编译原理 代码生成
编译原理 编译的过程
编译原理编译的过程编译原理是计算机科学与技术领域的一个重要学科，它研究的是将高级程序语言转化为机器语言的过程，以实现程序的运行。
编译的过程可以分为以下几个步骤。
1. 词法分析（Lexical Analysis）：将输入的源代码序列划分为一个个的词素（Token），并对每个词素进行分类。
2. 语法分析（Syntactic Analysis）：根据语法规则，利用词法分析得到的词法单元序列，生成抽象语法树（Abstract Syntax Tree），以表达程序的结构。
3. 语义分析（Semantic Analysis）：对生成的抽象语法树进行语义的验证，包括类型检查、作用域检查等。
同时，将高级语言的语句转化为中间代码表示。
4. 优化（Optimization）：对生成的中间代码进行优化，以提高程序的执行效率。
包括常量折叠、公共子表达式消除、循环优化等。
5. 中间代码生成（Intermediate Code Generation）：将优化后的中间代码转化为目标机器独立的中间代码表示，如三地址码、虚拟机指令等。
6. 目标代码生成（Code Generation）：根据目标机器的特点，将中间代码转化为目标机器代码，如汇编语言代码或机器指令。
7. 目标代码优化（Code Optimization）：对生成的目标代码进行优化，以进一步提高程序的执行效率。
8. 目标代码的链接与装载（Linking and Loading）：将编译得到的目标代码与库进行链接，生成可执行程序，并将其加载到内存中执行。
编译过程中的每个阶段都具有特定的功能和任务，它们相互协作，最终将高级语言的源代码转化为目标机器可执行的代码。
这个过程可以分为前端和后端两个部分，前端主要负责语法和语义分析等，后端主要负责中间代码的生成、目标代码生成和优化等。
编译过程需要充分考虑程序的正确性、效率和可维护性等方面的要求。
编译器的原理
编译器的原理
编译器是一种将高级语言代码转换为计算机能够执行的低级语言代码
的程序。
编译器的原理可以被概括为以下五个步骤：
1.词法分析：编译器首先将源代码分解为一个个的单词或符号，这被
称为词法分析。
编译器需要识别出各种不同类型的符号，例如关键字、变
量名、操作符和分隔符等。
2.语法分析：编译器将词法分析得到的符号序列组成语言的语法结构，这被称为语法分析。
编译器需要检查代码是否符合语法规则，例如括号匹配、语句顺序等。
3.语义分析：编译器对程序的语义进行分析，以确保程序的有效性和
正确性，例如类型检查、变量声明和作用域等。
4.代码生成：编译器将程序转换为目标语言的中间代码或汇编代码。
这些代码可以是一系列的指令、一组二进制代码或其他形式的代码。
5.代码优化：编译器对目标代码进行优化以提高程序的执行效率。
优
化技术可以包括代码简化、算法改进和硬件优化等。
总之，编译器将高级语言代码转换为计算机能够直接执行的机器语言
代码的过程中，需要经过以上五个步骤。
编译原理 实验
编译原理实验编译原理实验。
编译原理是计算机科学中的一个重要领域，它研究的是编译器的设计和实现原理。
编译器是将高级语言代码转换成机器语言代码的程序，它在软件开发过程中起着至关重要的作用。
而编译原理实验则是帮助学生深入理解编译原理的重要手段之一，通过实际操作来加深对编译原理知识的理解和掌握。
在编译原理实验中，我们需要掌握以下几个关键点：1. 词法分析，词法分析是编译过程中的第一步，它负责将源代码分割成一个个的单词（Token）。
在词法分析实验中，我们需要实现一个词法分析器，能够正确地识别出源代码中的各种单词，并进行分类和标记。
2. 语法分析，语法分析是编译过程中的第二步，它负责将词法分析得到的单词序列转换成抽象语法树。
在语法分析实验中，我们需要实现一个语法分析器，能够根据给定的文法规则，将单词序列转换成抽象语法树，并进行语法检查。
3. 语义分析，语义分析是编译过程中的第三步，它负责对抽象语法树进行语义检查和翻译。
在语义分析实验中，我们需要实现一个语义分析器，能够对抽象语法树进行类型检查、作用域分析等，并生成中间代码。
4. 代码生成，代码生成是编译过程中的最后一步，它负责将中间代码转换成目标机器代码。
在代码生成实验中，我们需要实现一个代码生成器，能够将中间代码转换成目标机器代码，并进行优化。
通过以上实验，我们可以深入理解编译原理的各个环节，并掌握编译器的设计和实现原理。
同时，实验过程中还能培养我们的动手能力和解决问题的能力，为今后的软件开发打下坚实的基础。
总之，编译原理实验是非常重要的，它能够帮助我们深入理解编译原理知识，提高我们的动手能力和解决问题的能力。
