已知文法G2=(VT={a，'，'，(,)}，VN{S,L}，S，P)，其中P为， S→(L)|a L→L，S|S (a，(a，a))是L(G2[S])的句子，这个句子的最左推导是(28)A．B．C．D．
题目
已知文法G2=(VT={a，'，'，(,)}，VN{S,L}，S，P)，其中P为， S→(L)|a L→L，S|S (a，(a，a))是L(G2[S])的句子，这个句子的最左推导是(28)
A．
B．
C．
D．
相似考题
更多“ 已知文法G2=(VT={a，'，'，(,)}，VN{S,L}，S，P)，其中P为， S→(L)|a L→L，S|S (a，(a，a))是L(G2[S])的句子，这个句子的最左推导是(28)A．B．C．D． ”相关问题
-
第1题：
假设某程序语言的文法如下：
S→a｜b｜(T)
T→TdS｜S
其中：VT={a，b，d，(，)}，VN{S，T}，S是开始符号。
考查该文法，称句型(Sd(T)db)是S的一个(33)，其中，(34)是句柄：(35)是素短语；(36)是该句型的直接短语；(37)是短语。
A．最左推导
B．最右推导
C．规范推导
D．推导
正确答案：D
-
第2题：
已知文法G2=(VT={a,b}，VN={S，A}，S,P)，其中P为， S→Sb｜Ab A→aSb｜ε 该文法生成的语言是(28)。
A．{ambn｜n＞m≥0}
B．{ambn｜m＞n≥0}
C．{ambn｜n≥m≥1}
D．{ambn｜m≥n≥1}
正确答案：A
解析：根据文法G2的产生式A→aSb｜ε，用A的产生式推导出终结符号串，如果仅用A→ε，则产生{ε}；如果先用若干次A→aSb推导，再用A→ε，则推导过程如下：因此，由A生成的终结符号集合是{ambm｜m＞0}。从S出发使用产生式S→Sb｜Ab进行推导，或者。最后，L(G2)={ambm｜m0}连接{bk｜k＞0}={ambm+k｜m+k＞m0}={ambn｜n＞m0}。 -
第3题：
已知文法G2=(VT={a，'，'，(,)}，VN={S，L)，S,P)，其中P为 S→(L)|a L→-L，s|s 与G2等价的不含左递归规则的文法是(29)。
A．G21=(VT={a，'，'，(,)}，VN={S，L}，S，P)，其中P为 S→(L)|a L→S，S|S
B．G22=(VT＜a，'，'，(,)}，VN={S，L，L'}，S，P)，其中P为 S→(L)|a L→SL' L'→SL'|ε
C．G23=(VT{a，'，'，(,)}，VN={S，L，L'}，S，P)，其中P为 S→(L)|a L→SL' U→,SL'|ε
D．G24=(VT=(a，'，'，(,)}，VN=＜S，L，L'}，S，P)，其中P为 S→(L)|a L→SL' L→SL'|S
正确答案：C
解析：采用自顶向下的预测分析法首先是等价改写给定的文法，消除文法的左递归和提取产生式的公共左因子。消除直接左递归的方法如下：若A→Aα|β，其中α，β∈(VT∪VN)*，β不以A开始，则关于A的这种形式的产生式可改写成A→βA'A'→αA'|ε一般而言，假设A的产生式为A→Aα1|Aα2|…|Aαn|β1|β2|…|βm其中αI(i=1，2，…，n)不等于ε，βj(j=1，2，…，m)不以A开始，那么上述产生式可改成A→β1A'|β2A'|…|βmA'A'→α1A'|α2A'|…|αnA'|ε消除文法G2中规则的左递归后，其规则变成S→(L)|aL→SL'L'→，SL'|ε -
第4题：
给定文法G[S]及其非终结符A，FIRST(A)定义为：从A出发能推导出的终结符号的集合(S是文法的起始符号，为非终结符)。对于文法G[S]： S→[L]|a L→L，S|S 其中，G[S]包含的4个终结符号分别为： a ， [ ] 则FIRST(S)的成员包括(48)。
A．a
B．a、[
C．a、[和]
D．a、[、]和，
正确答案：B
解析：本题考查程序语言基础知识。
程序语言的语法可由上下文无关文法表示，合法的程序可看作是由该文法推导得到。
对于文法G[S]，从S出发推导出[a,a]和a的过程可表示为：
S＝＞[L]＝＞[L，S]＝＞[S，S]＝＞[a,S]＝＞[a,a]
S＝＞a
从S出发可推导出以a或[开始的符号串，因此FIRST(S)的成员包括a、[。 -
第5题：
对于下面的文法G[S]，______ 是其句子(从S出发开始推导)。G[S]: S→M｜(S，M)M→P｜MP P→a｜b｜c｜... ｜x｜x｜z
