第9讲编译原理
编译原理 课件第九章
上下文语义的合法性检查的依据
在语义分析中，符号表所登记的内容将用于语义检查（如检查 一个名字的使用和原先的说明是否一致）和产生中间代码。通 过符号表中属性记录可进行相应上下文的语义检查。 例如，在一个C语言程序中出现 … int i [3][5]; //定义整型数组i … float i[4][2]; //定义实型数组i,重定义冲突 … int i [3][5]; //定义整型数组i,重定义冲突 … 编译过程首先在符号表中记录了标识符i的属性是3×5个整型元 素的数组，而后在分析第二、第三这两个定义说明时编译系统 可通过符号表检查出标识符i的二次重定义冲突错误。本例还可 以看到不论在后二句中i的其它属性与前一句是否完全相同，只 要标识符名重定义，就将产生重定义冲突的语义错误。
9.1符号表的作用和地位 符号表的作用和地位 9.2符号的主要属性及作用 符号的主要属性及作用 9.3符号表的组织 符号表的组织
9.1 符号表的作用和地位
收集符号属性 上下文语义的合法性检查的依据 作为目标代码生成阶段地址分配的依据
收集符号属性
编译程序扫描说明部分，收集有关标识符的属性，并在符号表 中建立符号的相应属性信息。 例如，编译程序分析到下述两个说明语句 int A; float B[5]; 则在符号表中收集到关于符号A的属性是一个整型变量，关于 符号B的属性是具有5个浮点型元素的一维数组。
9.2 符号的主要属性及作用
符号属性
1 符号名 2 符号的类型 3 符号的存储类别 4 符号的作用域及可视性 5 符号变量的存储分配信息 6 符型的成员信息 （３） 函数及过程的形参
① 符号名 符号表中设置一个符号名域，存放该标识符，该域通 常就是符号表的关键字域。
作为目标代码生成阶段地址分配的依据
编译原理讲什么
编译原理讲什么
编译原理是研究程序编译的原理和方法的学科。
它主要涉及了程序的词法分析、语法分析、语义分析、中间代码生成、代码优化、目标代码生成以及代码生成和目标代码优化等几个方面。
编译原理的核心思想是将高级语言编写的程序转换为机器语言，使计算机能够正确、高效地执行这些程序。
在程序编译的过程中，首先需要进行词法分析，将程序源代码按照词汇单元进行划分，并生成对应的词法单元序列。
然后进行语法分析，根据语法规则判断词法单元序列是否符合语法规定，如果符合，则进行语法分析树的生成。
接下来是语义分析，对语法分析树进行验证和修正，以确保程序语义的正确性。
在语义分析之后，就需要生成中间代码，以便通过后续的编译过程进行处理。
中间代码是一种抽象的计算机指令集，它与特定的计算机体系结构无关。
在中间代码生成之后，就可以进行代码优化，以提高程序的执行效率和资源利用率。
目标代码生成是将中间代码翻译为目标机器平台上的机器代码的过程。
在目标代码生成之后，还可以进行目标代码优化，以进一步提高代码的执行效率和资源利用率。
编译原理的研究不仅能够帮助理解程序设计语言的工作原理，还有助于开发高效、可靠的编译器和解释器。
它对于提高程序的执行效率、减少资源消耗以及简化程序设计过程都具有重要的意义。
《编译原理》课件
编译器可以将高级语言编写的源代码转换成机器语言或低级语言，以便在特定的硬件平台上运行。编 译器还可以生成可执行文件或动态链接库等二进制文件。
编译器在人工智能领域的应用
机器学习编译器
机器学习编译器可以将机器学习模型转换成可执行代码，以便在嵌入式设备或边缘计算 设备上运行。这种编译器可以优化模型的计算性能和内存占用，提高模型的运行效率。
3
缺点
对于某些复杂文法，可能导致大量的无用推导和 状态爆炸。
自底向上的语法分析
分析步骤
从输入符号序列的最后一个符号开始，逐步向上构建语法树，直 到找到与文法中的某个产生式右部匹配的符号串。
优点
可以充分利用已知信息，避免不必要的推导和状态爆炸。
缺点
对于某些复杂文法，可能导致大量的无用归约和状态爆炸。
04
中间代码生成
中间代码生成的定义和任务
定义
中间代码生成是编译器的一个阶段，将源代码转换成中间代码的过程。
任务
将源代码转换成一种中间表示形式，以便进行后续的优化和目标代码生成。
三地址代码的生成
01
三地址代码是一种中间代码形 式，由一系列的三元式组成。
02
三元式的形式为(op, arg1, arg2)，表示执行一个操作(op) 并产生一个结果，操作数arg1 和arg2来自寄存器、常数或之 前的计算结果。
语义分析
检查AST是否有语义错误，如类型错 误、未定义的变量等。
中间代码生成