希望大家能够认真对待编译原理实验，从中获得更多的收获和成长。
计算机基础知识点编译原理代码生成
计算机基础知识点编译原理代码生成编译原理是计算机科学中非常重要的一门学科，它研究的是如何将高级语言编写的程序转化为机器可以执行的指令序列。
在编译过程中，代码生成是其中一个关键的步骤。
本文将介绍编译原理中的代码生成基础知识点。
一、代码生成概述代码生成是编译过程中的最后一个阶段，它的任务是将中间表示形式（如抽象语法树或中间代码）转化为目标机器代码，使得程序可以在计算机上运行。
代码生成的目标是产生高效且正确的机器指令序列，以最大程度地利用计算机的硬件资源。
代码生成的过程可以分为以下几个步骤：1. 寄存器分配：将变量和临时值分配到计算机的寄存器中，以便在指令中进行操作。
2. 指令选择：根据中间表示的特点和目标机器的指令集，选择适当的机器指令来实现所需的操作。
3. 指令调度：对指令进行重新排序，以减少指令相关性和提高执行效率。
4. 内存分配：将变量和临时值存储到内存中，以便在需要时可以进行访问。
5. 代码优化：对生成的机器指令进行优化，以减少执行时的开销和资源占用。
二、寄存器分配在代码生成的过程中，寄存器分配是一个非常重要的环节。
寄存器是计算机中的一种高速存储设备，可以用于存储和执行指令操作。
在生成的机器代码中，寄存器通常用于存储临时值和计算结果。
寄存器分配的目标是将变量和临时值存储到寄存器中，并进行相应的寄存器的分配和释放。
常见的寄存器分配算法有线性扫描分配算法、图着色分配算法等。
寄存器分配算法的选择通常取决于目标机器的寄存器数量和寄存器之间的互斥关系。
三、指令选择指令选择是代码生成的关键一环，它的任务是根据中间表示和目标机器的指令集，选择合适的机器指令来实现所需的操作。
指令选择的准则通常是从操作数和操作符的角度考虑，以及考虑目标代码的执行效率和可读性。
指令选择的过程中，需要考虑目标机器的指令格式、寻址方式、寄存器约束等因素。
对于一些特殊的操作，如函数调用、跳转指令等，还需要考虑目标代码的控制流程和程序执行的正确性。
《编译原理教程》第四章语义分析和中间代码生成
控制流分析和数据流分析案例
总结词
控制流分析和数据流分析是编译器设计中两种重要的 语义分析技术。
详细描述
在控制流分析案例中，我们以一个具有条件语句和循环 的程序为例，分析其控制流图（Control Flow Graph， CFG）。CFG是一个有向图，用于表示程序中各个基本块 之间的控制流程关系。通过CFG，编译器可以检测到潜 在的程序错误，如死代码和无限循环。在数据流分析案 例中，我们使用数据流方程来跟踪程序中变量的值在执 行过程中的变化。我们以一个简单的程序为例，该程序 包含一个变量在函数调用后被修改的情况。通过数据流 分析，我们可以确定变量的最新值，以便在后续的语义 分析中使用。
定义
三地址代码是一种中间代码形式，它由一系列的三元组操作数和 操作符组成。
特点
三地址代码具有高度规范化，易于分析和优化，且易于转换成目 标代码。
常见形式
常见的三地址代码有三种基本形式，即加法、减法和赋值。
循环优化
定义
循环优化是指在编译过程中，对循环结构进行优化， 以提高目标代码的执行效率。
常见方法
将源程序分解成一个个的词素或标记。
语法分析
根据语言的语法规则，将词素或标记组合成一个个的语句或表达式。
语义分析
对语法分析得到的语句或表达式进行语义检查，确保其语义正确。
中间代码生成
基于语义分析的结果，生成中间代码。
02
语义分析技术
类型检查
类型检查是编译过程中对源代码进行语义分析的重要环节，其主要目的是 确保源代码பைடு நூலகம்类型安全。
常见的循环优化方法包括循环展开、循环合并、循环 嵌套等。
优化效果
通过循环优化，可以减少循环的次数，提高程序的执 行效率。
编译原理中间代码生成
编译原理中间代码生成在编译原理中，中间代码生成是编译器的重要阶段之一、在这个阶段，编译器将源代码转换成一种中间表示形式，这种中间表示形式通常比源代码抽象得多，同时又比目标代码具体得多。
中间代码既能够方便地进行优化，又能够方便地转换成目标代码。
为什么需要中间代码呢？其一，中间代码可以方便地进行编译器优化。
编译器优化是编译器的一个核心功能，它能够对中间代码进行优化，以产生更高效的目标代码。
在中间代码生成阶段，编译器可以根据源代码特性进行一些优化，例如常量折叠、公共子表达式消除、循环不变式移动等。
其二，中间代码可以方便地进行目标代码生成。
中间代码通常比较高级，比目标代码更具有表达力。
通过中间代码，编译器可以将源代码转换成与目标机器无关的形式，然后再根据目标机器的特性进行进一步的优化和转换，最终生成目标代码。
