1、第八节 习题一、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 b目标语言c编译方法 d以上三项都是3、变量应当 。a持有左值 b持有右值c既持有左值又持有右值 d既不持有左值也不持有右值 4、编译程序绝大多数时间花在 上。a出错处理 b词法分析c目标代码生成 d管理表格5、 不可能是目标代码。a汇编指令代码 b可重定位指令代码c绝对指令代码 d中间代码6、使用 可以定义一个程序的意义。a语义规则 b词法规则c产生规则 d词法规则7、
2、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 b词法规则c语义规则 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 。a语义规则 b语法规则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，故选 c。4、编译程序打交道最多的就是各种表格，因此选 d。5、目标代码包括汇编指令代码、可
3、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 d。6、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 a。7、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 。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目标代码生成解答1b、c 2. 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。
4、 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：SxSx|y 所识别的语言是 。a. xyx b. (xyx)* c. xnyxn(n0) d. x*yx*2、文法 G 描述的语言 L(G)是指 。a. L(G)=|S , V T* b. L(G)=|S , V T*+ * c. L(G)=|S ,(V TV N*) d. L(G)=|S , (V TV N*)* + 3、有限状态自动机能识别 。a. 上下文
5、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 ab b.若 f(a)g)(b)或 f(a)+#图 2-8-1 句型 P+T+I 的语法及优先关系e.该句子的语法树只有一个4、有一文法 G：SABAaAb|BcBd|它不产生下面 集合。a. anbmcndm|n,m0 b. anbncmdm|n,m0c. anbmcmdn|n,m0 d. anbncmdm|n,m0e. anbncndn|n05、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
6、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、c 2、a、c 、 e 3、b、c、d 4、a、c 5、b、c 6、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
7、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 上下文无关语言 正规语言 下推自动机 有限四、判断题1、文法 SaS|bR| 描述的语言是(a|bc)* ( )RcS2、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
8、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 VNV T 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，
9、且按从左至右的顺序，这些结点的标记分别为 X1,X2,XK，则 AX 1,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、(V NV T)*。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 A ，仅当 A 是一个产生式，且 、(V NV T)*。如果 1 2 n，则我们称这个序列是从 1 至 2 的一个推导。若存在一个从 1 n 的推导，则称 1 可推导出 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（ V
10、T,VN,S, P） ，其中：V T 是一个非空有限集，它的每个元素称为终结符号；V N 是一个非空有限集，它的每个元素称为非终结符号，V TV N=；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，PV N，(V TV N)*。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：SaSPQ|abQQPPQbPbbbQbccQcc（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 Chomsky1 型文
