编译原理第6章
编译原理课件(刘铭)第6章
本章小结
也就是说标识符是一个没有意义 的字符序列,而名字有确切的意义。 在程序语言中标识符可以是一个变量 的名字或一个函数的名字。
例如 area , 作为标识符,它没有 任何意思,但作为名字,可以表示 变量名或函数名等。
本章小结
3. 符号表的查找
符号表查找算法与该符号表的构造方法 密切相关即有顺序查找、折半查找和杂 凑查找算法。
6.3 符号表的组织
一个编译程序,从词法分析、语法 分析、语义分析到代码生成的整个过程 中,符号表是连贯上下文进行语义检查、 语义处理、生成代码和存储分配的主要 依据,因此符号表的组织直接关系到这 些语义功能的实现和语义处理的时空效 率。
6.3 符号表的组织
符号表的表格形式
名 字 栏 信 息 栏
符号表的作用
符号表的组织
符号表的建立和查找
6.1 符号表的作用与生成期
符号表的作用 符号表用来存放程序语言中出现 的有关标识符的属性和特征。 符号表在整个编译期间的作用归 纳为以下几个方面: 将标识符的名字及属性登录在符号 表中
6.1 符号表的作用与生成期
在分析说明语句时,编译程序根 据说明语句信息将标识符的相应属性 如标识符的类型:实型,整型,布尔 型等;标识符的种属:数组名,变量 名,过程名,函数名等; 标识符的作用 域:全局变量或局部变量等信息登录 到符号表中。
名字栏存放标识符的名字,信息栏存放 名字相关属性。
. . .
. . .
6.3 符号表的组织
符号表的总体组织 1. 编译程序按名字的不同属性构造出多 个符号表。如常量表、变量名表等。 符号表结构相同,表项等长。不便管理。
2. 编译程序把语言中的所有名字组织在 一张符号表中。 符号表便于管理,但表结构复杂且表项 不等长。
《编译原理》课后习题答案
第7 题证明下述文法G[〈表达式〉]是二义的。
〈表达式〉∷=a|(〈表达式〉)|〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉∷=+|-|*|/答案:可为句子a+a*a 构造两个不同的最右推导:最右推导1 〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉a=>〈表达式〉* a=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉* a=>〈表达式〉〈运算符〉a * a=>〈表达式〉+ a * a=>a + a * a最右推导2 〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉〈运算符〉a=>〈表达式〉〈运算符〉〈表达式〉* a=>〈表达式〉〈运算符〉a * a=>〈表达式〉+ a * a=>a + a * a第8 题文法G[S]为:S→Ac|aB A→ab B→bc该文法是否为二义的?为什么?答案:对于串abc(1)S=>Ac=>abc (2)S=>aB=>abc即存在两不同的最右推导。
所以,该文法是二义的。
或者:对输入字符串abc,能构造两棵不同的语法树,所以它是二义的。
第9 题考虑下面上下文无关文法:S→SS*|SS+|a(1)表明通过此文法如何生成串aa+a*,并为该串构造语法树。
(2)G[S]的语言是什么?答案:(1)此文法生成串aa+a*的最右推导如下S=>SS*=>SS*=>Sa*=>SS+a*=>Sa+a*=>aa+a*(2)该文法生成的语言是:*和+的后缀表达式,即逆波兰式。
第10 题文法S→S(S)S|ε(1) 生成的语言是什么?(2) 该文法是二义的吗?说明理由。
答案:(1)嵌套的括号(2)是二义的,因为对于()()可以构造两棵不同的语法树。
第11 题令文法G[E]为:E→T|E+T|E-T T→F|T*F|T/F F→(E)|i证明E+T*F 是它的一个句型,指出这个句型的所有短语、直接短语和句柄。
编译原理-清华大学-第6章-LR分析法(2+1,2+1)
r1 5
三、LR分析算法
状态/符号
Sm Xm Sm-1Xm-1 …… …… …… S1 X1
0#
输入缓冲区 a1…ai…an#
LR主控 程序
动作表 转移表 action goto
产生式 序列
分析表
置ip指向输入串w的第一个符号;
状态0和符号#分别进分析栈;
令S为状态栈的栈顶状态;a是ip指向的符号;
作为DFA的初始状态。
21
3)定义状态转换函数GO (产生新的项目集)
GO(I,X)定义为CLOSURE(J),其中I,J都是项目集, X(VN∪VT), J={AX•|当A•XI}。
J 的构造方法类似于词法分析的 MOVE函数
GO(I,X)类似于 CLOSURE( MOVE(I,X))
4)构造LR(0)项目集规范族的算法
2、S′S• 称为句子识别态或接受项目;
3、转换关系:项目i为XX1…Xi-1•Xi…Xn, 项目j为XX1…Xi • Xi+1…Xn, 则从项目i画一弧线射向j,标记为Xi;
4、若项目i为X•A,其中A是非终结符,则从i项目画 弧射向所有A•的项目,V*
5、规约项目为终态用双圈表示,双圈外有*号者为接受态 18
(最左规约,规范规约)
ab[2]b[3]cd[4]e[1]
(用[2]归约)
<= aAb[3]cd[4]e[1]
<= aAcd[4]e[1] <= aAcBe[1]
(用[3]归约) (用[4]归约) (用[1]归约)
<= S
其中<=表示规约
问题:在归约过程中,那些是可归前缀?
