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2013年下半年 上午试卷 综合知识
第 28 题
知识点 编译器   词法分析   代码优化   高级语言   目标代码生成   语法分析   语义分析   中间代码   中间代码生成  
关键词 编译器   词法分析   代码生成   代码优化   高级语言   解释器   语法分析   语义分析   源程序   中间代码   编译   语言   语义  
章/节 软件基础知识  
 
 
编译和解释是实现高级语言翻译的两种基本方式,相对应的程序分别称为编译器和解释器。与编译器相比,解释器(28)。编译器高级语言源程序的处理过程可以划分为词法分析语法分析语义分析中间代码生成、代码优化目标代码生成等几个阶段;其中,代码优化和 (29) 并不是每种编译器都必需的。词法分析的作用是识别源程序中的(30)。
 
  A.  不参与用户程序的运行控制,用户程序执行的速度更慢
 
  B.  参与用户程序的运行控制,用户程序执行的速度更慢
 
  C.  参与用户程序的运行控制,用户程序执行的速度更快
 
  D.  不参与用户程序的运行控制,用户程序执行的速度更快
 
 




 
 
相关试题     语言翻译基础知识(汇编、编译、解释) 

  第30题    2009年上半年  
与表达式“a-(b+c)*d”对应的后缀式为(30).

  第31题    2012年上半年  
后缀表达式“ab+cd-*”与表达式(31)对应。

  第29题    2011年上半年  
对高级语言程序进行翻译时,源程序中的变量不可能映射到(29)。

 
知识点讲解
· 编译器
· 词法分析
· 代码优化
· 高级语言
· 目标代码生成
· 语法分析
· 语义分析
· 中间代码
· 中间代码生成
 
        编译器
        编译阶段要做的工作是用交叉编译或汇编工具处理源代码,产生目标文件。在嵌入式系统中,宿主机和目标机所采用的处理器芯片通常是不一样的。例如,目标机采用的CPU是DragonBall M68x系列或ARM系列,而宿主机采用的是x86系列。因此,为了把宿主机上编写的高级语言程序编译成可以在目标机上运行的二进制代码,就需要用到交叉编译器。
        与普通PC中的C语言编译器不同,嵌入式系统中的C语言编译器要进行专门的优化,以提高编译效率。一般来说,优秀的嵌入式C编译器所生成的代码,其长度和执行时间仅比用汇编语言编写的代码长5%~20%。编译质量的不同,是区别嵌入式C编译器工具的重要指标。因此,硬件厂商往往会针对自己开发的处理器的特性来定制编译器,既提供对高级语言的支持,又能很好地对目标代码进行优化。
        GNU C/C++(gcc)是目前比较常用的一种交叉编译器,它支持非常多的宿主机/目标机组合。宿主机可以是Unix、AIX、Solaris、Windows、Linux等操作系统,目标机可以是x86、Power PC、MIPS、SPARC、Motorola 68K等各种类型的处理器。
        gcc是一个功能强大的工具集合,包含了预处理器、编译器、汇编器、连接器等组件。它在需要时会去调用这些组件来完成编译任务,而输入文件的类型和传递给gcc的参数决定了它将调用哪些组件。对于一般或初级的开发者,它可以提供简单的使用方式,即只给它提供C源码文件,它将完成预处理、编译、汇编、连接等所有工作,最后生成一个可执行文件。而对于中高级开发者,它提供了足够多的参数,可以让开发者全面控制代码的生成,这对于嵌入式系统软件开发来说是非常重要的。
        gcc识别的文件类型主要包括:C语言文件、C++语言文件、预处理后的C文件、预处理后的C++文件、汇编语言文件、目标文件、静态链接库、动态链接库等。以C程序为例,gcc的编译过程主要分为4个阶段:
        (1)预处理阶段,即完成宏定义和include文件展开等工作;
        (2)根据编译参数进行不同程度的优化,编译成汇编代码;
        (3)用汇编器把上一阶段生成的汇编码进一步生成目标代码;
        (4)用连接器把上一阶段生成的目标代码、其他一些相关的系统目标代码以及系统的库函数连接起来,生成最终的可执行代码。
        用户可以通过设定不同的编译参数,让gcc在编译的不同阶段停止下来,这样可以检查编译器在不同阶段的输出结果。
        在gcc的高级用法上,一般希望通过使用编译器达到两个目的:检查出源程序的错误;生成速度快、代码量小的执行程序。这可以通过设置不同的参数来实现,例如,“-Wall”参数可以发现源程序中隐藏的错误;“-O2”参数可以优化程序的执行速度和代码大小;“-g”参数可以对执行程序进行调试。
 
