编译原理习题大全.docx

编译原理习题大全.docx

《编译原理习题大全.docx》由会员分享，可在线阅读，更多相关《编译原理习题大全.docx（36页珍藏版）》请在冰豆网上搜索。

编译原理习题大全

第1章

1、编译过程包括哪几个主要阶段及每个阶段的功能。

答案：

编译过程包括词法分析、语法分析、语义分析和中间代码生成、优化、目标代码生成5个阶段。

词法分析的功能是对输入的高级语言源程序进行词法分析，识别其中的单词符号，确定它们的种类，交给语法分析器，即把字符串形式的源程序分解为单词符号串形式。

语法分析的功能是在词法分析结果的基础上，运用语言的语法规则，对程序进行语法分析，识别构成程序的各类语法范畴及它们之间的层次关系，并把这种层次关系表达成语法树的形式。

词义分析和中间代码生成的功能是在语法分析的基础上，对程序进行语义分析，“理解”其含义，产生出表达程序语义的内部表达形式（中间代码）。

优化的功能是按照等价变换的原则，对语义分析器产生的中间代码序列进行等价变换，删除其中多余的操作，对耗时耗空间的代码进行优化，以期最后得到高效的可执行代码。

目标代码生成的功能是把优化后的中间代码变换成机器指令代码，得到可在目标机器上执行的机器语言程序。

第2章

1、写一上下文无关文法G，它能产生配对的圆括号串（如：

（）,（（））,（）（（））等，甚至包括0对括号）

文法为：

S（L）|LS|LLS|

2、已知文法G：

EE+T|E-T|TTT*F|T/F|FF（E）|i

（1）给出i+i*i,i*（i-i）的最左推导，最右推导以及语法树。

（2）i-i+i哪个算符优先。

【解答】

（1）最左推导：

EE+TT+TF+Ti+Ti+T*Fi+F*Fi+i*Fi+i*i

ETT*FF*Fi*Fi*（E）i*（E-T）i*（T-T）i*（F-T）i*（i-T）i*（i-F）i*（i-i）

最右推导：

EE+TE+T*FE+T*iE+F*iE+i*iT+i*iF+i*ii+i*i

ETT*FT*（E）T*（E-T）T*（E-F）T*（E-i）T*（T-i）T*（F-i）T*（i-i）F*（i-i）i*（i-i）

i+i*i以及i*（i-i）的语法树如下所示：

（2）i-i+i的语法树如下图所示。

从上图的语法树可知：

“-”的位置位于“+”的下层，也就是前面两个i先进行“-”运算，再与后面的i进行“+”运算，所以“-”的优先级高于“+”的优先级。

3、文法G:

EET+|TTTF*|FFFP↑|PPE|i

（1）试证明符号串TET+*i↑是G的一个句型（要求画出语法树）.

（2）写出该句型的所有短语,直接短语和句柄.

【解答】

（1）采用最右推导：

ETFFP↑Fi↑Pi↑Ei↑Ti↑TF*i↑TP*i↑TE*i↑TET+*i↑

语法树如下图所示。

从文法G的起始符号出发，能够推导出符号串TET+*i↑，所以给定符号串是文法G的句型。

（2）该句型的短语有：

ET+,TET+*,i,TET+*i↑

直接短语有：

ET+,i

句柄是：

ET+

4、已知文法G：

SiSeS|iS|i，该文法是二义文法吗？

为什么？

【解答】该文法是二义文法。

因为对于句子iiiei存在两种不同的最左推导：

第1种推导：

SiSeSiiSeSiiieSiiiei

第2种推导：

SiSiiSeSiiieSiiiei

第3章

1、用正规式描述下列正规集：

（1）C语言的十六进制整数；

（2）以ex开始或以ex结束的所有小写字母构成的符号串；

（3）十进制的偶数。

【解答】

（1）C语言十六进制整数以0x或者0X开头，所以一般形式应该为（+|-|）（0x|0X）AA*，其中前面括号表示符号，可以有正号、负号，也可以省略（用表示）默认是正数，A表示有资格出现在十六进制整数数位上的数字，AA*表示一位或者多位（一个或者多个数字的串）。

下面进一步确定A的取值，A应该为（0|1|2|3|4|5|6|7|8|9|a|b|c|d|e|f|A|B|C|D|E|F），所以整个正规式应该为：

（+|-|）（0x|0X）（0|1|2|3|4|5|6|7|8|9|a|b|c|d|e|f|A|B|C|D|E|F）（0|1|2|3|4|5|6|7|8|9|a|b|c|d|e|f|A|B|C|D|E|F）*

