编译原理西北工业大学第三版课后答案.doc

第一章 习题解答1. 解：源程序是指以某种程序设计语言所编写的程序。目标程序是指编译程序（或解释程序）将源程序处理加工而得的另一种语言（目标语言）的程序。翻译程序是将某种语言翻译成另一种语言的程序的统称。编译程序与解释程序均为翻译程序，但二者工作方法不同。解释程序的特点是并不先将高级语言程序全部翻译成机器代码，而是每读入一条高级语言程序语句，就用解释程序将其翻译成一段机器指令并执行之，然后再读入下一条语句继续进行解释、执行，如此反复。即边解释边执行，翻译所得的指令序列并不保存。编译程序的特点是先将高级语言程序翻译成机器语言程序，将其保存到指定的空间中，在用户需要时再执行之。即先翻译、后执行。 2. 解：一般说来，编译程序主要由词法分析程序、语法分析程序、语义分析程序、中间代码生成程序、代码优化程序、目标代码生成程序、信息表管理程序、错误检查处理程序组成。 3. 解：C语言的关键字有：auto break case char const continue default do double else enum extern float for goto if int long register return short signed sizeof static struct switch typedef union unsigned void volatile while。上述关键字在C语言中均为保留字。 4. 解：C语言中括号有三种：，（）。其中，用于语句括号；用于数组；（）用于函数（定义与调用）及表达式运算（改变运算顺序）。C语言中无END关键字。逗号在C语言中被视为分隔符和运算符，作为优先级最低的运算符，运算结果为逗号表达式最右侧子表达式的值（如：(a,b,c,d)的值为d）。 5. 略 第二章 习题解答1.（1）答：26*26=676（2）答：26*10=260（3）答：a,b,c,.,z,a0,a1,.,a9,aa,.,az,.,zz,a00,a01,.,zzz,共26+26*36+26*36*36=34658个2.构造产生下列语言的文法（1）anbn|n0解：对应文法为G(S) = (S,a,b, S| aSb ,S) （2）anbmcp|n,m,p0解：对应文法为G(S) = (S,X,Y,a,b,c,SaS|X,XbX|Y,YcY|,S)（3）an # bn|n0cn # dn|n0解：对应文法为G(S) = (S,X,Y,a,b,c,d,#, SX, SY,XaXb|#,YcYd|# ,S)（4）w#wr# | w?0,1*,wr是w的逆序排列解：G(S) = (S,W,R,0,1,#, SW#, W0W0|1W1|# ,S)（5）任何不是以0打头的所有奇整数所组成的集合解：G(S) = (S,A,B,I,J,-,0,1,2,3,4,5,6,7,8,9,SJ|IBJ,B0B|IB|e, IJ|2|4|6|8, J1|3|5|7|9,S)（6）所有偶数个0和偶数个1所组成的符号串集合解：对应文法为 S0A|1B|e，A0S|1C B0C|1S C1A|0B3.描述语言特点（1）S10S0SaAAbAAa解：本文法构成的语言集为：L(G)=(10)nabma0n|n, m0。（2）SSS S1A0A1A0A解：L(G)=1n10n11n20n2 1nm0nm |n1,n2,nm0；且n1,n2,nm不全为零该语言特点是：产生的句子中，0、1个数相同，并且若干相接的1后必然紧接数量相同连续的0。（3）S1ASB0A1AACBB0BCC1C0C解：本文法构成的语言集为：L(G)=1p1n0n|p1,n01n0n0q|q1,n0，特点是具有1p1n0n 或1n0n0q形式，进一步，可知其具有形式1n0mn,m0,且n+m0。（4）SbAdcAAGSGAa解：可知，S=baSndc n0该语言特点是：产生的句子中，是以ba开头dc结尾的串,且ba、dc个数相同。（5）SaSSSa解：L(G)=a(2n-1)|n1可知：奇数个a4.解：此文法产生的语言是：以终结符a1 、a2 an 为运算对象，以、为运算符，以、为分隔符的布尔表达式串5. 5.1解：由于此文法包含以下规则：AAe，所以此文法是0型文法。5.2证明：略6.解：（1）最左推导：TT：TL：TL：T L：L：T L：L：T L：L：；T L：L：；T L：L：begin；T L：L：begin d；T L：L：begin d；d；T L：L：begin d；d；T L：L：begin d；d；s；复合尾部.T L：L：begin d；d；s； endT L：L：begin d；d；s；s end最右推导：TT：T：T：T：；T：；T：；endT：；s；endT：；s；s；endT：；说明；s；s；endT：；d；s；s；endT：begin 说明；d；s；s；endT：begin d；d；s；s；endT： L：begin d；d；s；s；endTL：L：begin d；d；s；s；end（2）句子L：L：begin d；d；s；s end的相应语法树是：7.