编译原理陈火旺版7章7
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X.TYPE表示为X的类型 X.VAL表示为X的值
例:
对于文法: E →E+T | T T→ digit
产生式 语义子程序
1、E→ E（1）+T {E.Val=E（1）.Val+T.Val 2、E→ T {E.Val=T.Val} 3、T→ digit {T.Val=digit}
例
语法分析栈 语义信息栈 T + E … # T.Val ‘ +’ E(1).Val … E … E.Val …
三元式
x：=（a+b）*c b：=a+b y：=c*（a+b）
（1）（+，a，b） （5） （+，a，b） （2）（*，（1），c） （6）（*，c，（5）） （3）（：=，x，（2）） （7）（：=，y，（6）） （4）（：=，b，（1））
间接三元式
执行表 （1） （2） （3） （4） （1） （2） （5）
后缀式的推广 条件语句的翻译： If e THEN S1 else S2
图表示法-抽象语法树
在语法树中去掉一些对翻译不必要的信 息后，获得的更有效的源程序的中间表示， 这种经过变换后的语法树称为抽象语法树。 在抽象语法树中，操作符和关键字都不 作为叶子节点出现，而是把它们作为内部 节点，即这些叶子节点的父节点。
例
a：=b*-c+b*-c
op （0） （1） uminus * arg1 c b （0） （2） （3） arg2
（2）
（3） （4）
uminus
* +
cΒιβλιοθήκη Baidu
b （1） a
（5）
assign
（4）
三元式和四元式的比较
相同点： 1、无论在一个三元式序列还是四元式序列 中，各个三元式或四元式都是按相应表达 式的实际运算顺序出现的；
assign • id + *
• •
•
a • • *
• •
id
id
b
c
id
id
b
c
uminus •
Uminus •
方法2
把所有的结点安排在一个记录的 数组中，结点的位置或索引作为 指向地点的指针。
0
id
id uminus * id id uminus * +
b
c 1 0 B C 5 4 3 6 7 2
例
a+a*（b-c）+（b-c）*d
+ + * a * d
b
c
抽象语法树的表示方法
1、每一个结点用一个记录来表示，该记 录包括一个运算符域和若干个指向子结 点的指针域。
例： a：=b*-c+b*-c
assign a * + * a assign + *
b
- b c 抽象语法树
c
b DAG
c
方法1
rop为： =，<>，<= <，>=，>
3.转向语句的四元式： 有以下三种跳转四元式：
•(jnz , a , - , p) 表示 if a goto p； •(jrop , x , y , p) 表示 if x rop y goto p； •( j , - , - , p) 表示 goto p；
4.条件语句的四元式： 例1：if a<b then x:=a+b else x:=a-b 对应的四元式为： (1) (j< , a , b , 3 ) 回填 (2) (j , - , - , 6 ) 回填 (3) (+ , a , b , T1 ) (4) (:= , T1 , - , x ) 回填 (5) ( j , - , - , 8 ) (6) ( - , a , b , T2 ) (7) (:= , T2 , - , x ) (8) …… 例2：if a<b and e＞d then x:=a+b else x:=a-b 例3：if a<b or e＞d then x:=a+b else x:=a-b
四元式：
arg1、arg2为参加 运算的两个分量 result为运算结果
一般形式:(Op，arg1，arg2，result)
举例说明：
1.表达式的四元式： 例1.a*b+c/d
若为单目运算，arg2为 空，用“-”表示
(* , a , b , T1) (/ , c , d , T2) (+ , T1 , T2 , T)
