《编译原理》西北工业大学第三版课后答案Word下载.docx
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39解：
识别活前缀的DFA及LR（0）分析表：
50
40解：
求LR
（1）项目集和状态转换表：
54
41解：
55
42解：
59
第五章习题解答 64
5.8解：
65
第一章习题解答
1.解：
源程序是指以某种程序设计语言所编写的程序。
目标程序是指编译程序（或解释程序）将源程序处理加工而得的另一种语言（目标语言）的程序。
翻译程序是将某种语言翻译成另一种语言的程序的统称。
编译程序与解释程序均为翻译程序，但二者工作方法不同。
解释程序的特点是并不先将高级语言程序全部翻译成机器代码，而是每读入一条高级语言程序语句，就用解释程序将其翻译成一段机器指令并执行之，然后再读入下一条语句继续进行解释、执行，如此反复。
即边解释边执行，翻译所得的指令序列并不保存。
编译程序的特点是先将高级语言程序翻译成机器语言程序，将其保存到指定的空间中，在用户需要时再执行之。
即先翻译、后执行。
2.解：
一般说来，编译程序主要由词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、代码优化程序、目标代码生成程序、信息表管理程序、错误检查处理程序组成。
3.解：
C语言的关键字有：
auto
break
casecharconst
continuedefaultdodoubleelseenumexternfloatforgotoifintlongregisterreturnshortsignedsizeofstaticstructswitchtypedefunionunsignedvoidvolatilewhile。
上述关键字在C语言中均为保留字。
4.解：
C语言中括号有三种：
{}，[]，（）。
其中，{}用于语句括号；
[]用于数组；
（）用于函数（定义与调用）及表达式运算（改变运算顺序）。
C语言中无END关键字。
逗号在C语言中被视为分隔符和运算符，作为优先级最低的运算符，运算结果为逗号表达式最右侧子表达式的值（如：
（a,b,c,d）的值为d）。
5.略
第二章习题解答
1.
（1）答：
26*26=676
（2）答：
26*10=260
（3）答：
{a,b,c,...,z,a0,a1,...,a9,aa,...,az,...,zz,a00,a01,...,zzz},共26+26*36+26*36*36=34658个
2.构造产生下列语言的文法
（1）{anbn|n≥0}
解：
对应文法为G（S）=（{S},{a,b},{S→ε|aSb},S）
（2）{anbmcp|n,m,p≥0}
对应文法为G（S）=（{S,X,Y},{a,b,c},{S→aS|X,X→bX|Y,Y→cY|ε},S）
（3）{an#bn|n≥0}∪{cn#dn|n≥0}
对应文法为G（S）=（{S,X,Y},{a,b,c,d,#},{S→X,S→Y,X→aXb|#,Y→cYd|#},S）
（4）{w#wr#|w?
{0,1}*,wr是w的逆序排列}
G（S）=（{S,W,R},{0,1,#},{S→W#,W→0W0|1W1|#},S）
（5）任何不是以0打头的所有奇整数所组成的集合
G（S）=（{S,A,B,I,J},{-,0,1,2,3,4,5,6,7,8,9},{S→J|IBJ,B→0B|IB|e,I→J|2|4|6|8,J→1|3|5|7|9},S）
（6）所有偶数个0和偶数个1所组成的符号串集合
对应文法为S→0A|1B|e，A→0S|1CB→0C|1SC→1A|0B
3.描述语言特点
（1）S→10S0S→aAA→bAA→a
本文法构成的语言集为：
L（G）={（10）nabma0n|n,m≥0}。
（2）S→SSS→1A0A→1A0A→ε
L（G）={1n10n11n20n2…1nm0nm|n1,n2,…,nm≥0；
且n1,n2,…nm不全为零}该语言特点是：
产生的句子中，0、1个数相同，并且若干相接的1后必然紧接数量相同连续的0。
（3）S→1AS→B0A→1AA→CB→B0B→CC→1C0C→ε
L（G）={1p1n0n|p≥1,n≥0}∪{1n0n0q|q≥1,n≥0}，特点是具有1p1n0n或1n0n0q形式，进一步，可知其具有形式1n0mn,m≥0,且n+m>
0。
（4）S→bAdcA→AGSG→εA→a
可知，S=>
…=>
baSndcn≥0
该语言特点是：
产生的句子中，是以ba开头dc结尾的串,且ba、dc个数相同。
（5）S→aSSS→a
L（G）={a（2n-1）|n≥1}可知：
奇数个a
4.解：
此文法产生的语言是：
以终结符a1、a2…an为运算对象，以∧、∨、~为运算符，以[、]为分隔符的布尔表达式串
5.
