编译原理语法制导翻译翻译方案SDT

06第6章语法制导翻译技术PPT课件

② E→T
③ T→T*F ⑦ F→b
③ T→T*F@*
④ T→F
⑧ F→c
④ T→F
⑤ F→(E) ⑥ F→a@a ⑦ F→b@b ⑧ F→c@c
➢把中缀表达式文法叫做输入文法；
➢在输入文法上添加动作后形成的文法叫做翻译文法
➢使用中缀表达式文法推导得到终结符号串叫做输入序列；
➢使用翻译文法推导得到的符号串称为活动序列。
E→TE’ E’ →+T@+E’|ε T→FT’
-用T1表示T’
T’ →*F @* T’|ε
T1 ()
F→(E)|a@a| b@b| c@c
{if(ch==‘*’)
{ ch = getnextsymbol();
F ();OUT(“*”); T1 ()；
}
else if(ch∈FOLLOW(E’))return;
2020/7/29
#
19
6.5 属性翻译文法
▪ 属性：指与文法符号的类型和值等有关的一些语义信息，在编译中用属性描述被处理对象的语义特征。
▪ 属性代表与文法符号相关的语义信息。
▪ 属性的设置和语法结构的语义以及翻译程序的需要有
关。例如:
注：教材中用箭头↑和 ↓代替.
➢ 文法符号X的类型属性:X.type
第6章语法制导翻译技术
2020/7/29
1
标题添加
点击此处输入相关文本内容
标题添加
点击此处输入相关文本内容
总体概述
点击此处输入相关文本内容
点击此处输入相关文本内容
2
内容提要
➢ 引言 ➢ 翻译文法 ➢ 语法制导翻译 ➢ 自顶向下语法制导翻译 ➢ 属性翻译文法 ➢ 属性文法的自顶向下翻译 ➢ 自底向上语法制导翻译

编译原理课件语法制导翻译__SDD_定义例表达式的解释执行

表达式的解释执行
产生式 LEn E E1 + T ET T T1 * F TF F (E) F digit
digit+digit*digit n
L E E T F digit +
18+5*2n
n T
T * F F digit digit
语法制导定义 SDD Syntax-Directed Definition
F.val := digit.lexval
E .val = 8
T.val = 8 F.val = 8
+
T .val = 10 T .val = 5 *
F.val = 5 F .val = 2 digit .lexval = 2
digit .lexval = 8
digit .lexval = 5
SDD与属性文法
• 副作用 • 引用透明
LEn
print (E.val)
E E1 + T E.val := E1 .val + T.val
ET
T T1 * F TF
E.val := T.val
T.val := T1.val * F.val T.val := F.val
F (E)
F digit
F.val := E.val
TF
F(E) Fdigit
翻译输入 3*5+4n 所作的动作
L E n { print (statck[top-1].val ); top = top -1; } EE1 + T { statck[top-2].val = statck[top-2].val + statck[top].val; top = top -2; } TT1 * F { statck[top-2].val = statck[top-2].val * statck[top].val; top = top -2; } { statck[top-2].val = F(E) statck[top-1].val top = top -2; }

编译第七章语法制导翻译

16
第一节概述
-------树形表示法
-------三元式
-------四元式：最常用的形式
精选PPT
第七章中间代码的生成 1 2
第一节概述
❖ 二、翻译方法
1、语法制导翻译

----在语法分析的基础上进行边分析边翻译。
●注：1）语法制导翻译时会根据文法产生式右部符号串的含义进行翻译，翻译的结果是生成相应中间代码。
精选PPT
15
第一节概述
❖ 四、常见的中间代码形式 ❖ 2.三元式 ❖ （Operator,Operand1, Operand2） ❖ 注：1）这里三元式本身作为存放结果的单元。
2）为了在其它三元式中利用当前三元式的结果，需要对三元式进行遍号。三元式的编号就作为相应三元式的结果值。
精选PPT
第七章语法制导翻译和中间代码生成
精选PPT
1
第一节概述
❖ 语法分析之后，编译的任务是由已识别为正确的源程序生成一组规格一致，便于计算机加工的指令形式。
一、中间代码生成方法
语法制导翻译，属性文法制导翻译
二、中间代码
●中间代码：不是机器语言，便于生成机器语言，便于代码优化。
●中间代码的形式：
-------逆波兰式
S3
S2
r4
r4
S3
S2
S3
S2
S4
S5
r1(S4) S5(r1)
r1(S4) r2(S5)
r3
r3
精选PPT
)#
acc
r4 r4
S9 r1 r1 r2 r2 r3 r3
GOTO S 1 6 7 8
13
步骤状态