中间代码生成的过程通常可以分为以下几步：1.词法分析和语法分析：首先需要将源代码转换成抽象语法树。
这个过程涉及到词法分析和语法分析两个步骤。
词法分析将源代码划分成一个个的词法单元，例如标识符、关键字、运算符等等。
语法分析将词法单元组成树状结构，形成抽象语法树。
2.语义分析：在语义分析阶段，编译器会对抽象语法树进行静态语义检查，以确保源代码符合语言的语义规定。
同时，还会进行类型检查和类型推导等操作。
3.中间代码生成：在中间代码生成阶段，编译器会将抽象语法树转换成一种中间表示形式，例如三地址码、四元式、特定的中间代码形式等。
这种中间表示形式通常比较高级，能够方便进行编译器的优化和转换。
4.中间代码优化：中间代码生成的结果通常不是最优的，因为生成中间代码时考虑的主要是功能的正确性，并没有考虑性能的问题。
在中间代码生成之后，编译器会对中间代码进行各种优化，以产生更高效的代码。
例如常量折叠、循环优化、死代码删除等等。
5.中间代码转换：在完成了中间代码的优化之后，编译器还可以对中间代码进行进一步的转换。
这个转换的目的是将中间代码转换成更具体、更低级的形式，例如目标机器的汇编代码。
编译原理中的中间代码生成
编译原理中的中间代码生成编译原理是计算机科学的一门重要课程。
在编译器的构造过程中，中间代码生成是其核心部分之一。
它是将源代码翻译为目标代码的重要中间阶段。
中间代码生成的过程涉及到链表、树，生成三元式、四元式等多种中间形式。
本文将介绍中间代码生成的过程和其在编译中的作用。
一、中间代码的概念中间代码是指在源程序和目标程序之间所生成的一系列指令的集合。
目标代码是指机器可执行的二进制代码，而中间代码则是一种可传递、可处理和可修改的编译代码形式。
中间代码属于一种中间状态，它不是源代码也不是目标代码，但可以被转换成目标代码。
中间代码可以基于语法树、语法分析栈、语法分析表进行生成，生成的中间代码需要满足语言语法结构和语义规则。
二、中间代码生成的流程在编译过程中，中间代码生成是指将源代码转换成中间代码的过程。
它是在词法分析、语法分析和语义分析阶段之后完成的。
下面介绍一下中间代码生成的流程。
1.源代码转换为语法树编译器通过词法分析和语法分析将源代码转换成语法树。
语法树是一种树形结构，它记录了源代码中各个语句的组成情况。
2.语法树进行语义分析在语法分析之后，编译器进行语义分析，检查语法树的合法性，然后根据语言的语义规则对语法树进行标注。
标注的内容包括符号表信息、数据类型等。
3.中间代码的生成在语义分析后，编译器进入中间代码的生成阶段，生成语句的中间代码。
中间代码通常采用三元式或四元式等形式。
三元式包含操作符、操作数以及结果的地址，四元式中还包括了类型信息。
4.中间代码优化在中间代码生成的过程中，编译器会尽可能地优化中间代码。
可以对中间代码进行多种优化，如常量合并、变量替换、公共子表达式消除等。
5.中间代码转换为目标代码在中间代码生成后，编译器将中间代码转换为目标代码。
目标代码可以是汇编代码或机器代码等不同形式的二进制代码。
三、中间代码生成优化的意义编译器中间代码优化的目标是提高程序的执行效率和降低其资源消耗。
执行效率的提高可以通过以下方式实现：1.减少内存使用编译器可以通过删除冗余代码、去除死代码和不必要的变量等方式来减少中间代码的内存使用。
ts的编译原理
TypeScript（TS）的编译原理主要包括以下几个步骤：
1. 词法分析：将源代码转化为一系列的记号（tokens）。
在这个过程中，TS编译器会把源代码分解成一个个的记号，每个记号都有自己的含义和类别。
2. 语法分析：将记号转化为抽象语法树（Abstract Syntax Tree，AST）。
在这个步骤中，TS编译器会根据语法规则把记号组合成一颗抽象语法树，这棵树可以清晰地表示出源代码的结构和含义。
3. 类型检查：对抽象语法树进行类型检查。
这个阶段会检查源代码的类型错误，确保类型安全。
4. 代码生成：将抽象语法树转化为目标代码。
如果目标语言是JavaScript，就会生成对应的JavaScript代码。
这个阶段会移除类型注解，只保留对运行时代用的类型信息。
5. 优化：对生成的代码进行优化。
这个阶段会对生成的代码进行优化，提高运行效率。
以上就是TypeScript的编译原理。
在编译过程中，TypeScript编译器会利用类型信息，生成更安全、更高效的JavaScript代码。
同时，TypeScript也提供了丰富的类型系统，方便开发者进行类型检查和代码维护。
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-分析中间代码生成程序