        词法分析
        词法分析过程的本质是对构成源程序的字符串进行分析,是一种对象为字符串的运算。语言中具有独立含义的最小语法单位是符号(单词),如标识符、无符号常数与界限符等。词法分析的任务是把构成源程序的字符串转换成单词符号序列。
               字母表、字符串、字符串集合及运算
               (1)字母表∑:元素的非空有穷集合。例如,∑={ab}。
               (2)字符:字母表∑中的一个元素。例如,∑上的ab
               (3)字符串:字母表∑中字符组成的有穷序列。例如,a、ab、aaa都是∑上的字符串。
               (4)字符串的长度:字符串中的字符个数。例如,|aba|=3。
               (5)空串ε:由0个字符组成的序列。例如,|ε|=0。
               (6)连接:字符串ST的连接是指将串T接续在串S之后,表示为S·T,连接符号“·”可省略。显然,对于字母表∑上的任意字符串SS·ε=ε·S=S。
               (7)空集:用符号Φ表示。
               (8)∑*:指包括空串ε在内的∑上所有字符串的集合。例如,设∑={ab},∑*={ε,ab,aa,bb,ab,ba,aaa,…}。
               (9)字符串的方幂:把字符串α自身连接n次得到的串,称为字符串αn次方幂,记为αnα0=ε,αn=ααn-1=αn-1αn>0)。
               (10)字符串集合的运算:设AB代表字母表∑上的两个字符串集合。
               .或(合并):AB={α|αAαB}。
               .积(连接):AB={αβ|αAβB}。
               .幂:An=A·An-1=An-1·An>0),并规定A0={ε}。
               .正则闭包+:A+=A1A2A3∪…
               .闭包*:A*=A0A+。显然,∑*=∑0∪∑1∪∑2∪…
               正规表达式和正规集
               词法规则可用3型文法(正规文法)或正规表达式描述,它产生的集合是语言基本字符集∑(字母表)上的字符串的一个子集,称为正规集。
               对于字母表∑,其上的正规式(正则表达式)及其表示的正规集可以递归定义如下。
               (1)ε是一个正规式,它表示集合Lε)={ε}。
               (2)若a是∑上的字符,则a是一个正规式,它所表示的正规集为La)={a}。
               (3)若正规式rs分别表示正规集Lr)和L(s),则:
               ①r|s是正规式,表示集合Lr)∪L(s)。
               ②r·s是正规式,表示集合LrLs)。
               ③r*是正规式,表示集合(Lr))*。
               ④(r)是正规式,表示集合Lr)。
               仅由有限次地使用上述三个步骤定义的表达式才是∑上的正规式。
               运算符“|”“·”“*”分别称为“或”“连接”和“闭包”。在正规式的书写中,连接运算符“·”可省略。运算符的优先级从高到低顺序排列为“*”“·”“|”。
               设∑={ab},在下表中列出了∑上的一些正规式和相应的正规集。
               
