编译原理第七章
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编译原理ppt第七章
1 目标
提升生成的目标代码的性能和效率。
2 优化方法
通过代码转换和代码生成技术进行优化，如常量传播、死代码删除等。
3 效果
优化后的代码可以提高程序的执行效率，减少资源消耗。
图片来源
编译系统组成
了解编译系统的组成对于理解整个 编译过程非常重要。
词法分析器
词法分析器将源代码分解成一个个 词法单元，如标识符、关键字、运 算符。
编译原理ppt第七章
通过这一章的学习，你将深入了解编译系统的组成和各个阶段的作用，包括 词法分析器、语法分析器、语义分析器、中间代码生成以及编译器的优化。
课程概述
1 理解编译原理的重要性 2 学习编译原理的实际
应用
编译原理是计算机科学的基
3 掌握编译器的工作原理
通过学习编译器的各个阶段，
础，掌握它有助于开发高效
了解编译系统可以更好地理
你将能够设计和实现自己的
且可靠的软件。
解代码运行的过程，进而改
编译器。
进代码的性能和可维护性。
编译系统概述
定义
编译系统是一种将源代码转换 为目标代码的软件工具。
组成
编译系统由多个阶段组成，每 个阶段负责不同的任务。
功能
编译系统可以进行词法分析、 语法分析、语义分析等操作， 最终生成可执行的目标代码。
编译器的优化
编译器的优化可以提高代码的性能 和效率。
编译系统的阶段
1
词法分析器
将源代码转换为一系列词法单元，如标识符、
语法分析器
2
关键字、运算符等。
根据语法规则分析词法单元的组合，生成抽象语法。3语义分析器
对抽象语法树进行语义检查，如类型匹配、
中间代码生成
提升生成的目标代码的性能和效率。
2 优化方法
通过代码转换和代码生成技术进行优化，如常量传播、死代码删除等。
3 效果
优化后的代码可以提高程序的执行效率，减少资源消耗。
图片来源
编译系统组成
了解编译系统的组成对于理解整个 编译过程非常重要。
词法分析器
词法分析器将源代码分解成一个个 词法单元，如标识符、关键字、运 算符。
编译原理ppt第七章
通过这一章的学习，你将深入了解编译系统的组成和各个阶段的作用，包括 词法分析器、语法分析器、语义分析器、中间代码生成以及编译器的优化。
课程概述
1 理解编译原理的重要性 2 学习编译原理的实际
应用
编译原理是计算机科学的基
3 掌握编译器的工作原理
通过学习编译器的各个阶段，
础，掌握它有助于开发高效
了解编译系统可以更好地理
你将能够设计和实现自己的
且可靠的软件。
解代码运行的过程，进而改
编译器。
进代码的性能和可维护性。
编译系统概述
定义
编译系统是一种将源代码转换 为目标代码的软件工具。
组成
编译系统由多个阶段组成，每 个阶段负责不同的任务。
功能
编译系统可以进行词法分析、 语法分析、语义分析等操作， 最终生成可执行的目标代码。
编译器的优化
编译器的优化可以提高代码的性能 和效率。
编译系统的阶段
1
词法分析器
将源代码转换为一系列词法单元，如标识符、
语法分析器
2
关键字、运算符等。
根据语法规则分析词法单元的组合，生成抽象语法。3语义分析器
对抽象语法树进行语义检查，如类型匹配、
中间代码生成
编译原理_第7章
29
§7.3 赋值语句的翻译
3.例题：写出下列代码段中表达式的翻译制导过 程及其所产生的四元式 begin Integer：B、C、D、X;
X:=-B*(C+D);
end
符号表 ＜Ｂ＞ Ｂ ＜Ｃ＞ Ｃ ＜Ｄ＞ Ｄ ＜Ｘ＞ Ｘ Ｉｎｔ Ｉｎｔ Ｉｎｔ Ｉｎｔ (1) (2) (3) (4) 四元式 Op － + * := arg1 <B> <C> T1 T3 arg2 <D> T2 － result T1 T2 T3 Ｘ
语义处理分两步：
1.静态语义分析，即验证语法结构合法的程序是否真正有意义。
2.若静态语义正确，语义处理则要执行真正的翻译。 即要么生成程序的一种中间表示形式（中间代码），
要么生成实际的目标代码。
静态语义检查包括：
（1）类型检查； （2）控制流检查； （3）一致性检查； （4）相关名字检查。
2
第七章
8
§7.１ 中间语言
例子：如图所示，为a+a*(b-c)+(b-c)*d的DAG
+
+
* a b c
*
d
9
§7.１ 中间语言
2.抽象语法树
例子：(1)a:=b*-c+b*-c的图表示法
assign a * b uminus c b + * uminus c DAG
10
assign
a + * b uminus c
数据区中的相对地址offset.