实验报告课程名称编译原理实验学期至学年第学期学生所在系部年级专业班级学生姓名学号任课教师实验成绩计算机学院制开课实验室：年月日实验题目分析中间代码生成程序一、实验目的分析PL/0编译程序的总体结构、代码生成的方法和过程；具体写出一条语句的中间代码生成过程。
二、设备与环境PC兼容机、Windows操作系统、Turbo Pascal软件等。
三、实验内容1.分析PL/0程序的Block子程序，理清PL/0程序结构和语句格式。
画出Block子程序的流程图，写出至少两条PL/0程序语句的语法格式。
2.分析PL/0程序的Block子程序和Gen子程序，了解代码生成的方法和过程。
使用概要算法来描述语句的代码生成过程。
3.自己编写一个简单的PL/0程序，能够正确通过编译，得到中间代码。
列出自己编写的源程序和编译后得到的中间代码。
4.从中选择一个语句或表达式，写出代码生成的过程。
要求从自己的源程序中选择一条语句，结合这条语句写出语义分析和代码生成过程。
在描述这个过程中，要说清楚每个功能有哪个子程序的哪条语句来完成，说清楚语句和参数的含义和功能。
四、实验结果及分析(一)程序标注levmax = 3; { max depth of block nesting } { 最大允许的块嵌套层数}{ 语法分析过程block }{ 参数：lev:这一次语法分析所在的层次}{ tx:符号表指针}{ fsys:用于出错恢复的单词集合}procedure block(lev, tx: integer; fsys: symset);vardx: integer; { data allocation index } { 数据段内存分配指针，指向下一个被分配空间在数据段中的偏移位置}tx0: integer; { initial table index } { 记录本层开始时符号表位置}cx0: integer; { initial code index } { 记录本层开始时代码段分配位置}{ 登陆符号表过程enter }procedure enter(k: object1);begin { enter object into table } { 参数：k:欲登陆到符号表的符号类型}tx := tx + 1; { 符号表指针指向一个新的空位}with table[tx] do { 开始登录}beginname := id; { name是符号的名字，对于标识符，这里就是标识符的名字}kind := k; { 符号类型，可能是常量、变量或过程名}case k of { 根据不同的类型进行不同的操作}constant: { 如果是常量名}beginif num > amax then { 在常量的数值大于允许的最大值的情况下}beginerror(31); { 抛出31号错误}num := 0; { 实际登陆的数字以0代替}end;val := num { 如是合法的数值，就登陆到符号表}end;variable: { 如果是变量名}beginlevel := lev; { 记下它所属的层次号}adr := dx; { 记下它在当前层中的偏移量}dx := dx+1; { 偏移量自增一，为下一次做好准备}end;procedur: { 如果要登陆的是过程名}level := lev { 记录下这个过程所在层次}EndEndend { enter };{ 登录符号过程没有考虑到重复的定义的问题。
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。
编译原理中的语法分析与中间代码生成
编译原理中的语法分析与中间代码生成编译原理是计算机科学中一门非常重要的学科，主要研究将高级语言翻译成机器语言的方法和技术。
其中，语法分析和中间代码生成是编译器实现的两个重要步骤。
一、语法分析语法分析是编译器将源代码转换成抽象语法树的过程。
在这个阶段，编译器会检查源代码的语法是否符合语言规范，并将代码转化为一系列的语法结构。
一个好的语法分析器能够快速准确地识别代码中的语言结构，同时能够在出现语法错误的时候给出有意义的错误报告。
常见的语法分析方法包括LL(1)分析、LR分析等。
LL(1)分析器通过构造预测分析表来实现分析，而LR分析器则采用自底向上的分析方法，通过状态迁移来实现分析。
在语法分析的过程中，编译器还需要处理语法的优先级，如算术运算符的优先级，逻辑运算符的优先级等。
对于不同的语言规范，将有不同的算法来处理语法。
例如，C语言中的运算符优先级和结合性与其他语言不同，因此需要特殊的处理方式。
二、中间代码生成中间代码生成是语法分析后的下一步，它的作用是将抽象语法树转化为中间表示，通常是三地址码或四地址码。