               正规式和相应的正规集
               若两个正规式表示的正规集相同,则认为二者等价。两个等价的正规式UV记为U=V。例如,b(ab)*=(ba)*b,(a|b)*=(a*b*)*。
               有限自动机
               有限自动机是一种识别装置的抽象概念,它能准确地识别正规集。有限自动机分为两类:确定的有限自动机和不确定的有限自动机。
               (1)确定的有限自动机(Deterministic Finite Automata,DFA)。一个确定的有限自动机是个五元组:(S,∑,fs0Z),其中:
               ①S是一个有限集合,它的每个元素称为一个状态。
               ②∑是一个有穷字母表,它的每个元素称为一个输入字符。
               ③fS×∑→S上的单值部分映像。fAa=Q表示当前状态为A、输入为a时,将转换到下一状态Q。称QA的一个后继状态。
               ④s0S,是唯一的一个开始状态。
               ⑤Z是非空的终止状态集合,
               一个DFA可以用两种直观的方式表示:状态转换图和状态转换矩阵。状态转换图是一个有向图,简称为转换图。DFA中的每个状态对应转换图中的一个结点;DFA中的每个转换函数对应图中的一条有向弧,若转换函数为fAa)=Q,则该有向弧从结点A出发,进入结点Q,字符a是弧上的标记。
               例如,DFAM1=({s0s1s2s3},{ab},fs0,{s3}),其中f为:
               fs0a)=s1fs0b)=s2fs1a)=s3fs1b)=s2fs2a)=s1fs2b)=s3fs3a)=s3
               与DFAM1对应的状态转换图如下图(a)所示,其中,状态s3表示的结点是终态结点。状态转换矩阵可以用一个二维数组M表示,矩阵元素M[A,a]的行下标表示状态,列下标表示输入字符,M[Aa]的值是当前状态为A、输入字符为a时,应转换到的下一状态。与DFAM1对应的状态转换矩阵如下图(b)所示。在转换矩阵中,一般以第一行的行下标对应的状态作为初态,而终态则需要特别指出。
               
               确定的有限自动机示意图
               对于∑中的任何字符串ω,若存在一条从初态结点到某一终止状态结点的路径,且这条路径上所有弧的标记符连接成的字符串等于ω,则称ω可由DFAM识别(接受或读出)。若一个DFAM的初态结点同时又是终态结点,则空字ε可由该DFA识别(或接受)。DFAM所能识别的语言LM)={ω|ω是从M的初态到终态的路径上的弧上标记所形成的串}。
               例如,对于字符串"ababaa",在上图(a)所示的状态转换图中,识别"ababaa"的路径是s0s1s2s1s2s1s3。由于从初态结点s0出发,存在到达终态结点s3的路径,因此该DFA可识别串"ababaa"。而"abab"和"baab"都不能被该DFA接受。对于字符串“abab“,从初态结点s0出发,经过路径s0s1s2s1s2,当串结束时还没有到达终态结点s3;而对于串"baab",经过路径s0s2s1s3,虽然能到达终态结点s3,但串尚未结束又不存在与下一字符"b"相匹配的状态转换。
               (2)不确定的有限自动机(Nondeterministic Finite Automata,NFA)。一个不确定的有限自动机也是一个五元组,它与确定有限自动机的区别如下。
               ①fS×∑→2s上的映像。对于S中的一个给定状态及输入符号,返回一个状态的集合。即当前状态的后继状态不一定是唯一确定的。
               ②有向弧上的标记可以是ε
               例如,已知有NFAN=({s0s1s2s3},{ab},fs0,{s3}),其中f为:
               fs0a)=s0fs0a)=s1fs0b)=s0fs1b)=s2fs2b)=s3
               与NFAM2对应的状态转换图和状态转换矩阵如下图所示。
               
               NFA的状态转换图和转换矩阵
               显然,DFA是NFA的特例。实际上,对于每个NFAM,都存在一个DFAN,L(M)=L(N)。
               词法分析器的任务是把构成源程序的字符流翻译成单词符号序列。手工构造词法分析器的方法是先用正规式描述语言规定的单词符号,然后构造相应有限自动机的状态转换图,最后依据状态转换图编写词法分析器(程序)。
 
        代码优化
        优化是一个编译器的重要组成部分,由于编译器将源程序翻译成中间代码的工作是机械的、按固定模式进行的,因此,生成的中间代码往往在时间和空间方面的效率较差。当需要生成高效的目标代码时,就必须进行优化。优化过程可以在中间代码生成阶段进行,也可以在目标代码生成阶段进行。由于中间代码不依赖于具体机器,此时所作的优化一般建立在对程序的控制流和数据流分析的基础之上,与具体的机器无关。优化所依据的原则是程序的等价变换规则。例如,在生成X:=Y+Z*60的四元式后,60是编译时已知的常数,把它转换为60.0的工作可以在编译时完成,没有必要生成一个四元式,同时t3仅仅用来将其值传递给idl,也可以化简掉,因此上述的中间代码可转优化成下面的等价代码:
        
