完整版编译原理复习题及答案.docx
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完整版编译原理复习题及答案
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编译原理复习题及答案
选择题
一个正规语言只能对应（B）
A一个正规文法
文法G[A]:
AtaBAb
A正规文法
B一个最小有限状态自动机
Bta是（A）
B二型文法
下面说法正确的是（A）
A一个SLR
（1）文法一定也是LALR
（1）文法B一个LR
（1）文法一定也是LALR
（1）文法
一个上下文无关文法消除了左递归，提取了左公共因子后是满足LL
（1）文法的（A）
A必要条件B充分必要条件
下面说法正确的是（A）
*曰
定是
A一个正规文法也一定是二型文法
B一个二型文法也一定能有一个等价的正规文法编译原理是对（C）。
A、机器语言的执行B、汇编语言的翻译
C、高级语言的翻译
D、咼级语言程序的解释执行
（A）是一种典型的解释型语言。
A．BASICB．C
把汇编语言程序翻译成机器可执行的目标程序的工作是由（B）完成的。
A.编译器
B.汇编器
C.解释器
D.
预处理器
用高级语言编写的程序经编译后产生的程序叫
（B）
A•源程序
B.目标程序
C.连接程序
D•
解释程序
（C）不是编译程序的组成部分。
A.词法分析程序
B.代码生成程序
C.设备管理程序
D.语法分析程序
通常一个编译程序中，不仅包含词法分析，语法分析，语义分析，中间代码生成，代码优化，目标代码生成等六个部分，还应包括（C）。
A•模拟执行器B•解释器C.表格处理和出错处理D•符号执行器
编译程序绝大多数时间花在（D）上。
A•出错处理B•词法分析C•目标代码生成D•表格管理
源程序是句子的集合，（B）可以较好地反映句子的结构。
A.线性表B.树
词法分析器的输出结果是（D）。
A、单词自身值
C、单词的种别编码词法分析器不能（D）
A.识别出数值常量
C.扫描源程序并识别记号
C.完全图D.堆栈
B、单词在符号表中的位置
D、单词的种别编码和自身值
B.过滤源程序中的注释
D.发现括号不匹配
文法:
G:
StxSx|y所识别的语言是（D）。
A、xyxB、（xyx）*
A．最左推导和最右推导对应的语法树必定相同
B．最左推导和最右推导对应的语法树可能不同
C.最左推导和最右推导必定相同
D.可能存在两个不同的最左推导，但它们对应的语法树相同
正则文法（A）二义性的。
A.可以是B.一定不是C.
（B）这样一些语言，它们能被确定的有穷自动机识别，
A.存在B.不存在C.
给定文法AfbA|ca，为该文法句子的是（C）
A.bbaB.cabC.bca
设有文法G[S]:
SS1|S0|Sa|Sc|a|b|c下列符号串中是该文法的句子有
A.ab0B.a0c01
文法G产生的（D）的全体是该文法描述的语言。
A.句型B.终结符集
若文法G定义的语言是无限集，则文法必然是
A.递归的B.上下文无关的
描述一个语言的文法是（B）A.唯一的B.不唯一的
一个文法所描述的语言是（A）A.唯一的B.不唯一的
采用自上而下分析，必须（A）。
A、消除回溯
C、消除右递归编译过程中，语法分析器的任务是（A）
分析单词的构成分析单词串如何构成语句
分析语句是如何构成程序分析程序的结构
②③B.④
①
②
③
④
A.
词法分析器的输入是（A）。
A.符号串B.
两个有穷自动机等价是指它们的
A.状态数相等
C.所识别的语言相等
若状态k含有项目“归约的语法分析方法是
A.LALR分析法
源程序
（C）。
Afa
（D）。
B.LR（0）分析法
a•为（B）项目。
B．移进
_宀曰一定是
但不能用正则表达式表示。
无法判定是否存在
C.a0b0a
D.cba
（D）
D.bc10
C.非终结符集
（A）
C.二义性的
C.可能唯一
C.可能唯一
B、消除左递归
D、提取公共左因子
C.①②③④
C.语法单位
D.
D.
B.有向弧数相等
D.状态数和有向弧数相等
”，且仅当输入符号a€FOLLOW（A）
C.LR
（1）分析法
D.句子
无二义性的
②③④
D.目标程序
时，
D.
