编译原理第七章

2014年6月15日12时14分
非终结符号T有两个综合属性 T.type 和T.width，分别表示 名字的类型和名字的域宽 (即该类型名字所占用的存储单 元个数)。 假定整数类型域宽为4；实数域宽为8；一个数组的域宽可 以通过把数组元素数目与一个元素的域宽相乘获得；每个 指针类型的域宽假定为4。 计算说明语句中名字的类型和相对地址的翻译模式如下：
子表达式 (base-((low1*n2)+low2)*w的值是可以在编译时 确定的。
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例 1 设A为一个10*20的数组,即n1=10，n2=20。并设w=4。 赋值语句x:=A[y, z] 被翻译成如下三地址语句序列： T1:=y*20 T1:=T1+z T2:=A-84 T3:=4*T1 T4:=T2[T3] x:=T4
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7.4 布尔表达式的翻译 在程序设计中，布尔表达式有两个基本作用：一个是用作 计算逻辑值；另一个用作控制流语句之中的条件表达式。 计算布尔表达式的值通常有两种办法。一种办法是,如同 计算算术表达式一样，一步不差地从表达式各部分的值计 算出整个表达式的值。例如，按通常的习惯，用数值1代 表true，用0代表false，那么，布尔式1 or (not 0 and 0) or 0的计算过程是： 1 or (not 0 and 0) or 0 =1 or (1 and 0) or 0 =1 or 0 or 0 =1 or 0 =1
S→id:=E {p:=lookup(); if p≠nil then emit(p’:=’E.place) else error} {E.place:=newtemp; emit(E.place’:=’E1.place’+’E2.place)}
E→E1+E2
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另一种计算法是采取某种优化。假定要计算A or B，如果 计算出A 的值为1，那么，B的值就无须计算了。因为不管 B的结果是什么，A or B的值都为1。同时，在计算A and B 时，若发现A为0，则B的值也就无需再计算了。这种计算 法可以用if-then-else来解释or，and和not。也就是 把 A or B 解释成 把 A and B 解释成 把 not A 解释成 if A then true else B if A then B else false if A then false else true
(1)
(2) (3) (4) (5)
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*
uminus * + :=
b
c b (1) a
(0)
(2) (3) (4)
(5)间接三元式
为了便于代码优化处理，另设一张指示器(称为间接码表) 它将按运算符的顺序列出有关三元式在三元表中的位置。 换句话说就是，我们用一张间接码表辅以三元式表的办法 来表示中间代码。这种表示法称为间接三元式。 当在代码优化过程中需要调整运算顺序时，只需重新安排 间接码表，无需改动三元式表。事实上，改动三元式表是 很困难的，因为，许多三元式通过指示器紧密相联系。
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(2) 三地址代码
三地址代码是由下面一般形式的语句构成的序列：
x:=y op z
其中，x，y，z为名字、常数或编译时产生的临时变量； op代表运算符号加定点运算符、浮点运算符、逻辑运算符 等等。每个语句的右边只能有一个运算符。例如，源语言 表达式 x+y*z 可以被翻译为如下语句序列：
编译原理
主讲教师:雷向东
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第七章 语义分析和中间代码产生
紧接词法分析和语法分析之后，编译程序要做的工作就是 进行静态语义检查和翻译。静态语义检查通常包括： (1) 类型检查；如果操作符作用于不相容的操作数，编译 程序必须报告出错信息。 (2) 控制流检查；控制流语句必须使控制转移到合法的地 方。如果不存在包括它的这样的语句，则应报错。 (3) 一致性检查；在很多场合要求对象只能被定义一次。 (4) 相关名字检查。有时，同一名字必须出现两次或多次。 其他如名字的作用域分析等也都是静态语义分析的工作。
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虽然源程序可以直接翻译为目标语言代码，但是许多编译 程序却采用了独立于机器的、复杂性介于源语言和机器语 言之间的中间语言。这样的好处是： (1) 于进行与机器无关的代码优化工作；
(2) 便编译程序改变目标机更容易；
(3) 便编译程序的结构在逻辑上更为简单明确。以中间语 言为界面，编译前端和后端的接口更清晰。
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上述这两种计算法对于不包含布尔函数调用的式子是没有 什么差别的。但是，假若一个布尔式中含有布尔函数调用， 并且这种函数调用引用起副作用 (指对全局量的赋值) 时， 那么，上述两种计算法未必是等价的。
7.4.1 数值表示法
用1表示真，0表示假来实现布尔表达式的翻译。