A．[(a，f)]
B．[(fac,bb)，g]
C．(abc)
D．[c,(da)]
正确答案：B
解析：若文法G的开始符号为S，那么从开始符号S能推导出的符号串称为文法的一个句型，即α是文法G的一个句型，当且仅当有如下推导。若X是文法G的一个句型，且，则称X是文法G的一个句子。 -
第6题：
设语言L={w|w∈{a,b}+且w中a和b的个数相等}，产生语言L的上下文无关文法是(28)。
A．Ga=(VT={a,b}，VN={S，A，B}，S,P)，其中P为， S→a|aA|bSS A→aB|bS B→b|bA|aBB
B．Gb=(VT={a,b}，VN={S,A,B}，S,P)，其中P为， S→b|bB|aSS B→aS|bA A→a|aB|bAA
C．Gc=(VT={a,b}，VN{S,A,B}，S,P)，其中P为， S→aB|bA A→a|aS|bAA B→b|bS|aBB
D．Gd=(VT={a,b}，VN={S，A，B}，S,P)，其中P为， S→aB|bA|s A→aS|bAA B→bS|aBB
正确答案：C
解析：字母表{a,b}上的任何非空串，从其所含a和b的个数来划分，分成下面3个集合：①a和b的个数相等：②a比b的个数多，但仅要a比b的个数多1个的那些子串；③b比a的个数多，但仅要b比a的个数多1个的那些子串。通过上面的分析，根据用文法规则产生句子的原理，设3个非终结符号，不妨称做S、A、B，它们的产生式分别完成：①用S的产生式推导出a和b的个数相等的串；②用A的产生式推导出a比b的个数多1个的串；③用B的产生式推导出b比a的个数多1个的串。根据3个非终结符号S、A、B的含义，显然，关于S的产生式应该是S→aB|bA。对于A产生的串，若第1个字符是a，则剩下的是a和b的个数相等的串：若第1个字符是b，则跟随b的是a比b的个数多2个的串，这个串是两个a比b的个数多1个的子串。根据上述分析，写出关于A的产生式A→a|aS|bAA。可以通过和A类似的分析，写出关于B的产生式B→b|bS|aBB。可以用归纳法证明上面所写的文法是正确的。现在，我们很清楚被选答案中的4个文法所描述的语言，它们分别是：L(Ga)={w|w∈{a,b}+且w中a比b的个数多一个}L(Gb)={w|w∈{a,b}+且w中b比a的个数多一个}L(Gc)={w|w∈{a,b}+且w中a和b的个数相等}L(Gd)={w|w∈{a,b}+且w中a和b的个数相等} -
第7题：
已知文法G1=(VT={a,b,d}，VN={S，A，B}，S,P)，其中P为， S→dAB A→aA|a B→bB|ε 该文法生成的语言是(28)。
A．{dambn|m≥0，n≥O}
B．{dambn|m≥1，n≥0}
C．{dambn|m≥0，n≥1}
D．{dambn|m≥1，n≥1}
正确答案：B
解析：已知文法G=(VT，VN，S，P)，它所产生的语言定义如下：若有S(11)w，则称w是文法G的一个句型。仅含终结符的句型是一个句子。语言L(G)是由文法G产生的所有句子组成的集合：L(G)={w|Sw且w∈VT*}推导的定义如下：设文法G=(VT，VN，S，P)，A→β∈P，γ，δ∈V*，则稀γAδ直接推导出γβδ，表示成这个定义告诉我们，若知道γAδ∈V*，根据A→β∈，可求出γβδ∈V*，方法是用A→β的右部β替换γAδ中的A得到γβδ；相反，若知道γβδ∈V*，根据A→β∈P，可求出γAδ∈V*，方法是用A→p的左部A替换γβδ中的β得到γAδ。若存在一个推导序列：，则称从a0经n步推导出an，表示成根据文法G1的第1条规则S→dAB知道，文法G1产生的句子的第1个字符是d，后跟着由A产生的终结字符串，再后边跟着由B产生的终结字符串。根据文法G1的第2条规则A→aA|a知道，由A产生的终结字符串是{am|m1}；根据B的规则B→bB|ε知道，由B产生的终结字符串是{bn|0}。因此，L(G1)={dambn|m1，n0}。 -
第8题：
导体电阻大小的计算公式为().A.R=P（L/S）
B.R=P（S/L）
C.R=L（S/P）
参考答案：A
-
第9题：
已知一个不带头结点单链表的头指针为L，则在表头元素之前插入一个新结点*s的语句为：（）
- A、 L=s； s-＞next=L；
- B、 s-＞next=L； L=s；
- C、 s=L； s-＞next=L；
- D、 s-＞next=L； s=L；
正确答案:B -
第10题：
导体电阻大小的计算公式为（）.
