广工编译原理复习例题有客观题的答案.docx
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广工编译原理复习例题有客观题的答案
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]{a2kbc|k>0}[B]{akbc|k>0}
[C]{a2k-1bc|k>0}[D]{akakbc|k>0}
6．若B为非终结符，则A→.B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。
b
0
1
-
a
a
2
+
+
b
a
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所能识别的。
D
[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+TT→F|T*FF→P^F|PP→（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|TT→T*F|FF→（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{ambmcn|m≥1,n≥0}的上下文无关文法（2型）。
解：
G:
S→AB|A
A→aAb|ab
B→cB|c
4．给出语言{akbmcn|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：
0
1
2
3
b
a
a
ε
ε
-
+
（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
Ia
Ib
-+013
123
+123
123
13
+13
123
0
1
2
a
a
b
a
-+
+
+
（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：
1
2
a
a
b
-+
+
（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NFAM
（2）将NFAM确定化为DFAM’
I
Ia
Ib
-0
S
SZ
A
+1
SZ
SZ
A
2
A
S
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）
符号
状态
a
b
-1
2
3
2
1
4
+3
2
5
+4
1
6
5
5
5
6
6
6
（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
符号
状态
a
b
-1
1
3
+3
1
5
5
5
5
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）={ambnc2n|m>=0,n>0}
并证明文法是LL
（1）。
解：
文法G（S）：
SaS|E
EbE’
E’Ecc|cc
Select（SaS）∩Select（SE）=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*aT|aT|*aT
T→+aT|+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。
预测分析表：
*
+
a
#
S
S’Ta,N
TS’T,N
S’
S’Ta,N
ε,P
T
T’a,N
T’
ε,P
T,P
ε,P
a
ε,N
#
OK
（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？
解：
简单优先关系矩阵如下：
S
a
b
P
Q
c
S
=
a
=
<>
<
<
>
b
<
<>
=
=<
P
>
=
Q
=
=
c
>
>
由于矩阵中有元素存在多种优先关系，故不是简单优先文法。
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
（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：
状态（State）
Action
Goto
a b c d e #
S U T
0
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
S5 S4
r3 r3 S6 Acc
S5 S4
S9..................
r7 r7
r5 r5........................
r4 r4.........................
S10 S9.........................
r3 r3. S6 r6 r6......
r2 r2. r2 r2 r2 r2
r1 r1. r1 r1 r1 r1
1 2 3
.
8 2 7
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→VdB①
V→e②
V→ε③
B→a④
B→Bda⑤
B→ε⑥
状态
ACTION
GOTO
d
e
a
#
S
B
V
0
r3
S3
1
2
1
acc
2
S4
3
r2
4
r6
S5
r6
6
5
r4
r4
6
S7
r1
7
S8
8
r5
r5
解：
对输入串dada#的分析过程
步骤
状态栈
符号栈
剩余输入符号
动作
1
2
3
4
5
6
7
8
9
0
02
024
0245
0246
02467
024678
0246
01
#
#V
#Vd
#Vda
#VdB
#VdBd
#VdBda
#VdB
#S
dada#
dada#
ada#
da#
da#
a#
#
#
#
用V→ε归约
移进
移进
用B→a归约
移进
移进
用B→Bda归约
用S→VdB归约
接受
17．对以下文法，请写出关于配对括号数目ps的属性文法。
文法规则
语义规则
S→（T）
S→i
T→T,S
T→S
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
ifx＞0andy＞0thenz：
＝x＋y
elsex：
＝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：
voidp（intx,inty,intz）{
y*=3;
z+=x;
}
voidmain（）{
inta=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
ifw<=xgotoL2
e:
=b
gotoL2
L1:
gotoL3
L2:
c:
=3
b:
=4
c:
=6
L3:
ify<=zgotoL4
halt
L4:
g:
=g+1
h:
=8
gotoL1
解：
（1）基本块：
（2）程序流图
b:
=1
1
4
2
3
7
6
5
b:
=2
ifw<=xgotoL2
（1）
e:
=b
gotoL2
（2）
L1:
gotoL3（3）
L2:
c:
=3
b:
=4
c:
=6（4）
L3:
ify<=zgotoL4（5）
halt（6）
L4:
g:
=g+1
h:
=8
gotoL1（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）{
……
caseIFSYM:
;
CONDITION（SymSetUnion（SymSetNew（THENSYM）,FSYS）,LEV,TX）;
if（SYM==THENSYM）GetSym（）;
elseError（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
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