南邮《编译原理》习题解答

1、编译原理习题解答：第一次作业：p14 2、何谓源程序、目标程序、翻译程序、汇编程序、编译程序和解释程序？它们之间 可能有何种关系？答：被翻译的程序称为源程序；翻译出来的程序称为目标程序或目标代码；将汇编语言和高级语言编写的程序翻译成等价的机器语言，实现此功能的程序称为翻 译程序；把汇编语言写的源程序翻译成机器语言的目标程序称为汇编程序；解释程序不是直接将高级语言的源程序翻译成目标程序后再执行，而是一个个语句读 入源程序，即边解释边执行；编译程序是将高级语言写的源程序翻译成目标语言的程序。关系：汇编程序、解释程序和编译程序都是翻译程序，具体见 p4 图 1.3。p14 3、编译程序是由哪些部分组

2、成？试述各部分的功能？答：编译程序主要由 8 个部分组成：（1）词法分析程序；（2）语法分析程序；（3）语义分 析程序；（ 4）中间代码生成；（ 5）代码优化程序；（6）目标代码生成程序；（ 7）错误检查 和处理程序；（8）信息表管理程序。具体功能见 p7-9。p14 4、语法分析和语义分析有什么不同？试举例说明。答：语法分析是将单词流分析如何组成句子而句子又如何组成程序，看句子乃至程序是否 符合语法规则，例如：对变量 x：= y 符合语法规则就通过。语义分析是对语句意义进行检 查，如赋值语句中 x 与 y 类型要一致，否则语法分析正确，语义分析则错误。补充：为什么要对单词进行内部编码？其原则

3、是什么？对标识符是如何进行内部编码的？ 答：内部编码从“源字符串”中识别单词并确定单词的类型和值；原则：长度统一，即刻 画了单词本身，也刻画了它所具有的属性，以供其它部分分析使用。对于标识符编码，先 判断出该单词是标识符，然后在类别编码中写入相关信息，以表示为标识符，再根据具体 标识符的含义编码该单词的值。* +*+第二次作业：p38 1、设 t 11，010，t 0，01，1001，计算：t t ，t ，t 。1 2 2 1 1 2t t 011，0010，0111，01010，100111，10010102 1t1 ，11，010，1111，11010，01011，010010t 0，01

4、，1001，00，001，01001，010，01012p38-39 8、设有文法 gs：saaba bca | bb idt |试问下列符号串（1）aidtcbcab （2）aidtccb（4）abidt 是否为该文法的句型或句子。（1）saababcabaidtcabaidtcbcab 句型但不是句子；（2）saababcabaidtcabaidtcbcabaidtccabaidtccbbaidtccb；是句型也是句子；（4）该文法的句子或句型的最后一个字符串一定是字符“b”；n2nnnnc第三次作业：p39 11、试分别描述下列文法所产生的语言（文法开始符号为 s）： （1） s0s |

5、 01（2） saas | bc（1） l(g)0 1| n1； 解题思路：将文法转换为正规表达式 （2） l(g)a bc | n0。p39 12、试分别构造产生下列语言的文法：（1） ab a | n=0，1，2，3（3） aba| n1（5） abmp| n，m，p0（1）gv ，v ，p，s，v s，a ，v a，b，n t n tp：saaaaba |（3）gv ，v ，p，s，v s，a ，v a，b，n t n tp：sabaaaa | a（5）gv ，v ，p，s，v s，a ，b，c，v a，b，c，n t n tp：sabca aa |b bb |c cc |gv ，v ，

6、p，s，v s，v a，b，c，n t n tp：sas | bs | cs |p39 15. 设文法 g 规则为：s：=abb：=a|sba：=aa|bb对下列句型给出推导语法树，并求出其句型短语，简单短语和句柄。 （2）baabaab (3)bbabb解（2）sa ba a s bb b a ba b b aa句型 baabaab 的短语 a, ba, baa, baab, baabaab，简单短语 a，句柄 as（3）a bb bs ba b短语 bb, ab, abb，bbabb 简单短语 bb, ab，句柄 bb第四次作业p41 24. 下面文法那些是短语结构文法，上下文有关文法，上

