计算机编译原理模拟试卷三套

1、计算机编译原理模拟试卷三套一、处于/* 和 */之间的串构成注解，注解中间没有*/，请根据词法分析基本方法，画出接受这种注解的DFA的状态转换图。二、根据自上而下的语法分析方法，构造下面文法的LL（1）分析表。D TLT int | realL id RR , id R | e三、根据自下而上的语法分析方法，为下面文法构造规范LR(1)分析表，画出状态转换图就可以了。然后说明它是否有动作冲突。S V = E | EV * E | idE V（2）合并同心项目集（I4和I11，I5和I12，I7和I13，I8和I10）后没有动作冲突。四、何谓语法制导的定义？为下面文法写一个语法制导的定义，它完成一个句子的while-do最大嵌套层次的计算并输出这个计算结果。S EE while E do E | id := E | E + E | id | (E)五、请根据数据流分析方法，对下面的程序片段作出其程序流图并计算： （1）各基本块的到达_定值集INB；（2）各基本块中各变量引用点的ud链； I := 1 J := 0 L1: J := J + I read I if I 100 goto L

2、2 write J halt L2 : I := I * Igoto L1（2）求各基本块中各变量引用点的ud链： 假设在程序中某点u引用了变量a，则把能到达u的a的所有定值点，称为a在引用点u的引用-定值链（简称ud链）。可以利用到达-定值信息来计算各个变量在任何引用点的ud链。 由图9.6(1)的程序流图可知，I的引用点是d3、d5和d6，J的引用点是d3和d8。 B2中I和J的引用点d3前面没有对I和J的定值点，其ud链在INB2= d1, d2, d3, d6 中，所以I在引用点d3的ud链是 d1, d6 ；J在引用点d3的ud链是 d2, d3 。 在B2中I的引用点d5前面有I的定值点d4，且在d4定值后到达d5，所以I在引用点d5的ud链是 d4 。 B3中I的引用点d6前面没有I的定值点，其ud链是INB3中I的所有定值点，所以是 d4 。 B4中J的引用点d8前面没有对J的定值点，其ud链是INB4中J的所有定值点。已知INB4 = d3, d4 ，所以，J的引用点d8的ud链是 d3 。模拟试卷B一、叙述下面的正规式描述的语言，并画出接受该语言的最简DFA的状态转

3、换图。( 1 | 01 )* 0*二、（1）通过构造识别活前缀的DFA和构造分析表，来证明文法E E + id | id是SLR(1)文法。（2）下面左右两个文法都和（1）的文法等价E E + M id | idE M E + id | idM eM e请指出其中有几个文法不是LR(1)文法，并给出它们不是LR(1)文法的理由。（1） 先给出接受该文法活前缀的DFA如下：再构造SLR分析表如下：表中没有多重定义的条目，因此该文法是SLR(1)的。（2）只有文法E M E + id | idM e不是LR(1)文法。因为对于句子id+id+id来说，分析器在面临第一个id时需要做的空归约次数和句子中+id的个数一样多，而此时句子中+id的个数是未知的。三、为下面的算术表达式文法写一个语法制导的翻译方案，它将每个子表达式E的符号（即值大于零还是小于零）记录在属性E.sign中（属性值分别用POS或NEG表示）。你可以假定所有的整数都不为零，这样就不用担心零的符号。E E *E | +E | -E | unsigned_integerE E1 *E2if E1.sign= E2.sign t

4、hen E.sign := POS else E.sign := NEG E +E1 E.sign := E1.sign E -E1 if E1.sign= POS then E.sign := NEG else E.sign := POSE unsigned_integer E.sign := POS四、一个C语言程序如下：func(i1,i2,i3)long i1,i2,i3;long j1,j2,j3; printf(Addresses of i1,i2,i3 = %o,%o,%on,&i1,&i2,&i3);printf(Addresses of j1,j2,j3 = %o,%o,%on,&j1,&j2,&j3);main()long i1,i2,i3;func(i1,i2,i3);该程序在某种机器的Linux上的运行结果如下：Addresses of i1,i2,i3 = 27777775460,27777775464,27777775470Addresses of j1,j2,j3 = 27777775444,27777775440,27777775434从上面的结果可以看