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；

属性文法和语法制导翻译

赋值语句的语法树
assignment variable expression

在语法树中，运算符号和关键字都不在叶结点，而是在内部结点中出现。
《编译技术》课程北京大学信息科学技术学院
2015年春季学期
5
具体语法树 vs. 抽象语法树
if (x+y) { while (z) z=z+1 od; x =8 } else z = 7 fi $ 的具体语法树（分析树）
北京大学信息科学技术学院 2015年春季学期《编译技术》
第5章语法制导翻译（2）
Syntax-Directed Translation 【第5.3, 5.4节】
回顾：语法制导定义（SDD）

为每个符号X添加相应的属性X.x，对于产生式A->XYZ

综合属性：A.a = f (A.i, X.x, Y.y, Z.z) 继承属性：Y.i = g (A.a, X.x, Y.y, Z.z)
2015年春季学期
《编译技术》课程
北京大学信息科学技术学院
26
top
state ... X Y Z
val ... X.x Y.y Z.z
state
val ... A.a
top
... A
定义 A.a=f(X.x, Y.y, Z.z)（抽象表示）对应的动作 stack[top-2].val = f(stack[top-2].val, stack[top-1].val, stack[top].val); top = top-2;

把语义动作看成终结符号，输入 9-5+2, 其分析树见下页，当按深度优先遍历它，执行遍历中访问的语义动作，将输出

编译原理课件语法制导翻译__翻译方案_SDD

语法制导翻译
描述一棵语法树中结点的属性之间的相互依赖关系词法分析语法分析依赖图输入串语法树语义规则计算次序 ( 拓扑排序) 树遍历
一遍扫描:在语法分析的同时完成语义规则的计算, 无需构造实际的语法树
1. 依赖图的拓扑排序
• 依赖图 • 拓扑排序
2. 树遍历的属性计算方法
练习: 以下SDD是L-属性的吗？
产生式语义规则
ALM
AQR
L.i := l(A.i) M.i := m(L.s) A.s := f(M.s) R.i := r(A.i) Q.i := q(R.s) A.s := f(Q.s)
• 表达式2 ☆
dependencygraph edges can go from left to right
(2) 产生式 Xj 的左边符号 X1，X2，…，Xj-l 的属性
(3) Xj 自己的属性
• S-属性文法一定是L-属性文法表达式 ☆
Example 非L-属性文法
产生式 A BC 语义规则 A.s = B.b B.i = f ( C.c , A.s )
Fig. Syntax-directed definition of a simple desk calculator
L-属性文法 D TL 和自上而下 T int 语法分析 T real
L L1, id D T .type = real real
综T.type T. type := integer T. type := real L1.in := L.in; addtype (id.entry,L.in ) addtype (id.entry,L.in )
(a)初始状态 (b)VisitNode(S)第一次调用后 (c)VisitNode(S)第二次调用后 (d)VisitNode(S)第三次调用后的最终状态

