编译原理教程(第二版)胡元义课后答案第四章

101 (= ,1 ,_ , i )
102 (j≤,i ,20,104 ) 103 ( j ,_ ,_ ,114 ) 104 ( * ,4 ,i ,T1 ) 105 ( - ,A ,4 ,T2 )
106 (=[ ],T2 ,T1 ,T3 )
第四章 语义分析和中间代码生成 107 ( * ,4 ,i ,T4 ) 108 ( - ,B ,4 ,T5 )
不发生转移(即顺序执行下一个四元式)，从而产生效
率较高的四元式代码。
第四章 语义分析和中间代码生成 【解答】 程序如下： 按要求改造描述布尔表达式的语义子
(1) E→i {E.tc=null;E.fc=nxq;emit(jez,entry(i),__ ,0);} (2) E→i(1) rop i(2) {E.tc=null;E.fc=nxq;emit(jnrop,entry(i(1)),entry (i(2));) /* nrop表示关系运算符与rop相反*/
(3) E→(E(1))
{E.tc=E(1).tc; E.fc=E(1).fc;}
(4) E→┐E(1) {E.fc=nxq;emit(j,__ ,__ ,0);Backpatch(E(1).fc,nx q);}
第四章 语义分析和中间代码生成 (5) EA→E(1) ∧ (6) E→EAE(2) {EA.fc=E(1).fc;}
第四章 语义分析和中间代码生成 在生成中间代码时，条件“i>0”为假的转移地址 无法确定，而要等到处理“else”时方可确定，这时就
存在一个地址返填问题。此外，按语义要求，当处理
完(i>0)后的语句(即“i>0”为真时执行的语句)时，则 应转出当前的if语句，也即此时应加入一条无条件跳
转指令，并且这个转移地址也需要待处理完else之后
和E3 分别对应A＜C∧B＜D、A≥1和A≤D，并且关系运 算符优先级高)： 100 (j<,A,C,102) 101 (j,_,_,113) /*E1为F*/
102 (j<,B,D,104)
103 (j,_,_,113) 104 (j=,A,1,106)
/*E1为T*/
/*E1为F*/ /*E2为T*/
E的代码 真 S( 1 )的 代 码 假
图4-1 习题4.6的语句结构图
第四章 语义分析和中间代码生成 【解答】 本题的语义解释图已经给出了翻译后 的中间代码结构。在语法制导翻译过程中，当扫描到 while时，应记住E的代码地址；当扫描到do时，应对E 的“真出口”进行回填，使之转到S(1)代码的入口处； 当扫描到S(1)时，除了应将E的入口地址传给S(1).chain 之外，还要形成一个转向E入口处的无条件转移的四元 式，并且将E.fc继续传下去。因此，应把S→while E do S(1) 改写为如下的三个产生式： W→while A→W E do S→A S(1)
第四章 语义分析和中间代码生成 4.7 改写布尔表达式的语义子程序，使得i(1) rop
i(2)不按通常方式翻译为下面的相继两个四元式： (jrop, i(1), i(2), 0) (j ,__ ,__ , 0 ) 而是翻译成如下的一个四元式： (jnrop, i(1), i(2), 0) 使得当i(1) rop i(2) 为假时发生转移，而为真时并
{T.type=real;}
4.5 写出翻译过程调用语句的语义子程序。在所 生成的四元式序列中，要求在转子指令之前的参数四 元式par按反序出现(与实现参数的顺序相反)。此时， 在翻译过程调用语句时，是否需要语义变量(队 列)queue？
第四章 语义分析和中间代码生成 【解答】 为使过程调用语句的语义子程序产生 的参数四元式par按反序方式出现，过程调用语句的文 法为 S→call i(arglist) arglist→E
B→0|1
【解答】 计算S.val的文法G′[S]及语义动作如下： 产生式 S→L1·2 L L2.val/2L2.length} 语义动作 {S.val:=L1.val +
G′[S]：S′→S {print(S.val)}
第四章 语义分析和中间代码生成 S→L L→L1B L→B { S.val:=L.val } {L.val:=L1.val*2 + B.val {L.val:=B.val L.length:=2} B→1 B→0 {B.val:=1} {B.val:=0}
109 (=[ ],T5 ,T4 ,T6 )
110 ( * ,T3 ,T6 ,T7 ) 111 ( +,prod,T7,prod) 112 ( +, i, 1, i ) 113 (j,_ ,_ ,102 )
第四章 语义分析和中间代码生成 【解答】 此题只需要对说明语句进行语义分析
而不需要产生代码，但要求把每个标识符的类型填入