也可以写成：

A：

0|1|2|3|4|5|6|7|8|9|a|b|c|d|e|f|A|B|C|D|E|F

（+|-|）（0x|0X）AA*

从上面看出，在用正规式描述正规集时，如本例题所示，采用自顶向下，逐步求精的方法，先描述正规集的一般规律，再对细节进行描述。

（2）以ex开始的小写字母符号串应该为ex（小写字母）*，以ex结尾的小写字母符号串应该为（小写字母）*ex，所以整个正规集描述为：

ex（小写字母）*|（小写字母）*ex。

（3）十进制偶数个位为0、2、4、6、8，前面其他数位为0、1、2、3、4、5、6、7、8、9，因此整个正规集表示为（+|-|）A*B，其中A表示（0|1|2|3|4|5|6|7|8|9），B表示（0|2|4|6|8），所以表示整个正规集的正规式为：

（+|-|）（0|1|2|3|4|5|6|7|8|9）*（0|2|4|6|8）

2、构造下列正规式所对应的确定有限自动机（需要化简）：

（1）（aa|b）*（a|bb）*

（2）ab*c*d

（3）（（a|b）*|bb）*

【解答】

（1）首先从该正规式出发，构造等价的非确定有限自动机，如图所示。

构造（aa|b）*（a|bb）*等价非确定有限自动机

得到了非确定有限自动机后，下面用子集法进行确定化，如下表所示。

状态子集

a

B

{X,1,0,2,Y}

{3,2,Y}

{1,4,0,2,Y}

{3,2,Y}

{1,2,0,Y}

{4}

{1,4,0,2,Y}

{3,2,Y}

{1,2,4,0,Y}

{1,2,0,Y}

{3,2,Y}

{1,4,0,2,Y}

{4}

-

{2,Y}

{2,Y}

{2,Y}

{4}

将状态子集重新命名，得到如下表所示的状态转换矩阵：

状态

a

b

0初态，终态

1

2

1终态

3

4

2终态

1

2

3终态

1

2

4

-

5

5终态

5

4

左上角{X}的闭包所对应的状态是确定有限自动机的初始状态，含有原非确定有限自动机终止状态Y的状态子集所对应的状态是确定有限自动机的终止状态。

这样，就得到如下图所示的确定有限自动机。

首先，状态集划分为终态集{0,1,2,3,5}和非终态集{4}。

其中第二个集合已经无法进一步划分。

下面考察第一个集合，看是否需要划分为不同的集合。

我们看到，在该集合中，状态1和5在输入b的情况下，后继状态为4，而0，2，3在相同输入的情况下，后继状态都为2，这两组状态在相同输入的情况下，后继状态分别属于当前划分的不同子集，说明它们是可以区分的，应该将{0,1,2,3,5,6}划分为两个子集：

{0,2,3}和{1,5}，这样，得到状态集合的新划分：

{4},{0,2,3},{1,5}

下面考察，{0,2,3}和{1,5}是否可以进一步划分。

考察{0,2,3}：

在输入b的情况下，它们的后继状态都是2号状态，无法确定它们是可区分的；在输入a的情况下，0的后继状态是1，2和3的后继状态是1，说明1与2和3是等价的，因此删除2个状态。

同样考察{1,5}：

在输入b的情况下，它们的后继状态是4号状态，无法确定它们是可区分的；在输入a的情况下，1的后继状态是3，5的后继状态是5，而状态3同状态5不属于同一个集合，因此1与5是可区分的，将1和5分开，于是得到下面的划分：