(3)综合属性: T.type－名字的类型; T.width－名字的域宽(即该类型名字所占用 的存储单元个数)
22
§7.2 二、保留作用域信息
编译原理 - 陈火旺版 - 第七章
3
后缀式
后缀式（逆波兰式）
表达式E的后缀形式E’的写法：
• 若E是变量或常量，则E’ = E • 若E=E1 op E2,则E’ =E1’ E2’ op • 若E=(E1)，则E’ = E1 表达式变为后缀形式的语义规则
E→E1 op E2 E→(E1) E→i {E.CODE := E1.CODE||E2.CODE||op } {E.CODE := E1.CODE} {E.CODE := i}
推广到表达式外的范围
• 例如 a:=b*c+b*d 后缀形式：abc*bd*+:=
5
图
抽象语法树
内部结点表示运算符，后代表示运算对象
无循环有向图（DAG）
与抽象语法树
• 相同之处：内部结点表示运算符，后代表示运算对象 • 不同之处：考虑到公共子表达式（不只一个父结点），更加紧 凑高效
四元组表示 (1) （－，C, D , T1) (2) (*, B, T1, T2) (3) (+, A, T2 , T3) (4) (↑, F, G , T4) (5) ( /, E, T4, T5) (6) (-, T3, T5 , T6)
13
说明语句的翻译
说明语句
定义局部于该过程的数据对象（以标识符标识） 为数据对象分配空间，在符号表中登记数据对象的名 字，类型，分配的存储地址 有过程嵌套的，表示出嵌套关系
编译方法
中国人民大学信息学院 陈文萍
1
第7章 语义分析和中间代码生成
中间语言 一些语法成分的翻译
说明语句 赋值语句 布尔表达式 控制语句 过程调用
类型检查
2
语义分析概述
编译原理7
编译原理课程组
result T1 T2 T3 T4 T5 a
21
2015年4月13日星期一
三地址语句
三元式
通过计算临时变量值的语句的位置来引用这
个临时变量 三个域：op、arg1和arg2 op arg1 arg2 (0) uminus c (1) * b (0) (2) uminus c (3) * b (2) (4) + (1) (3) (5) assign a (4)
语义规则
S.nptr:=mknode(‘assign’, mkleaf(id,id.place),E.nptr) E.nptr:=mknode(‘+’,E1.nptr,E2.nptr) E.nptr:=mknode(‘*’,E1.nptr,E2.nptr) E.nptr:=mknode(‘uminus’,E1.nptr) E.nptr:=E1.nptr E.nptr:=mkleaf(id,id.place)
2015年4月13日星期一
编译原理课程组
4
逆波兰表示法不用括号。只要知道每个 算符的目数，对于后缀式，不论从哪一 端进行扫描，都能对它进行唯一分解。 后缀式的计算
用一个栈实现。
一般的计算过程是：自左至右扫描后缀式，
每碰到运算量就把它推进栈。每碰到 k 目运 算符就把它作用于栈顶的 k 个项，并用运算 结果代替这k个项。
c 抽象语法树
uminus
c
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T1:=-c T2:=b*T1 T3:=-c T4:=b*T3 T5:=T2+T4 a:=T5
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11
抽象语法树对应的代码：
T1:=-c T2:=b*T1 T3:=-c T4:=b*T3 T5:=T2+T4 a:=T5
result T1 T2 T3 T4 T5 a
21
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三地址语句
三元式
通过计算临时变量值的语句的位置来引用这
个临时变量 三个域：op、arg1和arg2 op arg1 arg2 (0) uminus c (1) * b (0) (2) uminus c (3) * b (2) (4) + (1) (3) (5) assign a (4)
语义规则
S.nptr:=mknode(‘assign’, mkleaf(id,id.place),E.nptr) E.nptr:=mknode(‘+’,E1.nptr,E2.nptr) E.nptr:=mknode(‘*’,E1.nptr,E2.nptr) E.nptr:=mknode(‘uminus’,E1.nptr) E.nptr:=E1.nptr E.nptr:=mkleaf(id,id.place)
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4
逆波兰表示法不用括号。只要知道每个 算符的目数，对于后缀式，不论从哪一 端进行扫描，都能对它进行唯一分解。 后缀式的计算
用一个栈实现。
一般的计算过程是：自左至右扫描后缀式，
每碰到运算量就把它推进栈。每碰到 k 目运 算符就把它作用于栈顶的 k 个项，并用运算 结果代替这k个项。
c 抽象语法树
uminus
c
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T1:=-c T2:=b*T1 T3:=-c T4:=b*T3 T5:=T2+T4 a:=T5
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抽象语法树对应的代码：
T1:=-c T2:=b*T1 T3:=-c T4:=b*T3 T5:=T2+T4 a:=T5
编译原理第七章
例题
设有文法G（L）
LE，L LE Ea Eb
文法G（L）的LR分析表如下
ACTION表
状态 0 1 2 3 4 5 S3 S4 S5 r3 r4 a S3 b S4 acc r2 r3 r4 2 6 , # E 2
GOTO表
L 1
6
r1
以输入串“a,b,a”为例，给出LR分析 器的分析过程如下表示：
步骤 1 2 3 4 5 0 03 02 025 0254 状态栈 # #a #E #E, #E,b 符号栈 输入符号串 分析动作 a,b,a# S3(移进) ,b,a# r3(规约) ,b,a# S5(移进) b,a# S4(移进) ,a# r4(规约)
6
7 8 9
0252
02525 025253 025252
S4
S6 r2 r2 S8 r3 r3 r3 r2
3
7
r4 r1
r4 r1
r4 r1
以输入串“abbcde”为例，给出LR分析器的分析过程如下表示：
步骤 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 02 024 023 0236 023 0235 02358 02357 状态栈 # #a #ab #aA #aAb #aA #aAc #aAcd #aAcdB 符号栈 输入符号串 分析动作
7.1.2 分析表或分析函数
LR分析表是LR分析器的核心。 分析表由两个子表构成，即动作表（ACTION表）和状 态转换表（GOTO表）。它们都是二维数组形式（数组 名称分别是GOTO和ACTION）。
