ? i*(i-F) ?i*(i-i) 最右推导：E?E+T?E+T*F? E+T*i ? E+F*i ? E+i*i ? T+i*i ? F+i*i ? i+i*i E?T?T*F? T*(E) ? T*(E-T) ? T*(E-F) ? T*(E-i) ? T*(T-i) ? T*(F-i) ?T*(i-i) ? F*(i-i) ?i*(i-i) i+i*i 以及i*(i-i)的语法树如下所示： （2）i-i+i 的语法树如下图所示。 从上图的语法树可知：“-”的位置位 于“+”的下层，也就是前面两个i 先进 行“-”运算，再与后面的i 进行“+” 运算，所以“-”的优先级高于“+”的 优先级。 3 、文法G: E→ET+|T T→TF*|F F→FP↑|P P→E|i （1）试证明符号串TET+*i↑是G 的一 个句型(要求画出语法树). （2）写出该句型的所有短语,直接短语和句柄. 【解答】（1）采用最右推导： E?T?F? FP↑? Fi↑? Pi↑? Ei↑ ? Ti↑? TF*i↑? TP*i↑? TE*i↑? TET+*i↑ 语法树如下图所示。 从文法G 的起始符号出发，能够推导 出符号串TET+*i↑，所以给定符号串是文法G的句型。 (2) 该句型的短语有： ET+,TET+*,i ,TET+*i↑ 直接短语有：ET+, i 句柄是：ET+ 4、已知文法G：S→iSeS|iS|i ，该文法 是二义文法吗？为什么？ 【解答】该文法是二义文法。 因为对于句子iiiei 存在两种不同的最 左推导： 第 1 种推导：S? iSeS? iiSeS? iiieS? iiiei 第2种推导：S?iS?iiSeS?iiieS?iiiei 第3 章 1、用正规式描述下列正规集： （1）C 语言的十六进制整数； （2）以ex 开始或以ex 结束的所有小写字母构成的符号串； （3）十进制的偶数。 【解答】 （1）C 语言十六进制整数以0x 或者0X 开头，所以一般形式应该为（+|-|ε） (0x|0X)AA*，其中前面括号表示符号， 可以有正号、负号，也可以省略（用ε表示）默认是正数，A 表示有资格出现在十六进制整数数位上的数字，AA*表示一位或者多位（一个或者多个数字的

龙书 第四章课后作业答案

P1774.14 为练习4.3的文法构造一个预测语法分析器 bexpr→bexpr or bterm|bterm bterm→bterm and bfactor | bfactor bfactor→not bfactor|(bexpr)|true |false 解1 非递归方法 1)消除左递归 ①bexpr→bterm A ②A→or bterm A ③A→ε ④bterm→bfactor B ⑤B→and bfactor B ⑥B→ε ⑦bfactor→not bfactor ⑧bfactor→(bexpr) ⑨bfactor→true ⑩bfactor→false 2)求first集与follow集 针对以同一非总结符开头的产生式右部求first集如果该非终结符能产生ε则需要求其follow集 ①bexpr→bterm A first(bterm A)= {not,(,true,false} ②A→or bterm A first(or bterm A)={or} ③A→εfollow(A）=follow(bexpr)= {$, )} ④bterm→bfactor B first(bfactor B)={not,(,true,false} ⑤B→and bfactor B first(and bfactor B)={and} ⑥B→εfollow(B）=follow(bterm)=first(A) 因为first(A)= {or , ε} 包含ε 所以follow(B）=follow(bterm) =first(A)∪follow(A）-{ε}={or, $, )} ⑦bfactor→not bfactor first(not bfactor)={not} ⑧bfactor→(bexpr)first((bexpr))={(} ⑨bfactor→true first(true)={true} ⑩bfactor→false first(false)={false} 表中空白处填error，表示调用错误处理程序 4)根据步骤3）编写预测分析程序 下面给出通用的预测分析算法，具体程序留给同学们根据算法自己完善。 repeat

编译原理(清华大学 第2版)课后习题答案

第三章 N=>D=> {0,1,2,3,4,5,6,7,8,9} N=>ND=>NDD L={a |a(0|1|3..|9)n且 n>=1} (0|1|3..|9)n且 n>=1 {ab,} a n b n n>=1 第6题. (1) <表达式> => <项> => <因子> => i (2) <表达式> => <项> => <因子> => (<表达式>) => (<项>) => (<因子>)=>(i) (3) <表达式> => <项> => <项>*<因子> => <因子>*<因子> =i*i (4) <表达式> => <表达式> + <项> => <项>+<项> => <项>*<因子>+<项> => <因子>*<因子>+<项> => <因子>*<因子>+<因子> = i*i+i (5) <表达式> => <表达式>+<项>=><项>+<项> => <因子>+<项>=i+<项> => i+<因子> => i+(<表达式>) => i+(<表达式>+<项>) => i+(<因子>+<因子>) => i+(i+i) (6) <表达式> => <表达式>+<项> => <项>+<项> => <因子>+<项> => i+<项> => i+<项>*<因子> => i+<因子>*<因子> = i+i*i 第7题

第9题 语法树 s s s* s s+a a a 推导: S=>SS*=>SS+S*=>aa+a* 11. 推导:E=>E+T=>E+T*F 语法树: E +T * 短语: T*F E+T*F 直接短语: T*F 句柄: T*F 12．

