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1、编译原理期末复习题含答案第八节习题-、 单项选择题1、 将编译程序分成若干个“遍”是为了 a .提高程序的执行效率b 使程序的结构更加清晰c .利用有限的机器内存并提高机器的执行效率d 利用有限的机器内存但降低了机器的执行效率2、 构造编译程序应掌握 。a 源程序c .编译方法3、 变量应当 。a .持有左值c .既持有左值又持有右值4、 编译程序绝大多数时间花在a .出错处理c 目标代码生成5、 不可能是目标代码。a 汇编指令代码c 绝对指令代码b.目标语言d.以上三项都是b.持有右值d.既不持有左值也不持有右值 上。b.词法分析d.管理表格b.可重定位指令代码d.中间代码6、使用 可以定义

2、一个程序的意义。a .语义规则 b.词法规则c .产生规则 d.词法规则7、 词法分析器的输入是 。a .单词符号串 b.源程序c .语法单位 d. 目标程序8、 中间代码生成时所遵循的是 - 。a .语法规则c .语义规则b.词法规则d.等价变换规则9、编译程序是对a 汇编程序的翻译b.高级语言程序的解释执行c .机器语言的执行d.高级语言的翻译10、语法分析应遵循c .构词规则d.等价变换规则解答1、 将编译程序分成若干个“遍”是为了使编译程序的结构更加清晰，故选 b。2、 构造编译程序应掌握源程序、目标语言及编译方法等三方面的知识，故选 d。3、 对编译而言，变量既持有左值又持有右值，故

3、选 c。4、 编译程序打交道最多的就是各种表格，因此选 do5、 目标代码包括汇编指令代码、可重定位指令代码和绝对指令代码 3种，因此不是目标代码 的只能选do6、 词法分析遵循的是构词规则，语法分析遵循的是语法规则，中间代码生成遵循的是语义规则，并且语义规则可以定义一个程序的意义。因此选 ao7 、b 8 、c 9 、d 10 、c二、 多项选择题1、 编译程序各阶段的工作都涉及到 oa .语法分析 b.表格管理 c.出错处理d .语义分析 e .词法分析2、 编译程序工作时，通常有 阶段。a .词法分析 b.语法分析 c.中间代码生成d .语义检查 e .目标代码生成解答1.b、c 2.

4、a 、b、c、e三、 填空题1 、解释程序和编译程序的区别在于解答标语言、单项选择题1、文法G: StxSx|y所识别的语言是2、文法G描述的语言L(G)是指3、有限状态自动机能识别5、 如果文法 G是无二义的，则它的任何句子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6、 由文法的开始符经 0步或多步推导产生的文法符号序列是 a.短语 b.句柄 c.句型 d.句子7、 文法 G: Et E+T|TTt T*P|PPt (E)|I则句型P+T+i的句柄和最左素短语为

5、 。+T 和 i b. P 和 P+T c. i 和 P+T+i 和 T8 、设文法为：St SA|AAt a|b则对句子aba，下面 是规范推导。a. SSA SAAAAAaAAabAabab. SSA SAAAAAAAaAbaabac. SSA SAASAaSbaAbaabad. SSA Sa SAaSbaAbaaba9、文法G:St b| A (T)Tt T,S|S则 FIRSTVT(T)。a. b,A ,(b. b, A ,)c.b,10、产生正规语言的文法为a. 0型 b. 1型11、采用自上而下分析，必须a.消除左递归b.消除右递归12、在规范归约中，用来刻画可归约串。a.直接短语

6、b.句柄13、有文法 G: Et E*T|TTt T+i|i句子1+2*8+6按该文法 G归约，其值为a. 23 B. 42 c. 30 d. 1714、规范归约指 。a.最左推导的逆过程c.规范推导 d.解答1 、选 c。2、 选 a。3、 选 c。A ,(, , d.b, A ,), , c. 2型d. 3型c.消除回溯d.提取公共左因子c.最左素短语d.素短语b.最右推导的逆过程最左归约的逆过程a与b就一定存在优先关系了。所以，由c。d，如果有两个不同的是了左4、 虽然a与b没有优先关系，但构造优先函数后，f(a)g)(b) 或f(a) 0b. ac. a nbmcmdn|n,m 0d.

7、 ae. a nbncndn|n 0nbncmdm| n,m0nbncmdmn,m 0三、填空题是 ，它一定只出现在产生式的 2、最左推导是指每次都对句型中的3、 在语法分析中，最常见的两种方法一定是 分析法，另一是 分析法。4、 采用 语法分析时，必须消除文法的左递归。5、 树代表推导过程， 树代表归约过程。6、 自下而上分析法采用 、归约、错误处理、 等四种操作。7、 Chomsky把文法分为 种类型，编译器构造中采用 和 文法，它们分别产生和语言，并分别用和自动机识别所产生的语言。解答1、空集终结符 右2、最左3、自上而上自下而上4、自上而上5、语法分析6、移进接受7、4 2 型3型 上