对于GOTO表。它的一个数组元素GOTO（Sm，Xi）代表一 个状态。表示当状态Sm面临输入符号Xi时转移到的下一个状态 （通常Xi是非终结符）。 对于ACTION表。它的一个数组元素ACTION（Sm, ai）代表一 个动作，表示当状态Sm面临输入符号ai时完成的分析动作（通 常ai是终结符）。动作可以有四种可能，分别是移进、规约、 接受和出错。
编译原理ppt
三地址代码是中间代码的抽象形式,其具体实
现可用记录表示,记录中包含表示运算符和操 作数的域。有以下三种表示方法:
三元式 四元式
间接三元式
四元式
是一个带有四个域的记录结构，格式如下： (算符, 第一运算对象, 第二运算对象, 结果)
如：a=b*c+b*d
(1) (2) (3) (4)
7.3 将下列表达式分别用逆波兰式、DAG图、 三地址语句、及三地址语句的三种具体实现 方法：三元式、间接三元式、四元式表示: A + B * ( C - D ) + E / ( C - D ) ^N 逆波兰 : A B C D - * + E C D – N ^ / + DAG图： +
+ A /
C B A C T4 E T3
D T1 T2 D N T5 T6
T1 ) T2) T3) T4) T5) T6) T7)
A + B * ( C - D ) + E / ( C - D ) ^N
三元式 : (1) ( (2) ( * (3) ( + (4) ( (5) ( ^ (6) ( / (7) ( +
(1)
如：
X:=(A+B)*C ; Y:=D ↑(A+B)
操作码表 (1) (2) (3) (1) (4) (5)
三元式表 (1)( + , A , B ) (2)( * , (1) , C ) (3)( := , X , (2) ) (4)(↑, D , (1) ) (5)(:= , Y , (4) )
例：a+b*(c-d)-e/f**g
(1) ( -, c , d ) (2) ( * , b , (1) ) (3) ( + , a , (2) ) (4) ( ** , f , g ) (5) ( / , e , (4) ) (6) ( -元式表示
编译原理第七章
符号串的前缀是指符号串的任意首部，包括
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《编译原理》 信息安全系 赵宝
2
空串ε。
定义：对于文法G[S]，若有
S
* r
αβ，β∈Vt*
则称α为规范前缀，也称为活前缀。
若α是含句柄的活前缀，并且每个句柄是α 的后缀或本身，则称α是可归规范前缀或可归 前缀(含有句柄的活前缀)。
活前缀不含句柄之右的任何符号。 是规范
由此可见，构造LR分析器的主要工作是构造 分析表
•LR分析表的组成： LR分析表由分析动作(ACTION)表和状态转换 (GOTO)表组成。
1). 分析动作表
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ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
10
在分析动作表中，其元素由action(si,aj)来表 示。action(si,aj)表示当前分析栈的状态栈栈顶 元素为si，文法符号栈栈顶元素为aj(当前输入 符号)时，所执行的动作。
特殊符号也可以用“.”，并且要加在产生 式右部的任何地方，表示一个位置。
➢项目集：若干个项目组成的集合称为项目集， 又称为配置集合。
➢后继符号：项目中紧跟在特殊符号“△”后 面的符号称为该项目的后继符号。
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18
后继符号表示下一时刻读到的符号。有如下两 种情况：
下面我们以输入串 #a,b,a# 为例，具体讲述LR分析过程。
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状态栈 S0 S0S3
S0S2
S0S2S5 S0S2S5S4
S0S2S5S2
S0S2S5S2S5 S0S2S5S2S5S3
S0S2S5S2S5S2
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空串ε。
定义：对于文法G[S]，若有
S
* r
αβ，β∈Vt*
则称α为规范前缀，也称为活前缀。
若α是含句柄的活前缀，并且每个句柄是α 的后缀或本身，则称α是可归规范前缀或可归 前缀(含有句柄的活前缀)。
活前缀不含句柄之右的任何符号。 是规范
由此可见，构造LR分析器的主要工作是构造 分析表
•LR分析表的组成： LR分析表由分析动作(ACTION)表和状态转换 (GOTO)表组成。
1). 分析动作表
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在分析动作表中，其元素由action(si,aj)来表 示。action(si,aj)表示当前分析栈的状态栈栈顶 元素为si，文法符号栈栈顶元素为aj(当前输入 符号)时，所执行的动作。
特殊符号也可以用“.”，并且要加在产生 式右部的任何地方，表示一个位置。
➢项目集：若干个项目组成的集合称为项目集， 又称为配置集合。
➢后继符号：项目中紧跟在特殊符号“△”后 面的符号称为该项目的后继符号。
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后继符号表示下一时刻读到的符号。有如下两 种情况：
下面我们以输入串 #a,b,a# 为例，具体讲述LR分析过程。
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状态栈 S0 S0S3
S0S2
S0S2S5 S0S2S5S4
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S0S2S5S2S5 S0S2S5S2S5S3
S0S2S5S2S5S2
编译原理课件第7章
P→MD M→ {offset := 0 }
D→D ; D
D→id : T {enter( , T.type, offset );
offset := offset + T.width}
T→integer {T.type := integer; T.width := 4}
T→real {T.type := real; T.width := 8}
D→id : T {enter( , T.type, offset ); offset := offset + T.width}
P
offset=0
D
D
;
offset=8
D
offset=12
id
:
T
id
:
T
real
enter(x,real,0)
2020/2/3
T.type=real T.width=8
• type row = record
• address: integer;
• lexeme: array[1..15] of char
• end;
• var table : array [1..10] of row;
6．如果T是类型表达式，那么pointer(T)也是类型表 达式，表示“指向类型为T的对象的指针”。