才用规则“Afa”
SLR
（1）分析法
若a为终结符，则Af
A.归约
在使用高级语言编程时,首先可通过编译程序发现源程序的全部和部分
A.语法B.语义
乔姆斯基（Chomsky）把文法分为四种类型，即
A.非限制文法B.正则文法
一个句型中的（A）称为该句型的句柄。
A.最左直接短语B.最右直接短语
在自底向上的语法分析方法中，分析的关键是
A.寻找句柄B.寻找句型
在自顶向下的语法分析方法中，分析的关键是
A.寻找句柄B.寻找句型
在LR分析法中，分析栈中存放的状态是识别规范句型（C）的DFA状态。
A.句柄B.前缀C.活前缀D.LR（0）项目
C.接受
C.语用
0型、1型、2型、C.上下文有关文法
D.待约
（A）错误。
D.运行
3型。
其中3型文法是（B）
D.上下文无关文法
C.终结符
（D）
C.消除递归
（C）
C.消除递归
D.
D.
D.
非终结符
选择候选式
选择候选式
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一个上下文无关文法G包括四个组成部分，它们是一组非终结符号，一组终结符号，一个开始符号，以及一组（B）
A.句子
B.产生式
C.
单词
D.
句型
词法分析器用于识别
（C）
A.句子
B.产生式
C.
单词
D.
句型
编译程序是一种（B）
A.汇编程序
B.翻译程序
C.
解释程序
D.
目标程序
按逻辑上划分，编译程序第三步工作是
（A）
A.语义分析
B.词法分析
C.
语法分析
D.
代码生成
在语法分析处理中，
FIRST集合、FOLLOW集合均是（B）
A.非终结符集
B.终结符集
C.
字母表
D.
状态集
编译程序中语法分析器接收以（A）为单位的输入。
A.单词
B.表达式
C.
产生式
D.
句子
编译过程中，语法分析器的任务就是（B）
A.分析单词是怎样构成的
C.分析语句和说明是如何构成程序的若一个文法是递归的，则它所产生的语言的句子
A.是无穷多个B.是有穷多个
识别上下文无关语言的自动机是（C）
A.下推自动机B.NFA
编译原理各阶段工作都涉及（B）
A.词法分析B.表格管理
正则表达式R1和R2等价是指（C）
A.R1和R2都是定义在一个字母表上的正则表达式
B.R1和R2中使用的运算符相同
C.R1和R2代表同一正则集
D.
R1和R2代表不同正则集
给定文法AtbA|cc，则符号串①cc②bcbc③bcbcc④bccbcc⑤bbbcc中，是该文法句子的是（D）
A.①B.③④⑤C.②④D.①⑤
文法EtE+E|E*E|i的句子i*i+i*i有（C）棵不同的语法树。
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、
1.
答：
文法
2.
答:
文法
3.
答:
已知文法G是无二义的，则对G的任意句型a（A）
A.最左推导和最右推导对应的语法树必定相同
B.最左推导和最右推导对应的语法树可能相同
C.最左推导和最右推导必定相同
D.可能存在两个不同的最左推导，但他们对应的语法树相同
（B）不是DFA的成分
A.有穷字母表B.多个初始状态的集合C.多个终态的集合D.转换函数
与逆波兰式（后缀表达式）ab+c*d+对应的中缀表达式是（B）
A.a+b+c*d
B.（a+b）*c+d
C.（a+b）*（c+d）
D.a+b*c+d
后缀式abc-+-d+可用表达式（B）来表示。
A.（-（a+b）-c）+d
B.-（a+（b-c））+d
C.-（a-（b+c））+d
D.（a-（-b+c））+d
表达式A*（B-C*（C/D））
的后缀式为（B）。
A.ABC-CD/**
B.ABCCD/*-*
C.
ABC-*CD/*
D.以上都不对
（D）不是NFA的成分。
A.有穷字母表
B.初始状态集合
C.