13
4、活前缀:G=(Vn,Vt,P,S'), 若有规范推导 S′* αAωαβω,
现代编译原理--第六章(中间树IRTree含源码)
现代编译原理--第六章(中间树IRTree含源码)这⼀章,就虎书⽽⾔,理论知识点是及其少的,就介绍了为什么要有⼀个中间表⽰树。
看下⾯这张图就能理解为什么了。
由以上可以知道,中间表达式树可以看成是⼀种简化过的汇编语⾔组成的树。
在这个阶段,我们已经抛弃了所有的变量名称和函数名称,使⽤标号以及变量以及临时变量(temp_newtemp)来代替来代替。
,⽽且所有的变量都存储在frame中,也就是说,我们是使⽤frame 来分割代码的,⼀个frame就代表了⼀个函数。
这章的代码量却是挺多的。
在写代码之前,如果不懂整个代码的布局,是很难了解书上那写代码是对应那些功能,以及书上没有给出的代码,我应该这么完善。
那么,我就我⾃⼰的理解来说⼀下到⽬前为⽌(翻译成中间表⽰树以后,编译器的前端就算基本完成了),整个代码的布局是什么样。
⾸先我们从外部读取tiger语⾔编写的源代码,经过由flex和bison⽣成的lex.yy.cpp tiger.tab.cpp tiger.tab.h的处理(词法分析,语法分析),⽣成了抽象语法树,这个语法树的数据结构是在absyn,table,symbol这些⽂件中定义的。
然后我们要抽象语法树转化为中间表⽰树,这个转化过程都是由 semant ⽂件中的函数完成(语义分析)。
semant主要完成了两个任务:对类型检测(类型检测)以及⽣成中间表达树(中间表达树)。
类型检测过程中使⽤到了evn,table,symbol,type中定义的⼀些东西。
⽽转化为中间表⽰树使⽤了translate⽂件中的函数,之所以使⽤这translate⽂件,是为了将树的具体构建过程和语义分析过程分离,这样如果想要⽤另⼀种⽅式表⽰中间表⽰树,可以不动原来semant的代码。
因为在semant定义的函数只能看到以Tr_开头的函数,⽽看不到关于树的任何信息。
⼀棵中间表⽰树是由frame(F 开头),tree(T开头)两部⽂件分组成的,并且这两部分只被translate使⽤。
《编译原理》(陈火旺版)课后作业参考答案ch6-10
第6章 属性文法和语法制导翻译7. 下列文法由开始符号S 产生一个二进制数,令综合属性v al 给出该数的值:试设计求S.val 的属性文法,其中,已知B 的综合属性c, 给出由B 产生的二进位的结果值。
例如,输入101.101时,S.val=5.625,其中第一个二进位的值是4,最后一个二进位的值是0.125。
【答案】11. 设下列文法生成变量的类型说明:(1)构造一下翻译模式,把每个标识符的类型存入符号表;参考例6.2。
【答案】第7章 语义分析和中间代码产生1. 给出下面表达式的逆波兰表示(后缀式):3. 请将表达式-(a+b)*(c+d)-(a+b+c)分别表示成三元式、间接三元式和四元式序列。
【答案】间接码表:(1)→(2)→(3)→(4)→(1)→(5)→(6)4. 按7.3节所说的办法,写出下面赋值句A:=B*(-C+D ) 的自下而上语法制导翻译过程。
给出所产生的三地址代码。
【答案】5. 按照7.3.2节所给的翻译模式,把下列赋值句翻译为三地址代码: A[i, j]:=B [i, j] + C[A [k, l]] + d [ i+j] 【答案】6. 按7.4.1和7.4.2节的翻译办法,分别写出布尔式A or ( B and not (C or D) )的四元式序列。
【答案】用作数值计算时产生的四元式: 用作条件控制时产生的四元式:其中:右图中(1)和(8)为真出口,(4)(5)(7)为假出口。
7. 用7.5.1节的办法,把下面的语句翻译成四元式序列: While A<C and B<D do if A=1 then C:=C+1else while A ≦D do A:=A+2; 【答案】第9章 运行时存储空间组织4. 下面是一个Pascal 程序:当第二次( 递归地) 进入F 后,DISPLAY 的内容是什么?当时整个运行栈的内容是什么? 【答案】第1次进入F 后,运行栈的内容: 第2次进入F 后,运行栈的内容:第2次进入F 后,Display 内容为:5. 对如下的Pascal 程序,画出程序执行到(1)和(2)点时的运行栈。
编译原理第6章_1
STACK REMAINING INPUT
1
(int + int)#
2(
int + int)#
3 (int
+ int)#
4 (T
+ int)#
5 (E
+ int)#
6 (E +
int)#
7 (E + int
)#
8 (E + T
)#
9 (E
)#
10 (E)
#
11 T
#
12 E
#
13 S
#
PARSER ACTION Shift Shift Reduce: T –> int Reduce: E –> T Shift Shift Reduce: T –> int Reduce: E –> E + T Shift Reduce: T –> (E) Reduce: E –> T Reduce: S –> E
的左部而得到的
文法要求
shift-reduce or reduce-reduce 冲突(conflicts)
分析程序不能决定是shift 还是 reduce 或者分析程序归约时有多个产生式可选
例子 (dangling else) : S –> if E then S | if E then S else S
LR分析算法
then begin pop || 项 令当前栈顶状态为S’ push GOTO[S’, A]和A(进栈)
end else if ACTION[s,a]=acc
then return (成功) else error end
编译原理 龙书 第二版 第5、6章
2)E->T
E.type=T.type
3)T->num
T.type=integer
4)T->num.num
T.type=float
(2)
产生式
语义规则
1)E->E1+T
If E1.type ==T.type then E.type=E1.type
Else begin
E.type=float
