编译原理课后答案.docx
《编译原理课后答案.docx》由会员分享，可在线阅读，更多相关《编译原理课后答案.docx（24页珍藏版）》请在冰豆网上搜索。
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|11） + （01|10） （00|11）* （01|10）） => S0 = （（00|11）|（01|10） （00|11）* （01|10））+
因为S0→ε所以由偶数个0和偶数个1构成的所有0和1的串的正规定义为：
S0 → （（00|11）|（01|10） （00|11）* （01|10））*
（g） 由偶数个0和奇数个1构成的所有0和1的串。
［解答］ 此题目我们可以借鉴上题的结论来进行处理。
对于由偶数个0和奇数个1构成的所有0和1的串，我们分情况讨论：
（1） 若符号串首字符为0，则剩余字符串必然是奇数个0和奇数个1，因此我们必须在上题偶数个0和偶数个1的符号串基础上再读入10（红色轨迹）或01（蓝色轨迹），又因为在0→1和1→3的过程中可以进行多次循环（红色虚线轨迹），同理0→2和2→3（蓝色虚线轨迹），所以还必须增加符号串（00|11）*，我们用S0表示偶数个0和偶数个1，
用S表示偶数个0和奇数个1则其正规定义为：
S → 0（00|11）*（01|10） S0 S0 → （（00|11）|（01|10） （00|11）* （01|10））*
（2） 若符号串首字符为1，则剩余字符串必然是偶数个0和偶数个1，其正规定义为：
S → 1S0
S0 → （（00|11）|（01|10） （00|11）* （01|10））* 综合
（1）和
（2）可得，偶数个0和奇数个1构成的所有0和1串其正规定义为：
S → 0（00|11）*（01|10） S0|1S0 S0 → （（00|11）|（01|10） （00|11）* （01|10））*
2.7（c）（（ε|a）b*）*
ababbab:
s->4->0->1->5->6->7->8->4->0->1->5->6->7->6->7->8->4->0->1->5->6->7->8->f
2.12 为下列正规式构造最简的DFA
（b） （a|b）* a （a|b） （a|b）
（1） 根据算法2.4构造该正规式所对应的NFA，如图所示。
（2） 根据算法2.2（子集法）将NFA转换成与之等价的DFA（确定化过程） 初始状态
S0 = ε-closure（0） = {0, 1, 2, 4, 7} 标记状态S0
S1 = ε-closure（move（S0, a）） = ε-closure（{5, 8}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11} S2 = ε-closure（move（S0, b）） = ε-closure（{3}） = {1, 2, 3, 4, 6, 7} 标记状态S1
S3 = ε-closure（move（S1, a）） = ε-closure（{5, 8, 12}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 12, 13, 14, 16}
S4 = ε-closure（move（S1, b）） = ε-closure（{3, 10}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 10, 13, 14, 16} 标记状态S2
S1 = ε-closure（move（S2, a）） = ε-closure（{5, 8}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11} S2 = ε-closure（move（S2, b）） = ε-closure（{3}） = {1, 2, 3, 4, 6, 7} 标记状态S3
S5 = ε-closure（move（S3, a）） = ε-closure（{5, 8, 12, 17}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 12, 13, 14, 16, 17, 18}
S6 = ε-closure（move（S3, b）） = ε-closure（{3, 10, 15}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 10, 13, 14, 15, 16, 18} 标记状态S4
S7 = ε-closure（move（S4, a）） = ε-closure（{5, 8, 17}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 17, 18}
S8 = ε-closure（move（S4, b）） = ε-closure（{3, 15}） = {1, 2, 3, 4, 6, 7, 15, 18} 标记状态S5
S5 = ε-closure（move（S5, a）） = ε-closure（{5, 8, 12, 17}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 12, 13, 14, 16, 17, 18}
