第7章+语法制导翻译和中间代码生成
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编译原理张晶版 第七章 语法制导翻译和中间代码生成
(1)s=s0
(2)s=s1 (3)s=ε
课程名称
第七章 语法制导翻译和中间代码生成（22）
输入输出对可由(,)表示，其中是输入句子形式而是输出句子形 式。
(S,S)开始用产生式s0s来扩展得到(0S,S0).
再用一次规则(1)，得到(00S,S00)。 再用规则(2)，就得到(001S,S100). 然后应用规则(3)并得到(001,100)。
L id
T.type=integer T.type:=real
L1.in:=L.in addtype(id.entry,L.in) addtype(id.entry,L.in)
课程名称
第七章 语法制导翻译和中间代码生成（17）
Real id1,id2,id3
D T.type=real real L.in= real L.in= real ， id3
E T T F F
T T1 * F F (E) digit
设表达式为3＊5+4，则语义动作打印数值19
. L
E.val=19 E.val=15
+
T.val=3 F.val=3 digit.lexval=3 F.val=5
*
F.val=4
digit.lexval=4 digit.lexval=5
课程名称
第七章 语法制导翻译和中间代码生成（23）
课程名称
第七章 语法制导翻译和中间代码生成（3）
属性文法 表达式文法 E—>T+T| T or T T—>n | b ET1 + T2 { T1.type = int T2.type= T1.type E.type :=int} E T1 or T2 { T1.type = bool T2.type= T1.type E.type :=bool} T n { T.type := int} T b { T.type := bool}
第7章+语法制导翻译和中间代码生成
13
属性文法
属性文法是一个三元组:A=(G,V,F),其中 G:是一个上下文无关文法。 V:属性的有穷集,每个属性与文法的一个终 结符或非终结符相连,这些属性代表与文 法符号相关信息，如它的类型、值、代码 序列、符号表内容等等 .属性与变量一样， 可以进行计算和传递。
14
F:关于属性的属性断言或一组属性的计 算规则(称为语义规则) 。 断言或语义 规则与一个产生式相联,只引用该产生 式左端或右端的终结符或非终结符相 联的属性。
在文法的每个 产生式后配了 一个有{ }括起 来的语义子程 序。
4
对(i+i)*i的翻译
不难证明该符号串是文法的合法句子。 按照这个句子向文法开始符号E的归约次 序，且每当归约时调用该句柄的产生式所 对应的语义子程序，便可得到相应的数字 串：64264154632。
5
这个例子表明： (i+i)*i
§ 7.7
控制流语句 的翻译
41
if语句的翻译
if E then S1 else S2,其中E为布尔式
E的代码序列
真出口 假出口
S1的代码序列
S2的代码序列
42
E 的代码
E.true: E.false: S1的代码
E.true E.false
goto out
S2的代码 out:
43
例子
if A∨ B < D then S1 else S2 (1) ( jnz , A , _ , 5 ) 真出口 (2) ( j , _ , _ , 3 ) 不是最优翻译 (3) ( j< , B , D , 5 ) (4) ( j , _ , _ , p+1 ) 假出口 (5) ( 关于S1的四元式序列 ) ………… (p) ( j , _ , _ , q ) (p+1) ( 关于S2的四元式序列 ) ………… (q)
语法制导翻译与生成中间代码(附代码)
《编译系统设计实践》实验项目三：语法制导翻译与生成中间代码学号：：年级：学院：数计学院专业：计算机本组其它成员：学号学号实验时间：2016－2017学年第一学期任课教师：一、实验目的通过语法制导或翻译模式生成中间代码。
二、实验容在自底向上语法分析基础上设计语义规则（语法制导翻译），将源程序翻译为四元式输出，若有错误将错误信息输出。
三、设计思路1.分析过程主函数，读取文件，存入字符串数组，调用语义分析，判断关键字，调用相应的语义规则（这里只有if和while和赋值语句），赋值语句调用表达式处理，if语句调用条件表达式处理，while也是调用表达式处理，然后是一个递归过程，不断的递归调用，按序输出三地址语句。
在本例程序中选用expr及num 作为运算数。