编译原理--语法制导的翻译 ppt课件

（２）设code 为综合属性，代表各非终结符的代码属性
type为综合属性，代表各非终结符的类型属性
inttoreal把整型值转换为相等的实型值 vtochar将数值转换为字符串
5.3.3 给出一个SDD对x*(3*x+x*x)这样的表达式求微分。表达式中涉及运算符+和*，变量x和常量。假设不进行任何简化，也就是说，比如 3*x将被翻译为3*1+0*x。
ST z , R4
8.2.6 确定下列指令序列的代价。
1）
LD R0 , y
2
LD R1 , z
2
ADD R0 , R0 , R1 1
ST x , R0
2
总代价：7
3）
LD R0 , c
2
LD R1 , i
2
MUL R1 , R2 , 8 2
ST a(R1) , R0 2
总代价：8
8.3.3 假设使用栈式分配，且假设a和b都是元素大小为4字节的数组，为下面的三地址语句生成代码。
的位数次幂值(2 length of L)
S L1.L2 S.val = L1.val +L2.val / L2.b; S L S.val = L.val; L L1 B L.val = L1.val *2 + B.val;
L.b = L1.b*2; L B L.val = B.val; L.b = 2; B 0 B.val = 0; B 1 B.val = 1;
2）三个语句序列 x = a[i] y = b[i] z = x*y
LD R1 , i MUL R1 , R1 , 4 ADD R1 , R1 , SP LD R2 , a(R1) ST x(SP) , R2 LD R3 , i MUL R3 , R3 , 4 ADD R3 , R3 , SP LD R4 , b(R3) ST y(SP) , R4 LD R5 , x(SP) LD R6 , y(SP) MUL R5 , R5 , R6 ST z(SP) ,R5

语法制导的翻译

• 属性文法没有副作用，但增加了描述的复杂度
– 比如语法分析时如果没有副作用，标识符表就必须
作为属性传递 – 可以把标识符表作为全局变量，然后通过副作用函数来添加新标识符
• 受控的副作用
– 不会对属性求值产生约束，即可以按照任何拓扑顺
序求值，不会影响最终结果 – 或者对求值过程添加简单的约束
受控副作用的例子
计算s的综合属型a可以放在最前面将sdd转换为sdt对于产生式体中的终结符号读入符号并获取其经词法分析得到的综合属性对于非终结符号使用适当的方式调用相应函数并记录返回值l属性的sdd的实现递归下降法实现l属性sdd的例子比如code代码可能是一个上百k的串对其进行并置等运算会比较低效可以逐步生成属性的各个部分并增量式添加到最终的属性值中在各产生式中主属性是通过产生式体中各个非终结符号的主属性连接并置得到的同时还会连接一些其它的元素各非终结符号的主属性的连接顺序和它在产生式体中的顺序相同边扫描边生成属性1只需要在适当的时候发出非主属性的元素即把这些元素拼接到适当的地方假设我们在扫描一个非终结符号对应的语法结构时调用相应的函数并生成主属性l1ccodelabel如果各个函数把主属性打印出来我们处理while语句时只需要先打印labell1再调用c打印了c的代码再打印labell2再调用s打印s对于这个规则而言只需要打印labell1和labell2当然我们要求c和s的语句在相应情况下跳转到l1和l2边扫描边生成属性2l1new
上的非终结符号A的属性值由N对应的产生式所关联的语义规则来定义
– 通过N的子结点或N本身的属性值来定义
• 继承属性(inherited attribute)：结点N的属性值由N
的父结点所关联的语义规则来定义
– 依赖于N的父结点、N本身和N的兄弟结点上的属性值

编译原理课件语法制导翻译__SDD_例表达式综合属性_继承属性

T .val
依赖图 .inh T’.syn
F .val
digit .lexval *
F .val digit .lexval
inh T1’.syn ε
Production Semantic Rules T → FT’ T’.inh = F.val T.val = T’.syn T’→ *FT1’ T1’.inh = T’.inh * F.val T’.syn = T1’.syn
Production T → FT’ T’→ *FT1’ T’→ ε F → digit Semantic Rules T’.inh = F.val T.val = T’.syn T1’.inh = T’.inh * F.val T’.syn = T1’.syn T’.syn = T’.inh F.val = digit.lexval
T F T’
补充练习: 构造 3*5*7 的带注释的语法树
digit
*
F
digit *
T’
F T’
digit
Production T → FT’ T’→ *FT1’ T’→ ε F → digit Semantic Rules T’.inh = F.val T.val = T’.syn T1’.inh = T’.inh * F.val T’.syn = T1’.syn T’.syn = T’.inh F.val = digit.lexval
6
7
Production Semantic Rules T → FT’ T’.inh = F.val T.val = T’.syn T’→ *FT1’ T1’.inh = T’.inh * F.val T’.syn = T1’.syn