7、下文无关文法，及正规文法？ 1.s:=ab b:= cb b:=b c:=c2. s:=ab b:=bc c:=c c:=2. s:=aab aa:=ab aa:=aaa b:=b a:=a3. s:=acd ac:=b ac:=aaa b:=b4. s:=ab a:=a b:=bc b:=b c:=c2. s:=ab a:=a b:=bc c:=c c:=3. s:=aa s:= a:=aa a:=ab a:=a b:=b4. s:=aa s:= a:=bab a:=a短语结构文法（0） 4上下文有关文法（1） 3上下文无关文法（2） 5 6 8 或者 2 5 6 78正规文法（3） 1 2

8、 7或者 1p42 29. 用扩充的 bnf 表示以下文法规则：1 z:=ab|ac|a2 a:=bc|bcd|axz|axy3 s:=aabb|ab4 a:=aab|解:1 z:=a（b|c|）:=ab|c2 a:=bc（|d）|x（z|y）:= bcd|x（ z|y） 3a:=a(ab|)b) := aabb4a:=ab|:=ab第五次作业：p74 4. 画出下列文法的状态图：z：=beb：=afa： =e|ae 并使用该状态图检查下列句子是否该文法的合法句子：f, eeff, eefe。由状态图可知只有 eefe 是该文法的合法句子。p74 5. 设右线性文法 g=(s, a, b, a

9、, b, s, p)，其中 p 组成如下： s：=ba a：=bb a： =aa a： =b b： =a画出该文法的状态转换图。p74 6. 构造下述文法 gz的自动机，该自动机是确定的吗？它相应的语言是什么？z：=a0 a：=a0|z1|0解 1：将左线性文法转换为右线性文法，由于在规则中出现了识别符号出现在规则右 部的情形，因此不能直接使用书上的左右线性文法对应规则，可以引入非终结符号 b，将 左线性文法变为 z： =a0 a：=a0|b1|0 b： =a0，具体为：a := z1 a := b1a := a01z := a0 b := a0将所得的新左线性文法转换成右线性文法：此时利用书

10、上规则，其对应的右线性文法为：a： =0a|0b|0 z：=0a b： =1a 解 2：先画出该文法状态转换图：nfa=（s，a，z，0，1，m，s，z）其中 m： m（s，0）=a m（s，1）= m（a，0）=a，z m（a，1）=m（z，0）=m（z，1）=a显然该文法的自动机是非确定的；它相应的语言为：0，1上所有满足以 00 开头以 0 结尾且每个 1 必有 0 直接跟在其后的字符串的集合；那么如何构造其相应的有穷自动机呢？先构造其转换系统：0 szz0a0s1根据其转换系统可得状态转换集、状态子集转换矩阵如下表所示：is, saa, z, zi0aa, z, z a, z, zi1

11、as0120 11 2 2 1则其相应的 dfa 为：0211000p74 8. 设 (nfa) m = ( a, b, a, b, m, a, b )，其中 m 定义如下：m (a, a) = a, b m (a, b) = b m (b, a) = m (b, b) = a, b请构造相应确定有穷自动机(dfa) m。解：构造一个如下的自动机(dfa) m， (dfa) m=k, a, b, m, s, zk 的元素是a b a, b由于 m（a, a）=a, b，故有 m（a, a）=a, b同样 m（a，b）=bm（b，a）= m（b，b）=a，b由于 m（a，b，a）= m（a，a）

12、u m（b，a）= a，bu = a，b 故 m（a，b，a）= a，b由于 m（a，b，b）= m（a，b）u m（b，b）=bu a，b = a，b 故 m（a，b，b）= a，bs=a，终态集 z=a，b，b重新定义：令 0=a 1=b 2=a, b，则 dfa 如下所示：可以进一步化简，把 m的状态分成终态组1，2和非终态组0由于1，2 =1，2 =2 1，2，不能再划分。至此，整个划分含有两组1，20 a b令状态 1 代表1，2，化简如图：第六次作业：p74 11（1）(0 | 11*0)*解：先构造该正规式的转换系统：0s(0 | 11*0)*zs110z024s1 z311*0

