编译原理期末总复习Word文档格式.docx

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二、多项选择题

1、编译程序各阶段的工作都涉及到。

a．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

1．b、c2.a、b、c、e

三、填空题

1、解释程序和编译程序的区别在于。

2、编译过程通常可分为5个阶段，分别是、语法分析、代码优化和目标代码生成。

3、编译程序工作过程中，第一段输入是，最后阶段的输出为程序。

4、编译程序是指将程序翻译成程序的程序。

解答

是否生成目标程序2、词法分析中间代码生成3、源程序目标代码生成4、源程序目标语言

一、单项选择题

1、文法G：

S→xSx|y所识别的语言是。

a.xyxb.（xyx）*c.xnyxn（n≥0）d.x*yx*

2、文法G描述的语言L（G）是指。

a.L（G）={α|S

α,α∈VT*}b.L（G）={α|S

α,α∈VT*}

c.L（G）={α|S

α,α∈（VT∪VN*）}d.L（G）={α|S

α,α∈（VT∪VN*）}

3、有限状态自动机能识别。

a.上下文无关文法b.上下文有关文法

c.正规文法d.短语文法

4、设G为算符优先文法，G的任意终结符对a、b有以下关系成立。

a.若f（a）>

g（b），则a>

bb.若f（a）<

g（b），则a<

b

c.a~b都不一定成立d.a~b一定成立

5、如果文法G是无二义的，则它的任何句子α。

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：

E→E+T|T

T→T*P|P

P→（E）|I

则句型P+T+i的句柄和最左素短语为。

a.P+T和ib.P和P+Tc.i和P+T+id.P和T

8、设文法为：

S→SA|A

A→a|b

则对句子aba，下面是规范推导。

a.SSASAAAAAaAAabAaba

b.SSASAAAAAAAaAbaaba

c.SSASAASAaSbaAbaaba

d.SSASaSAaSbaAbaaba

9、文法G：

S→b|∧（T）

T→T,S|S

则FIRSTVT（T）。

a.{b,∧,（}b.{b,∧,）}c.{b,∧,（,，}d.{b,∧,）,，}

10、产生正规语言的文法为。

a.0型b.1型c.2型d.3型

11、采用自上而下分析，必须。

a.消除左递归b.消除右递归c.消除回溯d.提取公共左因子

12、在规范归约中，用来刻画可归约串。

a.直接短语b.句柄c.最左素短语d.素短语

13、有文法G：

E→E*T|T

T→T+i|i

句子1+2*8+6按该文法G归约，其值为。

a.23B.42c.30d.17

14、规范归约指。

a.最左推导的逆过程b.最右推导的逆过程

c.规范推导d.最左归约的逆过程

[解答]