中间代码可以看作是目标代码的前一步，它是一种更加抽象的代码形式，方便后续的优化和翻译。
中间代码的生成方法有很多种，最常用的是遍历抽象语法树并根据语法结构生成中间代码。
不同的语言规范会对中间代码的生成方式有不同的要求。
例如，Java语言规范对着重于类型检查和异常处理的中间代码生成，而C语言的中间代码生成则着重于指针和数组的处理等。
在生成中间代码的过程中，编译器还需要考虑优化问题。
编译器能够在生成中间代码的时候进行一些基本的优化，例如删除冗余代码、常量合并等等，这样可以减少目标代码的大小和程序的运行时间。
总之，语法分析和中间代码生成是编译器实现的两个关键步骤。
它们需要一个好的算法和优秀的实现方式，以便在编译过程中产生高效、可靠的目标代码。
6编译原理之中间代码生成
三地址代码（3）
• 指令
–过程调用/返回：
• • • • • param x1 param x2 … param xn call p, n //设置参数
//调用子过程p，n为参数个数
–带下标的复制指令：x=y[i] –地址/指针赋值指令：
• x=&y x=*y *x=y
x[i]=y
• 注意：i表示离开数组位置第i个字节，而不是数组的第i 个元素
–P{D.off=0} D –D T id; {D1.off = D.off + T.width;} D1
记录中的域的处理
• 我们可以为每个记录创建单独的符号表 • 处理时
–首先创建一个新的符号表，压到栈顶； –然后处理对应于字段声明的D，字段都被加入到新 符号表中； –最后根据栈顶的符号表构造record类型表达式； 符号表出栈
新的产生式
• • • • 数组元素L：LL[E] | id[E] 以数组元素为左部的赋值：SL=E; 数组元素作为因子：EL L的代码的功能是计算偏移量，存放于L.addr所指 的临时变量中。
数组元素作为因子
• L的代码只计算了偏移量； • 数组元素的值应该根据偏移量进一步计算即L 的数组基址加上偏移量 • 使用三地址指令x=a[i]
例：if (flag) x=-1; else x = 1; y = x*a • if (flag) x1=-1; else x2 = 1; x3=φ(x1,x2)； • y = x3*a • 若控制流经过该条件语句的真分支， φ(x1,x2)的值为x1； 否则，若控制流经过该条件语句的假分支， φ(x1,x2)的值为x2
处理类型转换的SDT
图6.27 在表达式计算中引入类型转换
编译原理之代码生成
03
04
05
1. 语法分析：根据语言 2. 语义分析：对抽象语
的语法规则，将源程序 法树进行语义检查和处
解析成抽象语法树
理，包括类型检查、符
（Abstract Syntax Tree，号表管理等。
AST）。
3. 中间代码生成：根据 抽象语法树和语义分析 结果，生成中间代码。 常见的中间代码形式有 三地址码、静态单赋值 形式（Static Single Assignment，SSA）等。
运行时系统自动管理程序中的内存资源， 通过垃圾回收机制回收不再使用的内存空 间，防止内存泄漏和野指针等问题。
运行时系统对程序性能的影响和优化
性能影响
运行时系统的设计和实现会直接影响程序的性能。例如，垃圾回收算法的选择和实现会 影响内存的回收效率和程序的暂停时间。线程调度策略的选择也会影响程序的并发性能
编译原理是计算机科学的重要分支，对于理解计算机如何执行程序以及如何提高程 序执行效率具有重要意义。
代码生成在编译过程中的作用
代码生成是编译过程的最后阶段， 负责将中间代码或优化后的代码 转换为目标机器上的可执行代码。
代码生成器需要了解目标机器的 指令集、寄存器分配、内存管理 等相关知识，以生成高效且正确
中间代码在编译器中的 作用主要有以下几点
使得编译过程分为相对 独立的前端和后端，降 低了编译器的复杂性。
提供了统一的中间表示， 便于实现不同语言之间 有利于进行各种优化操 的互操作性。 作。
ห้องสมุดไป่ตู้
中间代码生成的算法和步骤
01
02
中间代码生成的主要算 法包括语法分析、语义 分析和中间代码生成三 个步骤。
具体步骤如下
代码生成器的测试和评估方法
编译原理流程
编译原理流程编译原理是计算机科学的重要分支，主要研究如何将高级语言程序转化为机器语言的过程。
编译原理的流程可以分为词法分析、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阶段。
1. 词法分析词法分析是编译原理的第一步，主要任务是将源代码分解成一个个的词法单元，如标识符、关键字、运算符和常量等。
词法分析器会根据预先定义的词法规则，逐个扫描源代码，将识别出的词法单元转化为记号（token）并生成记号流。