编译原理语法制导翻译

搜索方法：hash技术…
TinyC中的语法树
typedef enum {StmtK,ExpK} NodeKind; typedef enum {IfK,RepeatK,AssignK,ReadK,WriteK} StmtKind; typedef enum {OpK,ConstK,IdK} ExpKind; typedef enum {Void,Integer,Boolean} ExpType; #define MAXCHILDREN 3 typedef struct treeNode { struct treeNode * child[MAXCHILDREN]; struct treeNode * sibling; int lineno; NodeKind nodekind; union { StmtKind stmt; ExpKind exp;} kind; union { TokenType op; int val; char * name; } attr; ExpType type; /* for type checking of exps */ } TreeNode;
作为中间表示形式——分离分析与翻译
在进行语法分析的同时进行翻译存在缺
陷：
适合分析的文法可能未反映自然的语言结构分析顺序可能与翻译顺序不一致
利用语法制导翻译方法来构造语法树
5.2.1 语法树
（抽象）语法树，压缩形式
关键字和运算符均在内部节点
链式结构会被压缩
语法树压缩例
digit.lexval：终结符只有综合属性，由词法分析器提供开始符号通常没有继承属性
5.1.2 综合属性
只有综合属性：S-属性定义
语法树自底向上计算属性

编译原理教程课后习题答案——第四章

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实现的。

a. 指示器b. 临时变量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d. 节省存储空间，不便于优化处理(3) 表达式(┐A∨B)∧(C∨D)的逆波兰表示为。

a. ┐AB∨∧CD∨b. A┐B∨CD∨∧c. AB∨┐CD∨∧d. A┐B∨∧CD∨(4) 有一语法制导翻译如下所示：S→bAb {print″1″}A→(B {print″2″}A→a {print″3″}B→Aa) {print″4″}若输入序列为b(((aa)a)a)b，且采用自下而上的分析方法，则输出序列为。

a. 32224441 b. 34242421c. 12424243d. 34442212【解答】(1) b (2) a (3) b (4) b4.2 何谓“语法制导翻译”？试给出用语法制导翻译生成中间代码的要点，并用一简例予以说明。

【解答】语法制导翻译(SDTS)直观上说就是为每个产生式配上一个翻译子程序(称语义动作或语义子程序)，并且在语法分析的同时执行这些子程序。

也即在语法分析过程中，当一个产生式获得匹配(对于自上而下分析)或用于归约(对于自下而上分析)时，此产生式相应的语义子程序进入工作，完成既定的翻译任务。

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;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之后的语句后方可获得，就是说同样存在着地址返填问题。

编译原理课件语法制导翻译__翻译方案_SDT

YTU COMPILER
S
(
,
L
)
S ( L S a print (S. depth) , L )
S. depth =L. depth L. depth = S. depth + 1 L1. depth= L. depth S. depth= L. depth
print (S. depth)
S. depth= L. depth a
print(‘+’) R
5
print(2)

4 •把语义动作看作是终结符号 •按从左到右、深度优先次序遍历分析树, 9 5 － 2 ＋ • 翻译模式给出了使用语义规则进行计算的次序
YTU COMPILER
后缀翻译模式 Postfix SDT’s
• SDT’s with all actions at the right ends of the production bodies are called Postfix SDT’s.
YTU COMPILER
练习: 构造翻译模式
YTU COMPILER
练习 1 : 为文法写一个翻译方案，它输出每个a的嵌套深度 G: S ( L ) | a LL,S|S 例如:对于( a , ( a , a) ) ，输出的结果是 1 2 2
S {S. depth = 0 } S S {L. depth = S. depth + 1 } ( L ) S a { print (S. depth) } L {L1. depth = L. depth } L1 , {S. depth = L. depth } S L {S. depth = L. depth } S
YTU COMPILER