编译原理平时作业答案.docx
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编译原理平时作业答案
平常作业
1对于以下语言分别写出它们的正规表达式。
（1）英文字母构成的全部符号串，要求符号串中次序包含五个元音。
答：
令Letter表示除这五个元音外的其他字母。
（（letter）*A（letter）*E（letter）*I（letter）*O（letter）*U（letter））*
（2）英文字母构成的全部符号串，要求符号串中的字母依照词典次序摆列。
答：
A*B*....Z*
（3）Σ={0,1}上的含偶数个1的全部串。
答：
（0|10*1）*
（4）Σ={0,1}上的含奇数个1的全部串。
答：
（0|10*1）*1
（5）拥有偶数个0和奇数个1的有0和1构成的符号串的全体。
答：
设S是吻合要求的串，|S|=2k+1（k≥0）。
则S→S10|S21，|S1|=2k（k>0），|S2|=2k（k≥0）。
且S1是{0,1}上的串，含有奇数个0和奇数个1。
S2是{0,1}上的串，含有偶数个0和偶数个1。
考虑有一个自动机M1接受S1，那么自动机M1以下：
和L（M1）等价的正规表达式，即
S1为：
（（00|11）|（01|10）（00|11）*（01|10））*（01|10）（00|11）*
近似的考虑有一个自动机
M2接受S2，那么自动机
M2以下：
和L（M2）等价的正规表达式，即S2为：
（（00|11）|（01|10）（00|11）*（01|10））*
所以，S为：
（（00|11）|（01|10）（00|11）*（01|10））*（01|10）（00|11）*0|
（（00|11）|（01|10）（00|11）*（01|10））*1
（6）不包含子串011的由0和1构成的符号串的全体。
答：
1*|1*0（0|10）*（1|ε）
（7）由0和1构成的符号串,把它看作二进制数，能被3整除的符号串的全体。
答：
假设w的自动机以下：
对应的正规表达式：
（1（01*0）1|0）*
2给出接受以下在字母表{0,1}上的语言的DFA。
（1）全部以00结束的符号串的会集。
（2）全部拥有3个0的符号串的会集。
答：
（1）DFAM=（{0，1}，{q0，q1，q2}，q0，{q2}，δ）
此中δ定义以下:
δ（q0，0）=q1δ（q0，1）=q0
δ（q1，0）=q2δ（q1，1）=q0
δ（q2，0）=q2δ（q2，1）=q0
（2）正则表达式:
1*01*01*01*
DFAM=（{0，1}，{q0，q1，q2，q3}，q0，{q3}，δ）
此中δ定义以下:
δ（q0，0）=q1δ（q0，1）=q0
δ（q1，0）=q2δ（q1，1）=q1
δ（q2，0）=q3δ（q2，1）=q2
δ（q3，1）=q3
3下边是用正规式表示的变量申明：
（int|float）id（,id）*;
请改用上下文没关文法表示，也就是写一个上下文没关文法，它和该正规式等价。
答：
DTL;
Tint|float
LL,id|id
4试解析下边给出的if-then-else
语句的文法，它的提出本来是为了更正
dangling-else（
悬而未
决的-else）文法的二义性：
stmt
→
ifexprthenstmt
|matched-stmt
matched-stmt→ifexprthenmatched-stmtelsestmt|other
试说明此文法依旧是二义性的。
答：
考虑句子ifethenifethenotherelseifethenotherelseother它拥有以下所示的两种解析树stmtexprtheneifstmtifmatched-stmtexprthenmatched-stmteotherifeslestmtmatched-stmtexprthenmatched-stmteothereslestmtmatched-stmtotherstmtmatched-stmtifexprthenmatched-stmteifeslestmteslestmtmatched-stmtexprthenestmtotherexprthenmatched-stmteotherifmatched-stmtother则上边给出的if-then-else文法还是二义性的。
5证明下边文法是SLR
（1）文法，并构造其SLR解析表。
E→E+T|T
T→TF|F
F→F*|a|b
答：
该文法的拓广文法G'为
（0）
E'
→E
（1）E
→E+T
（2）E
→T
（3）T
→TF
（4）T
→F
（5）F
→F*
（6）F
→a