2. 语法分析语法分析是编译原理的第二步，主要任务是根据词法分析生成的记号流，判断程序是否符合语法规则。
语法分析器会根据预先定义的语法规则，逐个分析记号流，构建语法树（parse tree）。
如果程序存在语法错误，则会报告错误信息。
3. 语义分析语义分析是编译原理的第三步，主要任务是对语法树进行语义检查，并生成中间代码。
语义分析器会根据预先定义的语义规则，对语法树进行遍历，检查变量的声明和使用是否符合规范，以及类型的一致性等。
同时，语义分析器会根据语义规则生成中间代码，用于后续的优化和目标代码生成。
4. 中间代码生成中间代码生成是编译原理的第四步，主要任务是将源代码转化为一种中间表示形式，以便进行优化和目标代码生成。
中间代码可以是抽象语法树（Abstract Syntax Tree，AST）、三地址码（Three Address Code）或虚拟机代码等。
中间代码的生成可以通过遍历语法树并根据语法规则进行转换。
5. 代码优化代码优化是编译原理的第五步，主要任务是对中间代码进行优化，以提高程序的执行效率。
代码优化包括常量折叠、公共子表达式消除、循环优化等技术。
优化器会根据预先定义的优化规则，对中间代码进行分析和转换，以减少不必要的计算和内存访问。
6. 目标代码生成目标代码生成是编译原理的最后一步，主要任务是将中间代码转化为目标机器代码，使得程序可以在目标机器上运行。
目标代码生成器会根据目标机器的特定指令集和寄存器分配策略，将中间代码转化为对应的目标机器代码，并生成可执行文件或目标文件。
《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。
北航编译原理课件 10.语义分析和代码生成
北京航空航天大学计算机学院
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@svardef动作符号是把 ，i 和t 填入符号表中。 动作符号是把n， 填入符号表中。 动作符号是把 procedure svardef( t, i, n ); j := tableinsert ( n, t, i ); /*将有关信息填入符号表 将有关信息填入符号表*/ 将有关信息填入符号表 if j = 0 //填表时要检查是否重名 填表时要检查是否重名 then errmsg ( duplident , statementno); else if j = -1 //符号表已满 符号表已满 then errmsg( tblovflow, statementno); end svardef;
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动作程序 @dec_on↑x 是把符号表当前可用表项的入口地址（指向符 是把符号表当前可用表项的入口地址（ 号表入口的指针， 表项下标值）赋给属性变量x 号表入口的指针，或称 表项下标值）赋给属性变量 。 @name_defn ↓n是将由各实体名所得的 继承属性值，依次填 是将由各实体名所得的n继承属性值 继承属性值， 入从x开始的符号表中 开始的符号表中。 入从 开始的符号表中。
–继承属性为值形参 继承属性为值形参 –综合属性为变量形参 综合属性为变量形参
• 语法成分翻译动作子程序参数设置： 语法成分翻译动作子程序参数设置：
–继承属性为值形参 继承属性为值形参 –综合属性不设形参，而作为动作子程序的返回值 综合属性不设形参， 综合属性不设形参 RETURN语句返回 语句返回） （由RETURN语句返回）
………
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指令名称 等于比较 不等比较 大于比较 小于比较 大于等于 小于等于 逻辑与 逻辑或 逻辑非 转子 分配
编译原理中间代码生成
文法规则
语义规则
exp1→id=exp2 exp→aexp
= exp1.tacode= exp2.tacode++ id.strval ||”=” ||
= exp.tacode=aexp.tacode
machunyan
P-机器在不同的平台上由不同的解释器实现。 该思想使得pascal编译器变得容易移植，
只需对新平台重写P-机器解释器即可。
machunyan
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6.1.3 P-代码（续）