将AST转换为中间代码，通常是三地 址代码。
代码优化
对中间代码进行优化，提高执行效 率。
代码生成
将中间代码转换为机器语言代码， 能够在特定硬件上执行。
编译器的分类
编译原理课件总结
符号表也称为环境(environment)，其作用是将标识符映射到它们的类型和存储位置。
在处理类型、变量和函数的声明时，这些标识符便与其在符号表中的“含义”相绑定。
每当发现标识符的使用（非声明性出现）时，便在符号表中查看它们的含义。
程序中的每一个局部变量都有一个作用域(scope)，该变量在此作用域中是可见的。
当语义分析到达每一个作用域的结束时，所有局部于此作用域的标识符都将被抛弃。
第六章通常意义上的“栈”：支持压入(push)和弹出(pop)操作的数据结构。
但是，局部变量会成批压入和弹出栈，而且，当局部变量在栈中被创建时，它们一般不会被立刻初始化。
最后，当向栈中压入很多变量之后，还会需要访问压在栈顶之下较深的变量。
因此，抽象的压入和弹出模式并不适合。
●可以将栈看成是一个大型数组，并带有一个特殊寄存器，即栈指针(stack pointer)。
●栈中空间的划分：●超出栈指针的所有位置为自由存储空间(garbage)；●位于栈指针之前的位置为已分配存储空间(allocated)。
●栈通常只在函数的入口处增长，它通过增加足以容纳该函数的所有局部变量的一片存储空间来扩大栈。
栈在函数的出口处收缩，收缩的空间就是入口时扩大的空间。
栈中用来存放一个函数的局部变量、参数、返回地址和其他临时变量的这片区域称为该函数的活动记录(activation record)或栈帧(stack frame)。
设函数g(…)调用函数f(a1,a2, …an)：g是调用者(caller)；f是被调用者(callee)。
在进入函数f时，栈指针(Stack Pointer)指向g传递给f的第一个参数。
在f的入口，f简单地使SP减去帧的长度而分配一个新栈帧。
原来的SP则变成了当前的帧指针(Frame Pointer)。
某些栈帧布局中：FP是一个单独的寄存器；原来的FP保存在存储器中（栈帧内）。
当函数f退出时，需要复制FP到SP，并取回保存在存储器中的FP。
编译原理
1词法分析
词法分析是编译器前端设计的基础阶段,在这一阶段,编译器会根据设定的语法规则,对源程序进行标记,在标 记的过程中,每一处记号都代表着一类单词,在做记号的过程中,主要有标识符、关键字、特殊符号等类型,编译器 中包含词法分析器、输入源程序、输出识别记号符,利用这些功能可以将字号转化为熟悉的单词。
谢谢观看
2语法分析
语法分析是编译过程的第二个阶段。这阶段的任务是在词法分析的基础上将识别出的单词符号序列组合成各 类语法短语,如“语句”, “表达式”等.语法分析程序的主要步骤是判断源程序语句是否符合定义的语法规则, 在语法结构上是否正确。而一个语法规则又称为文法,乔姆斯基将文法根据施加不同的限制分为0型、1型、2型、 3型文法, 0型文法又称短语文法, 1型称为上下文有关文法, 2型称为上下文无关文法, 3型文法称为正规文法,限 制条件依次递增。
计算机类专业本科生学习本专业的第一门语言课程是C语言。C语言由于其类型不安全性,容易出现一些难以 捉摸的错误,使得学生难以定位和解决问题。如果能让学生根据编译器提供的提示信息,精确定位程序中的错误类 型和位置,把编译原理中所学用于实际C语言编程需求,这既完成了课程的教学内容,也提升了学生的软件编程和系 统分析的能力。
发展
在早期冯诺依曼计算机时期 (20世纪40年代)程序都是以机器语言编写,机器语言就是实际存储的01代码,编 写程序是十分枯燥乏味的。后来汇编语言代替机器语言一符号形式该处操作指令和编码。但汇编语言仍有许多缺 点,阅读理解起来很难,而且必须依赖于特定的机器,如果想使编写好的程序在另一台计算机上运行必须重写。在 20世纪50年代IBM的John Backus带领一个研究小组对FORTRAN高级语言及其编译器进行开发。编译程序的自动生 成工具初现端倪,现在很多自动生成工具已经广泛使用例如语法分析工具LEX,语言分析程序YACC等。在20世纪60 年代人们不断的用自编译技术构造编译程序,即用被编译的语言本身来实现该语言的编译程序,但其基本原理和结 构大体相同。经过不断发展现代编译技术已经较为成熟,多种高级语言发展迅速都离不开编译技术的进步。
编译原理第9篇
编译原理
第37页
编译原理
第38页
编译原理
二、嵌套层次显示表(display)和活动记录