解：aacb是文法GS中的句子，相应语法树是：最右推导：S=aAcB=aAcb=aacb最左推导：S=aAcB=aacB=aacb（2）aabacbadcd不是文法GS中的句子因为文法中的句子不可能以非终结符d结尾（3）aacbccb不是文法GS中的句子可知，aacbccb仅是文法GS的一个句型的一部分，而不是一个句子。（4）aacabcbcccaacdca不是文法GS中的句子因为终结符d后必然要跟终结符a，所以不可能出现dc这样的句子。（5）aacabcbcccaacbca不是文法GS中的句子由（1）可知：aacb可归约为S，由文法的产生式规则可知，终结符c后不可能跟非终结符S，所以不可能出现caacb这样的句子。8.证明：用归纳法于n，n=1时，结论显然成立。设n=k时，对于12.kT*b,存在i：i=1,2,.,k，iT*bi成立，现在设12. kk+1T*b，因文法是前后文无关的，所以12. k可推导出b的一个前缀b，k+1可推导出b的一个后缀=b(不妨称为b k+1)。由归纳假设，对于b，存在i ：i=1,2,.,k，b=12.k,使得iT*bi成立，另外,我们有k+1T*b(=b k+1）。即n=k+1时亦成立。证毕。9.证明：(1)用反证法。假设首符号为终结符时，的首符号为非终结符。即设：=a；=A且 =*。由题意可知：=aT T A=，由于文法是CFG，终结符a不可能被替换空串或非终结符，因此假设有误。得证；（2）同（1），假设：的首符号为非终结符时，首符号为终结符。即设：=a；=A且=aT T A=，与（1）同理，得证。10.证明：因为存在句子：abc，它对应有两个语法树（或最右推导）：STABTAbcTabcSTDCTDcTabc所以，本文法具有二义性。11.解：(1) STABTAaSbTAacbTbAacbTbbAacbTbbaacb上面推导中，下划线部分为当前句型的句柄。对应的语法树为：全部的短语：第一个a (a1)是句子bbaacb相对于非终结符A (A1) (产生式A?a）的短语（直接短语）；b1a1是句子bbaacb相对于非终结符A2的短语；b2b1a1是句子bbaacb相对于非终结符A3的短语；c是句子bbaacb相对于非终结符S1（产生式S?c）的短语（直接短语）；a2cb3是句子bbaacb相对于非终结符B的短语；b2b1a1a2cb3是句子bbaacb相对于非终结符S2的短语；注：符号的下标是为了描述方便加上去的。（2）句子（b）a（a）（b）的最右推导：ST（AS）T（A（b）T（SaA）（b）T（Sa（a）（b）T（b）a（a）（b）相应的语法树是：（3）解：iii*i+对应的语法树略。最右推导：E TT=F=FPT FET FET+T FEF+T FEP+T FEi+TFTi+T FTF*i+TFTP*i+T FTi*i+TFFi*i+T FPi*i+TFii*i+T Pii*i+Tiii*i+12.证明：充分性：当前文法下的每一符号串仅有一个句柄和一个句柄产生式T对当前符号串有唯一的最左归约T对每一步推导都有唯一的最右推导T有唯一的语法树。必要性：有唯一的语法树T对每一步推导都有唯一的最右推导T对当前符号串有唯一的最左归约T当前文法下的每一符号串仅有一个句柄和一个句柄产生式13.化简下列各个文法（1）解：SbCACdAcSA| cCCCcS | c（2）解：SaAB | fA | gAe | dDADeABf（3）解：Sac14.消除下列文法中的产生式（1）解：SaAS | aS | bAcS（2）解：SaAA | aA | aAbAc| bc | dAe| de15.消除下列文法中的无用产生式和单产生式（1）消除后的产生式如下：SaB | BCBDB | bCbDb | DB（2）消除后的产生式如下：SSA | SB |（）|（S）| |SA() |（S）|SB |S（3）消除后的产生式如下：EE+T | T*F | (E) | PF | iTT*F | (E) | PF | i FPF | (E) | i P(E) | i第三章 习题解答1从略23 假设W:表示载狐狸过河，G:表示载山羊过河，C:表示载白菜过河用到的状态1：狐狸和山羊在左岸2：狐狸和白菜载左岸3:羊和白菜在左岸 4:狐狸和山羊在右岸5:狐狸和白菜在右岸 6:山羊和白菜在右岸F:全在右岸4 证明：只须证明文法G:AB 或A （A,BVN, VT+）等价于G1:AaB 或Aa (aVT+) G1的产生式中 AaB, 则B也有BbC ,CcD . 所以有 A abcB,a,b,cVT,BVN所以与G等价。