integer T.type=integer
T.width=4
enter(i,integer,8)
20
例 x:real; i:integer 的翻译
P{offset:=0}D {offset:=0}D;D {offset:=0}x:T{enter(x,T.type,offset);
第七章 编译原理
第七章 语义分析和中间代码产生
本章将把上章介绍的属性文法和语法制导翻译的 方法和技术，用于高级语言的语义分析和中间代码产 生中。 紧接词法分析和语法分析之后，编译程序要做的 工作是，静态语义检查和翻译。
●静态语义检查
（1）类型检查
（3） 一致性检查
（2） 控制流检查
（4）相关名字检查
（5）作用域分析
T2:=x+T1
三地址代码可以看成是抽象语法树或DAG图的 一种线性表示。 三地址语句十分类似汇编语言的语句。语句可 以带标号，也可以有各种控制流语句。
本书所使用的三地址语句的种类如下： (1) (2) (3) (4) (5) (6) x :=y op z x := op y x:=y goto L if x relop y goto L param x1
Eid
E.place:=id.place
E.code:=‘’
例如 对 a:=b*-c+b*-c 产生三地址代码
S S
a
:=
E4 *
E9 +
E8
*
.③ E .place = T 2:=b*T1 T 3 1 . E3.code=‘ T13:=-c ’ T :=-c .④ E4.place = T2 4:=b*T3 T
●
例如 写出将表达式翻译成后缀形式的属性文法 SE EE1op E2 E(E1 ) Eid 输入串 (a+b)*c
E.code=ab+ E E.code=a E
{ { { {
print(E.code) } E.code:=E1.code || E2.code || op } E.code:= E1.code } E.code:=id }
本章将把上章介绍的属性文法和语法制导翻译的 方法和技术，用于高级语言的语义分析和中间代码产 生中。 紧接词法分析和语法分析之后，编译程序要做的 工作是，静态语义检查和翻译。
●静态语义检查
（1）类型检查
（3） 一致性检查
（2） 控制流检查
（4）相关名字检查
（5）作用域分析
T2:=x+T1
三地址代码可以看成是抽象语法树或DAG图的 一种线性表示。 三地址语句十分类似汇编语言的语句。语句可 以带标号，也可以有各种控制流语句。
本书所使用的三地址语句的种类如下： (1) (2) (3) (4) (5) (6) x :=y op z x := op y x:=y goto L if x relop y goto L param x1
Eid
E.place:=id.place
E.code:=‘’
例如 对 a:=b*-c+b*-c 产生三地址代码
S S
a
:=
E4 *
E9 +
E8
*
.③ E .place = T 2:=b*T1 T 3 1 . E3.code=‘ T13:=-c ’ T :=-c .④ E4.place = T2 4:=b*T3 T
●
例如 写出将表达式翻译成后缀形式的属性文法 SE EE1op E2 E(E1 ) Eid 输入串 (a+b)*c
E.code=ab+ E E.code=a E
{ { { {
print(E.code) } E.code:=E1.code || E2.code || op } E.code:= E1.code } E.code:=id }
编译原理课后答案——第七章_目标代码生成
第七章 目标代码生成
第七章 目标代码生成
7.1 对下列四元式序列生成目标代码： T=A-B S=C+D
W=E-F
U=W/T V=U*S 其中，V是基本块出口的活跃变量，R0和R1是可用寄存 器。
第七章 目标代码生成 【解答】 简单代码生成算法依次对四元式进行翻译。
我们以四元式T=a+b为例来说明其翻译过程。 汇编语言的加法指令代码形式为 ADD R, X 其中，ADD为加法指令；R为第一操作数，第一操作数必 须为寄存器类型；X为第二操作数，它可以是寄存器类型，也 可以是内存型的变量。ADD R,X指令的含意是：将第一操作数 R与第二操作数相加后，再将累加结果存放到第一操作数所在 的寄存器中。要完整地翻译出四元式T=a+b，则可能需要下面 三条汇编指令：
第七章 目标代码生成 此外，如果必须使用第一条指令，即第一操作数 不在寄存器而是在内存中，且此时所有可用寄存器都 已分配完毕，这时就要根据寄存器中所有变量的待用 信息(也即引用点)来决定淘汰哪一个寄存器留给当前 的四元式使用。寄存器的淘汰策略如下： (1) 如果某寄存器中的变量已无后续引用点且该 变量是非活跃的，则可直接将该寄存器作为空闲寄存 器使用。 (2) 如果所有寄存器中的变量在基本块内仍有引 用点且都是活跃的，则将引用点最远的变量所占用寄 存器中的值存放到内存与该变量对应的单元中，然后 再将此寄存器分配给当前的指令使用。
第七章 目标代码生成 因此，本题所给四元式序列生成的目标代码如下： MOV R0, A SUB R0, C MOV R1, C ADD R1, D /*R1=S*/ /*R0=T*/
MOV S, R1 的值送内存单元S*/
MOV R1, E SUB R1, F SUB R1, R0 MUL R1, S
第七章 目标代码生成
7.1 对下列四元式序列生成目标代码： T=A-B S=C+D
W=E-F
U=W/T V=U*S 其中，V是基本块出口的活跃变量，R0和R1是可用寄存 器。
第七章 目标代码生成 【解答】 简单代码生成算法依次对四元式进行翻译。
我们以四元式T=a+b为例来说明其翻译过程。 汇编语言的加法指令代码形式为 ADD R, X 其中，ADD为加法指令；R为第一操作数，第一操作数必 须为寄存器类型；X为第二操作数，它可以是寄存器类型，也 可以是内存型的变量。ADD R,X指令的含意是：将第一操作数 R与第二操作数相加后，再将累加结果存放到第一操作数所在 的寄存器中。要完整地翻译出四元式T=a+b，则可能需要下面 三条汇编指令：
第七章 目标代码生成 此外，如果必须使用第一条指令，即第一操作数 不在寄存器而是在内存中，且此时所有可用寄存器都 已分配完毕，这时就要根据寄存器中所有变量的待用 信息(也即引用点)来决定淘汰哪一个寄存器留给当前 的四元式使用。寄存器的淘汰策略如下： (1) 如果某寄存器中的变量已无后续引用点且该 变量是非活跃的，则可直接将该寄存器作为空闲寄存 器使用。 (2) 如果所有寄存器中的变量在基本块内仍有引 用点且都是活跃的，则将引用点最远的变量所占用寄 存器中的值存放到内存与该变量对应的单元中，然后 再将此寄存器分配给当前的指令使用。
第七章 目标代码生成 因此，本题所给四元式序列生成的目标代码如下： MOV R0, A SUB R0, C MOV R1, C ADD R1, D /*R1=S*/ /*R0=T*/
MOV S, R1 的值送内存单元S*/
MOV R1, E SUB R1, F SUB R1, R0 MUL R1, S
编译原理第七章_自下而上的LR(K)分析方法