13、由上述转换系统可得状态转换集 k=s, 1, 2, 3, 4, z， 状态子集转换矩阵如下表所示：1is, 1, z1, z2, 3, 43, 4i01, z1, z1, z1, zi12, 3, 42, 3, 43, 43, 4k01230 11 212131 3001由状态子集转换矩阵可知， 状态 0 和 1 是等价的，而状态 2 和 3 是等价的，因此，合并等价11102状态之后只剩下 2 个状态，也即 是最少状态的 dfa。0130100p74 12. 将图 3.24 非确定有穷自动机 nfa 确定化和最少化。aa, b10111a图 3.24 nfa 状态转换图解：设(dfa)m =

14、 k, v , m, s, z，其中，k=0, 0, 1, 1，v =a, b，m：t t1 1m (1, a) =0 m (1, b) = m (0, 1, a) =0, 1 m (0, 1, b) =1 m (0, a) =0, 1 m (0, b) =1s=1，z=0, 0, 1令0, 1=2，则其相应的状态转换图为： 现在对该 dfa 进行化简，先把状态分为两组： 终态组 0, 2 和非终态组 1，易于发现 0, 20b1不可以继续划分，因此化简后的状态转换图如下：aaba2b0, 21ap74 18. 根据下面正规文法构造等价的正规表达式：s:=cc | a a :=ca | ab

15、b :=ab | c c :=as | aa | bb | cc | a 解：由式可得 b= ab + c b=a*c由式可得 a= ca + ab a= c*aa*c由式可得 s= cc + a由式可得 c= as + aa + bb + cc + a c= c*( as + aa + bb + a) ac= c*( as + ac*aa*c + ba*c + a) s= cc*( as + ac*aa*c + ba*c + a) + a = cc*as+ cc*( ac*aa*c + ba*c + a) + a = (cc*a)*( cc*( ac*aa*c + ba*c + a) + a

16、) = (cc*a)*( cc*( ac*aa*c | ba*c | a) | a) 另一种答案是 s= c(ac | c)*( ac*aa*c | ba*c | aa | a) | a第七次作业：p142 1. 试分别消除下列文法的直接左递归（采用两种方法重复法和改写法） （1）ge:e:=t | eat t:=f | tmf f:=(e) | ia:=+ | - m:=* | / 解：先采用“重复法”： 再采用“改写法”： e:=tat e:=te t:=fmf e:= ate | f:=(e) | i t:=fta:=+ | - t:=mft | m:=* | / f:=(e) | ia

17、:=+ | -m:=* | /p142 2. 试分别消除下列文法的间接左递归（2）gz:z:=az | b a:=z a | a 解：将式代入式可得，z:=zaz | az | b 消除左递归后得到： z:=(az | b)zz:=azz | a:=za | ap143 5. 对下面的文法 ge:e:=tee:=+e |t:=ftt:=t |f:=pff:=*f |p(e) |a |b |（1）计算这个文法的每个非终结符号的 first 和 follow； （2）证明这个文法是 ll（1）文法；（3）构造它的 ll（1）分析表并分析符号串 a*b+b;解:（1）构造 first 集：first

18、(e)=+, first(f)=*, first(e)=first(t)=first(f)=first(p) = (，a，b， first(t)= (，a，b, ，构造 follow 集：规则一follow(e) follow(e)=#规则二)follow(e) folloe(e)= )，#first(e)- first(t)- first(f)- 规则三follow(e)follow(e)follow(t)follow(t)follow(f)follow(f)最后结果为：follow(t) follow(t)=+follow(f) follow(f)= (，a，b，follow(p) fol

19、low(p)=*follow(e) follow(e)=# ，)follow(t) follow(t)=，）follow(t) follow(t)= ，）follow(f) follow(f)= (，)，a，b，follow(f) follow(f)= (，)，a，b，follow(p) follow(p)= (，)，a，b，,*first(e)=+, first(f)=*, first(e)=first(t)=first(f)=first(p) = (，a，b，first(t)= (，a，b, ，)folloe(e)= ), follow(e)=，)follow(t)=，）follow(t)