2）G的产生式AB，VT+，因为是字符串，所以肯定存在着一个终结符a， 使AaB可见两者等价，所以由此文法产生的语言是正规语言。5 6 根据文法知其产生的语言是L=ambnci| m,n,i1可以构造如下的文法VN=S,A,B,C, VT=a,b,cP= S aA, AaA, AbB, BbB, BcC, CcC, Cc其状态转换图如下:7 (1) 其对应的右线性文法是:A 0D, B0A,B1C,C1|1F,C1|0A,F0|0E|1A,D0B|1C,E1C|0B(2) 最短输入串011(3) 任意接受的四个串011,0110,0011,000011(4) 任意以1打头的串.8 从略。9（2）相应的3型文法(i) S aASbS AaA AbB Ba|aB Bb|bB(ii) SaA|a SbB BaB | bB AaB Ab|bA(iii) SaA SbB AbA AaC BaB BbC Ca|aC Cb|bC(iv) SbS SaA AaC AbB BaB BbC Ca|aC Cb|bC（3）用自然语言描述输入串的特征(i) 以任意个(包括0)b开头，中间有任意个（大于1）a，跟一个b,还可以有一个由a,b组成的任意字符串(ii) 以a打头，后跟任意个（包括0）b(iii)以a打头，中间有任意个（包括0）b,再跟a,最后由一个a,b所组成的任意串结尾或者以b打头，中间有任意个（包括0）a,再跟b,最后由一个a,b所组成的任意串结尾(iv)以任意个（包括0）b开头,中间跟aa最后由一个a,b所组成的任意串结尾或者以任意个（包括0）b开头，中间跟ab后再接任意（包括0）a再接b，最后由一个a,b所组成的任意串结尾10 （1）G1的状态转换图：G2的状态转换图：(2) G1等价的左线性文法：SBb,SDd,DC,BDb,CBc,BAb,B,AaG2等价的右线性文法：SdD,SaB,DC,BabC,BbB,BbA,B,CcA,Aa（3）对G1文法,abb的推导序列是：S=aA=abB=abb对G1文法，abb的推导序列是：S=Bb=Abb=abb对G2文法，aabca的推导序列是：S=Aa=Cca=Babca=aabca对G2文法，aabca的推导序列是：S=aB=aabC=aabcA=aabca（4）对串acbd来说，G1,G1文法都不能产生。11将右线性文法化为左线性文法的算法：o （1）对于G中每一个形如AaB的产生式且A是开始符，将其变为Ba,否则若A不是开始符，BAa; o （2）对于G中每一个形如Aa的产生式,将其变为SAa 12 (1)状态矩阵是：记S=q0 B=q1 A B=q2 S A=q3 ,最小化和确定化后如图（2）记 S=q0, A=q1,B S=q2 最小化和确定化后的状态转换图如下13 （1）将具有动作的NFA确定化后，其状态转换图如图：记 S0,S1,S3=q0 S1=q1 S2 S3=q2 S3=q3 (2) 记S=q0 Z=q1 U R=q2 S X=q3 Y U R=q4 X S U=q5 Y U R Z=q6 Z S=q714（1）从略(2)化简后S0和S1作为一个状态，S5和S6作为一个状态。状态转换图如图15从略。16从略。 (1) r*表示的正规式集是,r,rr,rrr, (|r)*表示的正规式集是, ,r,rr,rrr,=,r,rr,rrr,|rr*表示的正规式集是,r,rr,rrr,(r*)*=r*=,r,rr,rrr,所以四者是等价的。(2)（rs）*r表示的正规式集是,rs,rsrs,rsrsrs,r =r,rsr,rsrsr,rsrsrsr,r(sr)* 表示的正规式集是r,sr,srsr,srsrsr, = r,rsr,rsrsr,rsrsrsr,所以两者等价。18 写成方程组S=aT+aS(1)B=cB+c(2)T=bT+bB(3)所以B=c*cT=b*bc*cS=a*ab*bc*c G1: S=aA+B(1) B=cC+b(2)A=abS+bB (3)C=D(4)D=bB+d(5)把（4）（5）代入（2），得Bc(bB+d)+b=cbB+cd+b 得B=(cb)*(cd|b),代入（3）得A=abS+b(cb)*(cd|b)把它打入（1）得S=a(abS+b(cb)*(cd|b)+ (cb)*(cd|b)=aabS+ab(cb)*(cd|b) + (cb)*(cd|b)=(aab)*( ab(cb)*(cd|b)| (cb)*(cd|b)G2:S=Aa+B (1)A=Cc+Bb (2)B=Bb+a(3)C=D+Bab(4)D=d(5)可得 D=dB=ab*C=ab*ab|bA=(ab*ab|b)c + ab*bS=(ab*ab|b)ca+ab*ba +ab*=(ab*ab|b)ca| ab*ba| ab*20 识别此语言的正规式是S=LABELd(d|,d)*; 从略。 