终止状态集合
D.有限状态集合
问答题
将文法G[S]改写为等价的G'[S]使G'[S不含左递归和左公共因子。
G[S]:
StbSAe|bAatAb|d
G[S]改写为等价的不含左递归和左公共因子的G'[S]为:
StbB
SAe|A
AtdA'
A'tbA'|£
将文法G[S]改写为等价的G'[S]，使G'[S]不含左递归和左公共因子。
G[S]:
StSAe|Ae
atdAbA|dA|d
G[S]改写为等价的不含左递归和左公共因子的G'[S]为：
StAeS'
S'tAeS'|&
AtdA'
A'tAB|£
BtbA|£
将文法G[S]改写为等价的G'[S]，使G'[S]不含左递归和左公共因子。
G[S]:
St[A
AtB]|AS
BtaB|a
文法G[S]改写为等价的不含左递归和左公共因子的G'[S]为：
St[A
AtB]A'
A、SA|£
BtaB'
B'tB|£
4.判断下面文法是否为LL
（1）文法，若是,请构造相应的LL
（1）分析表。
StaH
HTaMd|d
MTAb|£
AtaM|e
答：
首先计算文法的FIRST集和FOLLOW集如下表。
文法的FIRST集和FOLLOW集
非终结符
FIRST集
FOLLOW集
S
{a}………
{#}•••
H
{a,d}••…
{#}•••
M
{a,e,e}
{d,b}
A
{a,e}••…
{b}••••
由于predict（HTaMd）^predict（HTd）
={a}n{d}=
b}=
predict（MHAb）^predict（MHe）={a,e}A{d,
predict（A^aM）^predict（Ze）
={a}n{e}=
所以该文法是LL
（1）文法，LL
（1）分析表如下表。
a
d
b
e
#
s
taH.
H1
taMd
Td.
M
tAb.
T&
T&
tAb
A
taM.
Te.
5.判断下面文法是否为LL
（1）文法，若是，请构造相应的LL
（1）分析表。
StaD
“STe|&
TtbH|H
HRd|&
答：
首先计算文法的FIRST集和FOLLOW集如下表。
非终结符
first集
FOLLOW集
s
{a}
{#,b,d,e}.
D
{a,&}
{#,b,d,e}
T
{b,d,&}
{e}
H
{d,&}
{e}
e}=
predict（T^bH）^predict（T^H）={b}A{e}=
predict（HRd）^predict（HRe）={d}A{e}=
所以该文法是LL
（1）文法，LL
（1）分析表如下表:
a
1e
b
d
#
s
raD.
D
rSTe
Re
Re
Re
Re
T
RH.
rbH
RH.
H
Re
Rd.
6.判断下面文法是否为LL
（1）文法，若是，请构造相应的LL
（1）分析表。
SraD
DRSTe|e
TrbM
MRbH
HRM|e
答：
文法的FIRST集和FOLLOW集
非终结符
first集
FOLLOW集
s
{a}••…
{#,b}
D
{a,e}
{#,b}
T
{b}••…
{e}....
M
{b}••…
{e}....
H
{b,e}
{e}....
由于predict（DRSTe）^predict（DRe）={a}A{#,
b}=
predict（H^M）^predict（H^e）
={b}n{e}=
所以该文法是LL
（1）文法，LL
（1）分析表如下表:
a
e
b
#
S
taD.
D
tSTe
Te
Te
T
tbM
M
tbH
H
Te
tM.
7.某语言的拓广文法G'为：
（0）S、S
（1）StDb|B
（2）Dtd|e
（3）BtBa|e
证明G不是LR（0）文法而是SLR
（1）文法，请给出SLR
（1）分析表。
答：
拓广文法G',增加产生式S'^S
在项目集I0中：
有移进项目Dd归约项目Dt和B
存在移进-归约和归约-归约冲突，所以G不是LR（0）文法。
（0）S'
tS
（1）S
tDb
（2）S
tB
（3）D
td
（4）D
（5）B
tBa
（6）B
G'的LR（O）项目集族及识别活前缀的
若产生式排序为：
DFA如下图：
由产生式知
Follow（S）={#}Follow（D）={b}Follow（B）={a,#}在I0中:
Follow（D）n{d}={b}
n{d}=
Follow（B）n{d}={a,#}
n{d}=
Follow（D）nFollow（B）={b}
n{a,#}
在I3中:
Follow（S）
n{a}={#}n{a}=
所以在Io,13中的移进-归约和归约-归约冲突可以由Follow集解决,所以G是SLR⑴文法,构造的SLR
（1）分析表如下表：
状态
ACTION
GOTO
b
d
a
#
S
D
B
0
r4
S4
r6
r6
1
2
3
1
acc
2
S5
3
S6
r2
4
r3
5
r1
6
r5
r5
8.给出与正规式R=（ab）*（a|b*）ba等价的NFA。
答：
与正规式R等价的NFA如下图
9.给出与正规式R=（（ab）*|b）*（a|（ba）*）a等价的NFA。
答：
与正规式R等价的NFA如下图
10.给出与正规式R=（aba））（（ba）*|b）b等价的NFA。
答：
与正规式R等价的NFA如下图
11.将下图的NFA确定化为DFA。
答：
用子集法确定化如下表
I
la
lb
状态
{X,1,2}
{1,2}..