1、选c。

2、选a。

3、选c。

4、虽然a与b没有优先关系，但构造优先函数后，a与b就一定存在优先关系了。

所以，由f（a）>

g）（b）或f（a）<

g（b）并不能判定原来的a与b之间是否存在优先关系：

故选c。

5、如果文法G无二义性，则最左推导是先生长右边的枝叶：

对于d，如果有两个不同的是了左推导，则必然有二义性。

故选a。

6、选c。

7、由图2-8-1的语法树和优先关系可以看出应选b。

8、规范推导是最左推导，故选d。

9、由T→T,…和T→（…得FIRSTVT（T））={（,，）}；

由T→S得FIRSTVT（S）⊂FIRSTVT（T），而FIRSTVT（S）={b,∧,（}；

即

FIRSTVT（T）={b,∧,（,，}；

因此选c。

10、d11、c12、b13、b14、b

1、下面哪些说法是错误的。

a.有向图是一个状态转换图b.状态转换图是一个有向图

c.有向图是一个DFAd.DFA可以用状态转换图表示

2、对无二义性文法来说，一棵语法树往往代表了。

a.多种推导过程b.多种最左推导过程c.一种最左推导过程

d.仅一种推导过程e.一种最左推导过程

3、如果文法G存在一个句子，满足下列条件之一时，则称该文法是二义文法。

a.该句子的最左推导与最右推导相同

b.该句子有两个不同的最左推导

c.该句子有两棵不同的最右推导

d.该句子有两棵不同的语法树

e.该句子的语法树只有一个

4、有一文法G：

S→AB

A→aAb|ε

B→cBd|ε

它不产生下面集合。

a.{anbmcndm|n,m≥0}b.{anbncmdm|n,m>

0}

c.{anbmcmdn|n,m≥0}d.{anbncmdm|n,m≥0}

e.{anbncndn|n≥0}

5、自下而上的语法分析中，应从开始分析。

a.句型b.句子c.以单词为单位的程序

d.文法的开始符e.句柄

6、对正规文法描述的语言，以下有能力描述它。

a.0型文法b.1型文法c.上下文无关文法d.右线性文法e.左线性文法

解答1、e、a、c2、a、c、e3、b、c、d4、a、c5、b、c6、a、b、c、d、e

三、填空题

1、文法中的终结符和非终结符的交集是。

词法分析器交给语法分析器的文法符号一定是，它一定只出现在产生式的部。

2、最左推导是指每次都对句型中的非终结符进行扩展。

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、42型3型上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→aS|bR|ε描述的语言是（a|bc）*（）

R→cS

2、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

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G[S]的一棵语法树。

①每一终结均有一标记，此标记为VN∪VT中的一个符号；

②树的根结点以文法G[S]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VN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X1,X2,…,XK，则A→X1,X2,…,XK，必然是G的一个产生式。

4、归约：

我们称αγβ直接归约出αAβ，仅当A→γ是一个产生式，且α、β∈（VN∪VT）*。

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αAβ直接推出αγβ，即αAβαγβ，仅当A→γ是一个产生式，且α、β∈（VN∪VT）*。

如果α1α2…αn，则我们称这个序列是从α1至α2的一个推导。

若存在一个从α1αn的推导，则称α1可推导出αn。

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。

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，VT∩VN=Φ；

●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→α，其中，P∈VN，

α∈（VT∪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G[S]：

S→aSPQ|abQ

QP→PQ

bP→bb

bQ→bc

cQ→cc

（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G[S]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：

SabQabc

SaSPQaabQPQaabPQQaabbQQaabbcQaabbcc

SaSPQaaSPQPQaaabQPQPQaaabPQQPQaaabPQPQQaaaPPQQQ

aaabbPqqqaaabbQQQaaabbbcQQaaabbbccQaaabbbccc

……

于是得到文法G[S]生成的语言L={anbncn|n≥1}

3、按指定类型，给出语言的文法。

L={aibj|j＞i≥1}的上下文无关文法。

【解答】

（1）由L={aibj|j＞i≥1}知，所求该语言对应的上下文无关文法首先应有S→aSb型产生式，以保证b的个数不少于a的个数；

其次，还需有S→Sb或S→bS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G[S]为：

G[S]：

S→aSb|Sb|b

4、有文法G：

S→aAcB|Bd

A→AaB|c

B→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。

（1）分别画出对应两句型的语法树，如图2-8-2所示

句柄:

AaBBd

图2-8-2语法树

（2）句子acabcbbdcc的最左推导如下：

SaAcBaAaBcBacaBcBacabcBacabcbScAacabcbBdcA

acabcbbdcAacabcbbdcc

5、对于文法G[S]：

S→（L）|aS|aL→L,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））的语法树如图2-8-3所示