8、下文无关语言正规语言下推自动机有限四、判断题1、文法S taS|bR| &描述的语言是 （a|bc）* （）FHc S四、判断题1、 文法S taS|bR| &描述的语言是 （a|bc）* （）FHc S2、 在自下而上的语法分析中，语法树与分析树一定相同。 （）3、 二义文法不是上下文无关文法。 （）4、 语法分析时必须先消除文法中的左递归。 （）5、 规范归约和规范推导是互逆的两个过程。 （）6、 一个文法所有句型的集合形成该文法所能接受的语言。 （）解答1、对 2、错 3 、错 4、错 5、错 6、错五、 简答题1、 句柄 2、素短语 3、语法树 4、归约 5、推导解答1 、句柄：一个句

9、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。1每一终结均有一标记，此标记为 VnU Vt中的一个符号；2树的根结点以文法 GS的开始符S标记；3若一结点至少有一个直接后继，则此结点上的标记为 M中的一个符号；4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X,X2,Xk,贝U AXi,X2,Xk,必然是 G的一个产生式。4、 归约：我们称仏丫直接归约出a AB,仅当Ay 是一个产生式，且a、B (VnU Vt)* 归约过程

10、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 A B直接推出ayB, 即a A B ayB,仅当丫是一个产生式，且a、(VnU Vt)*。如果a 1 a 2 a n,则我们称这个序列是从a 1至a 2的一个推导。若存在一个从a 1a n的推导，则称a 1可推导出a n。推导是归约的逆过程。六、 问答题1、 给出上下文无关文法的定义。解答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， VtA Vn=；S是一个非终结符号，称为

11、开始符号；P是一个产生式集合(有限)，每个产生式的形式是 Pa,其中，P Vn, a (VtU Vn)*。开始符号S至少必须在某个产生式的左部出现一次。2、 文法 GS:S t aSPQ|abQQP PQbPr bbbQ t bccCH cc(1)它是Chomsky哪一型文法(2)它生成的语言是什么解答(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Chomskyl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：S abQ abcS aSPQ aabQPQ aabPQQ

12、 aabbQQ aabbcQ aabbccS aSPQ aaSPQPQ aaabQPQPQ aaabPQQPQ aaabPQPQQ aaaPPQQQaaabbPqqq aaabbQQQ aaabbbcQQ aaabbbccQ aaabbbccc于是得到文法 GS生成的语言L=anbncn|n 13、按指定类型，给出语言的文法。L=ai bj |j i 1的上下文无关文法。【解答】(1)由L=ai bj |j i 1知，所求该语言对应的上下文无关文法首先应有 St aSb型产生式，以保证b的个数不少于a的个数；其次，还需有 St Sb或StbS型的产生式，用以保证 b的个数多于a的个数；也即所求

13、上下文无关文法 GS为：GS : St aSb|Sb|b4、有文法 G: St aAcB|BdAt AaB|cBt bScA|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。【解答】(1 )分别画出对应两句型的语法树，如图 2-8-2所示句柄:AaB Bdaa图2-8-2 语法树（2）句子acabcbbdcc的最左推导如下:S aAcB aAaBcB acaBcB acabcB acabcbScA acabcbBdcA语。【解答】5、对于文法GS:t L, S|S(L) |aS|a短语：S、a、（a）、S,（a）、（S,（a）

14、；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、考虑文法GT:Tt t*F|FFt ft P|Ppt（ T） |i/|证明T*P T（ T*F）是该文法的一个句型，并指出直接短语和句柄。【解答】I /1F首先构造T*P f( T*F)的语法树如图2-8-4所示。由图2-8-4可知，T*Pf( 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。4、状态转换图(见图 3-6-1 )接受的字集为5、词法分析器作为独立的阶段使整个编译程序结构更加简洁、明确，因此， _。a.词法分析器应作为独立的一遍

15、b. 词法分析器作为子程序较好c.词法分析器分解为多个过程，由语法分析器选择使用 d.词法分析器并不作为一个独立的阶段解答 1 、 b 2 、 c3 、c4 、d 5 、b二、多项选择题1、在词法分析中，能识别出。a. 基本字b.四兀式 c.运算符d.逆波兰式e.常数2、令刀=a,b,则刀上所有以b开头，后跟若干个 ab的字的全体对应的正规式为a. b(ab)* b. b(ab) + c.(ba)*bd.(ba) +b e. b(a|b)解答 1、a、c、e 2、a、b、d三、 填空题1、 确定有限自动机 DFA是 的一个特例。2、 若二个正规式所表示的 相同，则认为二者是等价的。3、 一个字

16、集是正规的，当且仅当它可由 所 。解答1、NFA 2、正规集 3 、DFA(NFA所识别四、 判断题1、 一个有限状态自动机中，有且仅有一个唯一终态。 ()2、 设r和s分别是正规式，则有 L (r|s )=L(r)|L(s)。 ( )3、 自动机M和M的状态数不同，则二者必不等价。 ()4、 确定的自动机以及不确定的自动机都能正确地识别正规集。 ()5、 对任意一个右线性文法 G,都存在一个 NFA M,满足L(G)=L(M)。( )6、 对任意一个右线性文法 G,都存在一个 DFA M,满足L(G)=L(M)。( )7、 对任何正规表达式 e,都存在一个 NFA M满足L(G)=L(e)。

