ppt编译原理5章
合集下载
编译原理课件05语法制导翻译技术和中间代码生成
5.4 中间代码
四元式的特点: 1. 四元式出现的顺序和语法成份的计值 顺序相一致. 2. 四元式之间的联系是通过临时变量实 现的,这样易于调整和变动四元式. 3. 便于优化处理.
5.4 中间代码
编译系统中,有时将四元式表示成另一 种更直观,更易理解的形式——三地址代 码或三地址语句. 三地址代码形式定义为: result := arg1 OP arg2 三地址语句:语句中是三个量的赋值语句, 三地址语句 每个量占一个地址.
5.5 自下而上的语法制导翻译
例3 简单算术表达式翻译到四元式的 语义描述 例如,设有简单算术表达式的文法: E→E+E | E*E | (E) | i
T R / S T
c S a c
c R S
输入是bR / bTc / bSc /ac 输出为: 1 4 5 314 24 31 给出相应语义动作(翻 译方案) S→bTc { print "1"} { print "2"} S→a R T→R { print "3"} R→R/S { print "4"} R→S { print "5"}
5.1 概述
例如: 表达式 A+B*C 对运算对象进行类型检查, 对变 量进行先定义后使用检查 执行真正的翻译 如果静态语义正确, 语义处理则要执 行真正的翻译, 即生成程序的某种中间 代码的形式或直接生成目标代码.
5.1 概述
目前多数编译程序进行语义分析的方 法是采用语法制导翻译法 .它不是一种 采用语法制导翻译法 形式系统, 但它比较接近形式化. 语法制导翻译法使用属性文法为工具 来描述程序设计语言的语义.
5.4 中间代码
编译原理-第1-5章习题课答案解析
二义性的含义: 如果文法存在某个句子对应两棵以上
不同的语法树，或者两种以上不同的最 左/右推导，则称这个文法是二义的。
首先：找到此文法对应的一个句子 iiiei 其次：构造与之对应的两棵语法树
S
S
i SeS
iS
iS
i
i S eS
i
ii
结论：因为该文法存在句子iiiei对应两棵 不同的语法树，因而该文法是二义的。
思路：先写出满足条件的正规式，由正规式构造 NFA，再把NFA确定化和最小化。
满足条件的正规式：(0|10)*
(0|10)*
x
y
1
0
1
0
0
1
2
0
x 1
y
编译原理
确定化： 给状态编号：
0
1
2
0
x 1
{X,1,Y} {1,Y} {2}
0
{1,Y} {1,Y} {1,Y}
0
0
1
1
1
2
1
chapter1~5习题
（1）{0,1}上的含有子串010的所有串。 正规式：(0 | 1)* 010 (0 | 1)*
（2） {0,1}上不含子串010的所有串。 正规式：1*(0|11*1)* 1*( 0 | 11)*1* 1*0*1* (0 | 11)*(0 | 1) DFA做法同第7题。
编译原理
chapter1~5习题
编译原理
chapter1~5习题
8、给出下面正规表达式 （5）沒有重複出現的數字的數字符號串的全體
令ri=i| ,i=0,1,2...9 R0|R1|R2|...|R9記為∑Ri i (0,1,2...,9) P（0,1,2...,9)表示0,1,2...,9的全排列
不同的语法树，或者两种以上不同的最 左/右推导，则称这个文法是二义的。
首先：找到此文法对应的一个句子 iiiei 其次：构造与之对应的两棵语法树
S
S
i SeS
iS
iS
i
i S eS
i
ii
结论：因为该文法存在句子iiiei对应两棵 不同的语法树，因而该文法是二义的。
思路：先写出满足条件的正规式，由正规式构造 NFA，再把NFA确定化和最小化。
满足条件的正规式：(0|10)*
(0|10)*
x
y
1
0
1
0
0
1
2
0
x 1
y
编译原理
确定化： 给状态编号：
0
1
2
0
x 1
{X,1,Y} {1,Y} {2}
0
{1,Y} {1,Y} {1,Y}
0
0
1
1
1
2
1
chapter1~5习题
（1）{0,1}上的含有子串010的所有串。 正规式：(0 | 1)* 010 (0 | 1)*
（2） {0,1}上不含子串010的所有串。 正规式：1*(0|11*1)* 1*( 0 | 11)*1* 1*0*1* (0 | 11)*(0 | 1) DFA做法同第7题。
编译原理
chapter1~5习题
编译原理
chapter1~5习题
8、给出下面正规表达式 （5）沒有重複出現的數字的數字符號串的全體