5、出，func 函数的3个形式参数的地址依次升高，而3个局部变量的地址依次降低。试说明为什么会有这个区别。由于实参表达式是反序进入活动记录，而局部变量是顺序在活动记录中分配。五、考虑下面的三地址语句序列：b := 1b := 2if w = x goto L2e := bgoto L2L1:goto L3L2:c := 3b := 4c := 6L3:if y = z goto L4goto L5L4:g := g + 1h := 8goto L1L5:h := 9（1）在该代码中用水平的横线将代码分成基本块，并给每个基本块一个序号。（2）画出该代码的控制流图，每个基本块就用（1）的序号表示。（3）若有循环的话，列出构成每个循环的结点。（3）结点5、7和3构成一个循环，其中5是入口结点。模拟试卷C一、下面是用正规式表示的变量声明：( int | float ) id (, id )* ;请改用上下文无关文法表示，也就是写一个上下文无关文法，它和该正规式等价。二、下面的文法产生代表正二进制数的0和1的串集：B B 0 | B 1 | 1下面的翻译方案计算这种正二进制数的十进制值：B B1

6、0B.val := B1.val 2 | B1 1B.val := B1.val 2 +1| 1 B.val := 1 请消除该基础文法的左递归，再重写一个翻译方案，它仍然计算这种正二进制数的十进制值。消除左递归后的文法如下：B 1 BB 0 B | 1 B | e相应的翻译方案如下：B 1 B.i := 1 BB.val := B.valB 0 B1.i := B.i 2 B1 B.val := B1.val| 1 B1.i := B.i 2 +1 B1 B.val := B1.val| e B.val := B.i三、为下面文法写一个语法制导的定义，用S的综合属性val给出下面文法中S产生的二进制数的值。例如，输入101.101时，S. val := 5.625。（不得修改文法。）S L . R | LL L B | BR B R | BB 0 | 1S L . RS. val := L. val + R. val S LS. val := L. valL L1 BL. val := L1. val 2 + B. valL BL. val := B. valR B R1R. val

7、 := (R1. val + B. val)/2R BR. val := B. val/2B 0B. val := 0B 1B. val := 1四、对于下面C语言文件s.c f1(int x)long x;x = 1;f2(int x)long x;x = 1;某编译器编译时报错如下：s.c: In function f1:s.c:3: warning: declaration of x shadows a parameter请回答，对函数f2为什么没有类似的警告错误。对于函数f1，局部变量x声明的作用域是整个函数体，导致在函数体中不可能访问形式参数x。由于这是一个合法的C语言函数，因此编译器给出警告错误。对于函数f2，由于局部变量x的作用域只是函数体的一部分，不会出现上述问题，因而编译器不报错。五、考虑一个简单语言，其中所有的变量都是整型（不需要显式声明），并且仅包含赋值语句、读语句和写语句。下面的产生式定义了该语言的语法（其中lit表示整型常量；OP的产生式没有给出，因为它和下面讨论的问题无关）。ProgramStmtListStmtList Stmt StmtList | St

8、mtStmtid := Exp; | read (id ); | write ( Exp ); Expid | lit | Exp OP Exp我们把不影响write语句输出值的赋值（包括通过read语句来赋值）称为无用赋值，写一个语法指导定义，它确定一个程序中出现过赋予无用值的变量集合（不需要知道无用赋值的位置）和没有置初值的变量集合（不影响write语句输出值的未置初值变量不在考虑之中）。非终结符StmtList和Stmt用下面3个属性（你根据需要来定义其它文法符号的属性）：（1）uses_in：在本语句表或语句入口点的引用变量集合，它们的值影响在该程序点后的输出。（2）uses_out：在本语句表或语句出口点的引用变量集合，它们的值影响在该程序点后的输出。（3）useless：本语句表或语句中出现的无用赋值变量集合。Exp的属性uses表示它引用的变量集合。Program的useless和no_initial分别表示程序的无用赋值变量集合和未置初值变量集合。Program StmtList StmtList.uses_out:=; Program.useless := StmtList.useless; Program.no_initial := StmtList.us

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