F→a∣（E）

该文法句型E＋F﹡(E＋T)的简单短语是下列符号串中的 B 。 ①（E＋T） ②E＋T ③F ④ F﹡(E＋T) 可选项有：

A) ①和③ B) ②和③ C) ③和④ D) ③ 2-14．若一个文法是递归的，则它所产生的语言的句子 A 。

A.是无穷多个 B.是有穷多个 C.是可枚举的 D.个数是常量 3-02．词法分析器用于识别 C 。

A. 句子 B. 句型 C. 单词 D. 产生式

4-07.在语法分析处理中，FIRST集合、FOLLOW集合、SELECT集合均是 B 。

A. 非终极符集 B.终极符集 C. 字母表 D. 状态集 4-08.编译程序中语法分析器接收以 A 为单位的输入。

A. 单词 B. 表达式 C. 产生式 D. 句子 5-06．在自底向上的语法分析方法中，分析的关键是 D 。

A. 寻找句柄 B. 寻找句型 C. 消除递归 D. 选择候选式 5-07. 在LR分析法中，分析栈中存放的状态是识别规范句型 C 的DFA状态。

A.句柄 B. 前缀 C. 活前缀 D. LR(0)项目

三、是非题(下列各题，你认为正确的，请在题干的括号内打“ √”，错的打“×”。) 1-31.计算机高级语言翻译成低级语言只有解释一种方式。 （×） 1-32.在编译中进行语法检查的目的是为了发现程序中所有错误。 （×）

1-34.甲机上的某编译程序在乙机上能直接使用的必要条件是甲机和乙机的操作系统功能完全相同。2-15.正则文法其产生式为A?a，A?Bb, A,B∈VN，a、b∈VT。 （√） 4-09.每个文法都能改写为LL(1)文法。 （×） 4-10.递归下降法允许任一非终极符是直接左递归的。 （√） 5-08.算符优先关系表不一定存在对应的优先函数。 （√） 5-09.自底而上语法分析方法的主要问题是候选式的选择。 （×） 5-10.LR法是自顶向下语法分析方法。 （×） 5-11.简单优先文法允许任意两个产生式具有相同右部。 （×） 5-12.若一个句型中出现了某产生式的右部，则此右部一定是该句型的句柄。 （×） 5-13.一个句型的句柄一定是文法某产生式的右部。 （√） 7-02.数组元素的地址计算与数组的存储方式有关。 （√） 8-03.在程序中标识符的出现仅为使用性的。 （×） 9-04.对于数据空间的存贮分配，FORTRAN采用动态贮存分配策略。 （×） 9-05.在程序中标识符的出现仅为使用性的。 （×）

四、名词解释

1-35. 扫描遍____指编译程序对源程序或中间代码程序从头到尾扫描一次。

×） （

2-16.短语——设G[Z]是给定文法, w=xuy∈V+，为该文法的句型,如果满足下面两个条件:

① Z ② U

xUy； u；

则称句型xuy 中的子串u是句型xuy的短语。

2-17.简单短语——设G[Z]是给定文法, w=xuy∈V+，为该文法的句型,如果满足下面两个条件:

① Z

xUy；

② U ? u；

则称句型xuy 中的子串u是句型xuy的简单短语（或直接短语）。 2-18.句柄——一个句型中的最左简单短语称为该句型的句柄。

4-11.语法分析－－按文法的产生式识别输入的符号串是否为一个句子的分析过程。 4-12.选择符集合SELECT－－给定上下文无关文法的产生式A→α, A∈VN,α∈V, 若α

SELECT(A→α)=FIRST(α),其中如果α

ε，则SELECT(A→α)=FIRST(α\\ε)∪

FOLLOW(A),FIRST(α\\ε)表示FIRST(α)的非{ε}元素。

*

ε,则

5-14.活前缀——若S′ αAω αβω是文法G′中的一个规范推导，G′是G的拓广文法，符号串γR R

是αβ的前缀，则称γ是G的，也是G′的一个活前缀。其中 S'为文法开始符号。或：可归前缀

的任意首部。

5-15.可归前缀——是指规范句型的一个前缀，这种前缀不含句柄之后的任何符号。

5-16.LR(0)项目——把产生式右部某位置上标有圆点的产生式称为相应文法的一个LR(0)项目。 5-17.最左素短语——设有文法G[S],其句型的素短语是一个短语,它至少包含一个终结符，并除自身外不

包含其它素短语，最左边的素短语称最左素短语。

6-05.语义规则——对于文法的每个产生式都配备了一组属性的计算规则，称为语义规则。

6-06.翻译方案——将属性文法中的语义规则用花括号{ }括起来，插在产生式右部的合适地方，指明语义规则的计算次序，陈述一些细节，得到一种语义动作与语法分析交错的表示方法，以表述语义动作在语法分析过程中的执行时刻，称之为翻译方案。