105: goto–
6)按照产生式B->B1 || M B2进行归约
7)按照产生式B->(B1)进行归约
8)按照产生式B->B1 && M B2进行归约
9)各子表达式的truelist和falselist在上图中已标出
3)三元式序列
4)间接三元式序列
答:(1)抽象语法树
(2) 四元式序列
t1=b+c
t2=minus t1
t3=a+t2
op
Arg1
result
0
+
b
c
T1
1
minus
T1
T2
2
+
a
T2
T3
(3)三元式序列
op
Arg1
Arg2
0
+
b
c
1
minus
(0)
2
+
a
(1)
(4)间接三元式序列
10
(0)
E.type=T.type; E.val=T.val
3)T->num
T.type=integer; T.val=num
精品文档-编译原理基础(第二版)(刘坚)-第6章
第6章 代 码 生 成
【例6.3】 图6.1(b)中有三个循环: (1) B3自身是一个循环。 (2) B6自身是一个循环。 (3) { B2,B3,B4}是一个循环。 前两个循环仅有一个节点和一条指向自身的边。例如 B3构成一个以B3为入口节点的循环。根据定义6.3的第(2) 条性质,循环中必须有一条非空的指向入口节点的路径, 此处是从B3到B3。因为,单一节点B2没有一条从B2到B2的 边,所以它不是循环,因为在{B2}中没有从B2到其自身的 非空路径。
பைடு நூலகம்
第6章 代 码 生 成
为每个基本块构造一个节点,并且若B是C的前驱(或 者说C是B的后继),则从B到C有一条边,最终得到流图如 图6.1(b)所示。
入口指向基本块B1,因为B1包含程序的第一条指令。 B1的唯一后继是B2,因为B1不以无条件跳转结束且B2的头 指令紧随B1的结束之后。
第6章 代 码 生 成
定义6.1 一段顺序执行的语句序列被称为一个基本块, 其中,第一条语句被称为基本块的入口,最后一条语句被称为基本 块的出口。
由于基本块中的语句是被顺序执行的,因此基本块的控制 流总是从入口进入,从出口退出。任何一个复杂的程序控制流,均 可以划分为若干个基本块;极端情况下,一条语句构成一个基本块。 因此可以将一段完整的程序表示为一个程序流图。
候被使用。如果一个变量的值当前在寄存器中并且以后再也 不被使用,则该寄存器就可以分配给其他变量。
第6章 代 码 生 成
定义6.4 在形如(i) x := y op z的三地址码中,出现在 “:=”左边和右边的变量分别被称为对变量的定值和引用,i 被称为变量的定值点或引用点。若变量的值在i之后的代码序 列中被引用,则称变量在i点是活跃的。若变量x在i点被定值, 在j点被引用,且从i到j没有x的其他定值,则称j是i中变量x 的下次引用信息,所有这样的下次引用信息jk(k = 1, 2, …) 构成一个下次引用链。
《编译原理》教学大纲
《编译原理》教学大纲一、课程概述编译原理是计算机科学与技术专业的一门重要课程,也是软件工程领域的基础课程之一、本课程通过对编译器的原理和实现技术的学习,使学生掌握编译器的设计和实现方法,培养学生独立解决实际问题的能力。
二、教学目标1.理解编译器的基本原理和工作流程;2.掌握常见编译器的构建方法和技术;3.能够设计和实现简单的编译器;4.培养分析和解决实际问题的能力。
三、教学内容和教学进度1.第一章:引论1.1编译器的定义和分类1.2编译器的基本工作流程2.第二章:词法分析2.1编译器的基本结构2.2词法单元的定义和识别方法2.3正则表达式和有限自动机3.第三章:语法分析3.1语法分析的基本概念3.2语法规则的定义和表示方法3.3自顶向下的语法分析方法3.4自底向上的语法分析方法4.第四章:语义分析4.1语义分析的基本概念4.2属性文法和语法制导翻译4.3语义动作和符号表管理5.第五章:中间代码生成5.1中间代码的定义和表示方法5.2基本块和控制流图5.3三地址码的生成方法6.第六章:优化6.1优化的基本概念和原则6.2常见的优化技术和方法6.3编译器的优化策略7.第七章:目标代码生成7.1目标代码生成的基本原理7.2目标代码的表示方法和存储管理7.3基本块的划分和目标代码生成算法8.第八章:附加主题8.1解释器和编译器的比较8.2面向对象语言的编译8.3并行编译和动态编译四、教学方法1.理论教学与实践相结合,注重教学案例的分析和实践;2.引导学生主动探索,注重培养学生的自主学习能力;3.激发学生的兴趣,鼓励学生提问和讨论。
五、考核方式1.平时成绩:包括课堂测验、作业和实验报告等;2.期末考试:闭卷笔试,主要考查学生对编译原理的理论知识和实践能力的掌握程度。
六、参考教材1.《编译原理与技术》(第2版),龙书,机械工业出版社,2024年2.《现代编译原理-C语言描述》(第2版),谢路云,电子工业出版社,2024年七、参考资源1. 实验环境:Dev-C++、gcc、llvm等2.相关网站:编译原理教学网站、编译器开源项目等八、教学团队本课程由计算机科学与技术学院的相关教师负责教学,具体安排详见教务处发布的教学计划。
编译原理(龙书)习题(5,6,7,8)章
6.2.1 将算术表达式 a+-(b+c) 翻译成
1)抽象语法树 2)四元式序列 3)三元式序列 4)间接三元式序列
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1)抽象语法树:
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16
2)四元式序列:
3)三元式序列:
4)间接三元式序列:
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6.4.1 向图6-19的翻译方案中加入对应于下列产生式的规则: 1) EE1*E2 2) EE1(单目加 )
第5章 语法制导的翻译
5.2.3 假设我们有一个产生式 A。BAC,D B,C,D这四个非终 结符号都有两个属性:s是一个综合属性,而i是一个继承属 性。对于下面的每组规则,指出(i)这些规则是否满足S属性 定义的要求。(ii)这些规则是否满足L属性定义的要求。(iii) 是否存在和这些规则一致的求值过程?