21 从略。22 构造NFA其余从略。 23 下面举一个能够识别1,2,3,10,20,100的例子，读者可以推而广之。%#include #include #include #define ON1#define TW 2#define THRE 3#define TE 10#define TWENT 20#define HUNDRE 100#define WHITE9999%upperA-Z%ONEreturn ON;TWOreturn TW;THREEreturn THRE;TENreturn TE;TWENTYreturn TWENT;HUNDREDreturn HUNDRE; +|treturn WHITE;nreturn0;%main(int argc,char *argv)int c,i=0;char tmp30;if (argc=2)if (yyin=fopen(argv1,r)=NULL)printf(cant open %sn,argv1);exit(0);while (c=yylex()!=0)switch(c)case ON:c=yylex();if (c=0) goto i+=1;label;c=yylex();if (c=HUNDRE)i+=100;else i+=1;break;case TW:c=yylex();c=yylex();if (c=HUNDRE)i+=200;else i+=2;break;case TWENT: i+=20;break;case TE:i+=10;break;default:break;/*while*/label: printf(%dn,i);return;24 （1）Dn表示的正规集是长度为2n任意a和b组成的字符串。 此正规式的长度是2n 用来识别Dn的DFA至多需要2n1个状态。 25 从略。26（1）由括住的,中间由任意个非组成的字符串, 如,a,defg等等。（2）匹配一行仅由一个大写字母和一个数字组成的串，如A1,F8,Z2等。（3）识别rn和除数字字符外的任何字符。 由和括住的，中间由两个或者非和n组成的任意次的字符串。如, a,bb,def，等等 27OXx0-9*a-fA-F*|0-9+|(a-zA-Z|Xx0-70-7a-fA-F|0010-70-7|a-z)28a-zA-Z_+0-9*a-zA-Z_*29 参考程序如下：%#include #include #include #define UPPER2#define WHITE3%upperA-Z%upper+returnUPPER;t| +returnWHITE;%main(int argc,char *argv)int c,i;if (argc=2)if (yyin=fopen(argv1,r)=NULL)printf(cant open %sn,argv1);exit(0); while (c=yylex()!=EOF)if (c=2)for (i=0;yytexti;i+)printf(%c,tolower(yytexti);yytext0=000;if (c=3)printf( );else printf(%s,yytext);return;yywrap()return ;30 从略。 第四章 习题解答第四章习题参考答案 1.解： (1)S(S)Z21|()Z21|SZ31|Z31A(S)Z22|()Z22|SZ32|Z32B(S)Z23|()Z23|SZ33|Z33Z11|AZ11|BZ21Z12AZ12|BZ22Z13AZ13|BZ23Z21Z11Z22|Z12Z23Z13Z31Z21Z32Z22Z33|Z23(2)SbZ11|aZ21AbZ12|aZ22Z11| AZ21Z12AZ22Z21SZ21Z22|SZ22(3)S(T)Z11 | aZ11 | Z11S(T)Z12 | aZ12 | Z12Z11| Z21Z12Z22Z21,SZ21Z22|,SZ22 2.解： SAbB1,1.1(表示第1步，用产生式1.1推导,以下同)CAbbB2,2.1edAbbB3,4.1edCAbbB4,2.1ededAbbbB5,4.1edaAbbbB5，4.2 (不符合，改写第5步，用4.2)edBfbbB4,2.2edCSdfbbB5,3.1ededSdfbbB6,4.1edaSdfbbB6,4.2eddfbbB5,3.2eddfbbCSd6,3.1eddfbbedSd7,4.1eddfbbaSd7,4.2eddfbbd6,3.2 3.解：以下Save表示save token_pointer value, Restore表示restore token_pointer value。 (1)文法没有左递归。