2.主要函数string link() //字符串和数字的连接string element() //获取表达式中的元素对象string expression() //处理表达式string expression_1() //处理表达式string biaodashi() //处理表达式，转为三地址输出string biaodashi_1() //递归---处理表达式，转为三地址输出string getOperator() //判断并获取运算符void condition(int L1,int L2) //输出if语句的条件的三地址代码void yuyifenxi_list() //生成并输出条件返回地址void yuyifenxi_list_1() //递归---生成并输出条件返回地址void yuyifenxi(int next,int &flag) //判断关键字，调用相应的产生式分析void readfile() //文件读入四、测试报告1.第一组测试：图1-1 输入待翻译代码图1-2 中间代码生成2.第二组测试：图2-1 输入待翻译代码图2-2 中间代码生成3.第三组测试：错误待翻译代码图3-1 输入待翻译代码图3-2 中间代码生成五、实验总结实验三的重点在于判断关键字，调用相应的产生式分析及处理表达式，转为三地址输出部分，也是很费时间的难点部分，但通过查阅书本及网上资料，还是将其以多个处理函数的递归调用实现了，虽然最后实现结果对错误的分析还不够精确有些差强人意，但毕竟还算有些收获了。
语法制导翻译与中间代码生成
（2）如果b是产生式右部某个文法符号X的一个属性，并且 c1,c2,„,ck是A或产生式右边任何文法符号的属性，则称b 是文法符号X的继承属性。
2013-8-12 莆田学院许振和 12
综合属性：归约型属性，用于“自下而上”传递信 息。 继承属性：推导型属性，用于“自上而下”传递信 (1)非终结符既可有综合属性也可有继承属性，但文法 息。 开始符号没有继承属性。 （2）终结符只有综合属性，它们由词法程序提供。例 8.1中，E、T和F的val属性是综合属性，例8.2中的L的in 是继承属性。 结点的综合属性值通过分析树中该结点的子结点的属 性值计算。继承属性值由该结点的兄弟结点和父结点的属 性值计算。
莆田学院许振和
18
1、计算语义规则
属性之间的依赖关系， 实质上反映了属性计算 的先后次序
所谓依赖图是一个有向图，用于描述分析 树中的属性和属性间的相互依赖关系。
如果分析树中一结点的属性b依赖于属性c， 那么这个结点的属性b的语义规则的计算必须 在定义属性c的语义规则的计算之后。分析树 结点的继承属性和综合属性间的互相依赖关系 可以用名为依赖图的有向图来描绘。
2013-8-12
莆田学院许振和
13
例5.1
产 生 式
简单算术表达式求值的语义描述 综合属性的例子
语 义 规 则
Print(E.val) L→ E E →E1+T E.val:=E1.val+T.val E→T E.val:=T.val T →T1 * F T.val:=T1.val F.val T→F T.val:=F.val F→(E) F.val:=E.val F→digit F.val:=digit.lexval
2013-8-12
第7章 语义分析与中间代码生成
2013-7-25 2
•
第6章小结
• 注释分析树和相应的依赖图是属性值的关联 关系和计算顺序的表达形式，语义关系可以 使用抽象语法树表示。 依据语法分析方法有自底向上的和自顶向下 的，语法制导翻译既可以按照自底向上的策 略进行，也可以按照自顶向下的策略进行。
•
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3
第7章 语义分析与中间代码生成
第6章小结
• • 语法分析中进行静态语义检查和中间代码生 成的技术称为语法制导翻译技术。 为了通过将语义属性关联到文法符号、将语 义规则关联到产生式，有效地将语法和语义 关联起来，人们引入了语法制导定义。没有 副作用的语法制导定义又称为属性文法。
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1
第6章小结
• 为相应的语法成分设置表示语义的属性，属 性的值是可以计算的，根据属性值计算的关 联关系，将其分成综合属性和继承属性，根 据属性文法中所含的属性将属性文法分成S属性文法和L-属性文法。 如果不仅将语义属性关联到文法符号、将语 义规则关联到产生式，而且还通过将语义动 作嵌入到产生式的适当位置来表达该语义动 作的执行时机，这就是翻译模式。翻译模式 给语义分析的实现提供了更好的支持。
2013-7-25
arg2 result t1 d t2 d t4 t2 t3 t4 t5 a
5 assign
图7.2(a) 图7.1中三地址码的四元式表示
11
三元式
• 为了节省临时变量的开销，有时也可以使用只有三个域的三 元式来表示三地址码。三元式的三个域分别称为op，arg1和 arg2，op，arg1和arg2的含义与四元式类似，区别只是arg1和 arg2可以是某个三元式的编号(图7.2(b)中用圆括号括起来的数 字)，表示用该三元式的运算结果作为运算对象。
•
第6章小结
• 注释分析树和相应的依赖图是属性值的关联 关系和计算顺序的表达形式，语义关系可以 使用抽象语法树表示。 依据语法分析方法有自底向上的和自顶向下 的，语法制导翻译既可以按照自底向上的策 略进行，也可以按照自顶向下的策略进行。