1)一个repeat语句,repeat S while B 2)一个for循环语句,for (S1 ; B ; S2) S3
S-->repeat S1 while B
begin=newlabel() S1.next=newlabel() B.true=begin B.false = S.next S.code=label(begin)||
编译原理第三版答案
编译原理第三版答案编译原理是计算机科学中非常重要的一门课程,它涉及到程序设计语言的语法、语义和编译器的设计与实现等内容。
《编译原理》(Compilers: Principles, Techniques, and Tools)是编译原理领域的经典教材,由Alfred V. Aho、Monica S. Lam、Ravi Sethi和Jeffrey D. Ullman合著,已经出版了三个版本。
本文将针对《编译原理》第三版中的习题和答案进行整理和总结,以帮助学习者更好地理解和掌握编译原理相关知识。
第一章,引论。
1.1 什么是编译器?编译器是一种将源程序翻译成目标程序的程序,它包括词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化和目标代码生成等阶段。
1.2 编译器的主要任务是什么?编译器的主要任务是将高级语言程序翻译成等价的目标程序,同时保持程序的功能和性能。
1.3 编译器的结构包括哪些部分?编译器的结构包括前端和后端两部分,前端包括词法分析、语法分析和语义分析,后端包括中间代码生成、代码优化和目标代码生成。
第二章,词法分析。
2.1 什么是词法分析?词法分析是编译器中的第一个阶段,它将源程序中的字符序列转换成单词(Token)序列。
2.2 词法分析的主要任务是什么?词法分析的主要任务是识别源程序中的单词,并将其转换成单词符号表中的标识符。
2.3 词法分析中常见的错误有哪些?词法分析中常见的错误包括非法字符、非法注释、非法标识符等。
第三章,语法分析。
3.1 什么是语法分析?语法分析是编译器中的第二个阶段,它将词法分析得到的单词序列转换成抽象语法树。
3.2 语法分析的主要任务是什么?语法分析的主要任务是识别源程序中的语法结构,并检查语法的正确性。
3.3 语法分析中常见的错误有哪些?语法分析中常见的错误包括语法错误、缺失分号、缺失括号等。
第四章,语义分析。
4.1 什么是语义分析?语义分析是编译器中的第三个阶段,它对源程序的语义进行分析和处理。
编译原理_第6章__语义分析和中间代码生成
非终结符T有一个综合属性type,其值为 int或float。语义规则L.in=T.type表示L.in的属性 值由相应说明语句指定的类型T.type决定;属 性L.in被确定后将随语法树的逐步生成而传递 到下边的有关结点使用,这种结点属性称为继 承属性。由此可见,标识符的类型可以通过继 承属性的复写规则来传递。 例如,对输入串int a,b,根据上述的语义 规则,可在其生成的语法树中看到用“→”表 示的属性传递情况,如图6–3所示。
直接生成目标代码 直接生成机器语言或汇编语言形式的目标 代码的优点是编译时间短且无需中间代码到目 标代码的翻译。 生成中间代码 生成中间代码的优点是使编译结构在逻辑 上更为简单明确,特别是使目标代码的优化比 较容易实现。
语义分析时语义检查的分类:
动态语义检查
需要生成相应的目标代码,它是在运行时进行的;
例如,简单算术表达式求值的属性文法如下: 规则 语义规则 (1) S→E print (E.val) (2) E→E(1)+T E.val=E(1).val+T.val (3) E→T E.val=T.val (4) T→T(1)*F T.val=T(1).val*F.val (5) T→T(1) T.val=T(1).val (6) F→(E) F.val=E.val (7) F→i F.val=i.lexval
6.1 概
述
6.1.1 语义分析的概念 一个源程序经过词法分析、语法分析之后,表 明该源程序在书写上是正确的,并且符合程序语言 所规定的语法。但是语法分析并未对程序内部的逻 辑含义加以分析,因此编译程序接下来的工作是语 义分析,即审查每个语法成分的静态语义。如果静 态语义正确,则生成与该语言成分等效的中间代码, 或者直接生成目标代码。
编译原理 龙书 第二版 第5、6章
4)L’->BL1’
L1’.m=L’.m*L’.m;L1’.side=L’.side
L1’.inh=L’.inh*L’.side+B*L1’.m
L’.syn=L1’.syn
5)L’->ε
L’.syn=L’.inh
6)B->0
B.val=0
7)B->1
B.val=1
练习5.3.1:下面是涉及运算符+和整数或浮点运算分量的表达式文法。区分浮点数的方法是看它有无小数点。
E-〉E+T|T T-〉num.num|num
1)给出一个SDD来确定每个项T和表达式E的类型
2)扩展(1)中得到的SDD,使得它可以把表达式转换成为后缀表达式。使用一个单目运算符intToFloat把一个整数转换为相等的浮点数
答:
(1)
产生式
语义规则
1)E->E1+T
If E1.type ==T.type then E.type=E1.type
2)四元式序列
3)三元式序列
4)间接三元式序列
答:(1)抽象语法树
(2) 四元式序列
t1=b+c
t2=minus t1
t3=a+t2
op
Arg1
Arg2
result
0
+
b
c
T1
1
minus
T1
T2
2
+
a
T2
T3
(3)三元式序列
op
Arg1
Arg2
0
+
b
c
1
minus
(0)
编译原理作业集-第六章-修订
第六章属性文法和语法制导翻译本章要点1. 属性文法,基于属性文法的处理方法;2. S-属性文法的自下而上计算;3. L-属性文法的自顶向下翻译;4. 自下而上计算继承属性;本章目标掌握和理解属性方法、基于属性文法的处理方法、S-属性文法和自下而上计算、L-属性文法和自顶向下翻译、自下而上计算继承属性等内容。