（2）由图2-8-3可知：

①短语：

S、a、（a）、S,（a）、（S,（a））；

②直接短语：

a、S；

③句柄：

S；

④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G[T]：

T→T*F|F

F→F↑P|P

P→（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）的语法树如图2-8-4所示。

由图2-8-4可知，T*P↑（T*F）是文法G[T]的一个句型。

直接短语有两个，即P和T*F；

句柄为P。

1、词法分析所依据的是。

a.语义规则b.构词规则c.语法规则d.等价变换规则

2、词法分析器的输出结果是。

a.单词的种别编码b.单词在符号表中的位置

c.单词的种别编码和自身值d.单词自身值

3、正规式M1和M2等价是指。

a.M1和M2的状态数相等b.M1和M2的有向弧条数相等

c.M1和M2所识别的语言集相等d.M1和M2状态数和有向弧条数相等

4、状态转换图（见图3-6-1）接受的字集为。

a.以0开头的二进制数组成的集合b.以0结尾的二进制数组成的集合

c.含奇数个0的二进制数组成的集合d.含偶数个0的二进制数组成的集合

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、b2、c3、c4、d5、b

1、在词法分析中，能识别出。

a.基本字b.四元式c.运算符

d.逆波兰式e.常数

2、令∑={a,b}，则∑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）*b

d.（ba）+be.b（a|b）

解答1、a、c、e2、a、b、d

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、一个字集是正规的，当且仅当它可由所。

解答1、NFA2、正规集3、DFA（NFA）所识别

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NFAM，满足L（G）=L（M）。

（）

6、对任意一个右线性文法G，都存在一个DFAM，满足L（G）=L（M）。

7、对任何正规表达式e，都存在一个NFAM，满足L（G）=L（e）。

8、对任何正规表达式e，都存在一个DFAM，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,a）＝{x,y}f（x,b）＝{y}

f（y,a）＝φf（y,b）＝{x,y}

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,Σ,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3-6-2所示。

用子集法构造状态转换矩阵表3-6-3所示。

I

Ia

Ib

{x}

{x,y}

{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

a

2

1

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{1,2}a={1,2}b={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DFAM′。

2、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，构造该正规式的NFAM，如图3-6-7所示。

1、构造下面文法的LL

（1）分析表。

D→TL

T→int|real

L→idR

R→,idR|ε

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）=FOLLOW（L）={#}

FIRST（L）={id}FOLLOW（T）={id}

FIRST（R）={，,ε}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α的FIRST（α）就不是件难事了。

填表时唯一要小心的时，ε是产生式R→ε右部的一个开始符号，而#在FOLLOW（R）中，所以R→ε填在输入符号#的栏目中。

表4-3-1LL

（1）分析表

非终结符

输入符号

int

real

id

，

#

D

D→TL

T

T→int

T→real

L

L→idR

R

R→,idR

R→ε

2、下面文法G[S]是否为LL

（1）文法？

说明理由。

S 

→AB|PQxA 

→xyB 

→bc

P 

→dP|εQ 

→aQ|ε

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ε的开始符号肯定不相交。

2、Q的两个右部aQ和ε的开始符号肯定不相交。

3、对S来说，由于x∈FIRST（AB），同时也有x∈FIRST（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：

G[S]：

S→aAbDe|d

A→BSD|e

B→SAc|cD|ε

D→Se|ε

（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C[S]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：

①S是识别符号，且有A→BSD、B→SAc、D→Se，所以FOLLOW（S）应包含

FIRST（D）∪FIRST（Ac）∪FIRST（e）∪{#}

={a,d}∪{a,d,c,e}∪{e}∪{#}

={a,c,d,e#}

②又因为A→BSD和D→ε，所以FOLLOW中还包含FOLLOW（A）。

因为S→aAbDe和B→SAc,所以

FOLLOW（A）=FIRST（bDe）∪FIRST（c）={b,c}

综合①、②得FOLLOW（S）={a,d,c,e,#}∪{a,b,c,d,e,#}

因为A→BSD，所以FOLLOW（B）=FIRST（SD）={a,d}

因为S→aAbDe|d、A→BSD|e和B→SAc|cD，所以

FOLLOW（D）=FIRST（e）∪FOLLOW（A）∪FOLLOW（B）

={e}∪{b,c}∪{a,d}={a,b,c,d,e}

（2）G[S]不是LL

（1）文法。

因为产生式B→SAc|cD|ε中

FIRST（SAc）∩FOLLOW（B）={a,d}≠Ø

（3）构造G[S]的LL

（1）分析表。

按照LL

（1）分析表的构造算法构造方法G[S]的LL

（1）分析表如表4-3-2所示。

表4-3-2G[S]的LL

（1）分析表

c

d

e

S

aAbDe

A

BSD

B

Sac/ε

cD

Se/ε

ε

4、将文法G[V]改造成为LL

（1）的。

G[V]：

V→N|N[E]

E→V|V+E

N→i

对文法G[V]提取公共左因子后得到文法：

G′[V]：

V→NA

A→ε|[E]

E→VB

B→ε|+E

N→i

求出文法G′[V]中每一个非终结符号的FIRST集：

FIRST（V）={i}FIRST（A）={[,ε}

FIRST（E）={i}FIRST（B）={+,ε}

FIRST（N）={i}

求出文法G′[V]中每一个非终结符号的FOLLOW集：

FOLLOW（V）={#}∪FIRST（B）\{ε}∪FOLLOW（E）={#,+,]}

FOLLOW（