编译原理第七章
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(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
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 ( id.name, 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 }
三地址代码的具体实现
三元式Fra Baidu bibliotek
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)
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), id.name, t) } Did : T {enter(top(tblptr), id.name, T.type, top(offset)); top(offset) := top(offset) + T.width } N {t := mktable(top(tblptr) ); push(t, tblptr); push(0, offset) }
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
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
空
sort 表 头 指向readarray 指向exchange
a x readarray exchange quicksort
readarray 表 头
i
exchange 表 头
quicksort 表 头 k v partition
partition
嵌套过程的符号表
7.2.3 记录的域名
下述产生式中的非终结符T产生记录类型 T record L D end 例： c= record a:integer; b:real; end 编译程序为记录中的域名建立单独的符号表
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
后缀式表示法不用括号，只要知道每个算符的 目数。 (8 4) + 2 的后缀表示是8 4 2 + 8 (4 + 2)的后缀表示是8 4 2 + 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 运算对象就把它推进栈。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。
program main var A, B : real; … procedure P1 var B:boolean; … begin … end procedure P2 var A:integer; … begin … end begin … end
A(real) A(integr) B(real) B(bool)
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
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。
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。
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
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)
7.2.3 记录的域名
T record L D end {T.type := record (top(tblptr) ); T.width := top(offset); pop(tblptr); pop(offset) } L {t := mktable (nil); push(t, tblprt); push(0, offset) }
三地址代码的具体实现
间接三元式
为了便于优化，用 三元式表+间接码表 表 示中间代码 间接码表:一张指示器表，按运算的先后次 序列出有关三元式在三元式表中的位置。 优点: 方便优化，节省空间
例如，语句
X:=(A+B)*C; Y:=D↑(A+B)
的间接三元式表示如下表所示。
间接代码
(1) (2) (3) (1) (4) (5)
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
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
目标语 言程序
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。
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
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 ( id.name, 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 }
三地址代码的具体实现
三元式Fra Baidu bibliotek
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)
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), id.name, t) } Did : T {enter(top(tblptr), id.name, T.type, top(offset)); top(offset) := top(offset) + T.width } N {t := mktable(top(tblptr) ); push(t, tblptr); push(0, offset) }
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
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
空
sort 表 头 指向readarray 指向exchange
a x readarray exchange quicksort
readarray 表 头
i
exchange 表 头
quicksort 表 头 k v partition
partition
嵌套过程的符号表
7.2.3 记录的域名
下述产生式中的非终结符T产生记录类型 T record L D end 例： c= record a:integer; b:real; end 编译程序为记录中的域名建立单独的符号表
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
后缀式表示法不用括号，只要知道每个算符的 目数。 (8 4) + 2 的后缀表示是8 4 2 + 8 (4 + 2)的后缀表示是8 4 2 + 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 运算对象就把它推进栈。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。
program main var A, B : real; … procedure P1 var B:boolean; … begin … end procedure P2 var A:integer; … begin … end begin … end
A(real) A(integr) B(real) B(bool)
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
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。
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。
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
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)
7.2.3 记录的域名
T record L D end {T.type := record (top(tblptr) ); T.width := top(offset); pop(tblptr); pop(offset) } L {t := mktable (nil); push(t, tblprt); push(0, offset) }
三地址代码的具体实现
间接三元式
为了便于优化，用 三元式表+间接码表 表 示中间代码 间接码表:一张指示器表，按运算的先后次 序列出有关三元式在三元式表中的位置。 优点: 方便优化，节省空间
例如，语句
X:=(A+B)*C; Y:=D↑(A+B)
的间接三元式表示如下表所示。
间接代码
(1) (2) (3) (1) (4) (5)
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
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
目标语 言程序
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。