本章重点1.语法制导翻译基本思想。
2.语义规则的两种描述方法:语法制导的定义和翻译方案。
语法制导的定义没有指明语义规则的计算次序,而翻译方案显式给出语义规则(或叫语义动作)的计算次序和位置。
3.基于属性文法的处理方法,综合属性定义(S属性定义)和L属性定义。
4.设计简单问题的语法制导定义和翻译方案,这是本章的重点和难点。
这种设计可看成是一种程序设计,是一种事件驱动形式的程序设计,因此它比一般的编程要难得多。
这里的事件是句子中各种语法结构的识别。
5.语义规则的三种计算方法:分析树方法、基于规则的方法和忽略规则的方法。
6.S属性的自下而上计算(边语法分析边属性计算,忽略规则的方法)。
7.L属性的自上而下计算(边语法分析边属性计算,忽略规则的方法)。
8.递归计算(先语法分析后属性计算,基于规则的方法)。
本章难点1. 设计简单问题的语法制导定义和翻译方案;作业题一、单项选择题:1. 文法开始符号的所有________作为属性计算前的初始值。
a. 综合属性b. 继承属性c. 继承属性和综合属性d. 都不是2. 对应于产生式A→XY继承属性Y.y的属性计算,可能正确的语义规则是________。
a. A.a:=f(X.x,Y.y);b. )Y.y:=f(A.a,Y.y);c. Y.y:=f(X.x);d. A.a:=f(Y.y);3. 描述文法符号语义的属性有两种,一种称为__ __,另一种称为__ ___。
a. L-属性b. R-属性c. 综合属性d. 继承属性4. 出现在产生式________和出现在产生式________不由所给的产生式的属性计算规则进行计算,而是由其他产生式的属性规则计算或者由属性计算器的参数提供。
编译原理习题及答案(整理后)
编译原理习题及答案(整理后)第⼀章1、将编译程序分成若⼲个“遍”是为了。
b.使程序的结构更加清晰2、构造编译程序应掌握。
a.源程序b.⽬标语⾔c.编译⽅法3、变量应当。
c.既持有左值⼜持有右值4、编译程序绝⼤多数时间花在上。
d.管理表格5、不可能是⽬标代码。
d.中间代码6、使⽤可以定义⼀个程序的意义。
a.语义规则7、词法分析器的输⼊是。
b.源程序8、中间代码⽣成时所遵循的是- 。
c.语义规则9、编译程序是对。
d.⾼级语⾔的翻译10、语法分析应遵循。
c.构词规则⼆、多项选择题1、编译程序各阶段的⼯作都涉及到。
b.表格管理c.出错处理2、编译程序⼯作时,通常有阶段。
a.词法分析b.语法分析c.中间代码⽣成e.⽬标代码⽣成三、填空题1、解释程序和编译程序的区别在于是否⽣成⽬标程序。
2、编译过程通常可分为5个阶段,分别是词法分析、语法分析中间代码⽣成、代码优化和⽬标代码⽣成。
3、编译程序⼯作过程中,第⼀段输⼊是源程序,最后阶段的输出为标代码⽣成程序。
4、编译程序是指将源程序程序翻译成⽬标语⾔程序的程序。
⼀、单项选择题1、⽂法G:S→xSx|y所识别的语⾔是。
a. xyxb. (xyx)*c. x n yx n(n≥0)d. x*yx*2、⽂法G描述的语⾔L(G)是指。
a. L(G)={α|S+?α , α∈V T*}b. L(G)={α|S*?α, α∈V T*}c. L(G)={α|S*?α,α∈(V T∪V N*)}d. L(G)={α|S+?α, α∈(V T∪V N*)}3、有限状态⾃动机能识别。
a. 上下⽂⽆关⽂法b. 上下⽂有关⽂法c.正规⽂法d. 短语⽂法4、设G为算符优先⽂法,G的任意终结符对a、b有以下关系成⽴。
a. 若f(a)>g(b),则a>bb.若f(a)c. a~b都不⼀定成⽴d. a~b⼀定成⽴5、如果⽂法G是⽆⼆义的,则它的任何句⼦α。
a. 最左推导和最右推导对应的语法树必定相同b. 最左推导和最右推导对应的语法树可能不同c. 最左推导和最右推导必定相同d. 可能存在两个不同的最左推导,但它们对应的语法树相同6、由⽂法的开始符经0步或多步推导产⽣的⽂法符号序列是。
编译原理第6章代码优化
合并已知量 删除公共子表达式(删除多余的运算)
删除无用赋值
第6部分 代码优化
循环优化
是指对循环中的代码进行优化。
循环优化包括:
代码外提 删除归纳变量 强度削弱
第6部分 代码优化
全局优化
是在整个程序范围内进行的优化, 需 进行数据流分析, 花费代价很高。
第6部分 代码优化
第6部分 代码优化
6.1.2 基本块的DAG表示
DAG(Directed Acyclic Graph)是一种有向图,
常常用来对基本块进行优化。 一个基本块的DAG是一种其结点带有下述标记 或附加信息的DAG:
第6部分 代码优化
(1) 图的叶结点(无后继的结点)以一标识符(变量名)或 常数作为标记,表示该结点代表该变量或常数的值。 如果叶结点用来表示一变量A的地址,则用addr(A) 作为该结点的标记。通常把叶结点上作为标记的标 识符加上下标0,以表示它是该变量的初值。 (2) 图的内部结点(有后继的结点)以一运算符作为标记, 表示该结点代表应用该运算符对其直接后继结点所 代表的值进行运算的结果。 (3) 图中各个结点上可能附加一个或多个标识符,表 示这些变量具有该结点所代表的值。 一个基本块由一个四元式序列组成,且每一个 四元式都可以用相应的DAG结点表示。
(1) G中四元式(2)和(6)都是已知量和已知量的 运算,G'已合并;
(2) G中四元式(5)是一种无用赋值,G'已将它 删除; (3) G中四元式(3)和(7)的R+r是公共子表达 式, G'只对它们计算了一次,即删除了多余的R+r 运算。 因此,G‘是对G实现上述三种优化的结果。
第6部分 代码优化
第6部分 代码优化
第6章LR分析法
第6章LR分析法LR(Left to Right Rightmost)分析法,是一种自底向上的分析方法,用于构建给定文法的句子的语法树。
它是由Donald Knuth于1965年首次提出,并成为编译原理课程的重要内容之一LR分析法的核心思想是将输入的符号串从左到右进行分析,并以右边界为参考点来进行规约动作。