7-03.后缀式—— 一种把运算量（操作数）写在前面把算符写在后面（后缀）的表示法。即

一个表达式E的后缀形式可以如下定义：

(1) 如果E是一个变量或常量，则E的后缀式是E自身。

(2) 如果E是E1 op E2形式的表达式，这里op是任何二元操作符，则E的后缀式为E1’ E2’op，这

里E1’和E2’分别为E1和E2的后缀式。

(3) 如果E是（E1）形式的表达式，则E1的后缀式就是E的后缀式。

答：一个过程的活动指的是该过程的一次执行。就是说，每次执行一个过程体，产生该过程体的一个活动。 9-07.活动记录

答：为了管理过程在一次执行中所需要的信息，使用一个连续的存储块，这样一个连续的存储块称为活动记录。

9-08.活动的生存期

答：指的是从执行某过程体第一步操作到最后一步操作之间的操作序，包括执行过程时调用其它过程花费

的时间。

10-06. 基本块的DAG。

答：一个基本块的DAG是一种其结点带有下述标记或附加信息的DAG。

(1)图的叶结点（没有后继的结点）以一标识符（变量名）或常数作为标记，表示该结点代表该变量或常数的值。如果叶结点用来代表某变量A的地址，则用addr（A）作为该结点的标记。通常把叶结点上作为标记的标识符加上下标0，以表示它是该变量的初值。

(2)图的内部结点（有后继的结点）以一运算符作为标记，表示该结点代表应用该运算符对其后继结点所代表的值进行运算的结果。

(3)图中各个结点上可能附加一个或多个标识符，表示这些变量具有该结点所代表的值。

五、简答题：

2-19什么是句子？ 什么是语言?

答：设G是一个给定的文法，S是文法的开始符号，如果S2-20.已知文法G[E]为：

E→T|E+T|E-T T→F|T*F|T/F F→（E）|i

① 该文法的开始符号（识别符号）是什么？

②请给出该文法的终结符号集合VT和非终结符号集合VN。 ③ 找出句型T+T*F+i的所有短语、简单短语和句柄。 解：① 该文法的开始符号（识别符号）是E。

②该文法的终结符号集合VT={+、-、*、/、（、）、i}。 非终结符号集合VN={E、T、F}。

③句型T+T*F+I的短语为i、T*F、第一个T、T+T*F+i; 简单短语为i、T*F、第一个T;句柄为第一个T。

2-21.已知文法G[S]为：

S→dAB A→aA|a B→Bb|ε

① G[S]产生的语言是什么？ ② G[S]能否改写为等价的正规文法？

解：① G[S]产生的语言是L(G[S])={dab│n≥1,m≥0}。

② G[S]能改写为等价的正规文法,其改写后的等价的正规文法G[Sˊ]为： Sˊ→dA A →aA|aB|a B →bB|b

2-22.设有语言L(G)={ada| a∈(a,b),a为a之逆}，试构造产生此语言的上下文无关文法G。

解：根据题义，可知a为a之逆的含义就是句子中的符号a、b以d为中心呈左右对称出现；由于a∈(a,b)，所以a、b的个数可以为零。所以可构造产生此语言的上下文无关文法G[S]为：S→aSa|bSb|d 3-03．简述DFA与NFA有何区别 ?

R

*

R

*

R nm

x(其中x∈VT),则称x是文法的一个句子。

x,x∈VT} 。

*

*

设G[S]是给定文法，则由文法G所定义的语言L(G)可描述为： L(G)＝{x│S

答：DFA与NFA的区别表现为两个方面:一是NFA可以若干个开始状态，而DFA仅只一个开始状态。另一方

面，DFA的映象M是从K×∑到K，而NFA的映象M是从K×∑到K的子集，即映象M将产生一个状态集合（可能为空集），而不是单个状态。 3-04.试给出非确定自动机的定义。

答：一个非确定的有穷自动机（NFA）M是一个五元组：M=（K，Σ，f，S ，Z）。

其中:

1. K是一个有穷集，它的每个元素称为一个状态；

2. Σ是一个有穷字母表，它的每个元素称为一个输入符号，所以也称Σ为输入符号表； 3. f是状态转换函数，是在K×Σ*→K的子集的映射，即，f: K×Σ*→2K ；表明在某状态下对于某

输入符号可能有多个后继状态； 4. S﹙K是一个非空初态集； 5. Z﹙K是一个终态集（可空）。

3-05. 为正规式（a|b）a(a|b) 构造一个等价的确定的有限自动机。

解答：

3-06. 给定下列自动机，将其转换为确定的自动机。

解答：(1)消除ε边，得到NFA：

(2)确定化，得到DFA：

＋ S d B ― d C · E d ＋ start S ＋ ― A d d d B ― d C · E d a,b ? 0 a 1 b a 2 *

d D ― G d 注：带＋号的结点为初始状态； 带―号的结点为终止状态

ε ε · H ― d d ＋ ― A ＋ d d d D ― G d 注：带＋号的结点为初始状态； 带―号的结点为终止状态

d d · d · H ― d