        这只是优化工作中的一个简单示例,真正的优化工作要复杂得多。
 
        高级语言
        不论是机器语言还是汇编语言都是面向硬件的具体操作的,语言对机器的过分依赖,要求使用者必须对硬件结构及其工作原理都十分熟悉,非计算机专业人员是难以做到的,对于计算机的推广应用是不利的。计算机事业的发展,促使人们去寻求一些与人类自然语言相接近且能为计算机所接受的语意确定、规则明确、自然直观和通用易学的计算机语言。这种与自然语言相近并为计算机所接受和执行的计算机语言称高级语言。高级语言是面向用户的语言,每一种高级(程序设计)语言,都有自己人为规定的专用符号、英文单词、语法规则和语句结构(书写格式)。高级语言与自然语言(英语)更接近,而与硬件功能相分离(彻底脱离了具体的指令系统),便于广大用户掌握和使用。高级语言的通用性强,兼容性好,便于移植。
        高级语言主要是相对于汇编语言而言,它并不是特指某一种具体的语言,而是包括了很多编程语言。它又可分为面向过程的语言和面向问题的语言,前者在编程时不仅要告诉计算机“做什么”,而且要告诉计算机“怎么做”,如Basic,Pascal, Fortran, C等高级语言。后者只要告诉计算机做什么,如Lisp,Prolog等高级语言,也常称为人工智能语言。
 
        目标代码生成
        目标代码生成是编译器工作的最后一个阶段。这一阶段的任务是把中间代码变换成特定机器上的绝对指令代码、可重定位的指令代码或汇编指令代码,这个阶段的工作与具体的机器密切相关。例如,使用两个寄存器R1和R2,可对上述的四元式生成下面的目标代码:
        
        这里用#表明60.0为常数。
 
        语法分析
        语法分析的任务是根据语言的语法规则,分析单词串是否构成短语和句子,即是否为合法的表达式、语句和程序等基本语言结构,同时检查和处理程序中的语法错误。程序设计语言的绝大多数语法规则可以采用上下文无关文法进行描述。语法分析方法有多种,根据产生语法树的方向,可分为自底向上(或自下而上)和自顶向下(或自上而下)两类。
               上下文无关文法
               上下文无关文法属于乔姆斯基定义的2型文法,被广泛地用于表示各种程序设计语言的语法。对于上下文无关文法GS]=(VNVTPS),其产生式的形式都是Aβ,其中AVNβ∈(VNVT*
               若不加特别说明,下面用大写英文字母ABC等表示非终结符,小写英文字母abc等表示终结符号,uvw等表示终结符号串,小写希腊字母αβγδ等表示终结符和非终结符构成的文法符号串。由于一个上下文无关文法的核心部分是其产生式集合,所以文法可以简写为其产生式集合的描述形式。
               (1)规范推导(最右推导)。如果在推导的任何一步其中αβ是句型),都是对α中最右边的非终结符进行替换,则称这种推导为最右推导。最右推导常称为规范推导。同理可定义最左推导。
               (2)短语、直接短语和句柄。设αδβ是文法G的一个句型,即,且满足,则称δ是句型αδβ相对于非终结符A的短语。特别地,如果有,则称δ是句型αδβ相对于产生式Aδ的直接短语。一个句型的最左直接短语称为该句型的句柄。
               自顶向下语法分析方法
               自顶向下分析法的基本思想是:对于给定的输入串ω,从文法的开始符号S出发进行最左推导,直到得到一个合法的句子或者发现一个非法结构。在推导的过程中试图用一切可能的方法,自上而下、从左到右地为输入串ω建立语法树。整个分析过程是一个试探的过程,是反复使用不同产生式谋求与输入序列匹配的过程。若输入串是给定文法的句子,则必能成功,反之必然出错。
               文法中存在下述产生式时,自顶向下分析过程中会出现下面的问题:
               (1)若文法中存在形如Aαβαδ的产生式,即A产生式中有多于一个候选项的前缀相同(称为公共左因子,简称左因子),则可能导致分析过程中的回溯处理。
               (2)若文法中存在形如A的产生式,由于采取了最左推导,可能会造成分析过程陷入死循环的情况,产生式的这种形式被称为左递归。
               因此,需要对文法进行改造,消除其中的左递归,以避免分析陷入死循环;提取左因子,以避免回溯。
               (3)递归下降分析法。递归下降分析法直接以子程序调用的方法模拟产生式产生语言的过程,其基本思想是:为每一个非终结符构造一个子程序,每个子程序的过程体按该产生式候选项分情况展开,遇到终结符即进行匹配,而遇到非终结符则调用相应的子程序。该分析法从调用文法开始符号的子程序开始,直到所有非终结符都展开为终结符并得到匹配为止。若分析过程可以达到这一步,则表明分析成功,否则表明输入串中有语法错误。递归下降分析法的优点是简单且易于构造,缺点是程序与文法直接相关,对文法的任何改变都需要在程序中进行相应的修改。
               (4)预测分析法。预测分析法是另一种自顶向下的语法分析方法,其基本模型如下图所示。
               