20、= ，）follow(f)= (，)，a，b，follow(f)= (，)，a，b，follow(p)= (，)，a，b，,*（2）证明该文法是 ll（1）文法：证明：对于规则 e:=+e | ，t:=t | ，f:=*f | （仅有一边能推出空串） 有 first(+e)=+first( )= ，first(t)=(, a, b, first( )= first(*f)=*first( )= ，first(+e)=+follow(e)= #, )= first(t)=(, a, b, follow(t)= +, #, )=first(*f)=*follow(f)= (，)，a，b，=所以该文

21、法是 ll（1）文法。（3）构造文法分析表eea b +eteetee+e* ( )eteeete#ettfttfttfttfttt tt tt t tt t tt ffpffpffpffpfff f f f*f f f f f pp ap bp (e)p 下面分析符号串 a*b+b 步骤 分析栈余留输入串所用的产生式1 #e a*b+b# ete2#eta*b+b# tft3 #etfa*b+b#fpf45678910111213141516#etfp#etfa # etf # etf* # etf# et# et# etf # etfp #etfb#etf#et#ea*b+b#a*b+b#

22、*b+b#*b+b#b+b#b+b#b+b#b+b#b+b#b+b#+b#+b#+b#p af*ff t ttftfpfp bf t e+e17 #e+ +b#18 #e b#17 #et b# 20 #etf b# 21 # etfp b# 22 # etfb b# 23 # etf #etet ftf pfp bf 24# et #t 25 #e #25 # #所以符号串 a*b+b 是该文法的句子；p144 6. 对下列文法，构造相应的 first 和 follow： （1）saada bcb b |c c |（2）abcc | gdbb | bcdec dab | cad | dde

23、gaf | ce成功解：（1）构造 first 集first(s)=afirst(b)=b， first(c)=c， first(a)=b，c， 构造 follow 集规则一follow(s) follow(s)=#规则二dfollow(a)first(c)- follow(b)规则三follow(a) follow(b)follow(a) follow(c) 最后结果为：first(s)=afirst(a)=b，c， first(b)=b， first(c)=c， follow(s)=#follow(a)=dfollow(b)=d，cfollow(c)=d（2）构造 first 集规则二fi

24、rst(a)=g,first(b)=b， ,first(c)= c,first(d)=d， , first(e)= g，c .规则三first(a)=g，b，c, first(c)=a，c，d, first(a)= a，b，c，d，g.构造 follow 集规则一follow(a)folloe(a)=dfollow(b)=cfollow(b)=d，cfollow(c)=dfollow(a)=#规则二ffollow(a) folloe(a)= f， cfollow(c) folloe(c)= c afollow(d) folloe(d)= afirst(cc)- first(b)- first(

25、de)- follow(b) follow(b)=c，d，afollow(d) follow(d)=b，afollow(c) follow(c)=d，g，cfirst(e)规则三follow(a)follow(a)follow(b)follow(c)follow(b)最后结果为：follow(d) follow(d)=b，c，a，gfollow(b) follow(b)=a，c，d，f，#follow(d) follow(d)=a，b，c， f，g，follow(e) follow(e)= a，c，d，f，#follow(b) follow(b)= a，c，d，g，f，#follow(e) f

26、ollow(e)= a，c，d，g，f，#first(a)= a，b，c，d，g,first(b)=b， ,first(c)=a，c，d,first(d)=d， ,first(e)= g，c ,folloe(a)= f，follow(b)= a，c，d，g，f，#,follow(c)=d，g，c,follow(d)=a，b，c， f，g，,follow(e)= a，c，d，g，f，#.p144 9. 设已给文法 gs:ssab | bba sab ac（1）将此文法改写为 ll（1）文法（4）构造 ll（1）分析表解：此题消除左递归之后，构造 ll（1）分析表存在“多重入口”问题，故采用以下方

