1.1

翻在程序:以某一種程序設(shè)計語言所編寫的程序作為翻修或加工的對象，

將它翻徑成與之等價的另一種語言的程序。

高級語言雖然優(yōu)越，但計算機(jī)硬件卻只懂得自己的指令系統(tǒng)，即只能直接

執(zhí)行相應(yīng)機(jī)器語言格式的代碼程序，而不能直接執(zhí)行用高級語言或匯編語言

編寫的程序。因此高級程序設(shè)計語言需要翻徑程序，將其翻徑成為計算機(jī)能

理解與執(zhí)行的機(jī)器語言的程序。

1.2

編建程序廨釋程序：從高級語言到機(jī)器語言或匯編語言的翻譯程序。

編洋程序：產(chǎn)生目標(biāo)程序，然后再執(zhí)行目標(biāo)程序，可以反復(fù)執(zhí)行。

解釋程序：不產(chǎn)生目標(biāo)程序，逐句翻譯執(zhí)行，只能執(zhí)行一次，若需重新

執(zhí)行，則必須重新解釋程序。

1.3

<i）通常一個編徑程序由詞法分析、語法分析'語義分析、中間代碼生

成、代碼優(yōu)化、目標(biāo)代碼生成出錯管理和符號表管理八部分組成。

（2）各部分的任務(wù)：

詞法分析：從左到右逐個字符的讀入源程序，按照源語言規(guī)定的詞法規(guī)

貝”，對構(gòu)成源程序的字符流進(jìn)行掃描和分解，從而識別出一個個單詞，并把

他們表示成機(jī)內(nèi)單詞形式。

語法分析：根據(jù)源語言的語法規(guī)則把單詞序列分解成各類語法單位，并

指出其中的語法錯誤。

語義分析：分析各語法成分的含義和功能，即它們的屬性或在執(zhí)行時應(yīng)

進(jìn)行的運算或操作。

中間代碼生成：在語法分析和語義分析的基礎(chǔ)上，根據(jù)語法成分的語義

對其翻怪，翻怪成在語義上等價的中間代碼的語言。

代碼優(yōu)化：對代碼進(jìn)行改造變換，目的是使生成的目標(biāo)代碼更為高效，

即省時間和省空間。

目標(biāo)代碼生成：轉(zhuǎn)換為等價的目標(biāo)代碼。

出錯管理：負(fù)責(zé)發(fā)現(xiàn)源程序中可能出現(xiàn)的錯誤，并把錯誤報告給用戶，

指出錯誤的性質(zhì)和發(fā)生錯誤的位置。

符號表管理：記錄源程序中使用的標(biāo)識符和每個標(biāo)識符的各種屬性，以

便后續(xù)的工作中進(jìn)行使用。

1.4

編徑程序的組織方式有3種：

（1）邏輯組織方式，即將編淳過程劃分為六個階段，貫穿始終的是符號

表管理和出錯管理。

（2）編徑過程分為前端和后端兩個部分：前端主要依賴于源語言，它由

幾乎獨立于目標(biāo)機(jī)器的階段或階段的一部分組成。后端是編徑器中依賴于目

標(biāo)機(jī)器的部分，它一般獨立于源語言而與中間語言有關(guān)。

（3）采用“分遍”的形式，即編譯過程可以由一遍或多遍來完成。（遍:

在編譯過程中，對源程序或其等價的內(nèi)部表示從頭到尾掃視，并進(jìn)行相應(yīng)的

加工處理，進(jìn)而完成規(guī)定任務(wù)的過程稱為編徑的一遍）

2.1

<1>最左推導(dǎo)：

①E=T=F=i

②E=T=F=(E)n(T)=(F)=(i)

③EnT=>T*F=F*Fni*F=i*i

④E=E+T=T+T=F+T=>i+T=i+T*F=i+F*F=i+i*F=i+i*i

⑤E=E+T=T+T=>F+T=>i+T=>i+F=>i+(E)=>i+(T)=>i+(T?F)

=i+(F*F)=i+(F*F)=i+(i*F)=i+(i*i)