令ri=i| ,i=0,1,2...9 R0|R1|R2|...|R9記為∑Ri i (0,1,2...,9) P（0,1,2...,9)表示0,1,2...,9的全排列
编译原理PPT课件
《编译原理》课程信息
教学目的与要求：
编译程序是现代计算机系统的基本组成部
分之一。本课程重点讲述编译程序的设计
原理和常用实现技术。通过课程的学习和
实验的完成，应该清楚的理解一个编译程
序是如何工作的；如果在以后遇到了任何
一个程序设计语言，应该知道如何实现这
个语言的多数机制；应具有一定的使用编
译构造工具开发编译程序的经验；会将所
参考书:《程序设计语言 编译原理》（第3 版），陈火旺、刘春林等，国防工业出版社 2000
等等
2021/3/7
CHENLI
2
教学内容
1 编译程序概述 编译程序是现代计算机系统的基本组成部分之 一.编译程序一般由词法分析程序，语法分析程 序，语义分析程序，中间代码生成程序，目标 代码生成程序，代码优化程序，符号表管理程 序和错误处理程序等成分构成。本章概要介绍 编译成分的主要功能以及编译阶段的逻辑关系。
教学内容
5 语法分析程序的构造
自顶向下的语法分析。可以看作是为一个输入串寻找 一个最左推导的过程,也等价于从根开始,按前序生成 结点，为输入串构造分析树的过程。讨论一种有效的 无回溯的自顶向下分析程序,这种分析程序称为预测 分析程序。介绍对于一个文法类：LL（1）文法, 如 何自动的构造预测分析程序。
2 PL/0 编译程序剖析 给出一个简单的类Pascal语言，其编译程序用 高级语言（C和Pascal）实现。通过剖析该高 级语言程序以理解各编译成分的功能及手工实 现方法。
2021/3/7
CHENLI
3
教学内容
3 高级语言的认识
要学习和构造编译程序，理解和定义程序设计语言
是必不可少的。每个程序设计语言都有一定的规则用 以规定合适程序的语法结构，也需要有对一个程序的 含义的描述。上下文无关文法给出程序设计语言的精 确的,易于理解的语法说明。尚没有公认的形式系统 描述程序含义，但也有流行的描述语义规则的方法— 属性文法。
教学目的与要求：
编译程序是现代计算机系统的基本组成部
分之一。本课程重点讲述编译程序的设计
原理和常用实现技术。通过课程的学习和
实验的完成，应该清楚的理解一个编译程
序是如何工作的；如果在以后遇到了任何
一个程序设计语言，应该知道如何实现这
个语言的多数机制；应具有一定的使用编
译构造工具开发编译程序的经验；会将所
参考书:《程序设计语言 编译原理》（第3 版），陈火旺、刘春林等，国防工业出版社 2000
等等
2021/3/7
CHENLI
2
教学内容
1 编译程序概述 编译程序是现代计算机系统的基本组成部分之 一.编译程序一般由词法分析程序，语法分析程 序，语义分析程序，中间代码生成程序，目标 代码生成程序，代码优化程序，符号表管理程 序和错误处理程序等成分构成。本章概要介绍 编译成分的主要功能以及编译阶段的逻辑关系。
教学内容
5 语法分析程序的构造
自顶向下的语法分析。可以看作是为一个输入串寻找 一个最左推导的过程,也等价于从根开始,按前序生成 结点，为输入串构造分析树的过程。讨论一种有效的 无回溯的自顶向下分析程序,这种分析程序称为预测 分析程序。介绍对于一个文法类：LL（1）文法, 如 何自动的构造预测分析程序。
2 PL/0 编译程序剖析 给出一个简单的类Pascal语言，其编译程序用 高级语言（C和Pascal）实现。通过剖析该高 级语言程序以理解各编译成分的功能及手工实 现方法。
2021/3/7
CHENLI
3
教学内容
3 高级语言的认识
要学习和构造编译程序，理解和定义程序设计语言
是必不可少的。每个程序设计语言都有一定的规则用 以规定合适程序的语法结构，也需要有对一个程序的 含义的描述。上下文无关文法给出程序设计语言的精 确的,易于理解的语法说明。尚没有公认的形式系统 描述程序含义，但也有流行的描述语义规则的方法— 属性文法。
编译原理 第5章语法制导的翻译
属性和文法符号相关联 规则和产生式相关联
根据需要，将文法符号和某些属性相关联， 并通过语义规则来描述如何计算属性的值
E→E1+T E.code=E1.code || T.code || ‘+’ code表示了我们关心的表达式的逆波兰表示，规则说明 加法表达式的逆波兰表示由两个分量的逆波兰表示并置， 然后加上‘+’得到。
digitlexval=3
18
适用于自顶向下分析的SDD
前面的表达式文法存在直接左递归，因 此无法直接用自顶向下方法处理。 消除左递归之后，无法直接使用属性val 进行处理：