语义分析
在词法分析和语法分析之后，编译 程序要完成语义分析和翻译工作。由 于编译器完成的分析是静态定义的，所 以，语义分析也可称作静态语义分析 （static semantic analysis）。
语义分析的具体工作
1、类型检查；
2、控制流检查；
3、一致性检查；
4、相关名字检查
语法制导翻译
对文法中的每个产生式都附加一个语义动作或 语义子程序，且在语法分析过程中，每当需要使用 一个产生式进行推导或规约时，语法分析程序除执 行相应的语法分析动作之外，还要执行相应地语义 动作或语义子程序。每个语义子程序都指明了相应 产生式中各个符号的具体含义，并规定了使用该产 生式进行分析时所应采取的语义动作。
例
a：=b*-c+b*-c
op arg1 uminus c * b uminus c * b + ：= T2 T5 arg2 T1 T3 T4 result T1 T2 T3 T4 T5 a
三地址代码-三元式
三元式顾名思义就是带有三个域的记录结 构，他的一般形式为 （i）（op，arg1，arg2） 其中，（i）为三元式的编号，也代表了 该式的运算结果，op，arg1，arg2的含 义与四元式类似，区别在于arg可以是某 三元式的序号，表示用该三元式的结果作 为运算对象。
由此可见：抽象文法符号的具体语义信息，是在语法分析同 步的语义处理过程中获取和加工的。
属性文法
将语义以“属性”的形式附加到各 文法符号上，再根据产生式所蕴含的语 义，给出每个文法符号的属性的求值规 则，从而形成一种带有语义属性的前后 文无关文法，即属性文法。
属性
一个文法符号X的语义信息我们称之为语义 属性或简称为属性（Atrributes）
三地址代码-间接三元式
建立两个与三元式有关的表格，一个称 为三元式表，用于存放各三元式本身；另 一个称为执行表，它按照三元式的执行顺 序，依次列出相应各三元式在三元式表中 的位置，也就是说我们用一个三元式表连 同执行表来表示中间代码。通常我们称这 种表示方法为间接三元式。
例
x：=（a+b）*c b：=a+b y：=c*（a+b）
三地址码的各种形式：P170
1. 2. 3. 4. x:=y op z Goto L Param x x:=y[i] x := op z if x relop y goto L call p,n x[i]:=y x:=*y x:=y if a goto L return y *x:=y
5. x:=&y
源程序
语法分析
中间代码
优化
优化后中间代码
目标代码
代码生成
中间代码
中间代码也叫中间语言 （Intermediate code /language）是：源 程序的一种内部表示，不依赖目标机的结构， 复杂性介于源语言和机器语言之间。
中间代码的优点
1、逻辑结构清楚； 2、利于不同目标机上实现同一种语言； 3、利于进行与机器无关的优化；
中间代码常见的几种形式
1、后缀式 2、图表示法 抽象语法树、DAG图 3、三地址代码 三元式、四元式、间接三元式
后缀式
后缀式是波兰逻辑学家卢卡西维奇 （J.Lukasiewicz）提出的一种对表达式的 表示方法：每一运算符都置于其运算对象之 后，即操作数写在前面，算符写在后面。 它的特点是：表达式中各个运算是按运算符 出现的顺序进行的，故无需用括号来指示运 算顺序，因而又称为无括号式。
5.循环语句的四元式 待讨论循环语句的翻译时介绍。
语法制导的翻译方法：
就是对文法中的每个产生式都附加一个 语义动作或语义子程序，且在语法分析过程中， 每当需要使用一个产生式进行推导或归约时，语 法分析程序除执行相应的语法分析动作之外，还 要执行相应地语义动作或语义子程序。每个语义 子程序都指明了相应产生式中各个符号的具体含 义，并规定了使用该产生式进行分析时所应采取 的语义动作。 翻译过程见P171表7。3。 这种模式既把语法分析与语义处理分开，又 令其平行地进行，让其在同一遍扫描中同时完成 语法分析和语义处理两项工作。
实例
表达式（中缀式）： A+B*（C-D）+E/（C-D） 后缀式： A B CD- * + E CD- /+ 表达式(中缀式):