⑥E=E+T=T+T=T/F+T=F/F+T=i/F+T=i/i+T=i/i+T*F=i/i+F*F

=i/i+i*F=i/i+i/i

<2>最右推導(dǎo)：

①E=T=F=>i

②E=T=F=(E)=(T)=(F)=(i)

④EnE+TnE+T/FnE+T/i=>E+F/i=E+i/inT+i/i=>F+i/ini+i/i

⑤E=E+T=E+F=E+(E)=E+(E+T)nE+(E+F)=E+(E+i)=E+(T+i)

=>E+(F+i)=>E+(i+i)=T+(i+i)=>F+(i+i)=>i+(i+i)

⑥E=>E+T=>E+T*F=E+T*i=E+F*i=E+i*i=>T+i*i=7/F+i*i

=>T/i+i/i=>F/i+i/i=>i/i+i/i

*

F

F

F

⑤⑥

T

F

I

2.2

此題答案不唯一，正確即可。

①

SfOSI1A

ATOA|E

②

S-?aS|bA|E

A->bA|cC|E

C->cC|E

③

S-?aS|E

④

S30A|IB

ATOS|IC|0

BfIS|OC|1

C3OBI1A

2.3

此題答案不唯一，正確即可。

①

S^aAbC

A->aAb|￡

CfcC|E

②

STISOI1A0

AT0A1|01

③

Sf01A

A-?1A1|0

@

S^D1A|D2

AfD3AID2

DiTl|2|3|4|5|6|7|8|9

D2^2|4|6|8

D3^0|l|2|3|4|5|6|7|8|9

2.4

(l)終結(jié)符：a、(、)

非終結(jié)符：S、L

開始符號：S

gz

((時⑻)U(⑻鄧))(⑻ti))u

(⑻'s)<=(⑻R)<=((s)1)<=((1)*1)<=(Si)u(1)US②

(e*e)u(e*s)=(e，)u(s/1u(1)US①(V)

((e)'(e))<=((S)'(e))<=((1)'(e))<=

(S'⑻)u(s*(s))u(s*(l))u(s*s)u(s'l)u(1)us②

u(1)US①(E)

eS

II

S'1

w

(1)

\l/

s

②①

(Z)

(1)①SnaSbSnaSb=abSaSb=abSab=abab

②S=aSbS=>aSbaSbS=aSbaSb=aSbab=abab

由于句子abab存在兩種不同的最右推導(dǎo)，所以該文法為一個二義性文

法。

(2)①S=>aSbS=abS=abaSbS=ababS=>abab

?S=^>aSbS=abSaSbSnabaSbSnababS=>abab

由于句子abab存在兩種不同的最左推導(dǎo)，所以該文法為一個二義性文

法。

(3)

①②

SS

A/

aSAbS/

c

111

1

88

E

由于句子abab存在兩棵不同的語法樹，所以該文法為一個二義性文法。

2.6

根據(jù)1型文法的定義可知該文法為1型文法O

2.7

(1)Li={abdd"i>=l,j>=0}

(2)L2={b'aa|i>=0}

(3)由d9組成的任意長度的數(shù)字串

,nfn

(4)l4={ab|m>=l}

2.8

(1)P={S^ABS|Aa|E,Afa,B9SBB,B3b}

(2)最左推導(dǎo)：

S=ABS=>aBS=>aSBBS=aBBS=>abBS=>abbS=abbAa=>abbaa

最右推導(dǎo)：

S=ABS=ABAa=ABaa=ASBBaa=ASBbaa=ASbbaa=Abbaa

=abbaa

2.9

生成該語言的文法為G⑸：

STAB

ATaAd|D

D-?bDc|be

BTBe|ee

2.10

例如對于句子abe：

①SnABnaBnabc

②S=DC=>abC=>abc

由于句子abc存在兩種不同的最左推導(dǎo)，所以該文法為一個二義性文法。

3.1

(1)正規(guī)式為：S=O-|O+11

有窮自動機(jī)為：

(2)正規(guī)式為：S=aa-(bc)+

有窮自動機(jī)為：

3.2

(2)右線性文法為：

(a)ST1B|0A

AT1A|OB

B^OB|IB

—IB|OA

A61A|OC

B^OB|IC

C^OC|IC

(3)(a)以1開頭，由0、1組成的數(shù)字串；或以0開頭，至少包含兩個0

的由0、1組成的數(shù)字串。

(b)以。開頭，至少含有2個。的由0、1組成的數(shù)字串；或以1開頭,

至少含有2個1的由0、1組成的教字串。

3.3

（1）以b開頭和結(jié)尾的由a、b組成的符號串；

列舉四個較短的句子為：bb、bab、bbb、babbo

（2）以aaa、aab、aba、abb結(jié)尾的由a、b組成的符號串;