比如规则：T→FT’ T’→*FT’ T对应的项中，第一个因子对应于F， 而运算符在T’中。
19
相同表达式的不同文法的比较
38
例5.15 分析栈实现的例子
假设语法分析栈存放在一个被称为stack 的记录数组中，下标top指向栈顶；
stack[top]指向这个栈的栈顶；stack[top-1] 指向栈顶下一个位置； 如果不同的文法符号有不同的属性集合，我 们可以使用union来保存这些属性值。（归 约时，我们知道栈顶向下的各个符号分别是 什么）
语义翻译的流程
输 入 符 号 串 分 析 树 依 赖 图
语
义
规
则
的 计
实际上，编译中语义翻译的实现并不是 按图中的流程处理的；而是随语法分析 的进展，识别出一个语法结构，就对它 的语义进行分析和翻译。
算
9
5.1 语法制导定义
4.什么是语法制导定义（SDD） 上下文无关文法和属性/规则的结合；
软件工程 编译原理 第五章 自顶向下的语法分析方法
PROCEDURE T； BEGIN F；T END PROCEDURE T； IF SYM=‘*’ THEN BEGIN ADVANCE； F；T END；
例:文法G(E):
E→TE E→+TE | T→FT PROCEDURE F； T→*FT | IF SYM=‘i’ THEN ADVANCE F→(E) | i ELSE 对应的递归下降子程序为: IF SYM=‘(’ THEN
其中不以P开头。
可以把P的规则等价地改写为如下的非直接左递归 形式： 左递归变 P→P 右递归 P→P|
一般而言，假定P关于的全部产生式是 P→P1 | P2 | … | Pm | 1 | 2|…|n 其中，每个都不等于，每个都不以P开头 那么，消除P的直接左递归性就是把这些规则改写 成：
第5章 自顶向下的语法分析方法
语法分析的作用是识别由词法分析给出 的单词符号序列是否是给定文法的正确句 子(程序)。 目前语法分析常用的方法有: 1、自顶向下（自上而下）分析 2、自底向上（自下而上）分析
5.3非LL(1)文法到LL(1)文法的等价转换
确定的自顶向下分析要求给定语言的文法必
须是 LL(1)形式。然而，不一定每个语言都是 LL(1)文法，对一个语言的非LL(1)文法是否能变
换为等价的LL(1)形式以及如何变换是我们讨论
的主要问题。由LL(1)文法的定义可知若文法中 含有左递归或含有左公共因子，则该文法肯定不 是LL(1)文法，因而，我们设法消除文法中的左 递归，提取左公共因子对文法进行等价变换。
1、提取公共左因子
若文法中含有形如：A→αβ|αγ的产生式，这导 致了对相同左部的产生式其右部的FIRST集相交， 也就是 SELECT(A→αβ)∩SELECT(A→αγ) ≠ φ ，不满足 LL(1)文法的充分必要条件。
例:文法G(E):
E→TE E→+TE | T→FT PROCEDURE F； T→*FT | IF SYM=‘i’ THEN ADVANCE F→(E) | i ELSE 对应的递归下降子程序为: IF SYM=‘(’ THEN
其中不以P开头。
可以把P的规则等价地改写为如下的非直接左递归 形式： 左递归变 P→P 右递归 P→P|
一般而言，假定P关于的全部产生式是 P→P1 | P2 | … | Pm | 1 | 2|…|n 其中，每个都不等于，每个都不以P开头 那么，消除P的直接左递归性就是把这些规则改写 成：
第5章 自顶向下的语法分析方法
语法分析的作用是识别由词法分析给出 的单词符号序列是否是给定文法的正确句 子(程序)。 目前语法分析常用的方法有: 1、自顶向下（自上而下）分析 2、自底向上（自下而上）分析
5.3非LL(1)文法到LL(1)文法的等价转换
确定的自顶向下分析要求给定语言的文法必
须是 LL(1)形式。然而，不一定每个语言都是 LL(1)文法，对一个语言的非LL(1)文法是否能变
换为等价的LL(1)形式以及如何变换是我们讨论
的主要问题。由LL(1)文法的定义可知若文法中 含有左递归或含有左公共因子，则该文法肯定不 是LL(1)文法，因而，我们设法消除文法中的左 递归，提取左公共因子对文法进行等价变换。
1、提取公共左因子
若文法中含有形如：A→αβ|αγ的产生式，这导 致了对相同左部的产生式其右部的FIRST集相交， 也就是 SELECT(A→αβ)∩SELECT(A→αγ) ≠ φ ，不满足 LL(1)文法的充分必要条件。
编译原理 第五章 语法分析-自下而上分析
5.2.2 算符优先分析算法
