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1、词法分析器交给语法分析器的文法符号一定是（终结符），它一定只出现在产生式的（右）部。2最左推导是指每次都对句型中的（最左）非终结符进行扩展。3在语法分析中，最常见的两种方法一定是（自上而上）分析法，另一是（自下而上）分析法。4采用（自上而下）语法分析时，必须消除文法的左递归。5（语法）树代表推导过程，（分析）树代表归约过程。6自下而上分析法采用（移进）、归约、错误处理、（接受）等四种操作。7Chomsky把文法分为（4）种类型，编译器构造中采用 （2型） 和（3型）文法，它们分别产生（上下文无关语言）和（正规语言）语言，并分别用（下推自动机）和（有限）自动机识别所产生的语言。判断题：1正确2错

2、误3错误4错误5错误6错误7正确8正确9错误简答题1句柄：一个句型的最左直接短语称为该句型的句柄。2素短语：至少含有一个终结符的素短语， 并且除它自身之外不再含任何更小的素短语。3语法树：满足下面4个条件的树称之为文法GS的一棵语法树。每一终结均有一标记，此标记为VNVT中的一个符号；树的根结点以文法GS的开始符S标记；若一结点至少有一个直接后继，则此结点上的标记为VN中的一个符号；若一个以A为标记的结点有K个直接后继，且按从左至右的顺序，这些结点的标记分别为X1,X2,Xk，则AX1,X2,Xk， 必然是G的一个产生式。4归约：我们称直接归约出A，仅当A 是一个产生式， 且、（VNVT）*。

3、归约过程就是从输入串开始，反复用产生式右部的符号替换成产生式左部符号，直至文法开始符。5推导：我们称A直接推出，即AT，仅当A 是一个产生式，且、（VNVT）*。如果12n，则我们称这个序列是从1至2的一个推导。若存在一个从1n的推导，则称1可推导出n。推导是归约的逆过程。问答题1给出上下文无关文法的定义。一个上下文无关文法G是一个四元式（VT,VN,S, P），其中：VT是一个非空有限集，它的每个元素称为终结符号；VN是一个非空有限集，它的每个元素称为非终结符号，VTVN=；S是一个非终结符号，称为开始符号；P是一个产生式集合（有限），每个产生式的形式是P，其中，PVN，（VTVN）*。开始

4、符号S至少必须在某个产生式的左部出现一次。2.文法GS：SaSPQ|abQQPPQbPbbbQbccQcc（1）它是Chomsky哪一型文法？（2）它生成的语言是什么？ （1）由于产生式左部存在终结符号，且所有产生式左部符号的长度均小于等于产生式右部的符号长度，所以文法GS是Chomsky1型文法，即上下文有关文法。（2）按产生式出现的顺序规定优先级由高到低（否则无法推出句子），我们可以得到：SabQabcSaSPQaabQPQaabP aabb aabbcQ aabbccSaSPQaaSPQPQaaabQPQPQaaabP PQaaabPQP aaaPP QaaabbP qaaabb Qaa

5、abbbc aaabbbccQaaabbbccc于是得到文法GS生成的语言L=anbncn|n13按指定类型，给出语言的文法。 L=aibj|ji1的上下文无关文法。 由L=aibj|ji1知，所求该语言对应的上下文无关文法首先应有SaSb型产生式，以保证b的个数不少于a的个数；其次，还需有SSb或SbS型的产生式，用以保证b的个数多于a的个数；也即所求上下文无关文法GS为：GS：SaSb|Sb|b4有文法G：SaAcB|BdAAaB|cBbScA|b（1）试求句型aAaBcbbdcc和aAcbBdcc的句柄；（2）写出句子acabcbbdcc的最左推导过程。（1）分别画出对应两句型的语法树，

6、如下图所示句柄:AaBBd 图语法树（2）句子acabcbbdcc的最左推导如下：STaAcBaAaBcBacaBcBacabcBacabcbScAacabcbBdcAacabcbbdcAacabcbbdcc5对于文法GS：S（L）|aS|a LL, S|S（1）画出句型（S,（a）的语法树。（2）写出上述句型的所有短语、直接短语、句柄和素短语。（1）句型（S,（a）的语法树如下图所示。图句型（S,（a）的语法树（2）由上图可知：短语：S、a、（a）、S,（a）、（S,（a）；直接短语：a、S；句柄：S；素短语：素短语可由图2-8-3中相邻终结符之间的优先关系求得，即； 因此素短语为a。6.