列舉四個較短的句子為：aaa、aab、aba、abb。

（3）含有2個。的由0、1組成的符號串；

列舉四個較短的句子為：00、100、010、001o

（4）以?；?結(jié)尾的前面由若干個01組成的符號串；

列舉四個校短的句子為：0、1、010、011?

3.4

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（。、1、2、3）:

01

二＞*{S,A,B}0{A,B,C)1{A.B}2

{A,B,C}1{A,B,C}1{A,B,H3

{A.B}2{A,B,C)1{A,B}2

*{A,B,T)3{A,B,C}1{A,B}2

確定化的有窮自動機(jī)為:

3.5

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（A、B、C、D、E）:

5^01

A*{1}A(D{2,4}B

{2,4}B(D{5,6}D

{3}C{3}C{1}A

*{5,6}D①(D

*{6}E{6}E(D

確定化的有窮自動機(jī)為：

3.6

CD將該狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖用狀態(tài)轉(zhuǎn)換矩陣表示:

^字符01

=>S①A

ABD

B(DC

CBD

*DBD

使用最小化算法后，5個狀態(tài)可以減少為3個狀態(tài)：{S,B},{A,C},{D}J取S、

A作為狀態(tài)代表，畫出的最小化的DFA為：

（2）

將該狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖用狀態(tài)轉(zhuǎn)換矩陣表示：

符ab

n*123

*22①

34①

*423

使用最小化算法后，四個狀態(tài)可以減少為三個狀態(tài)：口,4},{2},{3};

畫出的最小化的DFA為：

3.7

與正規(guī)式a，b，c，（r,s,檢1藤價的有窮自動機(jī)為：

3.8

正規(guī)式：1（011）*00

NFA如下圖所示：

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（1、2、3、4、5）:

101

={A}10{B,C,D}2

{B,C,D}2{C,D,E)3{C.D)4

{CD,E}3CD,E,F}5{C,D}4

{C,D}4{C,D,E)3{C,D}4

*{C,D,E,F)5{C,D,E,F}5{C.D}4

DFA如下圖所示:

使用最小化算法后，5個狀態(tài)可以減少為4個狀態(tài)：{1},②4},{3},{5},以2

作為狀態(tài)代表，最小化后的DFA為:

3.9

文法G⑸對應(yīng)的自動機(jī)為:

該自動機(jī)是不確定的。使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名

（A、B、C）:

101

n{R}A{A}B(D

{A}B{A3}C(D

*{A3}C{AAC{A}B

則DFA如下圖所示:

0

3.10

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（1、2、3、4、5、6、7）:

101

={S}1{A.B)2{B,C}3

{A.B}2{A,B,C,D)4{B}5

{B,C}3{A,B,C}6{B,D}7

*{A,B,C,D}4{A,B,C,D}4{B,D}7

{B}5{A,B,C}6{8}5

{A,B,C}6{A,BCD}4{B,D}7

*{B,D}7{A,B,C,D}4{B,D}7

DFA如下圖所示:

1

使用最小化算法后，7個狀態(tài)可以減少為6個狀態(tài)：使{2},{3},{5},{6},{4,7},

以4作為狀態(tài)代表，最小化后的DFA為：

3.11

(1)(a|b).的NFA為:

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（A、B）:

1ab

={1,2,3}{2,3}B{2,3}B

*{2,3}{2,3}B{23}B

DFA如下圖所示:

使用最小化算法后，2個狀態(tài)可以減少為1個狀態(tài)：{A.B},以A作為狀

態(tài)代表，最小化后的DFA為：

(2)(a|b)'a(a|b)的NFA為:

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（1、2、3、4、5）:

1ab

={1,2,3}{2,3,4}{2,3}3

{234}{2,345}4(2,3,5)5

{2,3}{2,3,4}{2,3}3

*{2,3,4,5}{234,5}4{2,3,5}5

*{2,3,5}{2,3,4}{2,3}3

DFA如下圖所示:

使用最小化算法后,5個狀態(tài)可以減少為4個狀態(tài)：{1,3},{2},{4},{5},

以1作為狀態(tài)代表，最小化后的DFA為:

(3)10I(0IIDO,1的NFA為:

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（1、2、3.4）:

101

n*1{3}{2,4}3

{3}2{3}2{5}4

{2,4}3{5}4{3}2

*{5}4①①

DFA如下圖所示:

3

該圖已為最小化的DFA。

（4）（（OI1），）」01可簡化為（0I1）-101,它的NFA為:

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（A、B、C、D、E）:

101

={1,2,3}{2,3}{2,3,4}C

{2,3}{2,3}{2,3,4}C

{2,3,4}{2,3,5}D{2,3,4}C

{2,3,5}{2,3}B{2,3,4,6}

(2,3,5)D{2,3,4}C

使用最小化算法后，5個狀態(tài)可以減少為4個狀態(tài)：{A,B},{C},{D},{E},

以A作為狀態(tài)代表，最小化后的DFA為：

1

3.12

(a|b『aa的NFA為:

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（A、B、C、D）:

1ab

=(1,2,3}A{2,3,4}{2,3}c

{2,3,4}B{2,3,4,5}{2,3}c

{2,3}C{2,3,4}{2,3}c

*{2,3,4,5}12,3,4,5){2,3}c

DFA如下圖所示:

使用最小化算法后，4個狀態(tài)可以減少為3個狀態(tài)：{A,C},{B},{D},以

A作為狀態(tài)代表，最小化后的DFA為：

b

b

(2)(ba|a).的NFA為:

使用子集法進(jìn)行確定化，并對狀態(tài)重新進(jìn)行命名（A、B、C）:

1ab

=*{1,2,4}{2,4}{3}C

*{2,4}{2,4}{3}C

{3}C{2,4}(D

DFA如下圖所示:

使用最小化算法后，3個狀態(tài)可以減少為2個狀態(tài)：{A,B},{C},以A作為狀

態(tài)代表，最小化后的DFA為:

4.1

⑴

SeaAS'

SSbAS'|w

A-＞Bc

B玲Sb

⑵

S，E)|i

EfSE'

E，SEl-SElw

⑶

SfAS'

S^aASjbS'lE

A-＞BcA|B

B-＞dSe|f

(4)

(程序＞玲1328小＜語句表》end

＜語句表＞玲＜語句〉〈語句表》

(語句表＞，＞＞;＜語句＞＜語句表＞1

(語句＞＞＞s

4.2

步曝推導(dǎo)過程所用產(chǎn)生式號輸入串

1S

2SaA(1)cfafbf#

3AaA(1)cfafbf#

4Q3A(2)tfafbf#

5cRaA(3)cfafbf#

6cfaA(4)cfaft)f#

7cfaAbQ(2)cfag)體

8cfaQbQ(2)cfafbftl

9cfaRbQ(3)cfafbf#

10cfafbQ⑷cfafbf

11cfafbR(3)cfafbf

12cfafbf(4)cfafbftl

4.3

(1)

根據(jù)產(chǎn)生式，可求得該文法中各非終結(jié)符的FIRST集和FOLLOW集如下所示:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集

S-?aSTc{a}{札b}

T->Tb|b{b,c}

(2)

根據(jù)產(chǎn)生式，可求得該文法中各非終結(jié)符的FIRST集和FOLLOW集如下所示:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集

STAB{a,b,c}{#}

ATaAb|E{a}{b.c}

BTbB|c{b,c}{#}

⑶

根據(jù)產(chǎn)生式，可求得該文法中各非終結(jié)符的FIRST集和FOLLOW集如下所示:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集

S->aAbDe|d{a,d}{#.a,e}

ATBsD|e{a,c,d,e,s)