一、根据形式定义求出活前缀的正规表达式，然 后由此正规表达式构造NFA再确定化为DFA(不 实用，略)
二、求出文法的所有项目，按一定规则构造识别 活前缀的NFA再确定化为DFA(了解)
三、使用闭包函数（CLOSURE）和转向函数 (GOTO(I,X))构造文法G’的LR(0)的项目集规范 族，再由转换函数建立状态之间的连接关系得 到识别活前缀的DFA(掌握)
编译原理 Compilers Principles 第7章9
移进-归约中的问题分析
3） #ab 4） #aA 5） #aAb 6） #aA
bcde# bcde# cde# cde#
归约(A→b) 移进
归约(A→Ab) 移进
分析：已分析过的部分在栈中的前缀不同，而且移 进和归约后栈中的状态会发生变化
S aA cBe
Ab d b
0 S 1*
1 * 句子识别态
2a 3b 4
i
5a 6 A 7 b 8
9 a 10 A 11 c 12 d 13
14 a 15 A 16 c 17 B 18 e 10
构造识别活前缀的有限自动机 例子
句柄识别态
X
0S 2a 5a 9a
14 a
*
1
3b 4 6 A7b 10 A 11 c 15 A 16 c
1） # 2） #a 3） #ab
abbcde# bbcde# bcde#
动作
移进 移进 归约(A→b)
状态栈
0 02 024
ACTION
S2 S4 r2
GOTO
3
对输入串abbcde#的LR分析过程
S
1*
b
4
0 a 2 A 3 b 6
二、求出文法的所有项目，按一定规则构造识别 活前缀的NFA再确定化为DFA(了解)
三、使用闭包函数（CLOSURE）和转向函数 (GOTO(I,X))构造文法G’的LR(0)的项目集规范 族，再由转换函数建立状态之间的连接关系得 到识别活前缀的DFA(掌握)
编译原理 Compilers Principles 第7章9
移进-归约中的问题分析
3） #ab 4） #aA 5） #aAb 6） #aA
bcde# bcde# cde# cde#
归约(A→b) 移进
归约(A→Ab) 移进
分析：已分析过的部分在栈中的前缀不同，而且移 进和归约后栈中的状态会发生变化
S aA cBe
Ab d b
0 S 1*
1 * 句子识别态
2a 3b 4
i
5a 6 A 7 b 8
9 a 10 A 11 c 12 d 13
14 a 15 A 16 c 17 B 18 e 10
构造识别活前缀的有限自动机 例子
句柄识别态
X
0S 2a 5a 9a
14 a
*
1
3b 4 6 A7b 10 A 11 c 15 A 16 c
1） # 2） #a 3） #ab
abbcde# bbcde# bcde#
动作
移进 移进 归约(A→b)
状态栈
0 02 024
ACTION
S2 S4 r2
GOTO
3
对输入串abbcde#的LR分析过程
S
1*
b
4
0 a 2 A 3 b 6
编译原理 第七章
第七章
7.1 7.2 7.3 7.4 7.5 7.6
LR分析法
LR分析概述 LR（0）分析 SLR（1）分析 LR（1）分析 LALR（1）分析 二义性文法在LR分析中的应用
复习： 自底向上分析
思想 从输入串出发，反复利用产生式进行归约，如 果最后能得到文法的开始符号，则输入串是句子， 否则输入串有语法错误
由以上分析我们很容易理解，在LR分析过 程中，实际上是把αβ的前缀列出放在符号 栈中，一旦在栈中出现αβ（可归前缀）， 即句柄已经形成，则用产生式A→β进行归 约。（参考P125-表7.2）
7.2.2
7.2.3
识别活前缀的有限自动机（略）
活前缀及其可归前缀的一般计算方法（略）
7.2.4
LR（0）项目集规范族的构造
*〉，为终结符串 • 可归前缀：如果有S′=
（或空），含有句柄，且句柄在的后端，称 为可归前缀。 • 活前缀：把形成可归前缀之前包括可归前缀 在内的所有规范句型的前缀都称为活前缀。
R
*〉αAω = 〉αβω是文法G 定义7.1 若S′= R
中的一个规范推导（ β 为句柄），如果符 号串γ是αβ的前缀，则称γ 是G的一个活 前缀，γ 的右端不超过句柄的末端。
• 使用CLOSURE和GO（I，X）构造文法G′的 LR（0）项目集规范族：
a）置项目 S′→ S为初态集的核，求CLOSURE （{ S′→ S }）得到初态的项目集
b）对初态集或其它的项目集应用转换函数
GO （ I ， X ） =CLOSURE （ J ）求出新状态 J
的项目集。
c) 重复b） 直到不出现新的项目集为止。
按（2）中方法，列出拓广文法的所有项目， 构造NFA再确定化，这样做确定化的工作量较 大，可以用闭包函数求DFA项目集。
7.1 7.2 7.3 7.4 7.5 7.6
LR分析法
LR分析概述 LR（0）分析 SLR（1）分析 LR（1）分析 LALR（1）分析 二义性文法在LR分析中的应用
复习： 自底向上分析
思想 从输入串出发，反复利用产生式进行归约，如 果最后能得到文法的开始符号，则输入串是句子， 否则输入串有语法错误
由以上分析我们很容易理解，在LR分析过 程中，实际上是把αβ的前缀列出放在符号 栈中，一旦在栈中出现αβ（可归前缀）， 即句柄已经形成，则用产生式A→β进行归 约。（参考P125-表7.2）
7.2.2
7.2.3
识别活前缀的有限自动机（略）
活前缀及其可归前缀的一般计算方法（略）
7.2.4
LR（0）项目集规范族的构造
*〉，为终结符串 • 可归前缀：如果有S′=
（或空），含有句柄，且句柄在的后端，称 为可归前缀。 • 活前缀：把形成可归前缀之前包括可归前缀 在内的所有规范句型的前缀都称为活前缀。
R
*〉αAω = 〉αβω是文法G 定义7.1 若S′= R
中的一个规范推导（ β 为句柄），如果符 号串γ是αβ的前缀，则称γ 是G的一个活 前缀，γ 的右端不超过句柄的末端。
• 使用CLOSURE和GO（I，X）构造文法G′的 LR（0）项目集规范族：
a）置项目 S′→ S为初态集的核，求CLOSURE （{ S′→ S }）得到初态的项目集
b）对初态集或其它的项目集应用转换函数
GO （ I ， X ） =CLOSURE （ J ）求出新状态 J
的项目集。
c) 重复b） 直到不出现新的项目集为止。
按（2）中方法，列出拓广文法的所有项目， 构造NFA再确定化，这样做确定化的工作量较 大，可以用闭包函数求DFA项目集。
编译原理第七章
7.1.4 控制结构
一个程序设计语言的控制结构是该语言在程序运行期 间用于改变控制流的语言特征集合。
７.2 执行时的内存分配
编译程序需要为源程序中的数据分配执行时的存 储空间，编译程序从操作系统中申请编译程序 计算出的所需的内存，或编译程序生成在运行 时需申请内存的指令。
（１） 确定用来表示某一数据项的内存大小。
目标代码生成
• 输入
– 中间代码
• 三元式 • 四元式
• 输出
– 可执行代码 – 待装配的代码 – 汇编代码
第1章 语言处理程序概述
1.1 语言处理程序的发展过程
• 语言处理程序简介 • 语言处理程序的工作 • 语言处理程序的形式
1.1.1 语言处理程序简介
• 语言处理程序的起源—填补程序设计者的符号 描述与目标机器运行要求之间的差异