（a=0∧ b>3）∨ （e ∧x >y） ∧∨ 后缀式: a0=b3 > ∧ e xy >
结论
从以上两个例子我们可得出： 1、在两种表示中，运算对象出现的顺序相同； 2、在后缀表示中，运算符按实际计算顺序 从左到右排列，且每一运算符总是跟在运算 对象之后。 翻译成后缀式的语义描述见P167表7.1。
赋值语句翻译为三地址码的属性文法 P171 ，表7.3
三地址代码—四元式
四元式实际上是一种“三地址语句”的 等价表示，是一个带有四个域的记录结构。 它 的一般形式为： （op，arg1，arg2，result） 需要指出的是：每个四元式只能有一个 运算符，所以，一个复杂的表达式只能由多 个四元式构成的序列表示。
(* , a , b , T1) (- , T1 , c , T2) (@ , T2 , -, T) @表示单目运算减
例2.-(a*b-c)
2.赋值语句的四元式：
把赋值看成一种运算，arg2为空 例1：x:=10 (:= , 10, - , x)
例2：x:= -(a*b-c)
(* , a , b , T1) (- , T1 , c , T2) (@ , T2 , - , T) (:= , T , - , x)
#
语法制导翻译的实质
根据文法中每个产生式所蕴含的语义， 为其配备一个（或多个）语句或子程序， 对所要完成的功能进行描述，在语法分 析过程中，当分析器使用该产生式进行 语法分析时（不论是推导还是规约）， 除完成语法分析动作之外，还将调用为 其配备的语义子程序，进行相应地语义 处理，完成语义翻译工作。
例1
a+a*（b-c）+（b-c）*d + + a a * b c c * d
b
翻译成抽象语法树的属性文法见P169表7.2
图表示法-DAG图
DAG（Directed Acyclic Graph）有向无循环图
对表达式中的每个子表达式，DAG都有一个 结点，一个内部结点代表一个操作符，他的 孩子代表操作数。在一个DAG中代表公共子 表达式的节点 具有多个父结点（与抽象语 法树中公共子表达式被表示为重复的子树不 同）
x：=（a+b）*c b：=a+b y：=c*（a+b）
三元式表 （1）（+，a，b） （2）（*，（1），c） （3）（：=，x，（2）） （4）（：=，b，（1）） （5）（：=，y，（2））
三元式与间接三元式之间的区别
1、由于间接三元式在执行表中已经依次列出每 次要执行的那个三元式，若其中有相同的三元 式，则仅需在三元式表中保存其中之一，即三 元式的项数一般比执行表的项数少； 2、当进行代码优化需要挪动运算顺序时，则只 需对执行表进行相应地调整，而不必再改动三元 式本身，这样，就避免了前面讲到的因改变三元 式的顺序所引起的麻烦。
2、对同一表达式而言，所需的三元式或 四元式的个数一般都是相同的。
三元式和四元式的比较
不同点： 1、由于三元式没有result字段，且不需要临时变量， 故三元式比四元式占用的存储空间少； 2、在进行代码优化处理时，常常需要挪动一些运算 的位置，这对于三元式序列来说是很困难的，但对于 四元式来说，由于四元式之间的相互联系是通过临时 变量来实现的，所以，更改其中一些四元式给整个系 列带来的影响就比较小。
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10
…
id
assign …
a
9 … 8 …
三地址代码
三地址代码最基本的用法形式: 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。每个语句的右边只 能有一个运算符。 例如：x+y*z可以翻译为： T1：=y*z T2：=x+T1 T1、T2位编译时产生的临时变量
第七章语义分析和中间代码生成
1、 编译程序的任务是把源语言程序翻译成目标程序， 有些编译程序在编译过程中，不产生中间语言，而 是直接从源语言程序翻译成目标语言程序。
源程序
编译程序
目标代码
以上编译过程省略了中间语言，它不利于编译所产生的目 标代码的优化.为了产生高质量的代码，可以将源语言程序首 先翻译成一种特殊形式的中间语言代码形式，并对其进行优化， 然后再将它翻译成最终的目标代码。