{4},{0,2,3},{1},{5}。

经过考察，发现其中的每个状态子集都不可能进一步划分了，这样就得到了最后的划分。

对每个状态子集，选一个状态作为代表，删除其余状态，把导向被删除状态的边改成导向所选择的代表状态，就得到如下图所示的化简的确定有限自动机。

（2）首先从该正规式出发，构造等价的非确定有限自动机，如下图所示。

得到了非确定有限自动机后，下面用子集法进行确定化，如下表所示。

状态子集

a

b

c

D

{X}

{1,4,2,5,3}

{1,4,2,5,3}

{4,2,5,3}

{5,3}

{Y}

{4,2,5,3}

{4,2,5,3}

{5,3}

{Y}

{5,3}

{5,3}

{Y}

{Y}

将状态子集重新命名，得到下面的状态转换矩阵如下表所示。

状态

A

b

c

d

0初态

1

-

-

-

1

-

2

3

4

2

-

2

3

4

3

-

-

3

4

4终态

-

-

-

-

左上角{X}的闭包所对应的状态是确定有限自动机的初始状态，含有原非确定有限自动机终止状态Y的状态子集所对应的状态是确定有限自动机的终止状态。

这样，就得到如下图所示的正规式ab*c*d的未化简的确定有限自动机。

下面对确定有限自动机进行最小化：

首先，状态集划分为非终态集{0,1,2,3}和终态集{4}。

其中第2个集合无法进一步划分。

下面考察第1个集合{0,1,2,3}，看是否需要划分为不同的集合。

在该集合中，状态0只能接受a，应该将{0,1,2,3}划分为两个子集：

{0}和{1,2,3}，得到状态集合的新划分：

{4},{0},{1,2,3}

下面考察{1,2,3}是否可以进一步划分。

状态1,2可以接受字符b,c,d，状态3能接受c,d，所以应该将{1,2,3}分解为{1,2}和{3}。

于是得到新的划分：

{0},{1,2},{3},{4}

经过考察，发现其中的每个状态子集都不可能进一步划分了，得到了最后的划分。

对每个状态子集，选一个状态作为代表，删除其余状态，把导入被删除状态的边改成导向所选择的代表状态，得到如下图所示的正规式ab*c*d的的化简后的确定有限自动机。

（3）首先从该正规式出发，构造等价的非确定有限自动机，如下图所示。

得到了非确定有限自动机后，下面用子集法进行确定化，如下表所示。

状态子集

a

b

{X,1,3,Y}

{3,1,Y}

{2,3,1,Y}

{3,1,Y}

{3,1,Y}

{2,3,1,Y}

{2,3,1,Y}

{3,1,Y}

{2,3,1,Y}

将状态子集重新命名，得到下面的状态转换矩阵，如下表所示。

状态

a

b

0初态终态

1

2

1终态

1

2

2终态

1

2

左上角{X}的闭包所对应的状态是确定有限自动机的初始状态，含有原非确定有限自动机终止状态Y的状态子集所对应的状态是确定有限自动机的终止状态。

得到如下图所示的正规式（（a|b）*|bb）*的未化简的确定有限自动机。

下面对确定有限自动机进行最小化：

首先，状态集划分为非终态集和终态集{0,1,2}。

考察集合{0,1,2}，发现其中的每个状态子集都不可能进一步划分，得到最后的划分：

{0,1,2}。

对该状态子集，选一个状态作为代表，删除其余状态，把导入被删除状态的边改成导向所选择的代表状态，得到如下图所示的正规式（（a|b）*|bb）*的化简后的确定有限自动机。

第4章

1、自上而下与自下而上的语法分析策略有什么区别？

【解答】自上而下语法分析是从文法开始符号出发，不断使用文法的产生式进行推导，分析成功的标志是推导出待分析的终结符号串。

而自下而上语法分析是从待分析的终结符号串出发，使用产生式规则，对当前的符号串（开始时是待分析的终结符号串），寻找其中的子串，利用规则A，将替换成A，得到新的符号串。