为了提高访问非局部量的速度，还可以引用一个 指针数组，称为嵌套层次显示表。 每进入一个过程后，在建立它的活动记录区的同 时建立一张嵌套层次表display. 假定现进入的过程的层数为i，则它的display表 含有i＋1个单元。 此表本身是一个小找，自顶向下每个单元依次存 放着现行层，直接外层，…，直至最外层（0层， 主程序层）等每一层过程的最新活动记录的基地 址。
第25页
编译原理 进入过程P后所做工作示意
P的数组区
第26页
返回地址
1 0
TOP
SP
P的活动记录 （长度为L)
调用过程
编译原理
(3)过程返回
C语言以及其它一些相似的语言含有return(E)的返 回语句，E为表达式。
假定E值已计算出来并已存放在某临时单元T中，可 将T只传送到某个特定寄存器（调用过程将从这个特 定的寄存器中获得P的结果）。
第14页
编译原理 简单的栈式存贮分配
适用于简单程序语言的实现：语言没有分程序结构， 过程定义不允许嵌套，但允许过程的递归调用，允许 过程含有可变数组。 C语言就是这样一种语言。其局部名称的存储分配， 可以直接采用栈式存储分配策略。
第15页
编译原理
1、栈式存储分配
使用栈式存储分配法意味着把存储组成一个栈。 运行时，每当进入一个过程（一个新的活动开 始）时，就把它的活动记录压入栈，从而形成 过程工作时的数据区，一个过程的活动记录的 体积在编译时是可静态确定的。 当该活动结束（过程退出）时，再把它的活动 记录弹出栈，这样，它在栈顶上的数据区也随 即不复存在。
c语言的编译原理
c语言的编译原理
编译原理是指将高级语言（如C语言）编写的程序转换成机
器语言的过程。
它主要分为四个步骤：词法分析、语法分析、语义分析和代码生成。
词法分析是将源代码分解成一个个标记（token）的过程，每
个标记代表着一个词法单元，例如关键字、标识符、运算符等。
词法分析器会利用正则表达式等方法来识别源代码中的词法单元，并生成标记序列。
语法分析是将标记序列按照语法规则进行分析的过程。
它会将标记序列组织成一个由语法规则定义的语法树（Syntax Tree）。
语法分析器会利用文法规则和语法分析算法（如LL(k)算法、LR(k)算法等）来构建语法树。
语义分析是在构建语法树的基础上，对表达式、语句等进行语义检查和语义转换的过程。
语义分析器会检查类型匹配、作用域等语义规则，并将源代码转换成中间代码或目标代码。
代码生成是将中间代码或目标代码生成可执行文件的过程。
它包括了代码优化、目标机器指令的生成和链接等步骤。
代码生成器会根据目标机器的特性和约束，生成对应的机器指令，最终生成可执行文件。
总的来说，C语言的编译原理涉及了词法分析、语法分析、语
义分析和代码生成等几个关键步骤，通过这些步骤将C语言
程序转换成机器语言，从而使计算机能够理解和执行这些程序。
程序设计语言 编译原理(第三版)第9章
TOP 32
d
31
c
30
v
29
u
28
2
27
11
SP 26 25
返回地址 17
24
d
23
c
22
v(形参)
21
u(形参)
20
2(形参个数)
19
11
18
返回地址
17
11
16
i
15
b(形参)
14 1(形参个数)
13
0
12
返回地址
11
5
10
i
9
c
8
0
7
0
6
返回地址
5
0
4
x
3
a
2
0
1
返回地址
0
0
25
9.5 嵌套过程语言的栈式实现
0
0
过程S中调 用Q时
过程P中 调用S时
23
过程Q中调用R时
TOP
24
d
23
c
22
v(形参)
21
u(形参)
20 2(形参个数)
19
11
18 返回地址
SP
17
11
16
i
15
b(形参)
14 1(形参个数)
13
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返回地址
11
5
10
i
9
c
8
0
7
0
6
返回地址
5
0
4
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3
a
2
0
1
返回地址
0
0
吉林大学编译原理课件第九章
分配方法： 分配方法：
对每个被调用过程分配一段存储空间，sp存放当前 对每个被调用过程分配一段存储空间，sp存放当前 过程空间的开始地址；对变量X：（Level Level， 过程空间的开始地址；对变量X：（Level，off), 则其存放地址为off[sp]。 则其存放地址为off[sp]。 off[sp] 过程结束时自动释放空间； 过程结束时自动释放空间；