17、 ( )8、 对任何正规表达式 e，都存在一个 DFA M满足L(G)=L(e)。 ( )解答1 、2、3、错4、5、6、7、8正确五、基本题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,b ) = yf (y,b ) = x,yf (x,a )= x,yf (y,a )=0试构造相应的确定有限自动机 M 。解答：对照自动机的定义 M=(S,工,f,S 0,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 NFA M相应的状态图，如图 3-6-2所示。b用子集法构造状态转换矩阵表 3-6-3所示

18、。IIaI bxx,yyy一x,yx,yx,yx,y将转换矩阵中的所有子集重新命名而形成表 3-6-4所示的状态转换矩阵。表3-6-4 状态转换矩阵ab0211一2222即得到M = (0,1,2, a,b, f,0, 1,2 ),其状态转换图如图 3-6-5所示。将图3-6-5的DFA M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=2 ? 1,2，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，得到如图3-6-6所示化简DFA M o2、对给定正规式 b* (d

19、|ad ) ( b|ab ) +，构造其 NFA M;1、构造下面文法的LL (1 )分析表。X TLTt int | realLt id RRT , id R | &解答：LL ( 1)分析表见表4-3-1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, real FOLLOW D)=FOLLOV( L)=#FIRST( L)=id FOLLOW 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 a的FIRST (a )就不是件难事

20、了。填表时唯一要小心的时，& 是产生式FTs右部的一个开始符号，而 #在 FOLLO( R)中，所以FTs填在输入符号#的栏目中。表4-3-1 LL (1)分析表非终结符输入符号intrealid#DDT TLDT TLTTt intTt realLLt id RRRt ,id RRt e2、 下面文法GS是否为LL (1)文法说明理由。S t A B | P Q x A t x y B b cPt d P | e Q t a Q | e解答： 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d P和e的开始符号肯定不相交。2、 Q的两个右部a

21、 Q和e的开始符号肯定不相交。3、 对S来说，由于 x FIRST(A B)，同时也有 x FIRST(P Q x)(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 : St aAbDeldA t BSD|eB t SAc| cD| eD t Se| e(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。解答： (1)求文法的每一个非终结符 U的FOLLOW集的过程如下：因为：1S是识别符号，且有 At BSD BtSAc、Dt Se,所以FOLLOW/ S)应包含FIRST(D)

22、U FIRST(Ac) U FIRST(e) U #=a,d U a,d,c,e U e U #=a,c,d,e#2又因为At BSD和 DTe,所以 FOLLOW中还包含 FOLLOW(A)FOLLO( A) =FIRST (bDe)U FIRST ( c) =b,c综合、得 FOLLO(S) =a,d,c,e,# U a,b,c,d,e,#因为 At BSD 所以 FOLLOW ( B) =FIRST (SD) =a,d因为 St aAbDe | d、At BSD| e 和 Bt SAc | cD，所以FOLLOW D) =FIRST (e)U FOLLO( A)U FOLLO( B)=e

23、 U b,c U a,d=a,b,c,d,e(2)GS不是 LL ( 1)文法。因为产生式Bt SAc|cD| 中FIRST (SAc)n FOLLO( B) =a,d工?(3)构造GS的LL (1)分析表。按照LL (1)分析表的构造算法构造方法 GS的LL (1)分析表如表4-3-2所示。表4-3-2 GS 的LL (1)分析表abcde#saAbDedABSDBSDBSDeBSac/ ecDSac/ eDSe/ eeeSe/ ee4、 将文法GV改造成为LL(1)的。GV : Vt N|NEE t V|V+EN t i解答：对文法GV提取公共左因子后得到文法:GV : Vt NAATe

24、|EEt vbbt |+e求出文法G V中每一个非终结符号的 FIRST集：FIRST(V)=i FIRST(A)=, FIRST(E)=i FIRST(B)=+, FIRST(N)=i求出文法G V中每一个非终结符号的 FOLLOWI:FOLLOW(V)=# U FIRST(B) U FOLLOW(E)=#,+,FOLLOW(A)= FOLLOW(V)=+,#FOLLOW(E)= FIRST() U FOLLOW(B)= FIRST() U FOLLOW(E)=FOLLOW(B)= FOLLOW(E)= FOLLOW(N)= FIRST(A) U FOLLOW(V)=,+,#可以看到，对文法

25、 G V的产生式Ar |E，有FIRST(E) A FOLLOW(A)= n +,#= ?对产生式Br |+e，有FIRST(+E) n FOLLOW(B)=+n = ?而文法的其他产生式都只有一个不为&的右部，所以文法 G V是LL(1)文法。5、已知文法：GA ： Ar aAa| &(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。解答：(1)因为产生式 Ar aAa| 有空产生式右部，而FOLLOW(A)=# U FIRST(a)=a, #造成 FIRST(A) A FOLLOW(A)=A, A a, #工?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。因该文法产生偶数（可以为 0 ）个a，所以得到文法此时对产生式 At aaA| , 有 FOLLOW(A)=# U FOLLOW(A