分析过程的主要操作是归约。

分析成功的标志是从给定的终结符号串出发，经过不断归约，得到文法起始符号。

2、对下列文法，构造预测分析表（如果含有左递归，则消除左递归；如果存在公共左因子，则提取公共左因子），如果是LL

（1）文法，则举例说明预测分析程序对句子进行语法分析的过程：

（1）SAS|bASA|a

（2）SAAAb|bBaBaAc|a|aAb

（3）SAaAb|BbBaAB

解答：

（1）该文法中含有左递归，消除后得到如下的文法：

SAS|b

AbAB|aB

BSAB|

该文法中没有公共左因子。

预测分析表为如下表所示。

SAS|b,ASA|a的预测分析表

a

B

#

S

SAS

SAS

Sb

A

AaB

AbAB

B

BSAB

B

BSAB

B

由于预测分析表中含有多重入口，因此给定文法不是LL

（1）文法。

（2）该文法存在左递归，消除后文法变成：

SA

AbBaC

CbC|

BaAc|a|aAb

关于B的规则中，不同候选之间存在公共左因子，提取后得到：

SA

AbBaC

CbC|

BaD

DAE|

Ec|b

构造出的预测分析表如下表所示。

SA,AAb|bBa,BaAc|a|aAb的预测分析表

a

B

C

#

S

SA

A

AbBaC

C

CbC

C

C

C

B

BaD

D

D

DAE

E

Eb

Ec

预测分析表中含有多重入口，因此，给定文法不是LL

（1）文法。

（3）该文法不含左递归，也无需提取公共左因子（没有公共左因子）。

下面计算FIRST集合和FOLLOW集合：

对于SAaAb|BbBa，每个候选的FIRST集合分别为FIRST（AaAb）={a}，FIRST（BbBa）={b}。

对于A，其惟一候选的FIRST集合为FIRST（）={}。

对于B，其惟一候选的FIRST集合为FIRST（）={}。

每个非终结符的FOLLOW集合分别为FOLLOW（S）={#}，FOLLOW（A）={a,b}，FOLLOW（B）={a,b}。

因此，构造出如下表所示的预测分析表：

SAaAb|BbBa,A,B的预测分析表

a

B

#

S

SAaAb

SBbBa

A

A

A

B

B

B

预测分析表中不含多重入口，因此，给定文法为LL

（1）文法。

第5章

1、给定算符文法：

Sa||（T）

TT,S|S

（1）构造算符优先关系表；

（2）该文法是否为算符优先文法？

为什么？

如果是算符优先文法，请给出句子（a,（a,a））的算符优先分析过程（指出堆栈和缓冲区的变化）。

【解答】

（1）首先计算每个非终结符的FIRSTVT和LASTVT集合。

FIRSTVT（S）={a,,（}

FIRSTVT（T）={，,a,,（}

LASTVT（S）={a,,）}

LASTVT（T）={，,a,,）}

下面考察每个产生式的右部，寻找两个终结符相邻或者两个终结符中间夹一个非终结符，终结符后跟非终结符，以及非终结符后跟终结符的情况。

针对该文法，得到：

●（T），两个终结符中间夹一个非终结符，据此得到（=）。

●（T，终结符后跟非终结符，据此得到（

●T），非终结符后跟终结符，据此得到LASTVT（T）中的每个元素>），即，>）,a>）,>）,）>）。

●T,，非终结符后跟终结符，据此得到LASTVT（T）中的每个元素>,，即，>，,a>，,>，,）>，。

●,S，终结符后跟非终结符，据此得到,

根据上面的分析，得到如下表所示的算符优先分析表。

a

（

）

#

a

>

>

>

>

>

>

（

<

<

<

<

=

>

<

<

<

>

>

>

）

>

>

>

#

<

<

<

<

<

=

（2）该文法是算符优先文法，对于任意的终结符对a、b，最多存在下列3种优先关系之一：

a>b，a=b，a

即优先关系表中不存在多重入口。

下面使用得到的优先关系表，利用算符优先分析算法，对句子（a,（a,a））进行语法分析。

经过初始化，堆栈栈顶只有#，缓冲区指针指向句子第一个终结符，并且在句子末尾附加了#作为句子结束标志。

堆栈和缓冲区具有如下的形式：

（1）由于#<（，所以应该移进，得到如下的情形：

（2）此时，栈顶第一个终结符为（，当前输入符号为a，由于（

（3）此时栈顶第一个终结符为a，当前输入符号为,，由于a>,，所以应该在栈顶寻找最左素短语，对其进行归约。

由于此时堆栈中（

（4）此时栈顶第一个终结符为（，当前输入符号仍然为,，由于（<,，所以应该移进，堆栈和缓冲区变成如下的情形：

（5）此时栈顶第一个终结符为,，当前输入符号为（，由于,<（，所以还是采取移进动作，得到：

（6）此时栈顶第一个终结符为（，当前输入符号为a，由于（