其中,"L"表示从左到右扫描符号串,"R"表示使用逆推的方式构建语法树,"rightmost"表示将规约动作应用于右边界才开始构建语法树。
LR分析法分为两个关键步骤:构建LR分析表和执行分析过程。
首先是构建LR分析表。
我们需要构建两个表格,即项目集规范族和LR分析表。
项目集规范族是由多个项目集构成,每个项目集是一组项目的集合。
项目是文法规则的一种特殊形式,它包含文法规则的产生式以及一个“·”,表示正在扫描的位置。
LR分析表是一个二维表,行代表项目集,列代表终结符和非终结符。
表格中的每个条目包含动作和状态信息。
接下来是执行分析过程。
分析过程中需要构建一个分析栈和一个输入缓冲区。
分析栈用来保存已经处理的符号串,输入缓冲区用来保存待处理的符号串。
在分析过程中,根据当前的状态和输入符号,查找LR分析表中的相应条目来确定下一步的动作。
根据动作的类型(移进、规约或接受),对分析栈和输入缓冲区进行相应的操作。
LR分析法的优点是可以处理任意的LR文法,而不仅仅局限于SLR或LALR文法。
它能够进行自动错误恢复,并且适用于那些上下文无关文法的语法结构分析。
然而,LR分析法也存在一些缺点。
首先,构建LR分析表需要消耗大量的时间和空间。
其次,对于一些复杂的文法,可能会出现冲突(reduce-reduce或shift-reduce冲突),需要通过手动修改文法来解决冲突。
总而言之,LR分析法是一种强大的自底向上的分析方法,能够处理广泛的文法,并提供自动错误恢复的功能。
编译原理部分课后答案,仅供参考
第一章编译程序概述1.1 什么是编译程序编译程序是现代计算机系统的基本组成部分之一,而且多数计算机系统都含有不止一个高级语言的编译程序。
对有些高级语言甚至配置了几个不同性能的编译程序。
1.2编译过程概述和编译程序的结构编译程序完成从源程序到目标程序的翻译工作,是一个复杂的整体的过程。
从概念上来讲,一个编译程序的整个工作过程是划分成阶段进行的,每个阶段将源程序的一种表示形式转换成另一种表示形式,各个阶段进行的操作在逻辑上是紧密连接在一起的。
一般一个编译过程划分成词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成,代码优化和目标代码生成六个阶段,这是一种典型的划分方法。
事实上,某些阶段可能组合在一起,这些阶段间的源程序的中间表示形式就没必要构造出来了。
我们将分别介绍各阶段的任务。
另外两个重要的工作:表格管理和出错处理与上述六个阶段都有联系。
编译过程中源程序的各种信息被保留在种种不同的表格里,编译各阶段的工作都涉及到构造、查找或更新有关的表格,因此需要有表格管理的工作;如果编译过程中发现源程序有错误,编译程序应报告错误的性质和错误发生的地点,并且将错误所造成的影响限制在尽可能小的范围内,使得源程序的其余部分能继续被编译下去,有些编译程序还能自动校正错误,这些工作称之为出错处理。
图1.3表示了编译的各个阶段。
图1.3 编译的各个阶段1.3 高级语言解释系统为了实现在一个计算机上运行高级语言的程序,主要有两个途径:第一个途径是把该程序翻译为这个计算机的指令代码序列,这就是我们已经描述的编译过程。
第二个途径是编写一个程序,它解释所遇到的高级语言程序中的语句并且完成这些语句的动作,这样的程序就叫解释程序。
从功能上说,一个解释程序能让计算机执行高级语言。
它与编译程序的主要不同是它不生成目标代码,它每遇到一个语句,就要对这个语句进行分析以决定语句的含义,执行相应的动作。
右面的图示意了它的工作机理第二章:PL/0编译程序问答第1题PL/0语言允许过程嵌套定义和递归调用,试问它的编译程序如何解决运行时的存储管理。
《编译原理》第6章 (1)
…a
a >b
24
由定义直接构造:
预备知识:
定义两个集合:
+ + FIRSTVT(B)={b|B b…或B Cb…},
+ + LASTVT(B)={b|B …b或B …bC}
即最后一个终结符 即第一个终结符
25
三种优先关系的计算为: a)≡关系 条件:A…ab... A…aBb… b) <关系 条件:A…aB… bFIRSTVT(B) 结论:a<b c) >关系 条件:A…Bb… aLASTVT(B) 结论:a>b
20
定义:设G是不含产生式的算符文法,若G中任何两个终 结符号之间至多有一种优先关系存在,则G是一个算符 优先文法OPG。 注:不允许有ab、 a≡b、 ab 中的两种同时存在 要完成运算符间优先级的比较,最简单的办法是先定义 各种可能相继出现的运算符的优先级,并将其表示成矩 阵形式,即得到一个算符优先关系表。在分析过程中通 过查询矩阵元素而获得算符间的优先关系。
了解算符优先分析法的优缺点和实际应用中的局限性
2
【学习指南】
算符优先分析法是自下而上语法分析的一种,它的算
法简单、直观、易于理解,故通常作为学习其它自下 而上语法分析的基础。在学习前,应复习有关语法分 析的知识,如:什么是语言、文法、句子、句型、短 语、简单短语、句柄、最右推导、规范归约基本概念
S
A
A→Ab
最右推导 句型
abbcde
句柄 归约用规则 b A→b
S→aAcBe
aAbcde
Ab
d
A→Ab
B→d
A
A→b
B
B→d
aAcde
第6章 属性文法及语法制导翻译 (编译原理 陈火旺)讲诉
(1) 终结符只有综合属性,它由词法分析器提供
属性文法的说明(1)
P136
例如 digit.lexval 表示单词符号“数”的词法值 id.entry 表示单词符号“标识符”的符号表入口
(2) 非终结符既可以有综合属性也可以有继承 属性,在属性文法的语义规则中计算 (3) 关于属性计算的规定
A
A X1X2…Xn b:=f(c1,c2,…,ck)
A.b
带注释的 语法树
14
X1 X2 … Xn
X1.c1 X2 .c2 … Xn . ck
两种属性:继承属性