例:
对于文法: E →E+T | T T→ digit
产生式 语义子程序
1、E→ E（1）+T {E.Val=E（1）.Val+T.Val 2、E→ T {E.Val=T.Val} 3、T→ digit {T.Val=digit}
例
语法分析栈 语义信息栈 T + E … # T.Val ‘ +’ E(1).Val … E … E.Val …
三元式
x：=（a+b）*c b：=a+b y：=c*（a+b）
（1）（+，a，b） （5） （+，a，b） （2）（*，（1），c） （6）（*，c，（5）） （3）（：=，x，（2）） （7）（：=，y，（6）） （4）（：=，b，（1））
间接三元式
执行表 （1） （2） （3） （4） （1） （2） （5）
后缀式的推广 条件语句的翻译： If e THEN S1 else S2
图表示法-抽象语法树
在语法树中去掉一些对翻译不必要的信 息后，获得的更有效的源程序的中间表示， 这种经过变换后的语法树称为抽象语法树。 在抽象语法树中，操作符和关键字都不 作为叶子节点出现，而是把它们作为内部 节点，即这些叶子节点的父节点。
例
a：=b*-c+b*-c
op （0） （1） uminus * arg1 c b （0） （2） （3） arg2
（2）
（3） （4）
uminus
* +
cΒιβλιοθήκη Baidu
b （1） a
（5）
assign
（4）
三元式和四元式的比较
相同点： 1、无论在一个三元式序列还是四元式序列 中，各个三元式或四元式都是按相应表达 式的实际运算顺序出现的；
assign • id + *
• •
•
a • • *
• •
id
id
b
c
id
id
b
c
uminus •
Uminus •
方法2
把所有的结点安排在一个记录的 数组中，结点的位置或索引作为 指向地点的指针。
0
id
id uminus * id id uminus * +
b
c 1 0 B C 5 4 3 6 7 2
例
a+a*（b-c）+（b-c）*d
+ + * a * d
b
c
抽象语法树的表示方法
1、每一个结点用一个记录来表示，该记 录包括一个运算符域和若干个指向子结 点的指针域。
例： a：=b*-c+b*-c
assign a * + * a assign + *
b
- b c 抽象语法树
c
b DAG
c
方法1
rop为： =，<>，<= <，>=，>
3.转向语句的四元式： 有以下三种跳转四元式：
•(jnz , a , - , p) 表示 if a goto p； •(jrop , x , y , p) 表示 if x rop y goto p； •( j , - , - , p) 表示 goto p；
4.条件语句的四元式： 例1：if a<b then x:=a+b else x:=a-b 对应的四元式为： (1) (j< , a , b , 3 ) 回填 (2) (j , - , - , 6 ) 回填 (3) (+ , a , b , T1 ) (4) (:= , T1 , - , x ) 回填 (5) ( j , - , - , 8 ) (6) ( - , a , b , T2 ) (7) (:= , T2 , - , x ) (8) …… 例2：if a<b and e＞d then x:=a+b else x:=a-b 例3：if a<b or e＞d then x:=a+b else x:=a-b
四元式：
arg1、arg2为参加 运算的两个分量 result为运算结果
一般形式:(Op，arg1，arg2，result)
举例说明：
1.表达式的四元式： 例1.a*b+c/d
若为单目运算，arg2为 空，用“-”表示
(* , a , b , T1) (/ , c , d , T2) (+ , T1 , T2 , T)
语义分析