B->Sac|cD|E{a,d,c}{s}

D-?Se|E{a,d}{b,e,s)

4.4

根據(jù)文法的各個產(chǎn)生式，可求得FIRST集、FOLLOW集和SELECT集如下所示:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集SELECT集

STRT{e}{#}{e}

STRT{d,a,b,E!{d,a,b}

TfDR{a,b}{#}{a,b}

T-?E{￡}{#}

RTdRdt777vr{a,b,#)hxdxtzl

RTw{￡}{a,b,#}

DTa{a}{d,#}{a}

Dfbd

由于每一非終結(jié)符的各個候選式的SELECT集互不相交，所以該文法為LL(1)

文法。

4.5

(1)

根據(jù)文法的各個產(chǎn)生式，可求得FlRST集、FOLLOW集和SELECT集如下表

所示：

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集SELECT集

STA#{a,b,#}{#}{a,b,#}

ATBC{a,b,e}{#}{a,b,#)

BTa{a}{b,#}{a}

B->￡{￡}{b,#}

C->b{#}

C->E{￡}{#}

該文法的同一非終結(jié)符的各個產(chǎn)生式的可選集的交集如下:

SELECT(B-?a)nSELECT(B->￡)=(D

SELECT(C->b)nSELECT(C^￡)=①

根據(jù)山1)文法的定義可知，該文法是一個LL⑴文法。

(2)

構(gòu)造的山斗分析表為：

ab

sSTA#STA#STA#

AATBCATBCATBC

BB->aB->EB-?E

CCTbCTw

4.6

(1)

消除左遞歸后的文法為：

S->aI(T)

TW

?E

(2)

對消去左遞歸后的文法求FIRST集、FOLLOW集和SELECT集:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集SELECT集

STa{a}{禮，，)}{a}

S9(T){(}{(}

T-?ST,{a,(}{)}{a,(}

T'f,ST'{,}{)}{,}

T'Tw{￡}{)}

根據(jù)SELECT集，可得到消去左遞歸后文法的LL⑴分析表為:

a()t#

sS-?aSR)

TTfST'TfST'

TT'f,ST'

⑶

由于同一非終結(jié)符的各個候選式的可選集互不相交，所以該文法為LL(1)文法。

4.7

⑴

由于該文法存在公共左因子，所以該文法不是u■⑴文法。

改寫文法為：

STNS'

I[E]

ETSE'

Ef-?E|+E

Nfi

改寫后文法與原文法等價目是LL⑴文法。

(2)

由于該文法存在直接左遞歸，所以該文法不是LL⑴文法。

改寫文法為：

ATBA'

A-IJBH|E

BfCB'

B'—|E

—|D

D3(A)|i

改寫后文法與原文法等價目是LL⑴文法。

4.8

(1)

與G囿等價的LL⑴文法G[A1為:

ATaA'

A'fAbe|E

BfdB'

B'TbB'|E

(2)

根據(jù)各個產(chǎn)生式，可求得FlRST集'FOLLOW集和SELECT集如下所示:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集SELECT集

A3aA'{a}{禮d}{a}

A'3ABe{a}{禮d}{a}

A'f￡{￡}{札d}

BTdB'rzpdzfz{e}d1pbnj7

B'TbB'{e}

B'-?s{￡}{e}

(2)G[A1的預(yù)測分析表為:

aedb#

AAfaA'

A'A'->ABeA'TEA'T￡

BBTdB'

B，B'fbB'

⑶輸入串a(chǎn)ade#的分析過程為:

步驟分析棧余留輸入串所用產(chǎn)生式

1#Aaade#A3aA'

2#A'aaade#

3#A'ade#A'^ABe

4#eBAade#A3aA'

5#eBA'aade#

6#eBA'de#A—

7#eBde#B-?dBr

8SeB'dde#

9#eB'e#B'-?E

10#ee#

11##分析成功

4.9

各個產(chǎn)生式的FIRST集、FOLLOW集和SELECT集如下:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集SELECT集

S->aBc{a}{#}{a}

S3bAB

A->aAb{a}{b,#}{a}

Afb

Bfb{c,#}

BTw{￡}{c,#}

根據(jù)SELECT集，可得到LL(1分析表為:

abc#

sSTaBcSTbAB

AAfaAbA-?b

BBTbB-?EB)w

符號串ba悔b的分析過程為:

步驟分析棧余留輸入串所用產(chǎn)生式

1#sbabbb#S玲bAB

2#BAbbabbb#

3#BAabbb#ATaAb

4#BbAaabbb#

5#BbAbbb#ATb

6#Bbbbbb#

7#Bbbb#

8#Bb#BTb

9#bb#

10##分析成功

由上述分析過程可知符號串babbb為該文法的句子。

4.10

各個產(chǎn)生式的FlRST集、FOLLOW集和SELECT集如下:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集SELECT集

S1TP{a,c}{札b}{a,c}

PTaS{a}{禮b}{a}

PTw{￡}{#,b}

TTQR{a,c}{a,b,#}{a,c}

R->T{a,c}{a,b,#}{a,c}

RTE{￡}{a,b,#}

QfaSb{a}{a,c,b,#}{a}

Q^c{c}{c}

根據(jù)各個產(chǎn)生式及其SELECT集可寫出遞歸下降分析程序如下：

主函數(shù):

scan;

callS;

iftoken='#'thenaccept;

elseerror;

函數(shù)S:

iftokenin{a,c}

then{callT;

callP;

}

elseerror;

函數(shù)T:

iftokenin{a,c}

then{callQ;

callR;

}

elseerror

函數(shù)P：

iftoken='a'

then{match(a);

callS;

}

elseiftokenin{b,#}

thenreturn;

國數(shù)Q：

iftoken='a'

then{match(a);

callS;

match(b);

)

elseiftoken='c'

thenmatch(c);

elseerror

函數(shù)R：

iftokenin{a,c}

thencallT;

elseiftokenin{a,b,#}

thenreturn;

elseerror;

4.11

各個產(chǎn)生式的FIRST集、FOLLOW集和SELECT集如下:

產(chǎn)生式FIRST集FOLLOW集SELECT集

SfAaB{a,f,g){#}{a,f,g)

S-^Bb{d,e,b}{d,e,b}

A^aD{a}{a}{a}

ATD{f.g}{f,g}

Bfd97n1vzf{b,#}bx71rvp

BTe{e}{e}

BTw{￡}{b,#}

DTfD{f}{a}{f}

D3g{g}{g}

根據(jù)各個產(chǎn)生式及其SELECT集可寫出遞歸下降分析程序如下：

主函數(shù):

scan;

calls;

Iftoken=Wthenaccept

elseerror;

函數(shù)s：

iftokenin{a,f,g}

then{callA;

match(a);

callB;

)

elseiftokenin{d,e,b}

then{callB;

match(b);

)

elseerror;

函數(shù)A：

rftoken='a'

then{match(a);

callD;

)

elseiftokenin{f,g}

thencallD;

elseerror;

函數(shù)B：

iftoken='d'

thenmatch(d);

elseiftoken=/er

thenmatch(e);

elseiftokenin{b,#}

thenreturn;

elseerror;

函數(shù)D：

iftoken=T

then{match(f);

callD;

)

elseiftoken=xgf

thenmatch(g);

elseerror;

4.12

(1)

SfaAb

A->aAb|E

(2)

S->OA11

A->OA11|E

(3)

S^aAb

A->bAb|a

5.1

句子-i+i*i的分析過程為：

步驟分析棧內(nèi)容余留輸入串動作

1#移進(jìn)

2#-移進(jìn)

3+i*i#用一i歸約

4#-F+i*S#用—-F歸約

5#F+產(chǎn)油用TfF歸約

6#T+i*i#用E-T歸約

7#E+i*i#移進(jìn)

8#E+i*i#移進(jìn)

9#E+i*i#用一i歸約

10#E+F?i#用TfF歸約

11#E+T?i#移進(jìn)

12#E+T*i#移進(jìn)

13#E+T*i用—i歸約

14#E+T*F#用TfT*F歸約

15#E+T#用EfE+T歸約

16#E接受

5.2

(2)

短語：F,Ft,FFf*,a,FFfa*

直接短語：F,Ff,a

句柄：F