绑定：如果环境将名字x映射到存储单元 ，我们就说 绑定：如果环境将名字 映射到存储单元s， 映射到存储单元
x被绑定（binding）到s 。 被绑定（ 被绑定 ）
过程活动记录
过程活动记录(AR):过程的一个现场记录 过程的一个现场记录 过程活动记录 记录内容： 记录内容：
过程控制信息：先行活动记录的动态链指针、返回 过程控制信息：先行活动记录的动态链指针、 地址、层数和长度等 地址、 机器状态信息： 机器状态信息：寄存器状态等 全局变量信息:非局部变量的信息 全局变量信息 非局部变量的信息 局部变量值：形参变量、 局部变量值：形参变量、局部变量和临时变量
动态链： 动态链：
如果有调用链CallChain(S)=(M, ,R, S)， 如果有调用链CallChain(S)=(M,…,R, S)， CallChain(S)=(M, 则它对应的动态链为： 则它对应的动态链为： DynamicChain=[AR(M),…,AR(R),AR(S)] DynamicChain=[AR(M), ,AR(R),AR(S)]
换名调用
1）把过程当作宏来对待，也就是在调用点，用被调用过程的体 把过程当作宏来对待，也就是在调用点， 来替换调用者的调用，但是形参用对应的实参文字来代替。 来替换调用者的调用，但是形参用对应的实参文字来代替。这 种文字替换方式称为宏展开或内联展开。 种文字替换方式称为宏展开或内联展开。 被调用过程的局部名与调用过程的名字保持区别。 2）被调用过程的局部名与调用过程的名字保持区别。可以认为 在宏展开前， 在宏展开前，被调用过程的每个局部名字系统地被重新命名成 可区别的名字。 可区别的名字。 为保持实参的完整性， 3）为保持实参的完整性，实参可以由括号包围
《编译原理》课件
六、代码生成
了解目标机器的指令系统和存储结构，以及它们对代码生成的影响。 学习寄存器分配和目标代码生成的基本原理和方法。
七、附录
参考文献提供了进一步学习编译原理的资源。 课程总结将回顾课程中学到的重要知识，并概述关键概念和技术。 问题解答将回答学生在课程学习中提出的问题。 课程评价将收集学生对课程的反馈和评价，以便对将来的课程进行改进。
《编译原理》PPT课件
编译原理PPT课件将带您深入了解编译原理的重要概念和技术。这个课程介绍 了编译原理的意义以及编译过程的概述。
一、引言
课程介绍编译原理的重要性，让您理解为什么编译原理对于软件开发非常关 键。 编译过程的概述将带您了解传统的编译过程中涉及的各个阶段和任务。
二、词法分析
词法分析是编译过程中的第一步，了解词法分析的作用以及它在编译器中的 实现。 掌握正则表达式和有限自动机的概念，这些是实现词法分骤，理解它的作用和不同的语法分析方法。 学习上下文无关文法以及LL(1)语法分析器和LR(1)语法分析器的实现原理。
四、语义分析
语义分析是编译过程中的重要一环，了解它的作用和涉及的任务。 学习语义动作、符号表管理和类型检查，以及如何进行语法制导翻译。
五、中间代码生成
编译原理概述
编译原理概述
编译原理是计算机科学中的重要概念，是指设计和构建编译器的理论和技术。
编译器是一种将高级语言代码翻译成底层机器语言代码的程序，它起着将源代码翻译成目标代码的作用。
编译原理的主要研究对象是编译器的构造和实现方法，以及编译过程中涉及的各种理论和技术问题。
编译原理的基本概念包括词法分析、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几个方面。
其中，词法分析是将源代码分解成一个个单词或记号的过程，语法分析是对单词或记号进行语法规则分析的过程，语义分析是确定代码真正含义的过程，中间代码生成是生成与源代码等价的目标代码的过程，代码优化是提高目标代码质量和性能的过程，目标代码生成是将中间代码翻译成机器代码的过程。
在编译原理中，最核心的部分是语法分析，它决定了编译器对源代码的理解和转换能力。
语法分析可以分为自上而下的分析方法和自下而上的分析方法。
自上而下的分析方法是从最抽象的语法规则开始逐步向下分解源代码，直到分解到最细粒度；自下而上的分析方法则是从最细粒度的语法规则开始逐步向上合成源代码，直到合成到最抽象的语法规则。
在编译原理的研究中，还涉及到一些高级主题，如编译器前端和后端的设计、编译器生成器的设计、抽象语法树和符号表的表示、代码生成技术、及时编译技术等。
总的来说，编译原理是计算机科学中非常重要的一个领域，它的研究成果直接影响着编程语言的设计和实现方式，也是软件工程师必须掌握的基础知识之一。