• 继承属性用于“自上而下”传递信息。 • 继承属性:在语法树中,一个结点的继承属 性由此结点的父结点和(或)兄结点的某些属 性确定。 • 可以用继承属性来表示程序语言结构中的上 下文依赖关系。 • 继承属性的计算可以结合自上而下的语法分 析进行。 A. c
A X1 … X … Xn
A X1X2…Xn b:=f(c1,c2,…,ck)
k
X1.c1 … X.b
… Xn
17
6.2 基于属性文法的处理方法 • 属性文法: 产生式 语义规则 .
A α b:=f(c1,c2,…,ck) • 语义规则的计算可以执行任何翻译动作。对输入串 的翻译也就是根据语义规则进行计算得出结果。 • 属性文法是比较抽象的翻译说明,隐藏了一些实现 细节, 主要是无须指明翻译时语义规则的计算次序。 • 本节讨论语义规则的计算方法,指明属性文法中语 义规则的计算次序,从而把语义规则改造为计算属 性的语义程序,把静态的语义规则改写为可动态执 行的语义动作 --- 语法制导翻译方法。
4
6.1 属性文法
• 属性文法, 也称属性翻译文法或语法制导定义, 是Knuth在1968年首先提出来的。 • 属性:在上下文无关文法的基础上为每个文法 符号X(终结符或非终结符)配备若干个相关的 “值”---这些“值”就称为文法符号X的属性。 • 属性值的设置和语法结构的语义以及翻译程序 的需要有关。 • 属性代表与文法符号相关语义信息,如类型、 值、代码序列、符号表内容等
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2 执行派生类构造函数的顺序是:
调用基类构造函数,对基类数据成员初始化; ① 调用基类构造函数,对基类数据成员初始化; 调用子对象构造函数,对子对象数据成员初始化; ② 调用子对象构造函数,对子对象数据成员初始化; 再执行派生类构造函数本身, ③ 再执行派生类构造函数本身,对派生类数据成员初始化
6.5 同名覆盖和赋值兼容规则
(2)改造从基类吸收的成员。接收基类成员是程序人员不 改造从基类吸收的成员。
能选择的, 能选择的,但是程序人员可以对这些成员作某些调整改 造。 (3) 在声明派生类时增加的成员。这部分内容是很重要的, 的成员。这部分内容是很重要的, 它体现了派生类对基类功能的扩展。 它体现了派生类对基类功能的扩展。要根据需要仔细考 虑应当增加哪些成员,精心设计。 虑应当增加哪些成员,精心设计。
1、同名覆盖
可以在派生类中声明与基类同名的成员,这样, 可以在派生类中声明与基类同名的成员,这样,在派生类中就存在两个 同名的成员,通过及类对象只能使用新增的同名成员, 同名的成员,通过及类对象只能使用新增的同名成员,这就是同名覆盖 原则。 原则。
在派生类中增加一个与基类函数同名的display()函数: ()函数: 在派生类中增加一个与基类函数同名的 ()函数 void Student::diplay() {cout << "num:"<< num <<endl; cout <<"score:"<< score <<endl;} 在主函数中调用: 在主函数中调用: std.diplay(); 实际执行的是派生类Student中的新增的 中的新增的display()函数。 ()函数 实际执行的是派生类 中的新增的 ()函数。 如果想调用基类的display函数,需用基类类名限定: 函数, 如果想调用基类的 函数 需用基类类名限定: std.Person::display();
6.4派生类的构造函数和析构函数 派生类的构造函数和析构函数
在建立一个对象时,执行构造函数的顺序是:
①派生类构造函数先调用基类构造函数; 派生类构造函数先调用基类构造函数; 再执行派生类构造函数本身(即派生类构造函数的函数 ②再执行派生类构造函数本身 即派生类构造函数的函数 体)。 。
对上例来说,先初始化 对上例来说,先初始化name ,sex 、age 、addr然后再初始化 然后再初始化 num和score。 和 。
第11章 继承与派生 章
6.1 继承与派生的概念 6.2 派生类的声明方式 6.3 派生类成员的访问属性 6.4 派生类的构造函数和析构函数 6.5同名覆盖和赋值兼容规则
面向对象程序设计有4个主要特点: 抽象、封装、继 承和多态性。 要较好地进行面向对象程序设计,还必须了解面向 对象程序设计另外两个重要特征——继承性和多态 性。 面向对象技术强调软件的可重用性(software reusability) 。C++语言提供了类的继承机制,解决了 软件重用问题。
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6.2 派生类的声明方式
class 派生类名:继承方式 基类名 { 成员声明; }
三种继承方式
公有继承 public 私有继承 private 保护继承 protected
不同继承方式的影响主要体现在:
派生类成员对基类成员的访问权限 对基类成员的访问权限 派生类 通过派生类对象对基类成员的访问权限 通过派生类 对基类成员的访问权限
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6.3 派生类成员的访问属性
派生类中的成员:
从基类继承过来的成员 增加的成员两大部分。 增加的成员两大部分。
构造一个派生类包括以下3部分工作: (1) 从基类吸收成员。派生类把基类全部的成员 不包括构 成员。派生类把基类全部的成员(不包括构
造函数和析构函数)接收过来 造函数和析构函数 接收过来
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6.4派生类的构造函数和析构函数 派生类的构造函数和析构函数
派生类构造函数一般形式为:
派生类构造函数名(总参数表列): 基类构造函数名(参数表列) { 派生类中新增数据成员初始化语句 }
实参: Student std03("Wangfang",'M',20,"Swust",2009123,90); 形参: Student::Student(string n, char s, int a, string ad,int nm, float sc):Person(n,s,a,ad){num = nm; score = sc;}