符号表中。对D、L、T，为其设置综合属性type，而过
程enter(name,type)用来把名字name填入到符号表中， 并且给出此名字的类型type。翻译方案如下：
D→id L
arglist→arglist(1),E
按照该文法，语法制导翻译程序不需要语义变量 队列queue，但需要一个语义变量栈STACK，用来实现 按反序记录每个实在参数的地址。翻译过程调用语句 的产生式及语义子程序如下：
第四章 语义分析和中间代码生成 (1) arglist→E { 建立一个 arglist.STACK栈，它仅包含一项E.place} (2) arglist→arglist(1) ，E 入 arglist(1). STACK 栈 STACK=arglist(1).STACK} (3) S→call i (arglist) arglist.STACK≠null do begin 将arglist.STACK栈顶项弹出并送入p单元之中； emit (par,_ ,_ ,p); end; { 将E.place压 ， arglist. {while
第四章 语义分析和中间代码生成 105 (j,_,_,108) 106 (+, C, 1, C) /*E2为F*/ /*C:=C+1*/
107 (j,_,_,112)
108 (j≤,A,D,110) 109 (j,_,_,112) 110 (+, A, 2, A) 111 (j,_,_,108)
d. 节省存储空间，不便于优化处理
第四章 语义分析和中间代码生成 (3) 表达式(┐A∨B)∧(C∨D)的逆波兰表示为 a. ┐AB∨∧CD∨ c. AB∨┐CD∨∧ (4) 有一语法制导翻译如下所示： S→bAb {print″1″} 。
b. A┐B∨CD∨∧ d. A┐B∨∧CD∨
A→(B
第四章 语义分析和中间代码生成
第四章 语义分析和中间代码生成
4.1 完成下列选择题： (1) 四元式之间的联系是通过 a. 指示器 b. 临时变量 实现的。
c. 符号表
d. 程序变量
。
(2) 间接三元式表示法的优点为 a. 采用间接码表，便于优化处理 b. 节省存储空间，不便于表的修改 c. 便于优化处理，节省存储空间
/*跳过else后的语句*/
/*E3为T*/ /*E3为F*/ /*A:=A+2*/ /*转回内层while语句开始处*/
112 (j,_,_,100)
113
/*转回外层while语句开始处*/
第四章 语义分析和中间代码生成 4.9 已知源程序如下： prod=0; i=1; while (i≤20) {
第四章 语义分析和中间代码生成 用语法制导翻译(SDTS)生成中间代码的要点如下： (1) 按语法成分的实际处理顺序生成，即按语义
要求生成中间代码。
(2) 注意地址返填问题。 (3) 不要遗漏必要的处理，如无条件跳转等。 例如下面的程序段： if (i>0) a=i+e-b*d; else a=0;
的 对于赋值语句a=i+e-b*d，其处理顺序(也即生成中间
代码顺序)是先生成i+e的代码，再生成b*d的中间代码，
最后才产生“-”运算的中间代码，这种顺序不能颠倒。
第四章 语义分析和中间代码生成 4.3 令S.val为文法G[S]生成的二进制数的值，例如 对输入串101.101，则S.val=5.625。按照语法制导翻译方 法的思想，给出计算S.val的相应的语义规则，G(S)如下： G[S]: S→L.L|L L→LB|B
第四章 语义分析和中间代码生成 每个产生式对应的语义子程序如下： W→while { W.quad=nxq;} A→W E do { Backpatch(E.tc,nxq);
A.chain=E.fc;
A.quad=W.quad;} S→A S(1) { Backpatch(S(1).chain,A.quad); emit(j,_,_,A.quad); S.chain=A.chain;}
emit (call,_ ,_ , entry (i));}
第四章 语义分析和中间代码生成 4.6 设某语言的while语句的语法形式为 S→ while E do S(1)
其语义解释如图4-1所示。
(1) 写出适合语法制导翻译的产生式； (2) 写出每个产生式对应的语义动作。
第四章 语义分析和中间代码生成
{E.tc=E(2).tc;E.fc=merg(EA.fc,E(2).fc);}
(7) E0→E(1)∨ {E0.tc=nxq;emit(j,__ ,__ ,0);Backpatch(E(1).fc,n xq);} (8) E→E0E(2) {E.fc=E(2).fc;Backpatch(E0.tc,nxq);}
L.length:=L1.length +1}
第四章 语义分析和中间代码生成 4.4 下面的文法生成变量的类型说明： D→id L