- A、R=P（L/S）
- B、R=P（S/L）
- C、R=L（S/P）
正确答案:A -
第11题：
单选题导体电阻大小的计算公式为（）.AR=P（L/S）
BR=P（S/L）
CR=L（S/P）
正确答案： A解析： 暂无解析 -
第12题：
单选题已知一个不带头结点单链表的头指针为L，则在表头元素之前插入一个新结点*s的语句为：（）AL=s； s-＞next=L；
Bs-＞next=L； L=s；
Cs=L； s-＞next=L；
Ds-＞next=L； s=L；
正确答案： A解析： 暂无解析 -
第13题：
已知G4=(VT{a，'，'，(，)}，VN={S,L，L'}，S,P)，其中P为， S→(L)|a|ξ L→SL' L'→，SL'|ξ FOLLOW(S)是(29)。
A．{'，'，ξ，}}
B．{'，'#，}}
C．{a，'，'ξ，}}
D．{a，'，'，#}
正确答案：B
解析：终结符A的FOLLOW集合定义如下：FOLLOW(A)={a|S…Aa…，a∈VT，A∈VN}，若S…A，则规定#∈FOLLOW(A)，约定#为句子结束标记。给定一个文法，求FOLLOW(A)的算法如下：①对于文法的开始符号S，置#于FOLLOW(S)中；②若A→αBβ∈P，则把FIRST(β)中的所有非∈—元素都加至FOLLOW(B)中；③若A→αB∈P，或A→αBβ∈P而βξ，则把FOLLOW(A)加至FOLLOW(B)中。重复使用上述3条规则，直到每个FOLLOW集合不再增大为止。非形式地说，一个非终结符的FOLLOW集合，就是从文法开始符号可以推导出的所有含A句型中紧跟在A之后的所有终结符号。首先，因为S是开始符号，所以，置#于FOLLOW(S)中。根据L→SL'，把FIRST(L')中的所有非ξ一元素都加至FOLLOW(S)中，即把','加至FOLLOW(S)中。又根据L→SL'和L'ξ，把FOLLOW(L)加至FOLLOW(S)中，即把')'加至FOLLOW(S)中。最后，FOLLOW(S)为{#，','，)}。 -
第14题：
已知文法G1＝(VT＝{a,b,d}，VN＝{S，A，B}，S,P)，其中P为： S→dAB A→aA|a B→bB|ε 该文法属于(28)文法。
A．0型
B．上下文有关
C．上下文无关
D．正规
正确答案：C
解析：乔姆斯基(Chomsky)把文法分成4种类型，即0型、1型、2型和3型，由此产生的语言分别称为0型、1型、2型和3型语言。这几类文法的差别在于对产生式的形式施加不同的限制，如下表所示。0型文法也称短语文法，1型文法也称上下文有关文法，2型文法也称上下文无关文法，2型文法的识别器模型是下推自动机。3型文法也称线性文法(或称正规文法)，其识别器模型是有限状态自动机。文法G1的所有产生式形式都是A→β，其中A∈VN，β∈V*，且第1条规则S→dAB是非线性的，因此文法G1属于2型文法，又称上下文无关文法。 -
第15题：
假设某程序语言的文法如下：
S→a|b|(T)
T→TdS|S
其中，VT={a，b，d，(，))；VN={S，T}，S是开始符号。考察该文法，句型(Sd(T)db)是S的一个(28)。
其中(29)是最左素短语，(30)是该句型的直接短语。
(74)
A．最左推导
B．最右摊导
C．规范推导
D．推导
正确答案：D
-
第16题：
对于以下的文法G[S]，(27)是其句子(从S出发开始推导)。 G(S)：S→M|(S,M) M→P|MP P→a|b|c|…|x|x|z
A．(abc)
B．((a,f))
C．(c,(da))
D．((fac,bb),g)
正确答案：D
解析：对于语言结构的文法表示中的“推导”，就是用产生式的右部替换产生式左部的符号。从文法的开始符号出发，不能推导出(abc)、((a,f))和(c,(da))。对于产生符号串((fac,bb),g)的推导过程如下。
-
第17题：
已知G4=(VT{a，'，'，(，)}，VN={S，L，L'}，S,P)，其中P为， S→(L)｜a｜ε L→SL' L'→,SL'｜ε FIRST(SL')是(29)。
A．{','，ε}
B．{(，a}
C．{(，a，',')
D．{(，a，',' ，ε)
正确答案：D