（7）F
→b
其LR（0）项目集规范族和goto函数（鉴别活前缀的DFA）以下:
I0={E'
→·E,E→·E+T,E→·T,T→·TF,T→·F→·,F→·a,FF*,→·b}
I1
={E'
→E·,E→E·+T}I2={E→T·,T→T·F,F→·F*,F→·a,F→·b}
I3
={T
→F·,F→F·*}I4={F
→a·}I5={F
→b·}
I6
={E
→E+·T,T→·TF,T
→·F,F
→·F*,F
→·I7=a,{TF→·TFb}·,F→F·I8*}={F→F*·}
I9
={E
→E+T·,T→T·F,F
→·F*,F
→·a,F→·b}
求FOLLOW集：
FOLLOW（E）={＋,＄}FOLLOW（T）={＋,＄,a,b}
FOLLOW（F）={＋,＄,a,b,*}
构造的SLR解析表以下：
明显，此解析表无多重定义进口，所以此文法是SLR文法。
6为下边的文法构造LALR
（1）解析表
S→E
E→E+T|T
T→（E）|a
答：
其拓广文法G'：
（0）
S'
→S
（1）S
→E
（2）
E
→E+T
（3）E
→T
（4）
T
→（E）
（5）T
→a
构造其LR
（1）项目集规范族和
goto函数（鉴别活前缀的DFA）以下:
I0={[S
’→·S,$],[S
→·E,$],[E
→·E+T,$/+],[T[E→·（E）,→·$/+],T,[T$/+],→·a,$/+]}
I1={[S
’→S$·,]}
I2={[S→E·,$],[E
→E·+T,$/+]}I3={[E→T·,$/+]}
I4={[T
→（·E）,$/+],[E
→·E+T,）/+],[E
[T→·T,（E）,）/+],[T
→·a,）/+]}
I5={[T
→a·,$/+]}
I6={[E→E+·T,$/+],[T
→·（E）,$/+],[T
→·a,$/+]}
I7={[T
→（E·）,$/+],[E
→E·+T,）/+]}I8={[E
→T·,）/+]}
I9={[T
→（·E）,）/+},[E
→·E+T,）/+],[E
→·T,）/+],[T
→·（E）,）/+],[T
→·a,）/+]}
I10={[T
I13={[E
I15={[E
→a·,）/+]}I11={[E→E+T·,$/+]}I12={[T→（E）·,$/+]}
→E+·T,）/+],[T→·（E）,）/+],[T→·I14=a,{[T）/+]}→（E·）,）/+],[E→E·+T,）/+]}
→E+T·,）/+]}I16={[T→（E）·,）/+]}
合并齐心的
LR
（1）项目集，获得
LALR
的项目集和转移函数以下：
I0={[S
I1={[S
’→·S,$],[S
’→S·,$]}I2={[S
→·E,$],[E
→E·,$],[E
→·E+T,$/+],[E
→E·+T,$/+]}I3,8={[E
→·T,$/+],[T
→T·,$/+/）]}
→··
（E）,$/+],[T
→·
a,$/+]}
I4,9={[T
→（·E）,$/+/）],[E
→·
E+T,）/+],[E[T→·（E）,T,）/+],],[T
→·
a,）/+]}
I5,10={[T
→a·,$/+/）]}
I6,13
={[E
→E+·T,$/+/）],[T
→·
（E）,$/+/）],/+/）]}[T
→·
a,$
I7,14={[T
→（E·）,$/+/）],[E
→E·+T,I11,15）/+]}={[E
→E+T·,$/+/）]}
I12,16={[T
→（E）
·,$/+/）]}
LALR解析表以下：
7
（1）经过构造鉴别活前缀的
DFA
和构造解析表，来证明文法
E
E+id|id是
SLR
（1）文法。
答：
先出接受文法活前的
DFA
以下：
E
EE
·E
+
id
Eid·
EE+·idid
EE+id·
I2
I3
I4
再构造SLR解析表以下：
作移
状
id+$E
0
s2
1
1
s3
acc
2
r2
r2
3
s4
4
r1
r1
表中没有多重定的条目，所以文法是
SLR
（1）的。
（2）下边左右两个文法都和（
1）的文法等价
E
E+M
id|id
E
ME+
id|id
M
M
请指出此中有几个文法不是
LR
（1）文法，并给出它们不是
LR
（1）文法的原由。
答：
只有文法
E
ME+
id|id
M
不是LR
（1）文法。
因于句子id+id+⋯+id来，解析器在面第一个
个数一多，而此句子中+id的个数是未知的。
id
需要做的空次数和句子中
+id
的
8依据自上而下的语法解析方法，构造下边文法的LL
（1）解析表。
DTL
Tint|real
LidR
R,idR|
