编译原理-第七章解析资料

中间代码 中间 中间代码 生成器 代码 优化器
静态语义检查和中间代码生成器的位置
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第七章 语义分析和中间代码产生
中间语言 7.2 说明语句 7.3 赋值语句的翻译 7.4 分情况语句 7.5 回填技术 7.6 类型检查
7.1
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例子：语句a:=b*-c+b*-c 的三元式表示
op arg1 arg2
(0) (1) (2) (3) (4) (5)
uminus * uminus * + Assign
c b c b
(1)
(0) (2) (3) (4)
a
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例：x
+ y * z翻译成 t1 := y * z t2 := x + t1
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1.一般形式（续）
三地址代码是AST或DAG的线性化表示

DAG图对应的三地址代码可能比相应的AST
对应的三地址代码要优化，因为可以复用中 间结果
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注意： 有些三地址语句要多个三元式表示 例子： x[i] := y op arg1 arg2 (0) [ ]= x i (1) := (0) y
y := x[i] op arg1 (0) =[ ] x (1) := y arg2 i (0)
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(3)间接三元式 在三元式基础上，增加一个间接码表. 该表按运算的先后顺序列出有关三元式在三元表 中的位置。
b
uminus
c
(a)抽象语法树
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例：a:=b * - c+b * -c
assign a
其中，b*-c是公共子表达式
+
*
b
uminus
c (b) DAG
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2.产生赋值语句抽象语法树的属性文法
c
0 id b 1 id c 2 unimus 1 3 * 0 4 id b 5 id c 6 unimus 5 7 * 4 8 + 3 9 id a 10 assign 9 11 ...
2
6 7 8
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三、三地址代码
1.一般形式 包含三个地址：两个操作数，一个结果 x := y op z 一系列的上述形式 x, y, z是名字、常数和编译器产生的临时变量 op是算符，定点、浮点、逻辑，只能有一个
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静态语义检查 一致性检查:很多场合要求对象只能被定义一次 例如，Pascal语言规定同一标识符在一个分程序 中只能被说明一次，同一case语句的标号不能相 同，枚举类型的元素不能重复出现等等。 相关名字检查:有时，同一名字必须出现两次或 多次。 例如，Ada语言程序中，循环或程序块可以有一 个名字，它出现在这些结构的开头和结尾，编译 程序必须检查这两个地方用的名字是相同的。 其他:如名字的作用域分析等。
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翻译（产生中间代码） 采用独立于机器的中间代码的好处：
便于进行与机器无关的代码优化工作 使编译程序改变目标机更容易 使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


符号流
语法 分析器
静 态 检查器
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例子：
相应于a:=b * - c+b * -c的AST和DAG的三地址代码 t1 ：＝ -c t2 ：＝ b* t1 t3 ：＝ -c t4 ：＝ b* t3 t5 ：＝ t2+t4 a ：＝ t5 （a）对于AST的代码 t1：＝-c t2：＝b*t1 t5：＝t2+t2 a：= t5
注意：后缀式不需要括号
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例：赋值语句 a := b *（- c）+ b *（ - 34） 的后缀式： a b c- * b 34- * + :=
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二、图表示法
1.特点和形式 描述了源程序的自然层次结构
E→E1*E2
E→-E1
E→(E1) E→id
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E.place:=newtemp; E.code:=E1.code‖gen(E.place´:=´´uminus´E1.place)
E.place:=E1.place; E.code:=E1.code E.place:=id.place; E.code:=‘’
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2.三地址代码的种类(续1) (4)无条件转移： goto L，L是下一步要执行的三地址语句的标号
(5)条件转移语句： if x relop y goto L 根据逻辑运算的结果决定是否执行转移 if a goto L a为真跳到L执行，否则执行if后边的语句
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例子：语句a:=b*-c+b*-c 的四元式表示
op arg1 arg2 result
(0) (1) (2) (3) (4) (5)
uminus * uminus * + Assign
c b c b t2 t5
t1
t3 t4
t1 t2 t3 t4 t5 a
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2.三地址代码的种类(续3) (7)数组引用赋值 x := y[ i ] x[ i ] := y (8)地址和指针的使用 x := &y x := *y *x := y
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3.对赋值语句产生三地址代码的属性文法
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(2)三元式
op, arg1, arg2
避免四元式引入临时变量，可以用三地址语句的
序号表示临时变量 有3个域的记录结构 op：算符的内部编码 arg1和arg2分别表示操作数 语句的结果通过语句的序号引用 arg1、arg2的内容通常是符号表条目指针或 三地址语句的序号(对于临时变量)
产生式
S→id:=E
E→E1+E2
语义规则
S.code:=E.code║gen(id.place':='E.place)
E.place:=newtemp; E.code:=E1.code║E2.code║ gen(E.place':='E1.place '+'E2.place) E.place:=newtemp; E.code:=E1.code║E2.code║ gen(E.place':='E1.place'*'E2.place)
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其中： (1)E.place表示存放E值的名字。 (2)E.code表示对E求值的三地址语句序列。 (3)newtemp是个函数，对它的调用将产生一个新的 临时变量 注意： ◆ 三地址语句序列是语法树的线性表示，用临时变 量代替语法树中的结点 ◆实际实现中，三地址语句序列往往是被存放到一 个输出文件中，而不是将三地址语句序列置入code属 性之中
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(1)四元式 op, arg1, arg2, result op：算符的内部编码 arg1和arg2分别表示两个操作数 result表示计算结果 arg1、arg2和result的内容通常是符号表条目指针 注意： 一元运算不需要使用arg2的域 param不使用arg2和result域 条件和无条件转移把目标语句的标号放在result中
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例：赋值语句：a:=b*-c+b*-c 抽象语法树的表示方法
后缀式：a b c uminus * b c uminus * + assign
assign
id a * id b uminus
+
* id b uminus
id
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c
id
语法树(抽象语法树) 有向无环图(DAG)