• 素短语：
–是一个短语，它至少含有一个终结符，并且，除 它自身之外不再含任何更小的素短语。
• 最左素短语：
–最左边的素短语是最左素短语。
• 例子：
– 对文法(5.3)p*p和i是句型p*p+i的素短语，而p*p+i 本身也是素短语。
பைடு நூலகம்
• 算符优先文法：
算符优先文法，我们把句型（括在两个＃之间） 的一般形式写成： ＃N1a1N2a2…NnanNn+1# 其中，每个ai都是终结符，Ni是可有可无的非终结 符。 文法G的任何短语是满足如下条件的最左子串 Njaj…NiaiNi+1 aj-1⋖ aj aj ≖ aj+1 , …,aj-1 ≖ ai ai ⋗ ai+1
– 对于每个终结符a（包括＃）令其对应两个符号fa 和ga ，画一张以fa 和ga 所有符号为结点的方向图， 如 果 a⋗≖b, 那 么 ， 就 从 fa 画 一 箭 弧 至 gb ； 如 果 a ⋖≖b，就画一条从gb到fa的箭弧。 – 对每个结点都赋予一个数，此数等于从该结点能 到达结点（包括出发结点自身在内）的个数。赋 给fa的数作为f(a)，赋给gb的数作为g(b)。 –检查所构造出来的函数f和g，看它们 同原来的关 系表是否有矛盾。如果没有矛盾，则f和g就是所 要的优先函数。如果有矛盾，那么，就不存在优 先函数。
• 例子：假定文法G
S→aAcBe A→b A→Ab B→d 输入串abbcde归约到S过程。
图5.1 规约中符号栈的变迁
步骤 动作
1 进 a
2 进 b
3 归 (2)
4 进 b
5 归 (3)
6 进 c
7 进 d d
编译原理 第5章--代码优化
(2) 确定满足以下条件的出口语句： 确定满足以下条件的出口语句 出口语句： 下一个入口语句的前导语句 入口语句的前导语句； ① 下一个入口语句的前导语句； 转移语句 包括转移语句自身)； 语句(包括转移语句自身 ② 转移语句 包括转移语句自身 ； 停语句 包括停语句自身 包括停语句自身)。 ③ 停语句(包括停语句自身 。
第5章
代码优化
(3) 图中各个结点上可能附加一个或多个标识符，表示这些 图中各个结点上可能附加一个或多个标识符 附加一个或多个标识符， 变量具有该结点所代表的值。 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 四元式都可以用相应的 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 基本块 由一个四元式序列组成， 每一个四元式都可以用 DAG结点表示。 结点表示。 结点表示 给出了不同四元式和与其对应的DAG结点形式。图中，各结点圆圈 结点形式。 图5–1给出了不同四元式和与其对应的 给出了不同四元式和与其对应的 结点形式 图中， 中的ni是构造 构造DAG过程中各结点的编号， 过程中各结点的编号， 中的 过程中各结点的编号 而各结点下面的符号(运算符、标识符或常数)是各结点的标记， 是各结点的标记 而各结点下面的符号 运算符、标识符或常数 是各结点的标记，各结点右 运算符 边的标识符是结点上的附加标识符。 边的标识符是结点上的附加标识符。 附加标识符 除了对应转移语句的结点右边可附加一语句位置来指示转移目标外， 除了对应转移语句的结点右边可附加一语句位置来指示转移目标外，其余 对应转移语句的结点右边可附加一语句位置来指示转移目标外 各类结点的右边只允许附加标识符。 各类结点的右边只允许附加标识符。 除对应于数组元素赋值的结点 标记为 继外， 除对应于数组元素赋值的结点(标记为 ]=)有三个后继外，其余结点最多只 应于数组元素赋值的结点 标记为[ 有三个后继外 有两个后继。 两个后继。 后继
编译原理_第5章(清华大学)
第五章 自顶向下语法分析方法
学习目标: ➢掌握：LL(1)文法的判别，预测分析
法，递归子程序的构造方法 ➢理解：LL（1）文法 ➢了解：不确定的自顶向下分析
语法分析的作用是识别由词法分析给出的单词序 列是否是给定文法的正确句子
分类:
语法分析
自顶向下分析 自底向上分析
确定的
不确定的 算法优先分析（第六章）
进行推导，类似地LL(k)文法需要向前看K个符号才 可以确定选用哪个产生式。
例 有文法G[S]为：
S→aAS
SELECT(S→aAS)= {a}
S→b
SELECT(S→b)= {b}
A→bA
SELECT(A→bA)= {b}
A→ε
SELECT(A→ε)=Follow(A)= {a,b}
Hale Waihona Puke 由于SELECT(A→bA)∩SELECT(A→ε)={b}≠Φ，