11、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：SabQabcSaSPQaabQPQaabPQQaabbQQaabbcQaabbccSaSPQaaSPQPQaaabQPQPQaaabPQQPQaaabPQPQQaaaPPQQQaaabbPqqqaaabbQQQaaabbbcQQaaabbbccQaaabbbccc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。【解答】（1）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
12、 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。【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 Bd Sa A c BA a B b S c AB d cb(a)S a A c BB S c AB d c(b)S（ L ）L ， SS ( L ) Sa图 2-8-
13、3 句型（ S,（a ） ）的语法树TT * FF PP （ T ）T * F图 2-8-4 句型 T*P（T*F）的语法树图 2-8-2 语法树（2）句子 acabcbbdcc 的最左推导如下：SaAcBaAaBcBacaBcBacabcBacabcbScAacabcbBdcAacabcbbdcAacabcbbdcc 5、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。【解答】（1）句型（S,（a） ）的语法树如图 2-8-3 所示（2）由图 2-8-3 可知：短语：S、a、(a) 、S,(a)
14、、(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、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。【解答】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 GT的一个句型。直接短语有两个，即 P 和 T*F；句柄为 P。一、单项选择题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
15、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 ） ） #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
16、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、b 2、c 3、c 4、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)*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
17、。3、一个字集是正规的，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
18、，满足 L(G)=L(e)。 （ ）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,a）x,y f（x,b）yf（y,a） f（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,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 NFA M 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
19、所示。I Ia Ibx x,y yy x,ya abbb图 3-6-2 NFA MX Y010图 3-6-1YXaa,bb b图 3-6-5 DFA M0 21aadb*b*(d|ad)(b|ab)(b|ab)*XYX 1 2 3 YX 4 1 3 5 Y6 7 8(d|ad) (b|ab) (b|ab)*2d bad ab b|abbX 4 1 3 5 Y2bd b ba b b图 3-6-7 的 NFA Mx,y x,y x,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 b0 2 11 22 2 2即得到 M=（0,1,2, a,
20、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=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，得到如图 3-6-6 所示化简 DFA M。2、对给定正规式 b*（d|ad ） （b|ab ） +，构造其 NFA M； 解答：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 NFA M，如图3-6-7