S6 = ε-closure（move（S5, b）） = ε-closure（{3, 10, 15}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 10, 13, 14, 15, 16, 18} 标记状态S6
S7 = ε-closure（move（S6, a）） = ε-closure（{5, 8, 17}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 17, 18}
S8 = ε-closure（move（S6, b）） = ε-closure（{3, 15}） = {1, 2, 3, 4, 6, 7, 15, 18} 标记状态S7
S3 = ε-closure（move（S7, a）） = ε-closure（{5, 8, 12}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11, 12, 13, 14, 16}
S4 = ε-closure（move（S7, b）） = ε-closure（{3, 10}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 10, 13, 14, 16} 标记状态S8
S1 = ε-closure（move（S8, a）） = ε-closure（{5, 8}） = {1, 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 11} S2 = ε-closure（move（S8, b）） = ε-closure（{3}） = {1, 2, 3, 4, 6, 7}
由以上可知，确定化后的DFA的状态集合S = {S0, S1, S2, S3, S4, S5, S6, S7, S8}，输入符号集合Σ = {a, b}，状态转换函数move如上，S0为开始状态，接收状态集合F = {S5, S6, S7, S8}，其状态转换图如下所示：
（3） 根据算法2.3过将DFA最小化
第一次划分：
{S0, S1, S2, S3, S4} {S5, S6, S7, S8} {S0, S1, S2, S3, S4}a = {S1, S3, S1, S5, S7}
第二次划分：
{S0, S1, S2} {S3, S4} {S5, S6, S7, S8} {S0, S1, S2}a = {S1, S3, S1}
第三次划分：
{S0, S2} {S1} {S3, S4} {S5, S6, S7, S8}
{S0, S2}a = {S1} {S0, S2}b = {S2} S0, S2不可区分，即等价。
{S5, S6, S7, S8}a = {S5, S7, S3, S1}
第四次划分：
{S0, S2} {S1} {S3, S4} {S5, S6} {S7, S8} {S3, S4}a = {S5, S7}
第五次划分：
{S0, S2} {S1} {S3} {S4} {S5, S6} {S7, S8} {S5, S6}a = {S5, S7}
第六次划分：
{S0, S2} {S1} {S3} {S4} {S5} {S6} {S7, S8} {S7, S8}a = {S3, S1}
第七次划分：
{S0, S2} {S1} {S3} {S4} {S5} {S6} {S7} {S8} 集合不可再划分，
所以S0, S2等价，选取S0表示{S0, S2}，其状态转换图，即题目所要求的最简DFA如下所示：
第三章
3.1
3.2
3.10
3.11
3.20
3.23
第四章
4.1题目有点不同方法一样
4.7（a）
4.10（a）
第六章
6.3
6.5
6.12
6.23
6.9
c语言函数f的定义如下：
intf（intx,*py,**ppz）{**ppz+=1;*py+=2;x+=3;returnx+*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（a，b，c），返回值是什么？
调用的顺序不正确，应该是f（c,b,a）才符合函数的定义，否则编译是通不过的。
除非调用时进行强制转换。
如果强制转换以后调用，f函数，ppz是形参，是个整数指针的指针，而ppz的实参是c，它的值就是4，指向的地址空间就是错误的。
py倒是可以，实参为b，指向c，*py的值就是c的值，为4。
x的实参是a，实际上是个整数指针的指针，函数当做整数来用，但是它的值是不确定的。
如果按照f（c,b,a）的顺序调用，**ppz+=1后，c=*b=**a=5；*py+=2后，c=*b=**a=7，x+=3后，x=7，而c=*b=**a=7，（这是因为x为值传递，改变c没有改变x，改变x也没有改变c）最终返回的是7+7+7=21。
第七章
7.13C语言的for语句有下列形式：
For（e1;e2;e3）stmt它和e1；
while（e2）dobegin
stmt;
e3
end
7.14
第八章
判断基本块的三个条件
1.确定所有的入口语句。
规则如下
a.序列的第一个语句是入口语句
b.能够作为条件转移或无条件转移目标的语句是入口语句
c.紧跟在条件转移或无条件转移之后的语句是入口语句
2.对于每个入口语句，它所在的基本块由从它开始直到程序结束或下一个入口语句为止（但不含该入口语句的所有语句组成。
基本块的优化:
（1）删除局部公共子表达式
（2）删除死代码
（3）交换相邻的独立语句块
升级会员 