此外若可能导出空串，A自动获得匹配，输入符a 有可能与A后的一个符号匹配，所以当a应属于 Follow(A)时，选择产生式A→也是可以的。
直观上说某产生式A→α的选择集合是指遇到哪些输 入符号（包括#）时选用该产生式向下推导。
例 G3[S]: 若α≠>*ε,则SELECT(A→α)=FIRST(α) S→aA 若α=>*ε, 则SELECT(A→α)
例文法G2[S]: S→Ap FIRST(Ap)={a,c}
S→Bq FIRST(Bq)={b,d}
A→a
FIRST(a)={a }
A→cA FIRST(cA)={c}
B→b
FIRST(b)={b}
B→dB FIRST(dB)={d}
由于同一非终结符的两个产生式的右部推导出来的 开始符号集不相交，因此可根据当前输入符属于哪 个产生式右部的开始符号集而决定选哪个产生式进 行推导，可以进行确定的自顶向下分析
学习目标: ➢掌握：LL(1)文法的判别，预测分析
法，递归子程序的构造方法 ➢理解：LL（1）文法 ➢了解：不确定的自顶向下分析
语法分析的作用是识别由词法分析给出的单词序 列是否是给定文法的正确句子
分类:
语法分析
自顶向下分析 自底向上分析
确定的
不确定的 算法优先分析（第六章）
进行推导，类似地LL(k)文法需要向前看K个符号才 可以确定选用哪个产生式。
例 有文法G[S]为：
S→aAS
SELECT(S→aAS)= {a}
S→b
SELECT(S→b)= {b}
A→bA
SELECT(A→bA)= {b}
A→ε
SELECT(A→ε)=Follow(A)= {a,b}
Hale Waihona Puke 由于SELECT(A→bA)∩SELECT(A→ε)={b}≠Φ，
此外若可能导出空串，A自动获得匹配，输入符a 有可能与A后的一个符号匹配，所以当a应属于 Follow(A)时，选择产生式A→也是可以的。
直观上说某产生式A→α的选择集合是指遇到哪些输 入符号（包括#）时选用该产生式向下推导。
例 G3[S]: 若α≠>*ε,则SELECT(A→α)=FIRST(α) S→aA 若α=>*ε, 则SELECT(A→α)
例文法G2[S]: S→Ap FIRST(Ap)={a,c}
S→Bq FIRST(Bq)={b,d}
A→a
FIRST(a)={a }
A→cA FIRST(cA)={c}
B→b
FIRST(b)={b}
B→dB FIRST(dB)={d}
由于同一非终结符的两个产生式的右部推导出来的 开始符号集不相交，因此可根据当前输入符属于哪 个产生式右部的开始符号集而决定选哪个产生式进 行推导，可以进行确定的自顶向下分析
编译原理陈火旺版PPT课件
例有文法G[L]
(1)LE,L (2)LE (3)Ea (4)Eb
要求对输入串a,b,a进行分 析，即分析#a,b,a#
首先应给出LR分析表
为了节省空间，在实际应用中，将动作(Action) 表和状态转换(Goto)表中关于终结符的各列对 应进行合并。
10
例如，本来 Action(S0,a)= “移进”，表示 在状态S0下输入 a时，执行“移
进行分析时，对
为了构造分应析的动表作，是我把们符根据各项目的特点把项 目分成不同类型号，a移分进类符的号栈原。则是根据圆点所在位置
和圆点之后是终结符它还表是明非该状终态结等符进行的。
1.,移进V项*,目a：V圆T,它点此析对之时完待的应，毕后着分已，的为对析把状终非。已终态结分在结为符符移的B进项状目态, A；Sa.Aa.c,Be 2.待约项目：圆点栈之顶，后可为以非按终相结符的项目, A.B ，
(1)应用面广：能够用LR分析程序识别绝大多数的程 序设计语言的语法结构；
(2)实现效率高：虽构造方法复杂，但是实现（执行） 效率高。 (3)查错准确：LR分析器能够及时发现语法错误并准 确指出错误位置。
1
LR(k)分析方法中L是指自左(Left)向右扫描输入单词 串，R指分析过程是最右(Right)推导的逆过程(规 范归约)，k是指在决定当前分析动作时需向前察看 的输入符号个数。
输入符号进栈； 归约：用相应的产生
S0
移进
元素元为素空为白a表cc 示表出示错接受
式进行归约；
S1
r5
接受：当归约到只剩下
…
文法开始符号且输入串 结束时分析成功；
Sm
ac c
出错：当状态栈顶为某一状态下，出现了不该出现的
编译原理 第五章 词法分析
三、LEX编译程序的工作过程：
