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、标准推导是最左推导，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
二、多项选择题
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，满足以下条件之一时，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、标准归约和标准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假设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假设一个以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αAβ⇒αγβ，仅当A→γ是一个产生式，且α、β∈（VN∪VT）*。
如果α1⇒α2⇒…⇒αn，则我们称这个序列是从α1至α2的一个推导。
假设存在一个从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。
[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，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？
[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：
S⇒abQ⇒abc
S⇒aSPQ⇒aabQPQ⇒aabPQQ⇒aabbQQ⇒aabbcQ⇒aabbcc
S⇒aSPQ⇒aaSPQPQ⇒aaabQPQPQ⇒aaabPQQPQ⇒aaabPQPQQ⇒aaaPPQQQ⇒
aaabbPqqq⇒aaabbQQQ⇒aaabbbcQQ⇒aaabbbccQ⇒aaabbbccc
……
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。
【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:
AaBBd
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
⇒acabcbbdcA⇒acabcbbdcc
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。
【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：
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。
【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G[T]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
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，后跟假设干个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
三、填空题
1、确定有限自动机DFA是的一个特例。
2、假设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
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、基此题
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}
试构造相应确实定有限自动机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}
{y}
—
{x,y}
{x,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
b
0
2
1
1
—
2
2
2
2
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；
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
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〕={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
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
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。
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
a
b
c
d
e
#
S
aAbDe
d
A
BSD
BSD
BSD
e
B
Sac/ε
cD
Sac/ε
D
Se/ε
ε
ε
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
解答：
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}
升级会员 