在词法分析和语法分析之后，编译 程序要完成语义分析和翻译工作。由 于编译器完成的分析是静态定义的，所 以，语义分析也可称作静态语义分析 （static semantic analysis）。
语义分析的具体工作
1、类型检查；
2、控制流检查；
3、一致性检查；
4、相关名字检查
语法制导翻译
对文法中的每个产生式都附加一个语义动作或 语义子程序，且在语法分析过程中，每当需要使用 一个产生式进行推导或规约时，语法分析程序除执 行相应的语法分析动作之外，还要执行相应地语义 动作或语义子程序。每个语义子程序都指明了相应 产生式中各个符号的具体含义，并规定了使用该产 生式进行分析时所应采取的语义动作。
例
a：=b*-c+b*-c
op arg1 uminus c * b uminus c * b + ：= T2 T5 arg2 T1 T3 T4 result T1 T2 T3 T4 T5 a
三地址代码-三元式
三元式顾名思义就是带有三个域的记录结 构，他的一般形式为 （i）（op，arg1，arg2） 其中，（i）为三元式的编号，也代表了 该式的运算结果，op，arg1，arg2的含 义与四元式类似，区别在于arg可以是某 三元式的序号，表示用该三元式的结果作 为运算对象。
由此可见：抽象文法符号的具体语义信息，是在语法分析同 步的语义处理过程中获取和加工的。
属性文法
将语义以“属性”的形式附加到各 文法符号上，再根据产生式所蕴含的语 义，给出每个文法符号的属性的求值规 则，从而形成一种带有语义属性的前后 文无关文法，即属性文法。
属性
一个文法符号X的语义信息我们称之为语义 属性或简称为属性（Atrributes）
三地址代码-间接三元式
建立两个与三元式有关的表格，一个称 为三元式表，用于存放各三元式本身；另 一个称为执行表，它按照三元式的执行顺 序，依次列出相应各三元式在三元式表中 的位置，也就是说我们用一个三元式表连 同执行表来表示中间代码。通常我们称这 种表示方法为间接三元式。
例
x：=（a+b）*c b：=a+b y：=c*（a+b）
三地址码的各种形式：P170
1. 2. 3. 4. x:=y op z Goto L Param x x:=y[i] x := op z if x relop y goto L call p,n x[i]:=y x:=*y x:=y if a goto L return y *x:=y
5. x:=&y
源程序
语法分析
中间代码
优化
优化后中间代码
目标代码
代码生成
中间代码
中间代码也叫中间语言 （Intermediate code /language）是：源 程序的一种内部表示，不依赖目标机的结构， 复杂性介于源语言和机器语言之间。
中间代码的优点
1、逻辑结构清楚； 2、利于不同目标机上实现同一种语言； 3、利于进行与机器无关的优化；
中间代码常见的几种形式
1、后缀式 2、图表示法 抽象语法树、DAG图 3、三地址代码 三元式、四元式、间接三元式
后缀式
后缀式是波兰逻辑学家卢卡西维奇 （J.Lukasiewicz）提出的一种对表达式的 表示方法：每一运算符都置于其运算对象之 后，即操作数写在前面，算符写在后面。 它的特点是：表达式中各个运算是按运算符 出现的顺序进行的，故无需用括号来指示运 算顺序，因而又称为无括号式。
5.循环语句的四元式 待讨论循环语句的翻译时介绍。
语法制导的翻译方法：
就是对文法中的每个产生式都附加一个 语义动作或语义子程序，且在语法分析过程中， 每当需要使用一个产生式进行推导或归约时，语 法分析程序除执行相应的语法分析动作之外，还 要执行相应地语义动作或语义子程序。每个语义 子程序都指明了相应产生式中各个符号的具体含 义，并规定了使用该产生式进行分析时所应采取 的语义动作。 翻译过程见P171表7。3。 这种模式既把语法分析与语义处理分开，又 令其平行地进行，让其在同一遍扫描中同时完成 语法分析和语义处理两项工作。
实例
表达式（中缀式）： A+B*（C-D）+E/（C-D） 后缀式： A B CD- * + E CD- /+ 表达式(中缀式):
（a=0∧ b>3）∨ （e ∧x >y） ∧∨ 后缀式: a0=b3 > ∧ e xy >