27、法： （1）改写为 ll（1）文法：sbbaba sab ac（4）first(s)= b ,first(a)=b,first(b)=b,folloe(s)=a，,follow(a)= c,follow(b)=a，.a bc #sabsbbaba sab acp144 10. 证明下述文法不是简单优先文法：（1） sbebee+t | t（2） sbebef | f+t | t | iti | (e)证明：(1)画语法树： s b e b e + t可以得出 b=e 和 be,因此该文法不是简单优先文法。(2)因该文法中含e=it=i右部两个产生式相同，故该文法不是简单优先文法.p145 11

28、. 构造下述文法的优先关系矩阵，它们是简单优先文法吗？ sm | umietmem | auiets | ietmeueb解：2+b=s m u e i t e a b s m u e i t e a b s 0 0 0 0 0 0 0 0 0 s 0 1 1 0 0 0 0 0 0 m 0 0 0 0 0 0 1 0 0 m 0 0 0 0 1 0 0 1 0 u 0 0 0 0 0 0 0 0 0 u 0 0 0 0 1 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 1 0 0 0 b = e 0 0 0 0 0 0 0 0 1li 0 0 0 1 0 0 0 0 0 i 0 0 0 0 0 0

29、 0 0 0 t 1 1 0 0 0 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 1 1 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0s m u e i t e a b s m u e i t e a bs 0 0 0 0 0 0 0 0 0 s 0 1 1 010 010m 0 0 0 0 0 0 1 0 0 m 0 0 0 0 1 0 0 1 0bl=u 0 0 0 0 0 0 0 0 0 u

30、0 0 0 0 1 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 1 0 0 0 b + = e 0 0 0 0 0 0 0 0 1li 0 0 0 1 0 0 0 0 0 i 0 0 0 0 0 0 0 0 0t 1 1 0 0 0 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 1 1 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0b=b bls m u e i t e a b s m u e i t e

31、a bb=s 0 0 0 0 0 0 0 0 0 s 0 1 1 0 0 0 0 0 0 m 0 0 0 0 0 0 0 0 0 m 0 1 0 0 0 0 0 1 0 u 0 0 0 0 0 0 0 0 0 u 1 0 1 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b = e 0 0 0 0 0 0 0 0 1ri 0 0 0 0 0 0 0 0 1 i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 t 0 1 1 0 1 0 0 1 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 1 0 0 1 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0

32、 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0s m u e i t e a b s m u e i t e a b s 1 1 1 0 0 0 0 1 0 s 1 1 1 0 0 0 0 1 0 m 0 1 0 0 0 0 0 1 0 m 0 1 0 0 0 0 0 1 0br2=u 1 1 1 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0bru 1 1 1 0 0 0 0 1 0 3 = e 0 0 0 0 0 0 0 0 0i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 i 0 0 0 0

33、 0 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0+ t(r )b 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0 s m u e i t e a b s m u e i t e a bs 1 1 1 0 0 0 0 1 0 s 1 0 1 0 0 0 0 0 0 m 0 1 0 0 0 0 0 1 0 m 1 1 1 0 0 0 0 0 0br+=u 1 1

34、 1 0 0 0 0 1 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 1b(r )u 1 0 1 0 0 0 0 0 0 = e 0 0 0 0 0 0 0 0 0i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 0 0 a 1 1 1 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 0 b 0 0 0 1 0 0 0 0 0s m u e i t e a b s m

35、 u e i t e a b s 1 1 1 0 1 0 0 1 0 s 0 0 0 0 0 0 0 0 0bl*=m 0 1 0 0 1 0 0 1 0 m 0 0 0 0 0 0 1 0 0 u 0 0 1 0 1 0 0 0 0 b (r+)t b = u 0 0 0 0 0 0 0 0 0e 0 0 0 1 0 0 0 0 1 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0i 0 0 0 0 1 0 0 0 0 i 0 0 0 0 0 0 0 0 0t0 00 0 0 1 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0e 00 00 0 0 1 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0