一种在程序运行期间均可以对内存实 现分配或解除分配，一旦存储分配解除该 存储空间内的数据便失去意义。叫做动态 存储分配。
７.３ 代码优化
目标： 作为一个高级语言的使用者很希望编译 程序所产生的代码能够和直接用机器语言编写 的程序效果一样好。
代码优化是指对原代码进行的变换，从而获得在 时间和空间上效率到：
7.1.1 数据类型
类型的合法性检查是判断数据类型是否与上下文的要求一致 数据类型是对该类型数据（变量或常量）的取值是否合法以 及对该类型数据的运算是否合法的一种说明。
7.1.2 数据结构
一个程序设计语言如允许使用的数组、记录、字符串、 表、栈等形式的数据结构，在编译程序中应为它们提供相 应的翻译。 为了能对数据结构中的元素进行引用，必须完成从逻辑结 构到能够访问这些数据元素的物理结构的映射。应考虑：
１ 编译求值 ２ 合并预算 ３ 删除死码 ４ 减少频率 ５ 强度削弱和变换循环条件 ６ 减少重写传播
编译原理演示文稿7
例:设有类Pascal程序段 program example(input,output);
type student=record no:integer; name:array[1..10] of char; score:integer end;
weekday=(sun,mon,tue,wed,thu,fri,sat); var st:array[1..50] of student;
name :array[1..20] of char; next:link end; 的无类型结构树或无环 有向图相等即可。检查类型等价也分成静态检查和动态检查。 由编译程序能完成的类型检查叫做静态类型检查；由目标程 序运行时所作的类型检查就称为动态类型检查。一般地，如 果要在生成的目标代码中完成类型检查，则目标代中不但要 保存数据的值，而且还保存该数据的类型，则可完工成相应 的动态类型检查。因算法语言的类型检查多数是静态的类型 检查，在这里仅介绍了静态的类型检查。
7.1.4 控制结构 一种程序设计语言的控制结构是该语言在程序运行期间
用于改变控制流的语言特征集合。它包括有条件控制转移， 条件执行、循环控制、过程序调用、转移和出口。编译程序 在翻译时必须保证源程序不能违法控制结构的语义。如 Pascal中只能从循环体内转向循环体外、C语言中不能从一 个函数转向另一个函数、BASIC中不能在循环体内修改循环 变量的值，而C没有这种限制。 例:错误的控制结构 begin
定义7.1 数据类型是对该类型数据（变量或常量）的取值是 否合法以及对该类型据的运算是否合法的一种说明。
实现和完成数据类型的合法性检查，它包括以下任务：
(1) 检查运算符作用在运算对象上的合法性，这一合法性保 证了该运算能产生正确的运算结果。
编译原理第七章
对例6.1的文法用拓广文法表示成： S′→S[0] S→aAcBe[1] A→b[2] A→Ab[3] B→d[4] 现对句子abbcde的可归前缀列出： S[0] ab[2] aAb[3] aAcd[4] aAcBe[1]
构造识别其活前缀及可归前缀的有限自动机如图7.2。 每一个终态都是句柄识别态，用双圈表示。带"*"号的状态既为句柄识
观察产生式右部的非终结符。 2、应用LR(0)CONTEXT(A→β)=LC(A).β求得包含句柄 的活前缀。 3、由此可构造以文法符号为字母表的识别（包括句柄） 活前缀的不确定有限自动机。 4、应用子集法对上述的不确定有限自动机进行确定化 得到识别可归前缀的确定有限自动机。
结论：对任何一个上下文无关文法只要能构造出识别 可归前缀的有限自动机，就可以构造其相应的分析表。
if ACTION[Si,a]=Sj then begin PUSH j,a (进栈)
ip 前进(指向下一输入符号)
end
else
if ACTION[Si,a]=rj(若第j条产生式 为A→β) then begin
pop |β| 项
对于上面的分析过程我们可以知道：
若当前栈顶状态为Sk push GOTO[Sk,A] 和A(进栈) end
在文法G中每个产生式的右部适当位置添加一个圆点构成项目。
例如，产生式S→aAcBe对应有6个项目：
[0] S→·aAcBe [2] S→aA·cBe [4] S→aAcB·e
7.2.1 可归前缀和子前缀
为了在以后的LR分析中不致引起混淆，现对原文法进行拓广。 若原文法G的开始符号为S，在G中加产生式S′→S后得新的文法G′， 则称G′为原文法G的拓广文法，而S′为拓广后文法G′的开始符号。 对文法进行拓广的目的是为了对某些右部含有开始符号的文法，在 归约过程中能分清是否已归约到文法的最初开始符，还是在文法右 部出现的开始符号，拓广文法的开始符号S′只在左部出现，这样 确保了不会混淆。
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assign a + + a assign +
c d
uminus b
c
d
+ uminus c b
d
(a) 语法树
(b) DAG
构造赋值语句语法树的语法制导定义
产生式
S id :=E E E1 +E2
语
义
规
则
S.nptr := mknode(‘assign’, mkleaf (id, id.entry), E.nptr) E.nptr := mknode( ‘+’, E1.nptr, E2.nptr) E.nptr := mknode( ‘’, E1.nptr, E2.nptr)
4.翻译方案中用到的全程量和函数 全程量：有序对栈（tblptr, offset） 其中，tblptr 保存指向符号表节点的指针， tblptr offset offset 保存各嵌套过程的当前相对地址。 函数: mktable(previous)—创建新的符号表,并返回指向新 表的指针。 previous指向直接外围过程的符号表(放 在符号表首部) enter(table, name, type, offset) addwidth(table, width)—在指针table指示的符号 表表头记录下该表中所有名字占用的总域宽 enterproc(table, name, newtable)—为过程名name 建立新条目,newtable指向过程name本身的符号表
相对地址：对静态数据区基址的偏移或对活动 记录中局部数据区基址的偏移。
7.2.1 过程中的声明
一个过程中的所有声明语句可集中处理。用一个全 程变量offset来记录下一个可用的相对地址。
计算声明语句中名字的类型和相对地址 建立符号 P {offset := 0} D S 表条目 DD;D D id : T {enter ( , T.type, offset); offset := offset + T.width } T integer {T.type := integer; T.width := 4 } T real {T.type := real; T.width := 8 } T array [ num ] of T1 {T.type := array (num.val, T1.type); T.width := num.val T1.width} T T1 {T.type := pointer (T1.type); T.width := 4 }
2.