通过学习编译原理，可以更好地理解计算机语言的工作原理，提高编程能力和代码质量，为软件开发提供更好的支持和保障。
编译原理PPT课件
字符串 表示的 字符
词 法 单词符号 分
语 法 分
源程序
析 取下一个 析 器 单词符号 器
0
l
d /
:
;
其它
l|d
01
非d
2
非l
d
03
非d
4
5 6
7
8
9
10
11
非和
非
12
13
14
非
15
16
17
2.语法分析
2.1 任务： –在词法分析的基础上，根据语言的语法规则， 逐一分析词法分析时得到的属性字，检查语法 错误，若没有错误，则给出正确的语法结构 （如短语、子句、句子、程序段、程序等）。
• 提取公共左因子:
假定关于A的规则是 A→ 1 | 2 | …| n | 1 | 2 | … | m (其中，每个 不以开头)
那么，可以把这些规则改写成
A→A | 1 | 2 | … | m A→ 1 | 2 | … | n
• 经过反复提取左因子，就能够把每个非终 结符(包括新引进者)的所有候选首符集变成 为两两不相交。
编译原理
• 概论 • 词法分析 • 语法分析 • 语义分析 • 中间代码生成 • 优化 • 目标代码生成
一. 概论
1.1 翻译程序
源程序
翻译程序
目标程序
汇编程序：源语言为汇编语言，目标语言为
翻
机器语言
译 编译程序：源语言为高级语言，目标语言为
程
某台计算机上的汇编语言或机器 语言
序 解释程序：能够按源程序的动态顺序逐句进
行分析解释，根据语句功能翻译
成与该语句相应的机器指令序
列，并立即执行，直至结束。
精品课程《编译原理》PPT课件第9章 符号表
RINFL[rp]:
域名部分 区距部分
FTP是域类型部分
一个记录类型要占几个RINFL表项， 不同记录类型所占表项个数不一，而 在表项中没有链接部分，因此在不同 记录的RINFL表之间可放置一条空项， 以表示记录类型的RINFL表中的结束。
综上所述，我们有: TYPEL表 integer: i
real: r b a
临时变量 局部变量 DISPLAY表 形式参数2 形式参数1 过函名 管理信息
l＋ 1 5 4 3 0-2
抽象地址的变化规律可图示如下：
实在声明:
(l,off) <标号声明部分> (l,off) (l,off) <常量声明部分> (l,off) (l,off) <类型声明部分> (l,off)
在整个编译阶段都离不开符号表。 二、符号表的内容 0 Pascal 有以下几种类型： 整 型：integer 实 型：real 布尔型：boolean 数组型：ARRAY[N1…N2]OF T 记录型：RECORD id1：T1；…； idn;Tn END
类型表TYPEL结构形如： TCLASS
三、标识符的作用域与处理 程序段：PROGRAM…………………END 过程段：PROCEDURE………………END 函数段： FUNCTION………………END 记录类型： RECORD………………END
具体实现方法可分为两种: 真删除法
加标记法
9.4 抽象地址的处理
存储分配分为静态分配与动态分配。 在编译时分配的称静态分配。 在目标程序运行时分配的称动态分配。
2.若ICLASS.t=1，则IADDR是类型长度 3.若ICLASS.v=1.则IADDR是形如： LEVEL OFF 的抽象地址，其中LEVEL 是层数，OFF是区距部分。
编译原理笔记9 自上而下语法分析-无回溯的自顶向下分析技术
1）不带回溯的自上而下分析算法
a) 消除左递归。
i. 什么是左递归：
ii. 消除直接左递归，消除间接左递归。
b) 消除直接左递归。
c) 消除左递归算法。
注：1）若非终结符排列顺序不同，改写后的文法也不同，但它们是等价的。
d) 消除回溯
i. 产生回溯的原因：进行推导时，若产生式存在多个候选式，选择哪个
候选式进行推导存在不确定性。
ii. 消除回溯的基本原则：对文法的任何非终结符，若能根据当前读头下的符号，准确的选择一个候选式进行推导，那么回溯就可以消除。
注：之所以会产生回溯是因为在推导匹配的过程中存在虚假匹配。
iii. 消除回溯的方法：预测与提左因子
iv. 根据读头下符号选择候选式，使其第一个符号与读头下符号相同，或该候选式可推导出的第一个符号与读头下符号相同。
这相当于向前看了一个符号，所以称为预测。
注：使用了预测之后，选择候选式不再是盲目的了，所以也就无需回溯。
v. 求候选式的终结首符集。
vi. 采用预测方法后PDA 的运行。
vii. 提取公共左因子。
《《编译原理》》