短语： 直接短语： 句柄： 13.(1)最左推导：S => ABS => aBS =>aSBBS => aBBS => abBS => abbS => abbAa => abbaa 最右推导：S => ABS => ABAa => ABaa => ASBBaa => ASBbaa => ASbbaa => Abbaa => a1b1b2a2a3 (2) 文法：S → ABS S → Aa S →ε A → a B → b (3) 短语：a1 , b1 , b2, a2 , , bb , aa , abbaa, 直接短语： a1 , b1 , b2, a2 , , 句柄：a1 14 (1) S → AB A → aAb | ε B → aBb | ε (2) S → 1S0 S → A A → 0A1 |ε 第四章 1. 1. 构造下列正规式相应的DFA (1)1(0|1)*101 NFA (2) 1(1010*|1(010)*1)*0 NFA

编译原理龙书第六章课后作业答案

6.1 假如有下面的Pascal说明 TYPE atype=ARRAY [0..9,-10..10] OF integer; cell=RECORD a,b:integer END; pcell=↑cell; foo=ARRAY [1..100] OF cell; FUNCTION bar(r:integer;y:cell):pcell; BEGIN……END; 写出atype,cell,pcell,foo和bar的类型表达式。 解答: atype: ARRAY(0..9, ARRAY(-10..10, integer)); cell: RECORD((a× integer)× (b×integer)); pcell: POINTER(cell); 或 : POINTER(RECORD((a ×integer)× (b× integer))); foo: ARRAY(1..100, cell); 或 : ARRAY(1..100, RECORD((a ×integer)× (b× integer))); bar: integer× cell→pcell; 或 : integer× cell→POINTER(RECORD((a×integer) ×(b×integer))); 6.4 假定类型定义如下: TYPE link=↑cell; cell=RECORD info:integer; next: link END; 下面哪些表达式结构等价？哪些名字等价？ （1）Link （2）pointer(cell) （3）pointer(Link) （4）pointer(record(info?integer)?(next ? pointer(cell))) 解答:(1)(2)(4)结构等价，无名字等价。

编译原理第三版课后答案

编译原理课后题答案 第二章 P36-6 (1) L G () 1是0~9组成的数字串 (2) 最左推导: 最右推导: P36-7 G(S) P36-8 文法： 最左推导: 最右推导: 语法树：/******************************** *****************/ P36-9 句子iiiei有两个语法树： P36-10 /************** ***************/ P36-11 /*************** L1: L2: L3: L4: ***************/ 第三章习题参考答案P64–7 (1)

最小化： P64–8 (1) (2) (3) P64–12 (a) a a,b a 0

给状态编号： a a a b b b 最小化： a a b b a b (b) 已经确定化了, 进行最小化 最小化： P64 –14 (1) 0 1 0 (2): (|)*010 1 εε 0 0 0 Y Y

最小化： 0 1 1 1 0 0 第四章 P81–1 (1) 按照T,S 的顺序消除左递归 递归子程序： procedure S; begin if sym='a' or sym='^' then abvance else if sym='(' then begin advance;T; if sym=')' then advance; else error; end else error end; procedure T; begin S; T end;

procedure 'T; begin if sym=',' then begin advance; S;'T end end; 其中: sym:是输入串指针IP所指的符号advance:是把IP调至下一个输入符号error:是出错诊察程序 (2) FIRST(S)={a,^,(} FIRST(T)={a,^,(} FIRST('T)={,,ε} FOLLOW(S)={),,,#} FOLLOW(T)={)} FOLLOW('T)={)} 预测分析表 是LL(1)文法 P81–2 文法： (1) FIRST(E)={(,a,b,^} FIRST(E')={+,ε} FIRST(T)={(,a,b,^} FIRST(T')={(,a,b,^,ε} FIRST(F)={(,a,b,^} FIRST(F')={*,ε} FIRST(P)={(,a,b,^} FOLLOW(E)={#,)} FOLLOW(E')={#,)} FOLLOW(T)={+,),#} FOLLOW(T')={+,),#} FOLLOW(F)={(,a,b,^,+,),#} FOLLOW(F')={(,a,b,^,+,),#} FOLLOW(P)={*,(,a,b,^,+,),#} (2)

编译原理 龙书答案

第五章部分习题解答 Aho：《编译原理技术与工具》书中习题 （Aho）5.3 为下面表达式构造有向无环图，标出结点（子表达式）编号，+是左结合的 a + a + (a + a + a + (a + a + a + a)) 解： （Aho）5.5 设计语法制导定义，实现多项式（包含+和*，如x*(3*x+x*x)）的求导，结果无需化简，如3*x直接翻译为3*1+0*x即可。（思路：(xy)?=x?y+y?x，(x+y)?=x?+y?） 解： 综合属性diff为求导后的表示形式，val为原多项式表示形式 E→E1 + T { E.val = E1.val || “+” || E.val; E.diff = E1.diff || “+” || E.diff; } | T { E.val = T.val; E.diff = T.diff; } T→T1 * F { T.val = T1.val || “*” || F.val; T.diff = “(” || T1.diff || “*” || F.val || “+” || T1.val || “*” || F.diff || “)”; } | F { T.val = F.val; T.diff = F.diff; } F→( E ) { F.val = “(” || E.val || “)”; F.diff = “(” || E.diff || “)”; } | num { F.val = num.val; F.diff = 0; } | x { F.val = “x”; F.diff = 1; } 此题和后面两题均可编写Lex&Yacc程序进行验证。 （Aho）5.4 设计翻译模式，实现将中缀表达式翻译为无多余括号形式 解：所谓“多余括号”，可以理解为： 本该是表达式E，写成了(E)的形式， 本该是项T，写成了(T)的形式， 本该是因式F，写成了(F)的形式，因此，可写出文法和翻译模式： E→( E1 ) { E.s = E1.s; } | E1 + T { E.s = E1.s || …+? || T.s; } | T { E.s = T.s; } T→( T1 ) { T.s = T1.s; } | T1 + F { T.s = T1.s || …*? || F.s; } | F { T.s = F.s; }