编译原理教程课后习题答案——第四章

编译原理教程课后习题——第四章编译原理教程课后习题答案——第四章编译原理教程课后习题答案——第四章资料仅供参考文件编号：2022年4月编译原理教程课后习题答案——第四章版本号：A修改号：1页次：1.0审核：批准:发布日期：第四章语义分析和中间代码生成完成下列选择题：(1)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(2)间接三元式表示法的优点为。a.采用间接码表，便于优化处理b.节省存储空间，不便于表的修改c.便于优化处理，节省存储空间d.节省存储空间，不便于优化处理(3)表达式(┐A∨B)∧(C∨D)的逆波兰表示为。a.┐AB∨∧CD∨b.A┐B∨CD∨∧c.AB∨┐CD∨∧d.A┐B∨∧CD∨(4)有一语法制导翻译如下所示：S→bAb{print″1″}A→(B{print″2″}A→a{print″3″}B→Aa){print″4″}若输入序列为b(((aa)a)a)b，且采用自下而上的分析方法，则输出序列为。a.b.c.d.【解答】(1)b(2)a(3)b(4)b何谓“语法制导翻译”试给出用语法制导翻译生成中间代码的要点，并用一简例予以说明。【解答】语法制导翻译(SDTS)直观上说就是为每个产生式配上一个翻译子程序(称语义动作或语义子程序)，并且在语法分析的同时执行这些子程序。也即在语法分析过程中，当一个产生式获得匹配(对于自上而下分析)或用于归约(对于自下而上分析)时，此产生式相应的语义子程序进入工作，完成既定的翻译任务。用语法制导翻译(SDTS)生成中间代码的要点如下：(1)按语法成分的实际处理顺序生成，即按语义要求生成中间代码。(2)注意地址返填问题。(3)不要遗漏必要的处理，如无条件跳转等。例如下面的程序段：if(i>0)a=i+e-b*d;elsea=0;在生成中间代码时，条件“i>0”为假的转移地址无法确定，而要等到处理“else”时方可确定，这时就存在一个地址返填问题。此外，按语义要求，当处理完(i>0)后的语句(即“i>0”为真时执行的语句)时，则应转出当前的if语句，也即此时应加入一条无条件跳转指令，并且这个转移地址也需要待处理完else之后的语句后方可获得，就是说同样存在着地址返填问题。对于赋值语句a=i+e-b*d，其处理顺序(也即生成中间代码顺序)是先生成i+e的代码，再生成b*d的中间代码，最后才产生“-”运算的中间代码，这种顺序不能颠倒。令为文法G[S]生成的二进制数的值，例如对输入串，则=。按照语法制导翻译方法的思想，给出计算的相应的语义规则，G(S)如下：G[S]:S→|LL→LB|BB→0|1【解答】计算的文法G′[S]及语义动作如下：产生式语义动作G′[S]：S′→S{print}S→L1·L2{:=+2L}S→L{:=}L→L1B{:=*2+:=+1}L→B{:=:=2}B→1{:=1}B→0{:=0}下面的文法生成变量的类型说明：D→idLL→,idL|:TT→integer|real试构造一个翻译，仅使用综合属性，把每个标识符的类型填入符号表中(对所用到的过程，仅说明功能即可，不必具体写出)。【解答】此题只需要对说明语句进行语义分析而不需要产生代码，但要求把每个标识符的类型填入符号表中。对D、L、T，为其设置综合属性type，而过程enter(name,type)用来把名字name填入到符号表中，并且给出此名字的类型type。翻译方案如下：D→idL{enter,;}L→,idL(1){enter,L(1).type);=L(1).type;}L→:T{=;}T→integer{=integer;}T→real{=real;}写出翻译过程调用语句的语义子程序。在所生成的四元式序列中，要求在转子指令之前的参数四元式par按反序出现(与实现参数的顺序相反)。此时，在翻译过程调用语句时，是否需要语义变量(队列)queue【解答】为使过程调用语句的语义子程序产生的参数四元式par按反序方式出现，过程调用语句的文法为S→calli(arglist)arglist→Earglist→arglist(1),E按照该文法，语法制导翻译程序不需要语义变量队列queue，但需要一个语义变量栈STACK，用来实现按反序记录每个实在参数的地址。翻译过程调用语句的产生式及语义子程序如下：(1)arglist→E{建立一个栈，它仅包含一项}(2)arglist→arglist(1)，E{将压入arglist(1).STACK栈，arglist.STACK=arglist(1).STACK}(3)S→calli(arglist){while≠nulldobegin将栈顶项弹出并送入p单元之中；emit(par,_,_,p);end;emit(call,_,_,entry(i));}设某语言的while语句的语法形式为S→whileEdoS(1)其语义解释如图4-1所示。(1)写出适合语法制导翻译的产生式；(2)写出每个产生式对应的语义动作。图4-1习题的语句结构图【解答】本题的语义解释图已经给出了翻译后的中间代码结构。在语法制导翻译过程中，当扫描到while时，应记住E的代码地址；当扫描到do时，应对E的“真出口”进行回填，使之转到S(1)代码的入口处；当扫描到S(1)时，除了应将E的入口地址传给S(1).chain之外，还要形成一个转向E入口处的无条件转移的四元式，并且将继续传下去。因此，应把S→whileEdoS(1)改写为如下的三个产生式：W→whileA→WEdoS→AS(1)每个产生式对应的语义子程序如下：W→while{=nxq;}A→WEdo{Backpatch,nxq);=;=;}S→AS(1){Backpatch(S(1).chain,;emit(j,_,_,;=;}改写布尔表达式的语义子程序，使得i(1)ropi(2)不按通常方式翻译为下面的相继两个四元式：(jrop,i(1),i(2),0)(j,__,__,0)而是翻译成如下的一个四元式：(jnrop,i(1),i(2),0)使得当i(1)ropi(2)为假时发生转移，而为真时并不发生转移(即顺序执行下一个四元式)，从而产生效率较高的四元式代码。【解答】按要求改造描述布尔表达式的语义子程序如下：(1)E→i{=null;=nxq;emit(jez,entry(i),__,0);}(2)E→i(1)ropi(2){=null;=nxq;emit(jnrop,entry(i(1)),entry(i(2));)/*nrop表示关系运算符与rop相反*/(3)E→(E(1)){=E(1).tc;=E(1).fc;}(4)E→┐E(1){=nxq;emit(j,__,__,0);Backpatch(E(1).fc,nxq);}(5)EA→E(1)∧{=E(1).fc;}(6)E→EAE(2){=E(2).tc;=merg,E(2).fc);}(7)E0→E(1)∨{=nxq;emit(j,__,__,0);Backpatch(E(1).fc,nxq);}(8)E→E0E(2){=E(2).fc;Backpatch,nxq);}按照三种基本控制结构文法将下面的语句翻译成四元式序列：while(A