1.根据每条识别规则Pi {ACTION i}构造相应的非确 定有限自动机NFA，分别画出它们的状态转换图； 2.将所有的状态转换图连接成一个完整的状态转换图； 3.由状态转换图构造状态转换矩阵； 4.将状态转换矩阵确定化； 5.根据DFA，构造词法分析器；
预处理 子程序 扫描器 单词符号
输入 列表 输入缓冲区
扫描缓冲区
词法分析器的结构
三、设置缓冲器的必要性
之所以要设置缓冲器，是因为对于许多源程序而言，有 时词法分析器为了得到某个单词符号的确切性质，只从该符 号本身所含有的字符不能作出判定，还需要超前扫描若干字 符之后，才能作出确切的分析。 例如：有合法的Fortran语句： DO99K=1，10 和 DO99K=1.10 前者是循环语句，后者是赋值语句，两者的区别在于等 号后的第一个界符不同，前者是逗号，后者是句号，因此为 了识别前者中的关键字‘“DO”，必须超前扫描若干字符之 后，才能作出确切的判定。
3、词法分析器和语法分析器作为协同程序 如果两个或两个以上的程序，他们之间交叉执行，这些程序称为协同程 序。词法分析器和语法分析器也可协工作的方式安排在同一遍中，以生产 者和消费者的关系同步运行。
1.词法分析单独作为一遍
S.P.(字符串)
第一 遍 词法分析 单词 串 S.P.(符号串) 第二 遍 语法分析
例如：
%{ int wordCount = 0; int noCount = 0; %} chars [A-za-z] numbers ([0-9])+ words {chars}+ 注意：凡是对已经定义的正则表达式的名字的引用，都必须用花括 号将它们括起来。在LEX源程序中，起标识作用的符号%%，%{以及%}都 必须处在所在行的最左字符位置。
编译原理 第5章
（3）X >·Y 当且仅当G中存在产生式A …BD…， 且B +…X和D *Y… （ X在 Y 的下层或X比 Y 先归约——规范归约/最左归约 ）
例：有文法G(S):
S→bAb A→( B | a B→Aa ) 解：文法符号优先关系推导如下： (1) 求=· 关系: 由S→bAb ， A→( B， B→Aa ) b =· A， A =· b， (=· B ， A =· a， a =· )
自底向上的语法分析
• 核心问题
– 寻找可归约串。对“可归约串”概念的不同定义， 就形成了不同的自底向上的分析方法。在算符优 先分析法中我们用“最左素短语”来刻画“可归 约串”，在“规范归约”中，则用“句柄”来刻 画“可归约串”
分析方法
• 输入串：
abbcde
S → a A c B e A → A b｜b B → d
S
b
>·
=· <·
>·
A
(
=·
<· <· =·
=·
<·
B
a
>·
>·
>·
>· =· =·
)
#
寻找句柄
>·
<· <·
>·
简单优先文法的定义： （1）在文法符号集中，任意两个符号之间最多只有 一种优先关系； （2）在文法中任意两个产生式没有相同的右部。
语法树结构如下：
S S S b S b
b
A b
B
b
U S0…Sj-1SjSj+1Sj+2… …Si-1SiSi+1…Sn
算符优先分析
• 我们要通过两个相邻符号SiSi+1之间的关系来找到句 柄： – SiSi+1在句柄内：必然有规则U …SiSi+1… – Si在句柄内部，但是Si+1在句柄之后：必然有规则 U …Si，且存在规范句型…USi+1…。 – 如果Si+1在句柄内，而Si在句柄外，那么必然存在 规范句型…SiU…，且U Si+1…。
例：有文法G(S):
S→bAb A→( B | a B→Aa ) 解：文法符号优先关系推导如下： (1) 求=· 关系: 由S→bAb ， A→( B， B→Aa ) b =· A， A =· b， (=· B ， A =· a， a =· )
自底向上的语法分析
• 核心问题
– 寻找可归约串。对“可归约串”概念的不同定义， 就形成了不同的自底向上的分析方法。在算符优 先分析法中我们用“最左素短语”来刻画“可归 约串”，在“规范归约”中，则用“句柄”来刻 画“可归约串”
分析方法
• 输入串：
abbcde
S → a A c B e A → A b｜b B → d
S
b
>·
=· <·
>·
A
(
=·
<· <· =·
=·
<·
B
a
>·
>·
>·
>· =· =·
)
#
寻找句柄
>·
<· <·
>·
简单优先文法的定义： （1）在文法符号集中，任意两个符号之间最多只有 一种优先关系； （2）在文法中任意两个产生式没有相同的右部。
语法树结构如下：
S S S b S b
b
A b
B
b