Function P:boolean;Begin Save;P:=true;If next_token=”begin” thenIf next_token=d thenIf next_token=; thenIf X thenIf next_token=”end” then return;Restore;P:=false;End;Function X:boolean;BeginSave;X:=true;If next_token=d thenIf next_token=; thenIf X then return;Restore;If next_token=s thenIf Y then return;Restore;X:=false;End;Function Y:boolean;BeginSave;Y=true;If next_token=; thenIf next_token=s thenIf Y then return;Restore;End;(2)消去文法左递归，并记为：Pbegin S endSA|CAV:=EC if E then SEVEE +VE|VIFunction P:boolean;BeginSave;P:=true;If next_token=”begin” thenIf S thenIf next_token=”end” then return;Restore;P:=false;End;Function A:boolean;BeignSave;A:=true;If V thenIf next_token=”:=” thenIf E then return;Restore;A:=flase;End;Function S:boolean;BeignSave;S:=true;If A then return;Restore;If C then return;Restore;S:=false;End;Function C:boolean;BeginSave;C:=true;If next_token=”if” thenIf E then If next_token=”then” thenIf S then return;Restore;C:=false;End;Function E:boolean;BeginSave;E:=true;If V thenIf Ep then return;Restore;E:=false;End;Function Ep:boolean;BeingSave;Ep:=true;If next_token=+ thenIf V thenIf E then return;Return;End; 4.解： 5.证：因为是左递归文法，所以必存在左递归的非终结符A，及形如A|的产生式,且T* Ad. 则first(Ad) first(),从而first() first()，即文法不满足LL（1）文法条件。得证。 6.证：LL（1）文法的分析句子过程的每一步，永远只有唯一的分析动作可进行。现在，假设LL(1)文法G是二义性文法，则存在句子，它有两个不同的语法树。即存在着句子有两个不同的最左推导。从而可知，用LL（1）方法进行句子的分析过程中的某步中，存在两种不同的产生式替换，且均能正确进行语法分析，即LL（1）分析动作存在不确定性。与LL（1）性质矛盾。所以，G不是LL(1)文法。 7.解： (1)D产生式两个候选式fD和f的first集交集不为空，所以不是LL(1)的。(2)此文法具有左递归性，据第5题结论，不是LL(1)的。 8.解： (1)消除左递归性,得：SbZ11|aZ21AbZ12|aZ22Z11bZ11|Z12bZ12Z21bZ11|aZ21Z22bZ12|aZ22|消除无用产生式得：SbZ11|aZ21Z11bZ11|Z21bZ11|aZ21此文法已满足LL(1)文法的三个条件，所以GS: SbZ11|aZ21Z11bZ11|Z21bZ11|aZ21(2) G文法的各非终结符的FIRST 集和FOLLOW集：产生式FIRST 集FOLLOW集SbZ11aZ21ba#Z11bZ11b#Z21bZ11aZ21ba#LL(1)分析表为：ab#SaZ21bZ11Z11bZ11Z21aZ21bZ11 9.解： (1)产生式first集follow集SSaBbBbb#,a,cASabacBAca,b#,a,c(2)将SSaB | bB改写为SbBS,S aBS|,可验证，新文法是LL(1)的。 10.解： 1）为方便书写，记：为A，为B，为C，为D，原文法可以简化为： AAB | B BBC | CCD | DD(A) | true | false,显然，文法含有左递归，消去后等价LL(1)文法为：ABA A BA| BCB,B CB|CD|DD(A)| true|false(2)略 证：若LL（1）文法G有形如BaAAb的产生式，且AT+及AT*ag,根据FIRST集FOLLOW集的构造算法可知，FIRST(A)中一切非加到FOLLOW(A)中，则aFOLLOW(A)；又因为aFIRST(ag),所以两集合相交非空，因此，G不是LL(1)文法；与前提矛盾，假设不成立，得证。 