例6.3:算术表达式：2*a+(b-3)的P-代码如下： ldc 2 ; load constant 2 lod a ; load value of variable a mpi ; integer multiplication lod b ; load value of variable b ldc 3 ; load constant 3 sbi ; integer subtraction adi ; integer addition
exp1→id=exp2
{= emit(id.strval ‘=’)}
exp→aexp
{= }
aexp1→aexp2+factor
{ =newtemp() emit(’=’ aexp2 .name ’+’ )
三地址码是中间代码的一种抽象形式。在编译器中， 这些语句可以以带有操作符和操作数域的记录来实现。 三地址码常见的实现有四元式和三元式。
四元式是带有四个域的记录结构，即 op,arg1,arg2,result，可以写成 (op,arg1,arg2,result) 。arg1,arg2及result域的内 容正常情况下是指这些域所代表的名字在符号表表项的 指针。临时名字result在生成时一定要被填入符号表。
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流图的构造
基本块B1到B2有一条有向边代码执行 序列中B2紧跟在B1之后：
1. B1的最后一条语句（无）条件转向到B2的第一 条语句 2. 程序中B2紧跟在B1之后，且B1的最后一条语句 不是无条件转移语句 B1——B2的前驱，B2——B1的后继
例9.4
prod := 0 i := 1 t1 := 4 * i t2 := a [ t1 ] t3 := 4 * i t4 := b [ t3] t5 := t2 * t4 t6 := prod + t5 prod := t6 t7 := i + 1 i := t7 if i <= 20 goto (3)
算法9.1 基本块的划分
输入 三地址码序列 输出 划分后的基本块 方法 1. 首先确定入口语句（leader，基本块的第一个语句） 集，确定规则：
i. ii. iii.
程序的第一条语句 条件转移或无条件转移语句的目的语句 条件转移或无条件转移语句之后的语句
2.
每个leader对应的基本块： leader——下个leader（或程序尾）
例9.3
begin prod := 0 i := 1 do begin prod := prod + a[i] * b[i]; i := i + 1 end while i <= 20 end
例9.3（续）
(1) (2) (3) (4) (5) (6) (7) (8) (9) (10) (11) (12)
3.
重命名临时变量
t := b + c，t——临时变量 u := b +c，u——新临时变量，对t的引用对u的引用， 基本块结果不变 定义临时变量的语句都定义新的临时变量 基本块等价变换，范式基本块
保结构变换（续）
4.
语句交换
t1 := b + c t2 := x + y 两个语句交换位置不影响运算结果 x、y都不是t1，b、c都不是t2 注意：范式基本块允许所有可能的语句交换
1.
公共子表达式删除
a := b + c b := a – d c := b + c d := a – d a := b + c b := a – d c := b + c d := b
d与b相同
c与a不同！
保结构变换（续）
2.
无用代码删除
x := y + z x在后续代码中未被使用，则可将此语句删除
/* 364-451: p的活动记录 */ /* 返回地址 */ /* 局部数据 */
300: 304:
9.3.2 栈分配
使用相对活动记录起始的偏移
活动记录的地址——栈寄存器，SP
―第一个过程”
MOV #stackstart, SP 第一个过程的代码 HALT
栈分配——函数调用和返回
9.4.4 代数变换
允许改变表达式——代数上等价
:= x + 0——删除 x := x * 1——删除 x := y ** 2 x := y * y——提高性能
x
9.4.5 流图
基本块间添加控制流信息程序 流图，flow graph
节点——基本块 首（initial）节点——该基本块的入口语句 就是程序的第一条语句
开销6
开销6
开销2 开销3
R0：a的地址 R1：b的地址 R2：c的地址
9.3 运行时存储管理
静态分配，栈分配
翻译如下三地址码
call return halt action
9.3.1 静态分配
call翻译为
MOV #here, callee.static_area GOTO callee.code_area
设计中的问题（续）
4.
