编译原理（第2版）勘误表

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1、《编译原理》（第2版）勘误表2008-8-311、第2页倒数第2行改成：分隔单词的空格通常在词法分析时被删去。=áid,1ñ+*60áid,2ñáid,3ñ=áid,1ñ+*60áid,2ñáid,3ñinttofloat(a)(b)图1.2语义分析插入了类型转换2、第3页图1.2改成：3、第16页倒数第9行开始的那段改成：上一节提到，字符串集合由叫做模式的规则来描述。正规式是表示这些规则的一种重要方法，因此本节围绕正规式来介绍记号的描述与识别。在介绍正规式前，先给“语言”一个形式定义。4、第18页表2.3的第4行第4列改成：e肯定出现在一个闭包中5、第26页图

2、2.10上面的那段改成：e-closure(T)的计算是从给定的结点集合出发，在图上搜索可达结点的典型过程。该图只包含NFA的含e标记的边，T是给定的结点集合。计算e-closure(T)的简单算法是用栈来保存那些边还没有完成e转换检查的状态。图2.11描述了这样的过程。6、第43页倒数第5行第一句改成：正规式可以描述的语言都能用上下文无关文法来描述。7、第61页5行开始的那段改成：（2）仅使用FOLLOW(A)作为A的同步集合是不够的。例如，分号在C语言中作为语句的结束符，那么作为语句开始符号的关键字没有出现在表达式非终结符的FOLLOW集合中。这样，仅按上面

3、（1）来设定同步记号集合的话，作为赋值结束的分号的遗漏会引起下一语句的开始关键字被跳过。8、第74页图3.15第2行改成：C={closure({[S¢®·S]})}；9、第80页图3.19倒数第7行改成：置C的初值为{closure({[S¢®·S,$]})}；10、第111页倒数第4行开始的那段改成：语法树作为一种中间表示，允许把翻译从分析中分离出来，形成先分析后翻译的方式，即先分析生成语法树，然后再基于语法树进行翻译。即使是边分析边翻译，语法树作为一种概念上的中间表示，也是有用的。C和Java的编译器通常显式构造语法树。11、第119页图4.9下第1行第1

4、句改成：图4.10给出了图4.9的动作是怎样为a*5*b构造语法树的。12、第128页倒数第9行开始的那段改成：(a)写一个翻译方案，它输出每个a的嵌套深度。例如，对于句子(a,(a,a))，输出的结果是122。13、第134页倒数第11行和倒数第7行，第135页第7行（两处）、第9行，第136页倒数第3行，第137页第2行，第149页倒数第6行：“形式化的”都改成“形式的”14、第139行倒数第3条规则改成：(ExpIndex)(0£E2.val£N-1)15、第141页倒数第12行改成：S®id:=E{if(id.type==E.type&&E.typeÎ{

5、boolean,integer})16、第154页图5.13改成：cell=record,::infocellpointernextinteger(a)cell=record,::infopointernextinteger(b)图5.13递归定义的类型名17、第157页表5.4右栏的倒数第4行改成：S={s

6、sÎE2.typesands®tÎE1.types}（备注：改成斜体）18、第170页图6.9最后一行左栏改成：mq(1,9)rp(1,9)q(1,3)q(1,0)p(1,3)19、第172页第7行开始的那段改成：（4）q根据局部数据域和临时数据域的大小来

7、减小top_sp的值，也就是进行局部数据和临时数据的空间分配，并初始化它的局部数据，开始执行过程体，如图6.10所示。20、第203页中间那段改成：静态单赋值形式（staticsingle-assignmentform，简称SSA）是一种便于某些代码优化的中间表示。SSA有两个显著特点可区别它和三地址代码。第一个特点是，SSA中所有赋值指令都是对不同名字变量的赋值，所有才有静态单赋值这个术语。图7.4是用三地址代码和静态单赋值形式写的同一个中间语言程序，注意，在SSA表示中，下标用来区别变量p和q的每个定义。21、第204页图7.5最后1行改成：T®T1{T.t

8、ype=pointer(T1.type);T.width=4;}22、第206页第2行改成：M®e{t=mkTable(nil);push(t,tblptr);push(0,offset);}23、第207页图7.8中最后1行改成：L®e{t=mkTable(nil);push(t,tblptr);push(0,offset);}24、第210页倒数第2段前2行改成：使用Elist的综合属性array来传递符号表中数组名条目的指针。并使用Elist.ndim来记录已分析过的下标表达式的个数。函数limit(array,j)返回nj，它是array指向数组第j维的

9、大小。25、第211页倒