7、考虑文法GS,其产生式如下:S（L）|a LL，S|S （a）试指出此文法的终结符号、非终结符号。（b）给出句子（a,（a，a）的分析树。（c）构造句子（a,（a，a）的一个最左推导。（d）构造句子（a,（a，a）的一个最右推导。（e）这个文法生成的语言是什么？（a） 终结符号为：（,）,a, 非终结符号为：S,L 开始符号为：S（b）分析树（c） S （L） （L,S） （S,S） （a,S） （a,（L） （a,（L,S） （a,（S,S） （a,（a,S） （a,（a,a）（d） S （L） （L,S） （L,（L） （L,（L,S） （L,（L,a） （L,（S,a） （L,（a,a）

8、 （S,（a,a） （a,（a,a）（e） L（GS） = （1,2,.,n）或a 其中i（1in）是L（GS）。即L（GS）产生一个以a为原子的纯表，但不包括空表。7考虑文法GT：TT*F|FFFP|PP（T）|i证明T*P（T*F）是该文法的一个句型，并指出直接短语和句柄。首先构造T*P（T*F）的语法树如下图所示。图句型T*P（T*F）的语法树由上图可知，T*P（T*F）是文法GT的一个句型。直接短语有两个，即P和T*F；句柄为P。8试描述下列文法产生的语言L（GS）（）S10S0|aAAbA|aL（G）=（10）iabna0i n0 i09已知语言L（G）=abnc|n1 试对该语言构

9、造相应文法。GZ:ZaBCBBb|b10证明下列文法的二义性 （）1GZ 2GS ZaZbZ|aZ|aSAB AbB|bC|ba BSb|ba|a CBb|b（1）对于句子aaaba，画出二棵不同的语法树，因而是二义的。（2）GS对于句子baba，画出二棵不同的语法树，因而是二义的。11有文法GS：SiSeS|iS|i 该文法是否是二义的。试证明之。对于句子iiiei，有两棵不同的语法树，故文法是二义的。12文法GT：TaR，RTb|d生成的语言是什么？GT是否为3型文法？不是3型文法。13.试写出能够描述下列格式的文法。673917422 文法产生式规则如下： 区前缀地区码 - （ S AN

10、D S | S OR S | NOT S | p | q | （S）（） S AND A | AA - A OR B | BB - NOT B |p | q | （S）16. 对于下列语言分别写出它们的正规表达式。（1）英文字母组成的所有符号串，要求符号串中顺序包含五个元音。（2）英文字母组成的所有符号串，要求符号串中的字母依照词典顺序排列。令Letter表示除这五个元音外的其它字母。（letter）*A（letter）*E（letter）*I（letter）*O（letter）*U（letter）*A*B*.Z*第三章 词法分析与有穷自动机1. ACE2. ABD1确定有限自动机DFA是（

11、NFA ）的一个特例。2若二个正规式所表示的（ 正规集 ）相同，则认为二者是等价的。3一个字集是正规的，当且仅当它可由（ DFA/NFA）所 （识别） 。1 错误2错误3 错误4正确5正确6正确7正确8正确9错误10正确1设M（x,y, a,b, f,x,y）为一非确定的有限自动机，其中f定义如下：f（x,a）x,yf（a,b）yf（y,a） f（y,b）x,y 试构造相应的确定有限自动机M。对照自动机的定义M=（S,f,S0,Z）， 由f的定义可知f（x,a）、f（y,b）均为多值函数，所以是一非确定有限自动机，先画出NFAM相应的状态图，如图下所示。图NFAM用子集法构造状态转换矩阵下表所