21、所示。aa,bb图 3-6-6 化简后的 DFA M0 11、 构造下面文法的 LL（1）分析表。D TLT int | realL id RR , 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）=FOLLOW （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 的 FIRST（）就不是件难事了。填表时唯一要小
22、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 4-3-1 LL（1）分析表非终结符 输入符号int real id ， #D DTL DTLT Tint TrealL Lid RR R,id R R 2、 下面文法 GS是否为 LL（1）文法？说明理由。S A B | P Q x A x y B b cP d P | Q a Q | 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 的开始符号肯定不相交。2、Q 的两个右部 a Q 和 的开始符号肯定不相交。
23、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：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。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： 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,
24、d,c,e e #=a,c,d,e# 又因为 ABSD 和 D，所以 FOLLOW 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|c
25、D| 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a b c d e #S aAbDe dA BSD BSD BSD eB Sac/ cD Sac/D Se/ Se/ 4、 将文法 GV改造成为 LL(1)的。GV：VN|NEEV|V+ENi解答： 对文法 GV提取公共左因子后得到文法：GV：VNAA| EEVBB|+ENi求出文法 GV中每一个非终结符号的 FIRST 集：FIRST(V)=i FIRST(A)=, F
26、IRST(E)=i FIRST(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(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
27、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。解答：（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。因该文法产生偶数（可以为 0）个 a，所以得到文法GA： AaaA|
28、此时对产生式 AaaA| ， 有 FOLLOW(A)=#FOLLOW(A)=#，因而FIRST(A)FOLLOW(A)=a, #=所以文法 GA是 LL（1）文法，按 LL（1）分析表构造算法构造该文法的 LL（1）分析表如表4-3-3 所示。表 4-3-3 文法 GA的 LL(1)分析表A #A AaaA A（3）若采用 LL(1)方法进行语法分析，对符号串“aaaa”的分析过程如表 4-3-4 所示。表 4-3-4 对符号串“aaaa”的分析过程步骤 分析栈 输入串 产生式/动作1 #A a a a a # AaaA2 #A a a a a a a # 匹配3 #A a a a a # 匹
29、配4 #A a a # AaaA5 #A a a a a # 匹配6 #A a a# 匹配7 #A # A8 # # 接受第七节 习题设有文法 GS为：Sa|b|(A)ASdA|S（1） 完成下列算符优先关系表，见表 5-7-1，并判断 GS是否为算符优先文法。表 5-7-1 算符优先关系表a b ( ) d #a b ( ) d# （2）给出句型（SdSdS）的短语、简单短语、句柄、素短语和最左素短语。（3）给出输入串（adb）#的分析过程。解答：（1）先求文法 GS的 FIRSTVT 集和 LASTVT 集：由 Sa|b|(A)得： FIRSTVT(S)=a,b,( );由 ASd得：FI
30、RSTVT(A)=d;又由 AS 得：FIRSTVT(S) FIRSTVT(A)，即FIRSTVT(A)=d,a,b,(;由 Sa|b|(A)得； LASTVT(S)=a,b,;由 AdA 得： LASTVT(A)=d,又由 AS 得：LASTVT(S) LASTVT(A)，即LASTVT(A)=d,a,b,)。构造优先关系表方法如下： 对 Pab，或 PaQb，有 ab; 对 PaR，而 bFIRSTVT(R)，有 ab; 对 PRb，而 aFIRSTVT(R)，有 ab。由此得到： 由 S(A)得：(); 由 S(A得：(FIRSTVT(A)，即：( d,(a ,(b,(;由 AdA 得：