解析：FIRST(α)的定义如下：FIRST(α)={a｜αa…，a∈VT}，若αs，则规定ε∈FIRST(α)。从上面定义可以看出，FLRST(α)是从α推导出来的终结符号集合。从SL'推导出的终结符号集合首先包括从S推导出来的终结符号。因为S的规则是S→(L)｜a｜ε，因此，从S推导出来的终结符号有‘(’和‘a’。又因为Sε，因此，FIRST(SL')中也包括从L'推导出来的终结符号。根据L'→，SL'｜ε，从L'推导出来的终结符号是'，'。最后，SL'ε，则ε∈FIRST(SL')。 -
第18题：
己知文法G2=(VT＝{a，'，'，(，)}，VN={S，L}，S，P)，其中P为， S→(L)|a L→L，S|S 右句型(L，(L，S))的句柄是(28)。
A．(L，(L，S))
B．(L，S)
C．L,S
D．S
正确答案：C
解析：在自底向上分析的过程中，按最右推导的逆过程构造出最右推导，称为规范归约。关键是每步找出被归约的右句型的“可归约串”，称为“句柄”。请读者仔细领会句柄的定义。右句型(最右推导推导出的句型)γ的句柄是一个产生式A→β以及γ中的一个位置，根据这个位置可找到β，用A代替β得到最右推导的前一个右句型。即如果有下面的最右推导：SaAwaβw那么，在a后A→β是aβw的句柄。句柄右边的w仅含终结符号。有的教课书上，句柄的定义借助于短语、直接短语的定义给出：设G＝(VT,VN，S，P)足一个文法，若SaAγaβγ则在句型aβγ中，β是相对于非终结符号A的短语。又若SaAγaβγ则在句型αβγ中，β是相对于非终结符号A的直接短语，最左边的直接短语称为句柄。根据句型(L，(L,S))的最右推导：S(L,(L))(L，(L，S))(此步最右推导使用规则S→L，S)因此，(L，(L,S)中的L,S是句型(L，(L,S))的句柄。 -
第19题：
● 给定文法G[S]及其非终结符A，FIRST(A)定义为：从A出发能推导出的终结符号的集合（S 是文法的起始符号，为非终结符）。对于文法G[S]：
S→[L] | a
L→L, S| S
其中，G[S]包含的四个终结符号分别为：
a , [ ]
则FIRST(S)的成员包括 （48） 。
（48）
A. a
B. a、[
C. a、[和]
D. a、[、]和，
正确答案：B
-
第20题：
A.Q=16.224L/s，P=0.200MPa
B.Q=21.456L/s，P=0.350MPa
C.Q=11.664L/s，P=0.244MPa
D.Q=28.080L/s，P=0.549MPa答案：C解析：
-
第21题：
已知一个带头结点单链表L，在表头元素前插入新结点 *s的语句为：（）
- A、 L=s；s-＞next=L；
- B、 s-＞next=L->next；L-＞next=s；
- C、 s=L；s-＞next=L；
- D、 s-＞next=L； s=L；
正确答案:B -
第22题：
问答题已知L是无表头结点的单链表，且P结点既不是首元结点，也不是尾元结点，试从下列提供的答案中选择合适的语句序列。 a.在P结点后插入S结点的语句序列是（）。 b.在P结点前插入S结点的语句序列是（）。 c.在表首插入S结点的语句序列是（）。 d.在表尾插入S结点的语句序列是（）。 （1）P->next=S； （2）P->next=P->next->next； （3）P->next=S->next； （4）S->next=P->next； （5）S->next=L； （6）S->next=NULL； （7）Q=P； （8）while（P->next!=Q）P=P->next； （9）while（P->next!=NULL）P=P->next； （10）P=Q； （11）P=L； （12）L=S； （13）L=P；正确答案： a.（4）（1）
b.（7）（11）（8）（4）（1）
c.（5）（12）
d.（9）（1）（6）解析： 暂无解析 -
第23题：
单选题已知一个带头结点单链表L，在表头元素前插入新结点 *s的语句为：（）AL=s；s-＞next=L；
Bs-＞next=L->next；L-＞next=s；
Cs=L；s-＞next=L；
Ds-＞next=L； s=L；
正确答案： D解析： 暂无解析