12、示。将转换矩阵中的所有子集重新命名而形成下表所示的状态转换矩阵。表状态转换矩阵即得到M（0,1,2, a,b, f,0, 1,2），其状态转换图如下图所示。将上图的DFAM 最小化。首先，将M的状态分成终态组1，2与非终态组0；其次，考察1,2。由于1,2a=1,2b=21,2， 所以不再将其划分了，也即整个划分只有两组0，1,2：令状态1代表1,2，即把原来到达2的弧都导向1，并删除状态2。 最后，得到如下图所示化简DFAM。图化简后的DFAM2对给定正规式b*（d|ad）（b|ab）+，构造其NFAM。首先用A+=AA*改造正规式得：b*（d|ad）（b|ab）（b|ab）*； 其次，构造

13、该正规式的NFAM，如下图所示。图NFAM3字母表a，b上的正规式R=（ba|a）*，构造R的相应DFA。IIaIbx1y1y134请写出在=（a,b）上，不是a开头的，但以aa结尾的字符串集合的正规表达式，并构造与之等价状态最少的DFA。根据题意，不以a开头就意味着以b开头，且以aa结尾的正规式为：b（a|b）* aa根将图1所示的NFA确定化，如图2所示。NFA将图1所示的NFA确定化，如图从图2可知已为最简状态，由于开始状态0只能输入字符b而不能与状态1合并，而状态2和状态3面对输入符号的下一状态相同，但两者一为非终态、一为终态，故也不有合并，故图2所示的状态转换矩阵已是最简的DFA，如

14、图3所示据正规式画出NFA，如图1所示。图2状态转换矩阵图3最简DFA5.人运狼、羊、菜过河，一次运一件，不让羊吃掉菜，也不让狼吃掉羊，画出渡河的状态转换图。可否将其抽象为一个有限自动机。先写出渡河的方法，串中对象顺序为人来回渡河时所运的货物的顺序：羊空菜羊狼空羊羊空狼羊菜空羊现给出一个NFA:M=（,Q,0,9,）其中=羊，空，菜，狼Q=0,1,2,3,4,5,6,7,8,9转形函数（0,羊）=1,（1,空）=2,（2,菜）=3,（2,狼）=5（3,羊）=4,（5,羊）=6,（4,狼）=7,（6,菜）=7（7,空）=8,（8,羊）=96对于正规表达式 （a|b）*a（a|b） 构造最小状态的

15、DFA。NFA M:DFA M:化简:中的DFA M中没有等价状态，因此为最小化的DFA M。第四章 语法分析1. AD 2. CE3. ACDE4. CE 5. ABCE6. ACDE 1对于一个文法，如果能够构造 （LR（0）文法） 。使得它的 （每个入口） 均是唯一确定的，则称该文法为LR文法。2字的前缀是指该字的 （任意首部） 。3活前缀是指（规句型）的一个前缀，这种前缀不含（句柄）之后的任何符号。4在LR分析过程中，只要 （输入串） 的已扫描部分保持可归约成一个 （活前缀） ，则扫描过的部分正确。5将识别 （活前缀） 的NFA确定化，使其成为以 （项目集合） 为状态的DFA，这个DF

16、A就是建立 （LR分析算法） 的基础。6A称为 （归约） 项目；对文法开始符S为 （接受） 项目；若a为终结符，则称Aa为 （移进） 项目；若B为非终结符，则称Aa为 （待约） 项目。7LR（0）分析法的名字中“L”表示 （自左至右分析） ，“R”表示 （采用最右推导的逆过程即最左归约） ，“0”表示 （向右查看0个字符） 。1正确简答题：1构造下面文法的LL（1）分析表。DTLTint | realLid RR, id R | LL（1）分析表见下表。分析虽然这个文法很简单，我们还是从求开始符号集合和后继符号集合开始。FIRST（D）=FIRST（T）=int, realFOLLOW（D）=