31、dFIRSTVT(A)，即：dd,da,db,d(; 由 SA)得，LASTVT(A) ，即：d),a),b),) );由 ASd 得：LASTVT(S)d，即：ad,b d,)d;此外，由#S#得：#；由#FIRSTVT(S)得：#a,#b,#( ；脂由 LASTVT(S)#得：d#,a#,b#,)#。最后得到算符优先关系表，见表 5-7-2。表 5-7-2 算符优先关系表a b ( ) d #a b ( ) d # 由表 5-7-2 可以看出，任何两个终结符之间至少只满足、三种优先关系之一，故 GS为算符优先文法。（2）为求出句型（SdSdS）的短语、简单短语、句柄，我们先画出该句型对应的
32、语法树，如图 5-7-3 所示。由图 5-7-3 得到：短语：S，SdS，SdSdS， （SdSdS）简单短语（即直接短语）：S句柄（即最左直接短语）：S素短语：SdS，它同时也是该句型的最左素短语。SASAS d（ ）AS d图 5-7-3 句型（SdSdS ）的语法树（3）输入串（adb）#的分析过程见表 5-7-4表 5-7-4 输入串（adb）#的分析过程符号栈 输入串 说明# (adb)# 移进#（ adb)# 移进#（a db)# 用 Sa 归约#（S db)# 移进#（ Sd b)# 移进#（Sdb )# 用 Sb 归约#（SdS )# 用 AS 归约#（SdA )# 用 ASd
33、A 归约#（A )# 移进#（A） # 用 S（A）归约#S # 分析成功第四节 习题一、单项选择题1、若 a 为终结符，则 Aa 为 项目a.归约 b.移进 c.接受 d.待约2、若项目集 Ik 含有 A，则在状态 k 时，仅当面临的输入符号 aFOLLOW(A)时，才采取“A”动作的一定是 。a.LALR 文法 b.LR（0）文法 c.LR（1）文法 d.SLR（1）文法3、就文法的描述能力来说，有 。a. SLR（ 1） LR（0） b. LR（1）LR（0） c. SLR（1）LR（1）d.无二义文法LR（1）4、在 LR（0）的 ACTION 子表中，如果某一行中存在标记“r j”的
34、栏，则 。a.该行必定填满 rj b.该行未填满 rjc.其他行也有 rj d.goto 子表中也有 rj5、一个 指明了在分析过程中的某时刻所能看到产生式多大一部分。a.活前缀 b.前缀 c.项目 d.项目集解答：1、A称为归约项目，对文法开始符 S的归约项目，如 S 称为接受项目，Aa（a 为终结符）称为移进项目。在此选 b.2、当用产生式 A 归约时，LR （0）无论面临什么输入符号都进行归约；SLR（1）则仅当面临的输入符号 aFOLLOW(A)时进行归约；LR（1）则当在把 归约为 A 的规范句型的前缀Aa 前提下，当 后跟终结符 a 时，才进行归约；因此选 d。3、由于 LR（0）
35、SLR（1） LR（1）无二义文法，故选 c。4、选 a。5、选 c。二、多项选择题1、一个 LR 分析器包括 。a.一个总控程序 b.一个项目集 c.一个活前缀d.一张分析表 e.一个分析栈2、LR 分析器核心部分是一张分析表，该表包括 等子表。a.LL(1)分析 b.优先关系 c.GOTOd.LR e.ACTION3、每一项 ACTIONS，a 所规定的动作包括 。a.移进 b.比较 c.接受 d.归约 e.报错4、对 LR 分析表的构造，有可能存在 动作冲突。a.移进 b.归约 c.移进/ 归约 d.移进/移进 e.归约/ 归约5、就文法的描述能力来说，有 。a. SLR（1） LR（1
36、） b. LR（1）SLR （1） c. LR（0）LR（1）d. LR（ 1） 无二义文法 e. SLR（1）无二义文法6、对 LR 分析器来说，存在 等分析表的构造方法。a.LALR b.LR（0） c.SLR（1） d.SLR（0） e.LR（1）7、自上而下的语法分析方法有 。a.算符优先分析法 b.LL（1）分析法 c.SLR（1）分析法d.LR（ 0）分析法 e.LALR（1）分析法解答：1、一个 LR 分析器包括一个总控程序和一张分析表，选 a、d。2、选 c、e。3、选 a、c、d、e。4、在 LR 分析表的构造中有可能存在“移进”/“归约”和“归约”/ “归约”冲突；故选c、
37、e。5、选 a、b、c、d、e。6、选 a、b、c、e。7、选 a、c、d、e。三、填空题1、对于一个文法，如果能够构造 。使得它的 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 。3、活前缀是指 的一个前缀，这种前缀不含 之后的任何符号。4、在 LR 分析过程中，只要 的已扫描部分保持可归约成一个 ，则扫描过的部分正确。5、将识别 的 NFA 确定化，使其成为以 为状态的 DFA，这个 DFA 就是建立 的基础。6、A称为 项目；对文法开始符 S为 项目；若 a 为终结符，则称 A a为 项目；若 B 为非终结符，则称 Aa 为 项目。7、LR（0）分析法的名字中“L”表