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例：a := b * - c + b * - c 后缀式是抽象语法树的线性表示 assign 后根序遍历 a b c uminus * b c uminus * + :=
a +
*
b
*
uminus c
（b）对于DAG的代码
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2.三地址代码的种类 (1)赋值语句： x := y op z，op是二元算术算符或逻辑算符 (2)赋值语句： x := op z，op是一元算符，如：负号，逻辑非 not等
(3)复写语句： x := y
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4. 三地址代码的具体实现
三地址代码是一种抽象形式，其具体实现可用结构 体来表示，有以下几种表示方法：
四元式 ：op, arg1, arg2, result
三元式 ：op, arg1, arg2 间接三元式：间接码表+三元式表
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1.表达式E的后缀表示递归定义 如果E是变量和常数，则E的后缀表示是E本身 如果E是形如E1 op E2的表达式，其中op是任 意的二元算符，则E的后缀表示是E1’ E2’ op， 其中E1’和E2’分别是E1和E2的后缀表示 如果E是形如op E1的表达式，其中op是一元 算符，则E的后缀表示是E1’ op，其中E1’ 是E1 的后缀表示 如果E是形如(E1)的表达式，则E1的后缀表示 也是E的后缀表示
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2.三地址代码的种类(续2) (6)过程调用语句： param x和call p, n n表示实参个数 例如：call p(x1 , x2 , … , xn )，表示成三地址语句： param x1 param x2 …… param xn call p , n
过程返回：return y y表示返回值
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静态语义检查 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。 例如，在C语言中”.”因该作用与结构体变量， 若作用于指针变量应用“->” 控制流检查:控制流语句必须使控制转移到合 法的地方。 例如，在C语言中break语句使控制跳离包括语 句的最小while、for或switch语句。如果不存 在包括它的这样的语句应该报错。
编译原理
——第七章
语义分析和中间代码产生
王金伟 计算机与信息工程学院 天津师范大学
第七章 语义分析和中间代码产生

在词法分析和语法分析之后的阶段就是语义分析 和中间代码生成 本章把第六章介绍的有关语法制导翻译的相关方 法和技术用在中间代码生成和语义分析上 主要工作 静态语义检查 翻译


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7.1中间语言

中间语言 源程序的中间表示方法 中间语言的形式 后缀式 图表示法 三地址代码

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一、后缀式
把运算量(操作数)写在前面，把算符写在后面。
例如：
原式 a+b， a*b，
后缀式 ab+ ab*
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产生式 语义规则 S→ id := E S.nptr := mknode(‘:=’, mkleaf(id, id.place), E.nptr ) E→ E1 + E2 E.nptr := mknode(‘+’, E1.nptr, E2.nptr ) E→ E1 * E2 E.nptr := mknode(‘*’, E1.nptr, E2.nptr ) E→ -E1 E.nptr := mknode(‘uminus’, E1.nptr ) E→ ( E1 ) E.nptr := E1.nptr E→ id E.nptr := mkleaf(id , id.place )
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