U S0…Sj-1SjSj+1Sj+2… …Si-1SiSi+1…Sn
算符优先分析
• 我们要通过两个相邻符号SiSi+1之间的关系来找到句 柄： – SiSi+1在句柄内：必然有规则U …SiSi+1… – Si在句柄内部，但是Si+1在句柄之后：必然有规则 U …Si，且存在规范句型…USi+1…。 – 如果Si+1在句柄内，而Si在句柄外，那么必然存在 规范句型…SiU…，且U Si+1…。
编译原理课后答案第五章代码优化
进行代码外提就是将循环中的不变运算外提到循 环入口结点前新设置的循环前置结点中。经检查，找 出的不变运算为B2中的B=J+1。因此，代码外提后的程 序流图如图5-6所示。
第五章 代码优化
A＝ 0 I＝ 1
B1
B＝ J＋ 1 B′2
L1： C＝ B＋ I
B2
A＝ C＋ A
if I＝ 100 g2oto L
第五章 代码优化
所以d必有通路到达M中任一结点ni，而M中任一结 点又可以通过n到达d(n→d为回边)，从而M中任意两个 结点之间必有一通路，L中任意两个结点之间亦必有一 通路。此外，由M中结点性质可知：d到M中任一结点ni 的通路上所有结点都应属于M，ni到n的通路上所有结 点也都属于M。因此，L中任意两结点间通路上所有结 点都属于L，也即，L是强连通的。
L1： E＝ B*B
B3
F＝ F＋ 2
E＝ E＋ F
write(E)
if E＞ 100 g2oto L
halt B4 L2： F＝ F－ B15 goto1 L
图5-1 程序流图
第五章 代码优化
5.4 基本块的DAG如图5-2所示。若： (1) b在该基本块出口处不活跃； (2) b在该基本块出口处活跃； 请分别给出下列代码经过优化之后的代码： (1) a=b+c (2) b=a-d (3) c=b+c (4) d=a-d
if I＝ 100 g2oto L
F
T
I＝ I＋ 1 B3 goto 1L
L2： write AB4 halt
图5-5 习题5.8的程序流图
第五章 代码优化
(2) 很容易看出，B3→B2是流图中的一条有向边， 并且有B2 DOM B3，故B3→B2为流图中的一条回边。循 环可通过回边求得，即找出由结点B2、结点B3以及有通 路到达B3但不经过B2的所有结点。所以，由回边组成的 B3→B2循环是{ B2，B3}。
第五章 代码优化
A＝ 0 I＝ 1
B1
B＝ J＋ 1 B′2
L1： C＝ B＋ I
B2
A＝ C＋ A
if I＝ 100 g2oto L
第五章 代码优化
所以d必有通路到达M中任一结点ni，而M中任一结 点又可以通过n到达d(n→d为回边)，从而M中任意两个 结点之间必有一通路，L中任意两个结点之间亦必有一 通路。此外，由M中结点性质可知：d到M中任一结点ni 的通路上所有结点都应属于M，ni到n的通路上所有结 点也都属于M。因此，L中任意两结点间通路上所有结 点都属于L，也即，L是强连通的。
L1： E＝ B*B
B3
F＝ F＋ 2
E＝ E＋ F
write(E)
if E＞ 100 g2oto L
halt B4 L2： F＝ F－ B15 goto1 L
图5-1 程序流图
第五章 代码优化
5.4 基本块的DAG如图5-2所示。若： (1) b在该基本块出口处不活跃； (2) b在该基本块出口处活跃； 请分别给出下列代码经过优化之后的代码： (1) a=b+c (2) b=a-d (3) c=b+c (4) d=a-d
if I＝ 100 g2oto L
F
T
I＝ I＋ 1 B3 goto 1L
L2： write AB4 halt
图5-5 习题5.8的程序流图
第五章 代码优化
(2) 很容易看出，B3→B2是流图中的一条有向边， 并且有B2 DOM B3，故B3→B2为流图中的一条回边。循 环可通过回边求得，即找出由结点B2、结点B3以及有通 路到达B3但不经过B2的所有结点。所以，由回边组成的 B3→B2循环是{ B2，B3}。
《编译原理课程教案》第5章：中间代码生成
例： 综合属性的计算
Eval:=19 +
L
n
Tval:=4
Eval:=15
Tval:=15
Tval:=3 Fval:=3 *
Fval:=4 Fval:=5
digitlexval:=4
0．L→En 1．E→E1+T 2．E→T 3．T→T1*F 4．T→F 5．F→(E) 6．F→digit print(E.val) E.val:=E1.val+t.val E.val:=T.val T.val:=T1.val * F.val T.val:=F.val F.val:=E.val F.val:=digit.lexval