17、FOLLOW（L）=#FIRST（L）=idFOLLOW（T）=idFIRST（R）=，, FOLLOW（R）=#有了上面每个非终结符的FIRST集合，填分析表时要计算一个产生式右部的FIRST（）就不是件难事了。填表时唯一要小心的时，是产生式R右部的一个开始符号，而#在FOLLOW（R）中，所以R填在输入符号#的栏目中。表LL（1）分析表2下面文法GS是否为LL（1）文法？说明理由。 SAB|PQxAxyBbc PdP| QaQ|该文法不是LL（1）文法，见下面分析中的说明。分析只有三个非终结符有两个选择。（1）P的两个右部dP和的开始符号肯定不相交。（2）Q的两个右部aQ和的开始符号肯定不

18、相交。（3）对S来说，由于xFIRST（AB），同时也有xFIRST（PQx）（因为P和Q都可能为空）。所以该文法不是LL（1）文法。3设有以下文法：GS：SaAbDe|dABSD|eBSAc|cD|DSe|（1）求出该文法的每一个非终结符U的FOLLOW集。（2）该文法是LL（1）文法吗？（3）构造CS的LL（1）分析表。（1）求文法的每一个非终结符U的FOLLOW集的过程如下：因为：S是识别符号，且有ABSD、BSAc、DSe，所以FOLLOW（S）应包含FIRST（D）FIRST（Ac） FIRST（e） #=a,da,d,c,ee#=a,c,d,e#又因为ABSD和D，所以FOLLOW

19、中还包含FOLLOW（A）。因为SaAbDe和BSAc,所以FOLLOW（A）=FIRST（bDe）FIRST（c）=b,c综合、得FOLLOW（S）=a,d,c,e,#a,b,c,d,e,#因为ABSD，所以 FOLLOW（B）=FIRST（SD）=a,d 因为SaAbDe | d、ABSD| e和BSAc | cD，所以FOLLOW（D）=FIRST（e）FOLLOW（A）FOLLOW（B） =eb,ca,d=a,b,c,d,e（2）GS不是LL（1）文法。因为产生式BSAc|cD|中FIRST（SAc）FOLLOW（B）=a,d（3）构造GS的LL（1）分析表。按照LL（1）分析表的构造

20、算法构造方法GS的LL（1）分析表如下表所示。表GS的LL（1）分析表4将文法GV改造成为LL（1）的。GV：VN|NEEV|V+ENi对文法GV提取公共左因子后得到文法：GV：VNAA|EEVBB|+E求出文法GV中每一个非终结符号的FIRST集：FIRST（V）=iFIRST（A）=,FIRST（E）=iFIRST（B）=+,FIRST（N）=i求出文法GV中每一个非终结符号的FOLLOW集：FOLLOW（V）=#FIRST（B）FOLLOW（E）=#,+,FOLLOW（A）= FOLLOW（V）=+,#FOLLOW（E）= FIRST（）FOLLOW（B）= FIRST（）FOLLOW（

21、E）=FOLLOW（B）= FOLLOW（E）= FOLLOW（N）= FIRST（A）FOLLOW（V）=,+,#可以看到，对文法GV的产生式A|E，有FIRST（E）FOLLOW（A）=+,#=对产生式B|+E，有FIRST（+E）FOLLOW（B）=+=而文法的其他产生式都只有一个不为的右部，所以文法GV是LL（1）文法。5已知文法： GA： AaAa|（1）该文法是LL（1）文法吗？为什么？（2）若采用LL（1）方法进行语法分析，如何得到该文法的LL（1）分析表？（3）若输入符号串“aaaa”，请给出语法分析过程。（1）因为产生式AaAa|有空产生式右部，而FOLLOW（A）=#FIRST（a）=a, #造成FIRST（A）FOLLOW（A）=A,a, #所以该文法不是LL（1）文法。（2）若采用LL（1）方法进行语法分析，必须修改该文法。因该文法产