《《编译原理》》编译是计算机科学的重要分支，是指将一种高级语言表达的程序转换成底层机器语言的过程。
编译原理是指研究这个过程的科学，它涉及到计算机语言、词法分析、语法分析、语义分析、代码生成和优化等方面的内容。
编译原理的主要目的是为了解决编译过程中的问题，例如程序的词法和语法错误、语义错误等。
在编程中，编译器可以帮助程序员更好的使用高级语言，在编译过程中会将高级语言转换成底层机器语言，然后再运行程序并工作。
因此，编译器是计算机科学中的核心技术之一。
编译器是一个非常宽泛的概念，它包括各种类型的编译器，例如源代码编译器，负责将高级编程语言转换为底层机器语言的语言编译器，解释器，负责解释并执行源代码的解释器等。
与其他工具不同，编译器需要高度的理解和解释编程语言的语法和语义。
编译原理的主要内容包括词法分析、语法分析、语义分析、代码生成和优化。
词法分析主要是将代码转换成标记，例如关键字、变量名、常量，语法分析是为了验证代码是否符合语法规则，语义分析是确定代码的意图，代码生成是将高级语言代码转换成机器代码，优化则是对机器代码进行优化以提高执行效率。
在编译过程中，有许多不同的编程语言和工具可以用来代替平常使用的编译器，例如YACC、Flex和Bison等。
这些工具都使用基本的编译原理进行开发，以提供一个易于使用，高效的编译器工具。
总的来说，编译原理对于计算机科学和软件工程都是至关重要的。
任何一种高级编程语言都必须经过编译器才能运行，编译器如此重要是因为它们起着翻译器的作用，将高级语言转换成低级语言，使计算机能够更好的理解并执行代码。
因此，掌握编译原理相关的知识可以帮助程序员更好的理解代码，并提高程序的开发和维护效率。
编译原理遍
编译原理遍编译原理是计算机科学与技术中的一门重要课程，它研究的是将高级语言程序转化为机器语言的过程。
编译原理的研究对象是编译器，它是一种将源程序转化为目标程序的软件工具。
编译原理的研究内容包括词法分析、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方面。
编译原理的第一个环节是词法分析，它将源程序分割为一个个的单词或符号。
词法分析器根据预先定义的词法规则，将源程序中的字符序列转化为一个个的词法单元。
词法单元是具有独立意义的最小语法单位，比如关键字、标识符、运算符和常量等。
词法分析器是编译器的基础，它的设计和实现直接影响着编译器的性能和功能。
语法分析是编译原理的第二个环节，它将词法单元序列转化为语法树。
语法树是一种树状结构，它描述了源程序中各个语法成分之间的关系。
语法分析器根据预先定义的语法规则，对词法单元序列进行分析和归约，最终生成语法树。
语法分析器可以采用自顶向下的递归下降分析法或自底向上的移进-归约分析法来实现。
语义分析是编译原理的第三个环节，它对语法树进行静态语义检查和语义处理。
静态语义检查主要是检查程序中的语法错误和语义错误，比如类型不匹配、未声明的变量和函数重定义等。
语义处理主要是对程序中的语义进行转换和优化，比如类型推导、常量折叠和循环展开等。
中间代码生成是编译原理的第四个环节，它将源程序转化为中间表示形式。
中间表示形式是一种抽象的计算模型，它比源程序更接近于目标程序。
中间代码生成的目的是简化源程序的结构，方便后续的代码优化和目标代码生成。
代码优化是编译原理的第五个环节，它对中间代码进行优化和改进，以提高程序的执行效率和资源利用率。
代码优化可以通过改变程序的结构、简化算法和减少资源消耗等方式来实现。
常见的代码优化技术包括常量传播、公共子表达式消除和循环优化等。
目标代码生成是编译原理的最后一个环节，它将中间代码转化为目标机器代码。
目标机器代码是机器语言的一种形式，它可以直接在计算机上执行。
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3.5 LR分析器
从文法构造的识别活前缀的DFA的一些特点 概念：有效项目 如果S*rm Aw rm 12w，那么我们说项 目A1· 2对活前缀1是有效的。 一个项目可能对好几个活前缀都是有效的。 一个活前缀可能有多个有效项目。 一个活前缀的有效项目集就是从这个DFA的初 态出发，沿着标记为的路径到达的那个项目集（状 态） 。
3.5 LR分析器
从文法构造识别活前缀的DFA 2. 构造LR(0)项目集规范族 I0: I 1: E · E E E· E· +T E E E·+ T E· T T· *F T I 2: T· F E T· F· (E) T T·* F F· id