结论
从以上两个例子我们可得出： 1、在两种表示中，运算对象出现的顺序相同； 2、在后缀表示中，运算符按实际计算顺序 从左到右排列，且每一运算符总是跟在运算 对象之后。 翻译成后缀式的语义描述见P167表7.1。
赋值语句翻译为三地址码的属性文法 P171 ，表7.3
三地址代码—四元式
四元式实际上是一种“三地址语句”的 等价表示，是一个带有四个域的记录结构。 它 的一般形式为： （op，arg1，arg2，result） 需要指出的是：每个四元式只能有一个 运算符，所以，一个复杂的表达式只能由多 个四元式构成的序列表示。
(* , a , b , T1) (- , T1 , c , T2) (@ , T2 , -, T) @表示单目运算减
例2.-(a*b-c)
2.赋值语句的四元式：
把赋值看成一种运算，arg2为空 例1：x:=10 (:= , 10, - , x)
例2：x:= -(a*b-c)
(* , a , b , T1) (- , T1 , c , T2) (@ , T2 , - , T) (:= , T , - , x)
#
语法制导翻译的实质
根据文法中每个产生式所蕴含的语义， 为其配备一个（或多个）语句或子程序， 对所要完成的功能进行描述，在语法分 析过程中，当分析器使用该产生式进行 语法分析时（不论是推导还是规约）， 除完成语法分析动作之外，还将调用为 其配备的语义子程序，进行相应地语义 处理，完成语义翻译工作。
例1
a+a*（b-c）+（b-c）*d + + a a * b c c * d
b
翻译成抽象语法树的属性文法见P169表7.2
图表示法-DAG图
DAG（Directed Acyclic Graph）有向无循环图
对表达式中的每个子表达式，DAG都有一个 结点，一个内部结点代表一个操作符，他的 孩子代表操作数。在一个DAG中代表公共子 表达式的节点 具有多个父结点（与抽象语 法树中公共子表达式被表示为重复的子树不 同）
x：=（a+b）*c b：=a+b y：=c*（a+b）
三元式表 （1）（+，a，b） （2）（*，（1），c） （3）（：=，x，（2）） （4）（：=，b，（1）） （5）（：=，y，（2））
三元式与间接三元式之间的区别
1、由于间接三元式在执行表中已经依次列出每 次要执行的那个三元式，若其中有相同的三元 式，则仅需在三元式表中保存其中之一，即三 元式的项数一般比执行表的项数少； 2、当进行代码优化需要挪动运算顺序时，则只 需对执行表进行相应地调整，而不必再改动三元 式本身，这样，就避免了前面讲到的因改变三元 式的顺序所引起的麻烦。
2、对同一表达式而言，所需的三元式或 四元式的个数一般都是相同的。
三元式和四元式的比较
不同点： 1、由于三元式没有result字段，且不需要临时变量， 故三元式比四元式占用的存储空间少； 2、在进行代码优化处理时，常常需要挪动一些运算 的位置，这对于三元式序列来说是很困难的，但对于 四元式来说，由于四元式之间的相互联系是通过临时 变量来实现的，所以，更改其中一些四元式给整个系 列带来的影响就比较小。
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10
…
id
assign …
a
9 … 8 …
三地址代码
三地址代码最基本的用法形式: 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。每个语句的右边只 能有一个运算符。 例如：x+y*z可以翻译为： T1：=y*z T2：=x+T1 T1、T2位编译时产生的临时变量
第七章语义分析和中间代码生成
1、 编译程序的任务是把源语言程序翻译成目标程序， 有些编译程序在编译过程中，不产生中间语言，而 是直接从源语言程序翻译成目标语言程序。
源程序
编译程序
目标代码
以上编译过程省略了中间语言，它不利于编译所产生的目 标代码的优化.为了产生高质量的代码，可以将源语言程序首 先翻译成一种特殊形式的中间语言代码形式，并对其进行优化， 然后再将它翻译成最终的目标代码。