5.1解：
由于此文法包含以下规则：
AA→e，所以此文法是0型文法。
5.2证明：
略
6.解：
（1）最左推导：
<
程序>
T<
分程序>
标号>
：
TL：
TL：
L：
无标号分程序>
分程序首部>
；
复合尾部>
说明>
begin<
begind；
d；
语句>
s；
复合尾部.
end
send
最右推导：
end
说明；
begin说明；
L：
（2）句子L：
send的相应语法树是：
aacb是文法G[S]中的句子，相应语法树是：
S=>
aAcB=>
aAcb=>
aacb
最左推导：
aacB=>
（2）aabacbadcd不是文法G[S]中的句子
因为文法中的句子不可能以非终结符d结尾
（3）aacbccb不是文法G[S]中的句子
可知，aacbccb仅是文法G[S]的一个句型的一部分，而不是一个句子。
（4）aacabcbcccaacdca不是文法G[S]中的句子
因为终结符d后必然要跟终结符a，所以不可能出现…dc…这样的句子。
（5）aacabcbcccaacbca不是文法G[S]中的句子
由
（1）可知：
aacb可归约为S，由文法的产生式规则可知，终结符c后不可能跟非终结符S，所以不可能出现…caacb…这样的句子。
8.证明：
用归纳法于n，n=1时，结论显然成立。
设n=k时，对于α1α2...αkT*b,存在βi：
i=1,2,..,k，αiT*bi成立，现在设
α1α2...αkαk+1T*b，因文法是前后文无关的，所以α1α2...αk可推导出b的一个前缀b'
，αk+1可推导出b的一个后缀=b"
（不妨称为bk+1）。
由归纳假设，对于b'
，存在βi：
i=1,2,..,k，b'
=β1β2...βk,使得
αiT*bi成立，另外,我们有αk+1T*b"
（=bk+1）。
即n=k+1时亦成立。
证毕。
9.证明：
（1）用反证法。
假设α首符号为终结符时，β的首符号为非终结符。
即设：
α=aω；
β=Aω’且α=>
*β。
由题意可知：
α=aωT…TAω’=β，由于文法是CFG，终结符a不可能被替换空串或非终结符，因此假设有误。
得证；
（2）同
（1），假设：
β的首符号为非终结符时，α首符号为终结符。
β=Aω’且α=aωT…TAω’=β，与
（1）同理，得证。
STABTAbcTabc
STDCTDcTabc
所以，本文法具有二义性。
（1）STABTAaSbTAacbTbAacbTbbAacbTbbaacb
上面推导中，下划线部分为当前句型的句柄。
对应的语法树为：
全部的短语：
第一个a（a1）是句子bbaacb相对于非终结符A（A1）（产生式A?
a）的短语（直接短语）；
b1a1是句子bbaacb相对于非终结符A2的短语；
b2b1a1是句子bbaacb相对于非终结符A3的短语；
c是句子bbaacb相对于非终结符S1（产生式S?
c）的短语（直接短语）；
a2cb3是句子bbaacb相对于非终结符B的短语；
b2b1a1a2cb3是句子bbaacb相对于非终结符S2的短语；
注：
符号的下标是为了描述方便加上去的。
（2）句子（（（b）a（a））（b））的最右推导：
ST（AS）T（A（b））T（（SaA）（b））T（（Sa（a））（b））
T（（（b）a（a））（b））
相应的语法树是：
（3）解：
iii*i+↑对应的语法树略。
ETT=>
F=>
FP↑TFE↑TFET+↑TFEF+↑TFEP+↑TFEi+↑
TFTi+↑TFTF*i+↑TFTP*i+↑TFTi*i+↑TFFi*i+↑TFPi*i+↑
TFii*i+↑TPii*i+↑Tiii*i+↑
12.证明：
充分性：
当前文法下的每一符号串仅有一个句柄和一个句柄产生式T对当前符号串有唯一的最左归约T对每一步推导都有唯一的最右推导T有唯一的语法树。
必要性：
有唯一的语法树T对每一步推导都有唯一的最右推导T对当前符号串有唯一的最左归约T当前文法下的每一符号串仅有一个句柄和一个句柄产生式
13.化简下列各个文法
（1）解：
S→bCACdA→cSA|cCCC→cS|c
（2）解：
S→aAB|fA|gA→e|dDAD→eAB→f
S→ac
14.消除下列文法中的ε产生式
S→aAS|aS|bA→cS
S→aAA|aA|aA→bAc|bc|dAe|de
15.消除下列文法中的无用产生式和单产生式
（1）消除后的产生式如下：
S→aB|BC
B→DB|b
C→b
D→b|DB
（2）消除
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