               预测分析模型示意图
               预测分析法的核心是预测分析表,可以用一个二维数组M表示,其元素MAa](AVNaVT∪#)存放关于A的产生式,表明当遇到输入符号为a且用A进行推导时,所应采用的产生式;若MAa]为error,则表明推导时遇到了不该出现的符号,应进行出错处理。
               例如,根据文法GE]={ETE',E'→+TE'|εTFT',T'→*FT'|εF→(E)|id|}的构造的预测分析表如下表所示。
               
               预测分析表
               预测分析法的工作过程是:初始时,将“#”和文法的开始符号依次压入栈中;在分析过程中,根据输入串中的当前输入符号a和当前的栈顶符号X进行处理。
               若X=a='#',则分析成功;若X='#'且a≠'#',则出错。
               若XVTX=a,则X退栈,并读入下一个符号a;若XVTXa,则出错。
               若XVNMXa]='Aα',则X退栈,α中的符号从右到左依次进栈(ε无须进栈);若MXa]='error',则调用出错程序进行处理。
               自底向上语法分析方法
               常用的自底向上分析方法也称移进-归约分析法,工作模型是下推自动机,如下图所示。其基本思想是对输入序列ω自左向右进行扫描,并将输入符号逐个移进一个栈中,边移进边分析,一旦栈顶符号串形成某个句型的可归约串(即句柄)时,就用某个产生式的左部非终结符来替代,这称为一步归约。重复这一过程,直至栈中只剩下文法的开始符号且输入串也被扫描完时为止,确认输入串ω是文法的句子,表明分析成功;否则,进行出错处理。
               
               移进-归约分析模型
               LR分析法是一种规范归约分析法。规范归约是规范推导(最右推导)的逆过程,下面举例说明规范归约的过程。
               LR分析法根据当前分析栈中的符号串(通常以状态表示)和向右顺序查看输入串的k个(k≥0)符号,就可唯一确定分析器的动作是移进还是归约,以及用哪条产生式进行归约,因而也就能唯一地确定句柄。当k=1时,已能满足当前绝大多数高级语言编译程序的需求。常用的LR分析器有LR(0)、SLR(1)、LALR(1)和LR(1)。
               一个LR分析器由如下三个部分组成:
               (1)驱动器。或称驱动程序。对所有LR分析器,驱动程序都是相同的。
               (2)分析表。不同的文法具有不同的分析表。同一文法采用不同的LR分析器时,分析表也不同。分析表又可分为动作表(ACTION)和状态转换表(GOTO)两个部分,它们都可用二维数组表示。
               (3)分析栈。其包括文法符号栈和相应的状态栈。
               分析器的动作由栈顶状态和当前输入符号决定(LR(0)分析器不需向前查看输入符号),LR分析器的模型如下图所示。
               
               LR分析器模型示意图
               其中SP为栈顶指针,Si为状态,Xi为文法符号。ACTION[Sia]=Sj规定了栈顶状态为Si且遇到输入符号a时应执行的动作。状态转换表GOTO[SiX]=Sj表示当状态栈顶为Si且文法符号栈顶为X时应转向状态Sj
               LR分析器的工作过程以格局的变化来反映。格局的形式为(栈,剩余输入,动作)。分析是从某个初始格局开始的,经过一系列的格局变化,最终达到接受格局,表明分析成功;或者达到出错格局,表明发现一个语法错误。因此,开始格局的剩余输入应该是全部的输入序列,而接受格局中的剩余输入应该为空,任何其他格局或者出错格局中的剩余输入应该是全部输入序列的一个后缀。
               在LR分析过程中,改变格局的动作有以下4种:
               (1)移进(shift)。当ACTION[Sia]=Sj时,把a移进文法符号栈并转向状态Sj
               (2)归约(reduce)。当在文法符号栈顶形成句柄β时,把β归约为相应产生式Aβ的非终结符A。若β的长度为r(即|β|=r),则弹出文法符号栈顶的r个符号,然后将A压入文法符号栈中。
               (3)接受(accept)。当文法符号栈中只剩下文法的开始符号S,并且输入符号串已经结束时(当前输入符是“#”),分析成功。
               (4)报错(error)。当输入串中出现不该有的文法符号时,就报错。
               LR分析器的核心部分是分析表的构造,这里不再详述。
 