程序结构
一组嵌套过程，为每个过程说明的局 部名字建立一张独立的符号表，所有正在翻 译过程的符号表组成整个源程序的符号表。 翻译语句部分时查找符号表，查找过程的符 号表的路线相当于当前被 翻译过程的静态 链。 翻译时，实际上，为每一个过程维持 一张符号表。过程的符号表之间的关系反映 过程在源程序中的关系。
op z z 翻译成的三地址语句序列是 z t1
三地址代码是语法树或DAG的一种线性表示:生成三地 址代码时，临时变量的名字对应抽象语法树的内部结 点 a := (b + cd ) + cd 语法树的代码 t1 := b t2 := c d t3 := t1 + t2 uminus t4 := c d t5 := t3 + t4 a := t5
(1) (2) (3) (4) (5)
三元式表
OP + * := ↑ := ARG1 A (1) X D Y ARG2 B C (2) (1) (4)
7.2 声明语句
分析过程或程序块的声明序列时：
为局部名字建立符号表条目 为它分配存储单元
符号表中包含了名字的类型和分配给它的存 储单元的相对地址等信息
top
处理嵌套过程中的声明语句
P M D S {addwidth (top (tblptr), top (offset) ); pop(tblptr); pop (offset) } M {t := mktable (nil); push(t, tblprt); push (0, offset) } D D1 ; D2 D proc id ; N D1; S {t := top(tblptr); addwidth(t, top(offset) ); pop(tblptr); pop(offset); enterproc(top(tblptr), , t) } Did : T {enter(top(tblptr), , T.type, top(offset)); top(offset) := top(offset) + T.width } N {t := mktable(top(tblptr) ); push(t, tblptr); push(0, offset) }
第七章 中间代码生成
贵州大学 计算机科学与技术学院
本章内容
介绍几种常用的中间表示：后缀表示、图 形表示和三地址代码 用语法制导定义和翻译方案的方法来说明 程序设计语言的结构怎样被翻译成中间形 式
语法分 析器 静态检 查器 中间代码 中间代码 优化器 产生器
本章内容
7.1 7.2 7.3 7.4
3.所讨论语言的文法(允许过程嵌套) P D S (1) 问题：如何在处理产生 式(1)和(4)的语言结构 D D ; D (2) 时正确地填写符号表信 | id : T (3) 息？ | proc id ; D ; S (4) 修改文法，使得在定义D之前生成符号表 P → M D S (1) D → D ; D (2) | id : T (3) | proc id ; N D; S (4) M →ε (5) N →ε (6)
7.1.2 图形表示
图表示法
语法树 DAG
图形表示
有向无环图(Directed Acyclic Graph，简称 DAG)
对表达式中的每个子表达式，DAG中都有一个结点 一个内部结点代表一个操作符，它的孩子代表操 作数 在一个DAG中代表公共子表达式的结点具有多个父 结点
a := (b + cd ) + cd的图形表示
中间语言 声明语句 赋值语句 布尔表达式和控制流语句
7.1 中间语言
中间语言(复杂性界于源语言和目标语言之间) 的好处：
便于进行与机器无关的代码优化工作 易于移植 使编译程序的结构在逻辑上更为简单明确
Compiler Front End
源语言 程序
中间语 言程序
Compiler Back End
三地址代码的具体实现
三元式
a:=b*(-c)+b*(-c) T1:=-c T2:=b*T1 T5:=T2+T2 a:=T5
三个域：op、arg1和arg2 通过计算临时变量值的语句的位置来引用 这个临时变量 op arg1 arg2 (0) uminus c (1) * b (0) (2) uminus c (3) * b (2) (4) + (1) (3) (5) assign a (4)
a := (b + cd ) + cd
DAG的代码 assign t1 := b a + t2 := c d + t3 := t1 + t2 uminus c d t4 := t3 + t2 b a := t4
常用的三地址语句
赋值语句x := y op z， x := op y， x := y 无条件转移goto L 条件转移if x relop y goto L 过程调用param x 和call p , n 过程返回 return y 索引赋值x := y[ i ]和 x[ i ] := y 地址和指针赋值x := &y，x := y 和x := y
三地址代码的具体实现
四元式
a:=b*(-c)+b*(-c) T1:=-c T2:=b*T1 T5:=T2+T2 a:=T5
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 op arg1 arg2 result (0) uminus c T1 (1) * b T1 T2 (2) uminus c T3 (3) * b T3 T4 (4) + T2 T4 T5 (5) := T5 a
目标语 言ห้องสมุดไป่ตู้序
7.1 中间语言
常用的中间语言：
后缀式，逆波兰表示 图表示： DAG、语法树 三地址代码
三元式 四元式 间接三元式
7.1.1
后缀式
后缀式表示法：Lukasiewicz发明的一种表示 表达式的方法，又称逆波兰表示法。 一个表达式E的后缀形式可以如下定义：
1. 如果E是一个变量或常量，则E的后缀式是E自身。 2. 如果E是E1 op E2形式的表达式，其中op是任何 二元操作符，则E的后缀式为E1 E2 op，其中E1 和E2 分别为E1 和E2的后缀式。 3. 如果E是(E1)形式的表达式，则E1 的后缀式就 是E的后缀式。
E E1 E2 E E1
E (E1) E id
E.nptr := mkunode( ‘uminus’, E1.nptr) E.nptr := E1.nptr
E.nptr := mkleaf (id, id.entry)
7.1.3 三地址代码
一般形式： x := y 表达式x + y t1 := y t2 := x +
7.2.2 作用域信息的保存
1 .问题的提出 一般的语言中，标识符的作用在程序正文中有一 个确定的范围。因此，同一个标识符在不同的程序 正文中可能标识不同的对象，具有不同的性质，要 求分配不同的存储空间。于是提出下面的问题：如 何组织符号表，使得同一个标识符在不同的作用域 中得到正确的引用而不产生混乱。 编译程序分析声明语句时建立符号表，编译执 行语句时查找符号表。Lookup(id)返回正确的 id.entry。
c d
uminus b
c
d
+ uminus c b
d
(a) 语法树
(b) DAG
构造赋值语句语法树的语法制导定义
产生式
S id :=E E E1 +E2
语
义
规
则
S.nptr := mknode(‘assign’, mkleaf (id, id.entry), E.nptr) E.nptr := mknode( ‘+’, E1.nptr, E2.nptr) E.nptr := mknode( ‘’, E1.nptr, E2.nptr)
4.翻译方案中用到的全程量和函数 全程量：有序对栈（tblptr, offset） 其中，tblptr 保存指向符号表节点的指针， tblptr offset offset 保存各嵌套过程的当前相对地址。 函数: mktable(previous)—创建新的符号表,并返回指向新 表的指针。 previous指向直接外围过程的符号表(放 在符号表首部) enter(table, name, type, offset) addwidth(table, width)—在指针table指示的符号 表表头记录下该表中所有名字占用的总域宽 enterproc(table, name, newtable)—为过程名name 建立新条目,newtable指向过程name本身的符号表
相对地址：对静态数据区基址的偏移或对活动 记录中局部数据区基址的偏移。
7.2.1 过程中的声明
一个过程中的所有声明语句可集中处理。用一个全 程变量offset来记录下一个可用的相对地址。
计算声明语句中名字的类型和相对地址 建立符号 P {offset := 0} D S 表条目 DD;D D id : T {enter ( , T.type, offset); offset := offset + T.width } T integer {T.type := integer; T.width := 4 } T real {T.type := real; T.width := 8 } T array [ num ] of T1 {T.type := array (num.val, T1.type); T.width := num.val T1.width} T T1 {T.type := pointer (T1.type); T.width := 4 }
2.