练习
• 求 -B+C*D 的逆波兰表示形式、三元式和 四元式
逆波兰：B – C D * + 三元式： (1) (-,B,) (2) (*,C,D) (3) (+,(1),(2)) 四元式： (1) (-,B, , t1) (2) (*,C,D,t2) (3) (+,t1,t2,t3)
到目前为止，已知 输入的语法单位， 又知道 要翻译的结果的形式， 翻译的方法是什么？
5+4# +4# +4#
#T*F #T# #E
F i
0． T L→En T*F
i s5
8+ 9
s6 r2 10 r4
s5 s5 s5
11
acc r2 #E+ r2 r4 r4 r6 r6
GOTO -15 E T F 1 -15 2 3
-158
#E+4 #E+F
r1 #E r3 r5
-15-2 -15-4 -19
构造语法树； 根据需要遍历语法树； 在语法树的各结点处按语义规则进行计算。
编译原理第5章语义分析和中间代码生成
第5部分 语义分析和中间代码生成
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，而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。 如同在进行词法分析、语法分析的同时也进行 着词法检查、语法检查一样，在语义分析时也必然 要进行语义检查。 语义检查分动态语义检查和静态语义检查： 动态语义检查生成相应的目标代码，它是在运 行时进行的；
与产生式S→E关联的语义规则是一个函数 print(E.val)，其功能是打印E产生式的值。
S在语义规则中没有出现，可以理解为其属性 是一个虚属性。
析树方法 － 为输入串建立分析树； － 由语义规则建立属性依赖图（没有属性循环依赖 的）； － 对依赖图进行拓扑排序，得到属性计算次序； － 依次计算属性，得到“翻译”结果。
符号栈 # #7 #E # E+ # E+9 # E+E # E+E* # E+E*5 # E+E*E # E+E #E 语义栈 _ __ _7 _7_ _7_ _ _7_9 _7_9_ _7_9_ _ _7_9_5 _7_45 _52 输入串 7＋9*5# ＋9*5# ＋9*5# 9*5# *5# *5# 5# # # # # 主要动作 s3 r4 s4 s3 r4 s5 s3 r4 r2 r1 acc
第5部分 语义分析和中间代码生成
文法符号的属性可分为继承属性与综合属性两
类。 继承属性用于“自上而下”传递信息。继承属 性由相应语法树中结点的父结点属性计算得到，即 沿语法树向下传递，由根结点到分枝(子)结点，它反 映了对上下文依赖的特性。 继承属性可以很方便地用来表示程序语言上下 文的结构关系。 综合属性用于“自下而上”传递信息。综合属 性由相应语法分析树中结点的分枝结点(即子结点)属 性计算得到，其传递方向与继承属性相反，即沿语 法分析树向上传递，从分枝结点到根结点。
编译原理 第05章_算符优先分析法
S）中不存在形如A…BC…的产生式，则称之为算符文
即：如果文法Ｇ中不存在具有相邻非终结符的产生式，
符文法,如果该文法中的任何终结符号对a,b之间,在三种
关系中最多只有一种成立,则称该文法为算符优先文法。
(1)求文法中每个非终结符P的首终结符集合FIRSTVT(P)
①定义：FIRSTVT(P)={a|P+a…或者P+Qa…,a ∈ＶT,P,Q
FOR
THEN
FIRSTVT(Xi+1)中的每个a DO THEN
置 Xi≮a;
IF Xi为非终结符而Xi+1为终结符
FOR
置 END；
LASTVT(Xi)中的每个a DO
a≯Xi+1;
4、直观算法优先算法：
(1)直观算符优先法的下推自动机：
两个工作栈：①算符栈OPTR：用于存放运算符
②算量栈OPND：用于存放运算量
E
E T F i + T T * F F i i
第5章 算符优先分析法
②算符优先分析法每一次归约时，可归约串中至少有一个终结符。
i+i*i# E+i*i# E+T*i# E+T*F# E+T# E#
E E i + T T * F i i
第5章 算符优先分析法
(3)最左素短语：
素短语是指至少含有一个终结符，并且除它自身 之外不再含有更小的素短语。 最左素短语指处于句型最左边的那个素短语。 最左素短语具备三个条件：
i+i-i*(i+i)
①矩阵元素M(a,b)表示a在前,b在后时,a与b之间的优先关系。
②矩阵元素M(a,b)的取值:≮,≯,≡ 。