{1,2,3}
xn
{1,2}••
{1,2}..
{1,2,3}
1
{1,2,3}
{1,2,Y}
{1,2,3}
2
{1,2,Y}
{1,2}..1
1{1,2,3}
3
确定化后如下图:
12.将下图的NFA确定化为DFA。
答:
确定化后如下图
13.某语言的拓广文法G'为:
（0）S、T
（1）TtaBd|&
（2）
SLR⑴分析表。
BtTb|&
证明G不是LR（0）文法而是SLR
（1）文法，请给出
答：
拓广文法G',增加产生式S'tT
在项目集Io中：
有移进项目Tt•Bd和归约项目Tt•存在移进-归约冲突，所以G不是LR（O）文法。
若产生式排序为：
（o）S'tT
（1）TtaBd
⑵Tt£
（3）BtTb
⑷Bt£
G'的LR（0）项目集族及识别活前缀的DFA如下图所示：
识别G'活前缀的DFA
由产生式知：
Follow（T）={#,b}Follow（B）={d}在Io中：
Follow（T）n{a}={#b}
n{a}=
在I2中：
Follow（B）n{a}={d}
n{a}=
Follow（T）n{a}={#b}
n{a}=
Follow（B）nFollow（T）={d},n{#
b}=
所以在Io,|2，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）分析表如下表。
SLR⑴分析表
name
ACTION
GOTO
a
b
d
#
T
B
0
S2
r2
r2
1
1
acc
2
S2
r2
r4
r2
4
3
3
S5
4
S6
5
r1
r1
6
r3
14.某语言的文法G为：
EtaTd|£
TtEb|a
证明G不是LR（O）文法而是SLR
（1）文法，请给出该文法的SLR
（1）分析表。
答：
拓广文法G'，增加产生式S'te
在项目集Io中：
有移进项目Et・aTd
和归约项目Et・
存在移进-归约冲突，所以G不是LR（0）文法。
若产生式排序为：
（0）S'tE
（1）EtaTd
⑵Et£
⑶TtEb
（4）Tta
G'的LR（0）项目集族及识别活前缀的DFA如下图:
由产生式知：
Follow（E）={#,b}
Follow（T）={d}
在I。
，12中:
Follow（E）n{a}={#b}n{a}=
在I5中:
Follow（E）n{a}={#b}n{a}=
Follow（T）n{a}={d}n{a}=
Follow（T）nFollow（E）={d},b}={#
所以在Io,I2,I5中的移进-归约和归约-归约冲突可以由Follow集解决，所以G'是SLR⑴文法。
构造的SLR
（1）分析表如下表：
name
ACTION
GOTO
a
b
d
#
E
T
0
S2
r2
r2
1
1
acc
2
S5
r2
r2
4
3
3
S6
4
S7
5
S5
r2
r4
r2
4
3
6
r1
r1
7
r3
15.给出文法G[S]的LR
（1）项目集规范族中Io项目集的全体项目。
G[S]为：
StBD|D
BtaD|b
Dtb
I0:
答:
I0：
16.给出文法G[S]的LR⑴项目集规范族中10项目集的全体项目。
G[S]为：
StD;D|D
DtDB|B
Bta|b
I0:
答：
I0:
17.给出文法G[S]的LR⑴项目集规范族中I0项目集的全体项目。
G[S]为：
StS;V|V
VFaA|A
Afb（S）|&
Io：
答:
Io：
18.文法G[M]及其LR分析表如下，请给出对串dbba#的分析过程。
G[M]:
1）MfVbA
2）Vfd
3）Vf£
4）Afa
5）AfAba
6）Afg
name
ACTION
GOTO
b
d
a
#
M
A
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
答：
对串dbba#的分析过程如下表
步骤
状态栈
r文法符号栈
剩余输入符号
动作
1
2
3
4
5
6
7
8
9
003020240246024670246780246
01
##d
#V#Vb#VbA#VbAb#VbAba#VbA#M
dbba#bba#bba#ba#ba#a####
移进
用VTd归约移进
用At£归约移进
移进
用ATAba归约用MtVbA归约接受
19.文法G[S]及其LR分析表如下，请给出对输入串da;aoa#勺分析过程。
G[S]:
0）S
1）StdSoS
2）StdS
3）StS;S
4）Sta
name
ACTION
GOTO
d
a
a
#
S
0
S2
S3
S3
1
1
S4
ac
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