解： (1)SA(a)bS=A=(=)b不是简单优先文法。(2)SRT()a,S=R=T(=a,=是简单优先文法。(3) SR(a,)S=(=,=是简单优先文法。o 首先消去无用产生式ZE, ZE+T SZT#i()SZ=T#=(=化简后的文法是简单优先文法； 解： SA/ASA=aA和/之间同时有关系=和,所以不是简单优先文法； 提示：分析教材中给出的算法，选择一种合适的表示给定文法的方法（尽量简单），使得对文法的输入比较简单的同时(需要把输入转化为计算机语言表示，这种转化应该尽量简单)，能够比较简单地构造3个基本关系矩阵（=，LEAD和LAST）。 证明：设xjxj+1.xi是满足条件xj-1xi+1的最左子串。由=关系的定义，可知xjxj+1.xi必出现在某产生式的右部中。又因xj-1xj可知xj-1与xj不处于同一产生式，且xj是某右部的首符。同理，xi为某产生式的尾符号。即存在产生式 Uxjxj+1.xi设 ST* aUb其中，aT*. xj-1 ,bT* xi+1. 对于aUb可构造一语法树，并通过对其剪枝（归约），直到U出现在句柄中。从而xjxj+1.xi必为句柄。反之，若xjxj+1.xi是句柄，由简单优先关系的定义，必满足上述条件。 解：为描述方便，用符号表示各非终结符：D=,L=, V= ,T=，a=VAR,则消去V，并采用分层法改写文法，得到：DaW:T;WLLL,i|iTr|n|b|c 其全部简单优先关系是：DWTLa:;,ir|n|b|cDW=T=L=a=:=ir|n|b|c是简单优先文法。 证：设STna,我们对n用归纳法，证明a不含两个非终结符相邻情况。n=1时，STa,即Sa是文法的产生式，根据定义，它不含上述情况。设n=k时，上述结论成立，且设STkdAb，由归纳假设，A两侧必为终结符。我们再进行一步推导，得STkdAbTdub, 其中，Au是文法中的产生式，由定义，u中不含两个非终结符相邻情况，从而dub两个非终结符相邻情况。得证。 证：由于G不是算符文法，G中至少有一个产生式，其右部含有两个非终结符相邻的情况。不失一般性，设其形为UxABy,x,yV*,由于文法不含无用产生式，则必存在含有U的句型dUb，即存在推导ST*dUbTdxAByb.得证。 文法为：EEA | AAA*T | A/T | TTT+V | T-V | VVi | (E) 解： （1）构造算符优先矩阵：-*（）i#-*(=I#*ay,则a可归约为a =Ua*UA=b，b是G的一个句型，这与G是算符文法矛盾，所以，a中含有a的短语必含U。 （2）的证明与（1）类似，略。 证：（1）对于a=aU是句型，必有ST*a(=aU) T+ab.即在归约过程中,b先于a被归约,从而,ab.对于(2)的情况类似可以证明。 证明略. 证明略. 证明略。 证：(1) 用反证法。设没有短语包含b但是不包含a，则a,b一定同时位于某个短语中，从而必使得a,b同时位于同一产生式的右部，所以a=b，与G是算符优先文法（=与不能并存）矛盾。 （2）、（3）类似可证。 证：只要证u中不含有除自身以外的素短语。设有这样的素短语存在，即存在bxby是素短语，其中1x或者yn之一成立。因素短语是短语，根据短语定义，则必有：1xTbx-1bx或yby+1，与bx-1=bx及 by=by+1矛盾，得证。 提示：根据27题的结论，只要证u是句型的短语，根据=关系的定义容易知道u是句型的素短语。 证：与28题的不同点只是a0,an+1可以是#,不影响结论。 证：设不能含有素短语，则只能是含有短语（不能含有终结符号），则该短语只能含有一个非终结符号，否则不符合算符文法定义，得证。 解： （1）算符优先矩阵：+*（）i#+*(=I#=a#（2）用Bell方法求优先函数的过程如下：a#f5751g5561（3）显然，文法不是算符优先文法, 所以不能线性化。 略。 解： （1）识别全部活前缀的DFA如下：（以表格的形式来表示，很容易可以转化为图的形式，本章中其余的题目也是采用这种形式表示。）状态项目集经过的符号到达的状态I0S SSaSbSaScSabSaI1I2I1S SI2SaSbSaScSabSaSbSaScSabSabI3I2I4I3SaSbSaScbcI5I6I4SabI5SaSbI6SaSc（2）识别全部活前缀的DFA如下：状态项目集经过的符号到达的状态I0S SScASccBScI1II1S SI2ScASccBAcAAaAcaI3I4I5I3ScAI4SccBAcABccBBbAcAAaBAcbaI6I5I7I8I5I5AaI6SccBI7BccBAcAAcAAaCAaI9I10I5