程序结构
一组嵌套过程，为每个过程说明的局 部名字建立一张独立的符号表，所有正在翻 译过程的符号表组成整个源程序的符号表。 翻译语句部分时查找符号表，查找过程的符 号表的路线相当于当前被 翻译过程的静态 链。 翻译时，实际上，为每一个过程维持 一张符号表。过程的符号表之间的关系反映 过程在源程序中的关系。
op z z 翻译成的三地址语句序列是 z t1
三地址代码是语法树或DAG的一种线性表示:生成三地 址代码时，临时变量的名字对应抽象语法树的内部结 点 a := (b + cd ) + cd 语法树的代码 t1 := b t2 := c d t3 := t1 + t2 uminus t4 := c d t5 := t3 + t4 a := t5
(1) (2) (3) (4) (5)
三元式表
OP + * := ↑ := ARG1 A (1) X D Y ARG2 B C (2) (1) (4)
7.2 声明语句
分析过程或程序块的声明序列时：
为局部名字建立符号表条目 为它分配存储单元
符号表中包含了名字的类型和分配给它的存 储单元的相对地址等信息
top
处理嵌套过程中的声明语句
P M D S {addwidth (top (tblptr), top (offset) ); pop(tblptr); pop (offset) } M {t := mktable (nil); push(t, tblprt); push (0, offset) } D D1 ; D2 D proc id ; N D1; S {t := top(tblptr); addwidth(t, top(offset) ); pop(tblptr); pop(offset); enterproc(top(tblptr), , t) } Did : T {enter(top(tblptr), , T.type, top(offset)); top(offset) := top(offset) + T.width } N {t := mktable(top(tblptr) ); push(t, tblptr); push(0, offset) }
第七章 中间代码生成
贵州大学 计算机科学与技术学院
本章内容
介绍几种常用的中间表示：后缀表示、图 形表示和三地址代码 用语法制导定义和翻译方案的方法来说明 程序设计语言的结构怎样被翻译成中间形 式
语法分 析器 静态检 查器 中间代码 中间代码 优化器 产生器
本章内容
7.1 7.2 7.3 7.4
3.所讨论语言的文法(允许过程嵌套) P D S (1) 问题：如何在处理产生 式(1)和(4)的语言结构 D D ; D (2) 时正确地填写符号表信 | id : T (3) 息？ | proc id ; D ; S (4) 修改文法，使得在定义D之前生成符号表 P → M D S (1) D → D ; D (2) | id : T (3) | proc id ; N D; S (4) M →ε (5) N →ε (6)
7.1.2 图形表示
图表示法
语法树 DAG
图形表示
有向无环图(Directed Acyclic Graph，简称 DAG)
对表达式中的每个子表达式，DAG中都有一个结点 一个内部结点代表一个操作符，它的孩子代表操 作数 在一个DAG中代表公共子表达式的结点具有多个父 结点
a := (b + cd ) + cd的图形表示
中间语言 声明语句 赋值语句 布尔表达式和控制流语句
7.1 中间语言
中间语言(复杂性界于源语言和目标语言之间) 的好处：
便于进行与机器无关的代码优化工作 易于移植 使编译程序的结构在逻辑上更为简单明确
Compiler Front End
源语言 程序
中间语 言程序
Compiler Back End
三地址代码的具体实现
三元式
a:=b*(-c)+b*(-c) T1:=-c T2:=b*T1 T5:=T2+T2 a:=T5
三个域：op、arg1和arg2 通过计算临时变量值的语句的位置来引用 这个临时变量 op arg1 arg2 (0) uminus c (1) * b (0) (2) uminus c (3) * b (2) (4) + (1) (3) (5) assign a (4)
a := (b + cd ) + cd
DAG的代码 assign t1 := b a + t2 := c d + t3 := t1 + t2 uminus c d t4 := t3 + t2 b a := t4
常用的三地址语句
赋值语句x := y op z， x := op y， x := y 无条件转移goto L 条件转移if x relop y goto L 过程调用param x 和call p , n 过程返回 return y 索引赋值x := y[ i ]和 x[ i ] := y 地址和指针赋值x := &y，x := y 和x := y
三地址代码的具体实现
四元式
a:=b*(-c)+b*(-c) T1:=-c T2:=b*T1 T5:=T2+T2 a:=T5
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 op arg1 arg2 result (0) uminus c T1 (1) * b T1 T2 (2) uminus c T3 (3) * b T3 T4 (4) + T2 T4 T5 (5) := T5 a
目标语 言ห้องสมุดไป่ตู้序
7.1 中间语言
常用的中间语言：
后缀式，逆波兰表示 图表示： DAG、语法树 三地址代码
三元式 四元式 间接三元式
7.1.1
后缀式
后缀式表示法：Lukasiewicz发明的一种表示 表达式的方法，又称逆波兰表示法。 一个表达式E的后缀形式可以如下定义：
1. 如果E是一个变量或常量，则E的后缀式是E自身。 2. 如果E是E1 op E2形式的表达式，其中op是任何 二元操作符，则E的后缀式为E1 E2 op，其中E1 和E2 分别为E1 和E2的后缀式。 3. 如果E是(E1)形式的表达式，则E1 的后缀式就 是E的后缀式。
E E1 E2 E E1
E (E1) E id
E.nptr := mkunode( ‘uminus’, E1.nptr) E.nptr := E1.nptr
E.nptr := mkleaf (id, id.entry)
7.1.3 三地址代码
一般形式： x := y 表达式x + y t1 := y t2 := x +
7.2.2 作用域信息的保存
1 .问题的提出 一般的语言中，标识符的作用在程序正文中有一 个确定的范围。因此，同一个标识符在不同的程序 正文中可能标识不同的对象，具有不同的性质，要 求分配不同的存储空间。于是提出下面的问题：如 何组织符号表，使得同一个标识符在不同的作用域 中得到正确的引用而不产生混乱。 编译程序分析声明语句时建立符号表，编译执 行语句时查找符号表。Lookup(id)返回正确的 id.entry。