指令选择
指令集特性
一致性、完整性 指令速度、机器特性
代码质量：速度、大小 丰富的指令集多种代码生成方式 选择最高效方式
设计问题（续）
5.
寄存器分配
allocation、assignment 最优化assignment——NP-完全问题 register-pair
9.4.6 基本块的表示
记录
计数器：四元组（三地址码语句）数目
指向leader的指针 指向前驱基本块和后继基本块的指针
优化时代码改变或移动
跳转到语句号跳转到基本块
9.4.7 循环（loop）
什么是循环？如何找到循环？ 循环——满足如下条件的一组节点
1.
2.
这组节点是强连通的——任何两个节点间都存在 一条（完全包含在循环内的）路径 这组节点具有唯一的一个入口（entry）——从循 环外的节点到达循环内的节点，唯一的途径是先 到达入口节点
指令开销
长度
1.
2. 3. 4.
MOV R0, R1：开销1 MOV R5, M：开销2 ADD #1, R3：开销2 SUB 4(R0), *12(R1)：开销3
指令开销——翻译方法
a=b+c
1.
2.
3.
4.
R1：b的值 R2：c的值
MOV b, R0 ADD c, R0 MOV R0, a MOV b, a ADD c, a MOV *R1, *R0 ADD *R2, *R0 ADD R2, R1 MOV R1, a
符号表信息 类型检查、类型转换已完成 输入是无错误的
设计中的问题（续）
2.
目标程序
绝对机器语言
固定内存地址，可直接执行
可重定位机器语言
多模块连接 灵活、分别编译
简单——符号指令、宏的使用
汇编语言
设计中的问题（续）
3.
内存管理
名字数据地址，与前端协作 符号表 标号指令地址 backpatching技术
/* 返回地址压栈 */ /* call q */
/* 返回地址压栈 */ /* call q */
/* return */
9.3.3 运行时名字的地址
x
:= 0
相对地址12
位于静态分配区域，地址static static[12]
:= 0 static = 100 MOV #0, 112 display方式，地址在寄存器R3中
例9.1（续）
100: 120: 132: 140: 160: 200: 220: ACTION1 MOV #140, 364 GOTO 200 ACTION2 HALT … ACTION3 GOTO *364 … /* 300-363: c的活动记录 */ /* 返回地址 */ /* 局部数据 */ … 364: 368:
内部不包含其他循环的循环——内层循环， inner loop
9.5 下次引用信息
next-use information 名字的使用（use）
三地址码语句i为x赋值 语句j将x作为运算对象，而i到j的控制流路径中无其 他对x赋值的语句 语句j使用了语句i计算的x值
对语句x := y op z，确定x、y、z下次使用的位 置，以决定寄存器可否释放 由后向前扫描基本块
t1 := 12 + R3 *t1 := 0 MOV #0, 12(R3)
9.4 基本块和流图
9.4.1 基本块，basic block
连续语句序列，执行过程中没有分支 t1 := a * a t2 := a * b t3 := 2 * t2 t4 := t1 + t3 t5 := b * b t6 := t4 + t5 x := y + z：定义x，使用（引用）y、z
9.4.2 基本块的变换
基本块进行表达式计算 等价——计算相同的表达式 变换——不改变计算的表达式集合 提高代码质量 保结构变换 structure-preserving transformation 代数变换 algebraic transformation
9.4.3 保结构变换
寄存器：R0，R1，…，Rn-1
指令：op
source, destination
地址 额外开销 M 1 R 0 c+contents(R) 1 contents(R) 0 contents(c+contents(R)) 1
寻址方式 寻址方式 形式 M 绝对 R 寄存器 c(R) 索引 *R 间接寄存器 *c(R) 间接索引 MOV R0, M MOV 4(R0), M MOV *4(R0), M
return翻译为 当前代码地址 被调用函数的 静态区域 被调用函数的 代码区域
GOTO *callee.static_area
例9.1
三地址码 /* c的代码 */ action1 call p action2 halt /* p的代码 */ action1 return c的活动记录 （64字节） 0: return address 8: arr 56: 60: i j p的活动记录 （64字节） 0: return address 8: buf 84: n
第九章 代码生成
学习内容
目标机器
存储管理
基本块、流图
简单代码生成算法
寄存器分配 窥孔优化 基本块dag表示、从dag生成代码
9.1 设计中的问题
1.
输入
前端生成的中间表示形式
线性化表示：后缀表示形式 四元式表示：三地址码 虚拟机表示：抽象栈机器代码 图形化表示：语法树、DAG