E→E1 or E2 E→E1and E2 {E.place:=newtemp; emit(E.place’:=’E1.place’or’E2.place)} {E.place:=newtemp; emit(E.place’:=’E1.place’and’E2.place)}
(1)
7.2 说明语句
在C、PASCAL、FORTRAN D 等语言的语法中，允许在 一个过程中的所有 说明语句作为一个组来处理， 把它们 安排在一个数据区中。 全程变量offset来跟踪一个可用的相对地址的位置； 过程enter (name, type, offset) 用来把名字name填入到符号 表中，并给出此名字的类型为type及在过程数据区中的相 对地址为offset。
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例如，赋值语句a:=b*-c+b*-c的四元式为
Op (0) (1) (2) (3) (4) uminus * uminus * + Arg1 c b c b T3 T3 T4 T1 Arg2 Result T1 T2 T3 T4 T5
(5)
:=
T5
a
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T1:=y*z T2:=x+T1 其中，T1，T2为编译时产生的临时变量。三地址语句通 常有三种表示方法：四元式、三元式、间接三元式。
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(3) 四元式
一个四元式是一个带有四个域的记录结构，这四个域分别 称为op、arg1、arg2及result。域op包含一个代表运算符的 内部码。三地址语句 x;=y op z 可表示为：将y置于arg1域， z置于arg2域，x置于result域，:=为算符。通常，四元式中 的arg1，arg2和result的内容都是一个指针，此指针指向有 关名字的符号表入口。这样，临时变量也要填入符号表中。
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产生式
P→D
D→D;D D→id:T T→integer T→real
语义规则
{ offset:=0}
{enter(, T.type, offset); offset:=offset+T.width} { T.type:=integer;
T.width:=4}
(4) 三元式 为了避免把临时变量填入到符号表，我们可以通过计算这 个临时变量值的语句的位置来引用这个临时变量。这样表 示三地址代码的记录只需要三个域：op、arg1和arg2。因 为用了三个域，所以称之为三元式。例如，赋值语句 a:=b*-c+b*-c的三元式为
Op (0) uminus Arg1 c Arg2
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例如，语句
X:=(A+B)*C
Y:=D ↑(A+B)
间接三元式为
间接代码
(1) (2) (3)
三元式表
Op (1) (2) (3) + * := arg1 A (1) X arg2 B C (2)
(4)
(5)
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(4)
(5)
↑
:=
D
Y
(1)
{E.place:=id.place);
Eቤተ መጻሕፍቲ ባይዱid
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例 7.2 将布尔表达式a<b or c<d and e<f 翻译成三地址代码。
100 if a<b goto 103 101 T1:=0 102 goto 104 103 T1:=1 104 if c<d goto 107
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对于多维数组也可作类似处理。一个二维数组，可以按 行或按列存放。FORTRAN采用按列存放，PASCAL采用 按行存放。
A[1,1] 第一行 A[1,2] A[1,3] A[2,1] 第二行 A[2,2] A[2,3] A[1,1] A[2,1] A[1,2] A[2,2] A[1,3] A[2,3] 第三列 第二列 第一列
按行存放
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按列存放
若二维数组A按行存放，则可用如下公式计算A[i1, i2]的相 对地址： base+((i1-low1)*n2+i1-low2)*w
其中，low1，low2分别为i1、i2的下界；n2是i2可取值的 个数。即若high2为i2的上界，则n2=high2-low2+1。假定i1、 i2是编译时唯一尚未知道的值，重写上述表达式为 ((i1*n2)+i2)*w+(base-((low1*n2)+low2)*w)
E→E1*E2 E→-E1 E→(E1) E→id
{E.place:=newtemp; emit(E.place’:=’E1.place’*’E2.place)} {E.place:=newtemp; emit(E.place’:=’’uminus’E1.place)} {E.place:=E1.place} {p:=lookup(); if p≠nil then E.place:=p else error}