36、0a 0 0 0 0 0 0 0 1 0 a 0 0 0 0 0 0 1 0 0b 0 0 0 0 0 0 0 0 1 b 0 0 0 0 0 1 0 0 0s m u e i t e a b s m u e i t e a b s 0 0 0 0 0 0 0 0 0 s 1 1 1 0 1 0 0 1 0 m 0 0 0 0 0 0 1 0 0 m 0 1 0 0 1 0 0 1 0b=b+ t bbl*u 0 0 0 0 0 0 0 0 0 u 0 0 1 0 1 0 0 0 0 = e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 1 0 0 0 0 1i 0 0 0 0 0 0

37、0 0 0 i 0 0 0 0 1 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0 0 0 0 t 1 1 0 0 0 1 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 1 1 0 0 0 1 0 0 a 0 0 0 0 0 0 1 0 0 a 0 0 0 0 0 0 0 1 0 b 0 0 0 0 0 1 0 0 0 b 0 0 0 0 0 0 0 0 1s m u e i t e a bs 0 0 0 0 0 0 0 0 0m 0 0 0 0 0 010 0=u 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 t

38、 0 0 0 0 0 0 0 0 0 e 0 0 0 0 0 0 0 0 0a 0 0 0 0 0 010 0b 0 0 0 0 010 0 0优先关系矩阵如下：sm ui ete a bsmu=i=e=t= =eab=其中含多重定义的表项，因而该文法不是简单优先文法。p145 12. 根据图 4.25 的语法树，确定全部优先关系：(a) e=+ +=t t=* *=f (=e e=)*( +f + * i* )+ t+ f+(b) =; begin= real=:= ;= :=ibegin beginreal reali; ; ;i; ; i; i:=p145 13. 利用表 4.6 文法

39、ge的优先关系矩阵，来分析符号串#b(aa)a)a)b#和#(aa)a)#。 (1)步骤符号栈关系输入串规则123456789101112131415161718#b#b(#b(#b(#b(a#b(m#b(ma#b(ma)#b(l#b(m#b(ma#b(ma)#b(l#b(m#b(ma#b(ma)#b(l=b(aa)a)a)b#(aa)a)a)b#(aa)a)a)b#(aa)a)a)b#aa)a)a)b#a)a)a)b#a)a)a)b# m=a)a)a)b#a)a)b#a)a)b# l=ma)a)a)b# m=(l)a)b#a)b#a)b# l=ma)a)b# m=(l)b#b#b# l=ma

40、)192021#bm#bmb#z=b# m=(l# z=bmb(2)步骤符号栈关系输入串规则12345678910111213#(#(#(a#(m#(ma#(ma)#(l#(m#(ma#(ma)#(l#m=(aa)a)#(aa)a)#aa)a)#a)a)#a)a)# m=a)a)#a)#a)# l=ma)a)# m=(l)# l=ma)# m=(lp146 17. 设已给文法 gs:ee+t | ttt*f | ffpf | pp(e) | i（1） 构造此文法的算符优先矩阵； 解：（1）e t f p ( i * + ) e 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 t 0 0 0 0 0 0

41、 0 0 0 0 f 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0b=p 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 ( 0 0 0 0 0 0 0 0 1 0i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0* 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0+ 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0) 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0bbl=e t f p ( i * + ) e 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0t 0 0 0 0 0 0 1 0 0 0f 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0p 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 8 ( 1 0 0 0

42、0 0 0 0 0 0i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0* 0 0 1 0 0 0 0 0 0 0+ 0 1 0 0 0 0 0 0 0 0) 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0 0 0 0e t f p ( i * + ) e 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0t 0 1 1 0 0 0 0 0 0 0f 0 0 0 1 0 0 0 0 0 0p 0 0 0 0 1 1 0 0 0 0 7 ( 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0i 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 * 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 + 0 0 0 0 0 0 0

43、 0 0 0 ) 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0e t f p ( i * + ) e 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 t 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0bl*=f 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 p 0 0 0 1 1 1 0 0 0 0 ( 0 0 0 0 1 0 0 0 0 0i 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0 * 0 0 0 0 0 0 1 0 0 0 + 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0 ) 0 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 111e t f p ( i * + ) e 0 0 0 0 0 0 0 1 0 0 t 0 0 0 0 0 0 1 0 0 0bl=f 0 0 0 0 0 0 0 0 0 1p 0 0 0 0