答：
先计算FIRST和FOLLOW
FIRST（D）=FIRST（T）={int,real}
FIRST（L）={id}
FIRST（R）={,,ε}
FOLLOW（D）=FOLLOW（L）={$}
FOLLOW（T）={id}
FOLLOW（R）={$}
LL
（1）解析表以下：
intrealid,$
DD->TLD->TL
TT->intT->real
LL->idR
RR->,idRR->ε
9下边的文法产生的表达式是对整型和实型常数应用算符+形成的。
当两个整数相加时，结果仍为整数，不然就是实数。
E→E+T|T
T→num.num|num
（a）给出一个语法制导定义以确立每个子表达式的种类。
（b）扩大（a）中的语法制导定义把表达式翻译成前缀形式，而且决定种类。
使用一元算符inttoreal把整型值变换成相等的实型值，以使得前缀形式中的+的两个操作对象是同种类的。
答：
（a）:
产生式语义规则
EE1+TIF（E1.type=integer）and（T.type=integer）THEN
E.type:
=integer
ELSE
E.type:
=real
ET
T
T.type:
=real
Tnum
T.type:
=integer
（b）:
产生式
语义规则
EE1+T
IF（E1.type=integer）and（T.type=integer）THEN
BEGIN
E.type:
=integer
Print（‘+’,E1.val,T.val）
END
ELSEBEGIN
E.type:
=real
IFE1.type=integerTHEN
Begin
E1.type:
=real
E1.val:
=inttoreal（E1.val）
End
IFT.type:
=integerTHEN
Begin
T.type:
=real
T.val:
=inttoreal（T.val）
End
Print（‘+’,E1.val,T.val）
END
ET
T
T.type:
=real
T.val:
=.lexval
Tnum
T.type:
=integer
T.val:
=num.lexval
10假设说明是由以下文法产生的：
D→idL
L→,idL|:
T
T→integer|real
（a）建立一个翻译模式，把每一个表记符的种类加入到符号表中。
（b）从（a）中的翻译模式构造一个预翻译程序。
答：
（a）：
产生式
翻译模式
Did
L
{D.Type:
=L.Type}
{addtype（id.entry,D.type）}
L,id
L1
{L.Type:
=L1.Type}
{addtype（id.entry,L.type）}
L
:
T
{L.type:
=T.type}
T
integer
{T.type:
=integer}
T
real
{T.type:
=real}
（b）：
ProcedureD;
begin
Iflookahead=idthen
Begin
Match（id）;
D.type=L;
addtype（id.entry,D.type）
end
else
error
end
FunctionL:
DataType;
Begin
Iflookahead=’,’then
Begin
Match（‘,’）;
Iflookahead=idthen
begin
match（id）;
L.Type=L;
addtype（id.entry,L.type）;
return（L.type）
end
Else
error
End
Elseiflookahead=’:
’then
Begin
Match（‘:
’）;
L.Type=T;
return（L.Type）
end
else
error
End
FunctionT:
DataType;
Begin
Iflookahead=integerthen
Begin
Match（integer）;
return（integer）
end
elseIflookahead=realthen
Begin
Match（real）;
return（real）
end
else
error
end
11为下边的算术表达式文法写一个语法制导的翻译方案，
还是小于零）记录在属性E.sign中（属性值分别用POS或
为零，这样就不用担忧零的符号。
它将每个子表达式E的符号（即值大于零
NEG表示）。
你可以假设全部的整数都不
E
E*E|+E|
E|unsigned_integer
答：
EE1*E2{ifE1.sign=E2.signthenE.sign:
=POSelseE.sign:
=NEG}
E+E1{E.sign:
=E1.sign}
EE1{ifE1.sign=POSthenE.sign:
=NEGelseE.sign:
=POS}
Eunsigned_integer{E.sign:
=POS}
12为下边文法写一个语法制导的定义，用S的综合属性val给出下边文法中S产生的二进制数的值。
比方，输入101.101时，。
（不得更正文法。
）
SL.R|LLLB|B
RBR|B
B
0|1
答：
S
L.R
S.val:
=L.val+R.val
S
L
S.val:
=L.val
L
L1B
L.val:
=L1.val2+B.val
L
B
L.val:
=B.val
R
BR
1
R.val:
=（R.val+B.val）/2
1
R
B
R.val:
=B.val/2
B
0
B.val:
=0
B
1
B.val:
=1
13试问下边的程序将犹如何的输出？
分别假设：
（a）传值调用（call-by-value）；
（b）引用调用（call-by-reference）；
（c）复制恢复（copy-restore）；
（d）传名调用（call-by-name）。
programmain（input,output）；
procedurep（x,y,z）；
begin
y：
＝y＋1；
z：
＝z＋x；
end；
begin
a：
＝2；
b：
＝3；
p（a＋b,a,a）；
printa
end.
答：
1）．传地址：
所谓传地址是指把实在参数的地址传达给相应的形式参数。
在过程段中每
个形式参数都有一对应的单元，称为形式单元。
形式单元将用来存放相应的实在参数的地址。
当调用一个过程时，调用段一定当先把实在参数的地址传达到一个为被调用段可以拿获得的地方。
当程序控制转入被调用段以后，被调用段第一把实参地址捎进自己相应的形式单元中，
过程体对形式参数的任何引用1或赋值都被办理成对形式单元的间接接见。
当调用段工作达成返回时，形式单元（它们都是指示器）所指的实在参数单元就拥有所盼望的值。
2）．传结果：
和“传地址”相似（但不等价）的另一种参数传达力法是所谓“传结果”。
这类方法
的本质是，每个形式参数对应有两个申元，第1个单元存放实参的地址，第2个单元
存放实参的值。
在过程体中对形参的任何引用或赋值都看作是对它的第2个单元的直接访
问。
但在过程工作达成返回前一定把第2个单元的内容行放到第1个单元所指的那个实参单元之中。
3）．传值：
所谓传值，是一种简单的参数传达方法。
调用段把实在参数的值计算出来并
存放在一个被调用段可以拿获得的地方。
被调用段开始丁作时，第一把这些值抄入形式中元中，而后就忧如使用局部名相同使用这些形式单元。
假如实在参数不为指示器，那么，在被调用段中没法改变实参的值。
4）．传名：
所谓传名，是一种特别的形——实参数联合方式。
解说“传名”参数的意义：
过程调用的作用相当于把被调用段的过程体抄到调用出现的地方，但把此中任一出现的形式
参数都替代成相应的实在参数（文字替代）。
它与采纳“传地址”或“传值”的方式所产生的结果
均不相同。
（a）2；
（b）8；
（c）7；
（d）9。
14对以下的Pascal程序画出过程c第二次被激活时的运转栈，控制链和接见链。
说明在c中如何接见变量x。
programenv；
procedurea；
varx:
integer；
procedureb；
procedurec；
beginx:
=2；bend；{procedurec}
begincend；{procedureb}
beginbend；{procedurea}
beginaend.{main}
答：
env
controllink
accesslink
a
controllink
accesslink
x
b
controllink
accesslink
c
controllink
accesslink
b
controllink
accesslink
c
controllink
accesslink
说明：
c中沿着存取链向前走两步，到过程
a的活动记录中就可以接见到变量
x。
15下边给出一个C语言程序及其在
结果看，函数func中4个局部变量
SPARC/SUN工作站上经某编译器编译后的运转结果。
从运转
i1,j1,f1,e1的地址间隔和它们种类的大小是一致的，而4个形
式参数i,j,f,e的地址间隔和它们的种类的大小不一致，试解析不一致的原由。
注意，输出的数据是八进制的。
func（i,j,f,e）
shorti,j;floatf,e;
{
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