        语义分析
        语义分析阶段分析各语法结构的含义,检查源程序是否包含静态语义错误,并收集类型信息供后面的代码生成阶段使用。只有语法和语义都正确的源程序才能翻译成正确的目标代码。
        语义分析的一个主要工作是进行类型分析和检查。程序语言中的一个数据类型一般包含两个方面的内容:类型的载体及其上的运算。例如,整除取余运算符只能对整型数据进行运算,若其运算对象中有浮点数就认为是一种类型不匹配的错误。
        在确认源程序的语法和语义之后,就可对其进行翻译并给出源程序的内部表示。对于声明语句,需要记录所遇到的符号的信息,所以应进行符号表的填查工作。在下图所示的符号表中,每一行存放一个符号的信息。第一行存放标识符X的信息,其类型为real,为它分配的地址是0;第二行存放Y的信息,其类型是real,为它分配的地址是4。因此,在该语言中,为一个real型数据分配的存储空间是4个存储单元。对于可执行语句,则检查结构合理的表达式是否有意义。对id1:=id2+id3*60进行语义分析后的语法树如下图所示,其中增加了一个语义处理节点inttoreal,该运算用于将一个整型数转换为浮点数。
        
        语义分析后的符号表和语法树示意图
 
        中间代码
        从原理上讲,对源程序进行语义分析之后就可以直接生成目标代码,但由于源程序与目标代码的逻辑结构往往差别很大,特别是考虑到具体机器指令系统的特点,要使翻译一次到位很困难,而且用语法制导方式机械生成的目标代码往往是烦琐和低效的,因此有必要设计一种中间代码,将源程序首先翻译成中间代码表示形式,以利于进行与机器无关的优化处理。由于中间代码实际上也起着编译器前端和后端的分水岭作用,所以使用中间代码也有助于提高编译程序的可移植性。常用的中间代码有后缀式、四元式和树等形式。
        (1)后缀式(逆波兰式)。逆波兰式是波兰逻辑学家卢卡西维奇(Lukasiewicz)发明的一种表示表达式的方法。这种表示方式把运算符写在运算对象的后面,例如,把a+b写成ab+,所以也称为后缀式。这种表示法的优点是根据运算对象和算符的出现次序进行计算,不需要使用括号,也便于用栈实现求值。对于表达式x:=(a+b)*(c+d),其后缀式为xab+cd+*:=。
        (2)树形表示。例如,表达式x:=(a+b)*(c+d)的树形表示如下图所示。
        
        表达式的树形表示
        (3)四元式表示。四元式是一种普遍采用的中间代码形式,其组成成分为运算符OP、第一运算对象ARG1、第二运算对象ARG2和运算结果RESULT。其中,运算对象和运算结果有时指用户自定义的变量,有时指编译程序引入的临时变量,RESULT总是一个新引进的临时变量,用来存放运算结果。例如,表达式x:=(a+b)*(c+d)的四元式表示为:
        ①(+,a,b,t1)②(+,c,d,t2)③(*,t1,t2,t3)④(:=,t3,_,x)
 
        中间代码生成
        中间代码生成阶段的工作是根据语义分析的输出生成中间代码。“中间代码”是一种简单且含义明确的记号系统,可以有若干种形式,它们的共同特征是与具体的机器无关。最常用的一种中间代码是与汇编语言的指令非常相似的三地址码,其实现方式常采用四元式。四元式的形式为:
        
        例如,对语句X:=Y+Z*60,可生成以下四元式序列:
        
        其中,t1、t2、t3是编译程序生成的临时变量,用于存放临时的运算结果。
        语义分析和中间代码生成所依据的是语言的语义规则。



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