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
温故知新
上下文无关文法 最左推导 自上而下 自下而上 规约 递归下降 预测分析 最右推导 句柄
！
1。句柄与某个产生式的右部 符号串相同 2。句柄是句型的一个子串 3。把句柄归约成非终结符代 表了最右推导逆过程的 一步
移进-规约冲突 规约-规约冲 突
移进-规约分析
LL(1)文法
2个函数
非递归的 预测分析
F (
id
指向I3 指向I4 指向I5
I10
T I2
F ( I4 I3
*
I7
F
(
E I8 T id F I5
id ) +
指向I4 指向I5 I11 指向I6
(
指向I2 指向I3
id
3.5 LR分析器
从文法构造的识别活前缀的DFA的一些特点 概念：有效项目 如果S*rm Aw rm 12w，那么我们说项 目A1· 2对活前缀1是有效的。 一个项目可能对好几个活前缀都是有效的。 S*rm AAw rm A12w rm 1212w 对任何活前缀1，从项目A1· 2有效这个事 实可以知道 如果2 ，应该移进 如果2 = ，应该用产生式A1归约
T I2
F ( I4 I3
id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1 + I6
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
T I2
F ( I4 I3
*
I7
E I8 T id F I5 指向I2 指向I3
(
25/47
id
E I0
3.5 LR分析器
I1 + T I6 I9 * 指向I7
3.5 LR分析器
从文法构造识别活前缀的DFA 2. 构造LR(0)项目集规范族 I0: I 1: E · E E E· E· +T E E E·+ T E· T T· *F T I 2: T· F E T· F· (E) T T·* F F· id I3: T F·
点的左边代表历史信 息，右边代表展望信 息。直观地讲，项目 表示在分析过程的某 一阶段，已经看到了 产生式的多大部分， 以及希望看到的部分。
例：AXYZ对应有四个项目 A· XYZ A X· YZ A XY· Z A XYZ· 例：A只有一个项目和它对应 A·
3.5 LR分析器
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
I5:
F id·
E I0
3.5 LR分析器
I1
T I2
F ( I4 I3
id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1
I1:
E E· E E· T +
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
E E+T E+T * F E+T* id
如果S*rm Aw rm 12w，那么我 们说项目A1· 2对活前缀1是有效的。
3.5 LR分析器
构造SLR分析表的两大步骤
从文法构造识别活前缀的DFA 从上述DFA构造分析表
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3.5 LR分析器
从DFA构造SLR分析表 状态i从Ii构造，它的action函数如下确定：
从文法构造识别活前缀的DFA 2. 构造LR(0)项目集规范族 E’·E I0: 及所有的点不 E · E (核心项目) 在左端的项目 E· +T E E· T (非核心项目， T· *F T 通过对核心项目求闭包 T· F 而获得） F· (E) F· id
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
I8: F (E· ) E E· T + I2:
E T ·
TT· *F
I3: TF·
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1
T I2
F ( I4 I3
I4: F (· ) E E· +T E E· T T · *F T T· F F ·E ) ( F· id I4: F (· ) E ...
E· +T E E· T T· *F T T· F F· (E) F· id
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1、I的每个项目均加入closure(I) 2、如果Aα· Bβ在 closure(I)中， 且Bγ是产生式，那么如果项目 B · γ还不在closure(I)中的话，那 么把它加入。