38、示 ， “R”表示 ， “0”表示 。解答：1、一张分析表 每个入口2、任意首部3、规范句型 句柄4、输入串 活前缀5、活前缀 项目集合 LR 分析算法6、归约 接受 移进 待约7、自左至右分析 采用最右推导的逆过程即最左归约 向右查看 0 个字符四、综合题1、对于文法 GS： SAS|bASA|a（1）列出所有 LR（0）项目（2）列出构成文法 LR（0）项目集规范族。解答：首先将文法 G 拓广为 GS：SSSAS|bASA|a（1）文法 GS的 LR（0）项目是：1、SS 5、SAS 9、A SA2、SS 6、Sb 10、ASA3、SAS 7、Sb 11、Aa4、SA S 8、A SA 1
39、2、Aa2、列出构成文法 LR（0）项目集规范族。用 -CLOSURE（闭包）办法构造文法 G的 LR（0）项目集规范族如下：I0：1、S S I3： 9、A S A I6：12、Aa3、SAS 8、A SA I7：7、Sb8、ASA 3、SAS11、Aa 6、Sb6、Sb 11、A aI1：2、S S I4：10、ASA9、AS A 4、SAS8、ASA 3、SAS11、Aa 6、Sb3、SAS 8、A SA6、Sb 11、A aI2：4、SAS I5： 5、SAS3、SAS 9、A S A6、Sb 8、A SA8、ASA 11、A a11、Aa 3、SAS6、Sb注意：I 1 中的 SS
40、和 ASA 是由状态 I0 中的 1 和 3 读入一个 S 字符后得到的下一个项目；，而 I4 中的 ASA 和 AAS 则是由 I3 中的 9 和 3 读入一个 A 字符后得到的下一个项目；I 5 中的 SAS和 ASA 则是由 I4 中的 4 和 8 读入一个 S 字符后得到的下一个项目。状态全体构成了文法 G的 LR（0）规范族。第八节 习题一、单项选择题1、中间代码生成所依据的是 。a.语法规则 b.词法规则 c.语义规则 d.等价变换规则2、四元式之间的联系是通过 实现的。a.指示器 b.临时变量 c.符号表 d.程序变量3、后缀式 ab+cd+/可用表达式 来表示。a.a+b/c+
41、d b.(a+b)/(c+d) c.a+b/(c+d) d.a+b+c/d4、表达式（AB）（CD ）的逆波兰表示为 。a. ABCD b. AB CDc. AB CD d. AB CD5、中间代码的树型表示 所对应的表达式为 。 +A B C D+a.A+B+C+D b.A+(B+C)+D c.(A+B)+C+D d.(A+B)+(C+D)6、四元式表示法的优点为 。a.不便于优化处理，但便于表的更动 b.不便于优化处理，但节省存储空间c.便于优化处理，也便于表的更动 d.便于表的更动，也节省存储空间7、终结符具有 属性。a.传递 b.继承 c.抽象 d.综合解答1、选 c。2、四元式之间的
42、联系是通过临时变量实现的，故选 b。3、选 b。4、选 b。5、选 d。6、四元式表示法的优点与间接三元式相同，故选 c。7、选 d。+ ca b+a +b c*+ ca b+a *a b二、多顶选择题1、中间代码主要有 。a四元式 b二元式 c三元式 d后缀式 e间接三元式2、下面中间代码形式中，能正确表示算术表达式 a+b+c 的有 。aab+c+ babc+ c d ea+b+c3、在下面的 语法制导翻译中，采用拉链-回填技术。a赋值语句 bgoto 语句 c条件语句 d循环语句4、下列 中间代码形式有益于优化处理。a三元式 b四元式 c间接三元式 d逆波兰表示法 e树形表示法5、在编译
43、程序中安排中间代码生成的目的是 。a便于进行存储空间的组织 b利于目标代码的优化c利于编译程序的移植 d利于目标代码的移植e利于提高目标代码的质量6、下面的中间代码形式中， 能正确表示算术表达式 a+b*c。题）aab+c* babc*+ ca+b*c d e7、三地址代码语句具体实现通常有 表示方法。a逆波兰表示 b三元式 c间接三元式 d树形表示 e四元式解答1、选 a、c、d、e。2、b、d 的中间代码不能正确表示 a+b+c，而 e 不是中间代码：故选 a、c。3、凡涉及到跳转的语句都需要采用拉链回填技术，故选 b、c、d。4、选 b、c。5、选 b、d。6、选 b、e。7、选 b、c
44、、e。三、填空题1、中间代码有 等形式，生成中间代码主要是为了使 。2、语法制导翻译既可以用来产生 代码，也可以用来产生 指令，甚至可用来对输入串进行 。3、当源程序中的标号出现“先引用后定义”时，中间代码的转移地址须持 时才能确定，因而要进行 。4、文法符号的属性有两种，一种称为 ，另一种称为 。5、后缀式 abc-/所代表的表达式是 ，表达式(a-b)*c 可用后缀式 表示。6、用一张 辅以 的办法来表示中间代码，这种表示法称为间接三元式。解答1、逆波兰记号、树形表示、三元式、四元式 目标代码的优化容易实现2、中间 目标 解释执行3、标号定义 回填4、继承属性 综合属性5、a/(b-c) ab-c*6、间接码表 三元式表四、综合题1、给出下列表达式的逆波兰表示（后缀式）： a*(-b+c) (A B)(CDE) 2、写出算术表达式：A+B*(C-D)+E/(C-D)N 的四元式序列；三元式序列；间接三元式序列解答 1、 abc+*; ABCDE 第三节 习题一、单项选择题1、编译程序使用 区别标识符的作用域。a. 说明标识符的过程或函数名 b. 说明标识符的过程或函数的静态层次c. 说明标识符的过程或函数的动态层次 d. 标识符的行号2、在目标代码生成阶段，符号表用于 。a. 目标代码生成 b. 语义检查 c. 语法检查 d. 地址分配3、过