在派生类对象释放时,先执行派生类析构函数 ~Student( ),再执行其基类析构函数~Person( )。
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6.4派生类的构造函数和析构函数 派生类的构造函数和析构函数
归纳 1派生内构造函数的定义:
派生类构造函数名(总参数表列): 基类构造函数名(参 派生类构造函数名(总参数表列) 基类构造函数名( 数表列), 子对象名(参数表列 参数表列) 数表列), 子对象名 参数表列 { 派生类中新增数成员据成员初始化语句 }
例程:5-1 以person类为基类,声明一个派生类。
class Person { private: string name; char sex; int age; string addr; public: Person(){}; Person(string n, char s, int a, string ad); void set_name(string nstr); void set_sex( char c); void set_age( int i); void set_addr(string astr); void display(); }; class student { private: string name; char sex; int age; string addr; int num; ; float score; ; public: Person(){}; Person(string n, char s, int a, string ad); void set_name(string nstr); void set_sex( char c); void set_age( int i); void set_addr(string astr); void display(); void set_num(int n); void set_score(float s); };
6.3 派生类成员的访问属性
继承方式的演示验证:
修改例6_1的继承方式,调试运行程序,观察 的继承方式,调试运行程序, 修改例 的继承方式 成员的访问属性
例子6_2 complex的派生类 例子 的派生类
派生类中增加极坐标获取功能。 派生类中增加极坐标获取功能。
6.4派生类的构造函数和析构函数 派生类的构造函数和析构函数
6.3 派生类成员的访问属性
在派生类中,成员有4种不同的访问属性:
公用的,派生类内和派生类外都可以访问。 ① 公用的,派生类内和派生类外都可以访问。 受保护的,派生类内可以访问, ② 受保护的,派生类内可以访问,派生类外不能 访问,其下一层的派生类可以访问。 访问,其下一层的派生类可以访问。 ③ 私有的,派生类内可以访问,派生类外不能访 私有的,派生类内可以访问, 问。 不可访问的,派生类内和派生类外都不能访问。 ④ 不可访问的,派生类内和派生类外都不能访问。
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5.3 派生类成员的访问属性
派生类中的成员:
从基类继承过来的成员 增加的成员两大部分。 增加的成员两大部分。
成员的访问控制属性由继承方式决定
三类继承方式:继承方式包括: public(公用的 公用的), 三类继承方式:继承方式包括 公用的 private(私有的 , protected(受保护的 ,此项是可选的, 私有的), 受保护的), 私有的 受保护的 此项是可选的, 如果不写此项,则默认为private(私有的 。 如果不写此项,则默认为 私有的)。 私有的
构造函数的主要作用是对数据成员初始化。
在设计派生类的构造函数时,不仅要考虑派生类所 增加的数据成员的初始化,还应当考虑基类的数据 成员初始化。
解决这个问题的思路是: 在执行派生类的构造函数时, 解决这个问题的思路是 在执行派生类的构造函数时,调 用基类的构造函数。 用基类的构造函数。
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6.1 继承与派生的概念
关于基类和派生类的关系,可以表述为: 派生类 是基类的具体化,而基类则是派生类的抽象。
6.1 继承与派生的概念
继承的目的:实现代码重用。 派生的目的:当新的问题出现,原有程序无法解决 (或不能完全解决)时,需要对原有程序进行改造。
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6.2 派生类的声明方式
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6.3 派生类成员的访问属性
访问属性几种情况: (1) 基类的成员函数访问基类成员。 √ 基类的成员函数访问基类成员。 (2) 派生类的成员函数访问派生类自己增加的成员。√ 派生类的成员函数访问派生类自己增加的成员。 (3) 基类的成员函数访问派生类的成员。x 基类的成员函数访问派生类的成员。 (4) 派生类的成员函数访问基类的成员。??? 派生类的成员函数访问基类的成员。 (5) 在派生类外访问派生类的成员。? 在派生类外访问派生类的成员。 (6) 在派生类外访问基类的成员。??? 在派生类外访问基类的成员。
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6.1 继承与派生的概念
保持已有类的特性而构造新类的过程称为继 承。 在已有类的基础上新增自己的特性而产生新 类的过程称为派生。 被继承的已有类称为基类(或父类)。 派生出的新类称为派生类。
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6.1 继承与派生的概念