（7）此时栈顶第一个终结符为a，当前输入符号为,，由于a>,，所以应该在栈顶找最左素短语，对其进行归约。

由于此时堆栈中（

（8）此时栈顶第一个终结符为（，当前输入符号为,，由于（<,，所以应该移进：

（9）此时缓冲区第一个终结符为,，输入符号为a，由于,

（10）此时，栈顶第一个终结符为a，输入符号为），由于a>），所以应该归约。

由于,

（11）此时栈顶第一个终结符为,，当前符号为），由于,>），所以应该进行归约。

由于堆栈中（<,，所以当前句型的最左素短语为N,N，对其进行归约，得到：

（12）此时栈顶第一个终结符为（，当前输入符号为），由于（=），所以应该移进，得到：

（13）此时栈顶第一个终结符为），当前输入符号为），由于）>），所以应该进行归约。

由于此时堆栈中（=），而,<（，所以当前的最左素短语为栈顶的（N），对其进行归约，得到：

（14）此时栈顶的第一个终结符为,，当前输入符号为），由于,>），所以应该进行归约。

由于此时堆栈中（<,，所以当前的最左素短语为N,N，对其进行归约，得到：

（15）此时栈顶的第一个终结符为（，当前输入符号为），由于（=），所以应该移进，得到：

（16）此时栈顶的第一个终结符为），当前输入符号为#，由于）>#，所以应该进行归约。

由于此时堆栈中（=），#<（，所以当前的最左素短语为（N），对其进行归约，得到：

此时栈顶的第一个终结符为#，当前的输入符号也为#，标志分析成功。

2、课件第5章中练习题。

第6章

1、给定文法：

E（L）|a

LL,E|E

（1）构造识别活前缀的确定有限自动机（LR（0）项目集规范族）；

（2）构造LR（0）分析表；

（3）构造SLR

（1）分析表；

（4）该文法是否为LR（0）文法？

为什么？

（5）该文法是否为SLR

（1）文法？

为什么？

（6）用SLR

（1）分析表对（（a）,a）进行LR语法分析，给出分析程序的每一步动作及缓冲区和堆栈的变化情况。

【解答】

（1）首先对文法进行拓广，得到如下的拓广文法：

<1>SE

<2>E（L）

<3>Ea

<4>LL,E

<5>LE

构造识别活前缀的确定有限自动机（LR（0）项目集规范族）如下图所示：

（2）LR（0）项目集规范族中有9个项目集（确定有限自动机的状态），所以LR（0）分析表应该有9行，每行对应一个状态。

假设用数字0~8分别对应I0~I8。

对于0号状态这一行，考察项目集I0，其中含3个项目，分别为待约项目SE，移进项目E（L）和Ea。

对于SE，由于GO（I0,E）=I1，所以在这一行E列（GOTO子表）中放置状态1；对于E（L），应该在（列放置移进动作,由于GO（I0,（）=I2，所以应该设置s2；对于Ea，应该在a列放置移进动作，由于GO（I0,a）=I3，所以应该放置s3。

对于1号状态这一行，由于I1中只有接受项目，所以在这一行#列应该设置接受动作（acc）。

对于2号状态这一行，含有3个待约项目E（L），LL,E和LE，因此，根据它们填充GOTO子表，具体地，根据待约项目E（L）及GO（I2,L）=I4,在这一行L列放置状态号4，根据待约项目LL,E及GO（I2,L）也是在这一行L列放置状态号4，根据待约项目LE及GO（I2,E）=I8，在这一行E列放置状态号8。

此外，在这个项目集中还有两个移进项目E（L）和Ea，根据E（L）及GO（I2,（）=I2，应该在这一行（列放置s2，根据Ea及GO（I2,a）=I3，应该在这一行a列放置s3。

对于3号状态，由于其中只含一个归约项目Ea，据此需要在这一行每个终结符对应的列上（动作子表的）放置用Ea进行归约的动作，即r3。

按照同样的方式考察其他状态，得到：

4号状态行）列（动作子表）放置状态号s5，,列（动作子表）放置s6；5号状态行动作子表每一列放置用E（L）进行归约的动作，即r2；6号状态行a列放置s3，（列放置s2，E列放置状态7；7号状态行动作子表每一列放置用LL,E进行归约的动作，即r4；8号状态行动作子表每一列放置用LE进行归约的动作，即r5。

根据前面的分析，可以得到如下表所示的LR（0）分析表：

状态

ACTION（动作）

GOTO（转移）

a

（

）

#

E

L

0

s3

s2

1

1

acc

2

s3

s2

8

4

3

r3

r3

r3

r3

r3

4

s5

s6

5

r2

r2

r2

r2

r2

6

s3

s2

7

7

r4

r4

r4

r4

r4

8

r5

r5

r5

r5

r5

（3）SLR

（1）分析表的构造与LR（0）只是在归约项目上有所不同。

在识别活前缀的确定有限自动机中，包含归约项目的状态（项目集）有4个，分别为I3、I5、I7和I8。

现在我们考察这些