3.5 LR分析器
3.5 LR分析器
例 串E + T *是活前缀，读完它后，DFA处于状态I7 I7: TT *· F · ), F · F, (E id
E
E E E+T E+T * F E+T * id E+T * F * id
概念：有效项目
E E E+T E+T * F E+T * (E )
I8: F (E· ) E E· T + I2:
E T ·
TT· *F
I3: TF·
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1
T I2
F ( I4 I3
I4: F (· ) E E· +T E E· T T · *F T T· F F ·E ) ( F· id I4: F (· ) E ...
3.5 LR分析器
从文法构造识别活前缀的DFA 2. 构造LR(0)项目集规范族 I0: I1: E · E E E· E· +T E E E·+ T E· T T· *F T T· F F· (E) F· id
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
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id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1
I2: E T · TT· *F I7: TT *· F F · (E) F · id
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
T I2
F ( I4 I3
id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1
I3: T F·
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
3.5 LR分析器
I0: E · E E· +T E E· T T· *F T T· F F· (E) F· id I 4:
F (· ) E E· +T E E· T T· *F T T· F F· (E) F· id
E T ·
TT· *F
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id I5
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
E I0
3.5 LR分析器
I1
T I2
F ( I4 I3
I4: F (· ) E E· +T E E· T T · *F T T· F F ·E ) ( F· id
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1
T I2
F ( I4 I3
I4: F (· ) E E· +T E E· T T · *F T T· F F ·E ) ( F· id
I8: F (E· ) E E· T +
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EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id
3.5 LR分析器
I0: E · E E· +T E E· T T· *F T T· F F· (E) F· id I 4:
F (· ) E E· +T E E· T T· *F T T· F F· (E) F· id
LR文法
栈 sm Xm sm-1 Xm-1 … s0
输 入
a1 … ai …an $
LR分析程序
输 出
右句型的前缀， 该前缀不超过最 右句柄的右端
活前缀
action
goto
简单的LR方法（SLR） 规范的LR方法 向前看的LR方法(LALR）
LR分析器的模型
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3.5 LR分析器
3.5.3 构造SLR分析表 LR(0)项目（简称项目） 在右部的某个地方加点的产生式
T I2
F ( I4 I3
id I5
E I0
3.5 LR分析器
I1
I1:
E E· E E· T +
EE EE+T|T T T * F | F F ( E ) | id