•
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3
第7章 语义分析与中间代码生成
第6章小结
• • 语法分析中进行静态语义检查和中间代码生 成的技术称为语法制导翻译技术。 为了通过将语义属性关联到文法符号、将语 义规则关联到产生式，有效地将语法和语义 关联起来，人们引入了语法制导定义。没有 副作用的语法制导定义又称为属性文法。
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第6章小结
• 为相应的语法成分设置表示语义的属性，属 性的值是可以计算的，根据属性值计算的关 联关系，将其分成综合属性和继承属性，根 据属性文法中所含的属性将属性文法分成S属性文法和L-属性文法。 如果不仅将语义属性关联到文法符号、将语 义规则关联到产生式，而且还通过将语义动 作嵌入到产生式的适当位置来表达该语义动 作的执行时机，这就是翻译模式。翻译模式 给语义分析的实现提供了更好的支持。
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arg2 result t1 d t2 d t4 t2 t3 t4 t5 a
5 assign
图7.2(a) 图7.1中三地址码的四元式表示
11
三元式
• 为了节省临时变量的开销，有时也可以使用只有三个域的三 元式来表示三地址码。三元式的三个域分别称为op，arg1和 arg2，op，arg1和arg2的含义与四元式类似，区别只是arg1和 arg2可以是某个三元式的编号(图7.2(b)中用圆括号括起来的数 字)，表示用该三元式的运算结果作为运算对象。
语法制导翻译和中间代码生成
addtype(id.entry,L.in)
继承属性L.in
语 义 规 则
语句： real id1， id2， id3 的分析树，采用自上而下的分析方法
产 生 式
D TL
T int
T real
L L1,id
L id
L.in:=T.type
T.type=integer
F.val=3
F.val=5
digit.lexval=4
digit.lexval=5
digit.lexval=3
+
*
3*5+4的带注释的分析树
如果一个语法制导定义仅仅使用综合属性，则称这种语法制导定义为S属性定义。通常采用自底向上的方法对其分析树加注释，即从树叶到树根，按照语义规则计算每个节点的属性值。
表达式文法 E→T+T| T or T T → n | true | false
E → T1 + T2 { T1.type = int AND T2.type = T1. type E.type :=int } E → T1 or T2 { T1.type = bool AND T2.type= T1.type E.type :=bool } T → n { T.type := int } T → true { T.type := bool } T → false { T.type := bool }
T.type:=real
L1.in:=L.in
addtype(id.entry,L.in)
addtype(id.entry,L.in)
D
L.in= real
L.in= real
L.in= real
T.type=real
继承属性L.in
语 义 规 则
语句： real id1， id2， id3 的分析树，采用自上而下的分析方法
产 生 式
D TL
T int
T real
L L1,id
L id
L.in:=T.type
T.type=integer
F.val=3
F.val=5
digit.lexval=4
digit.lexval=5
digit.lexval=3
+
*
3*5+4的带注释的分析树
如果一个语法制导定义仅仅使用综合属性，则称这种语法制导定义为S属性定义。通常采用自底向上的方法对其分析树加注释，即从树叶到树根，按照语义规则计算每个节点的属性值。
表达式文法 E→T+T| T or T T → n | true | false
E → T1 + T2 { T1.type = int AND T2.type = T1. type E.type :=int } E → T1 or T2 { T1.type = bool AND T2.type= T1.type E.type :=bool } T → n { T.type := int } T → true { T.type := bool } T → false { T.type := bool }
T.type:=real
L1.in:=L.in
addtype(id.entry,L.in)
addtype(id.entry,L.in)
D
L.in= real
L.in= real
L.in= real
T.type=real
语法制导翻译和中间代码生成【共50张PPT】
例 完成类型检查的属性文法
1) E→T1+T2{T1.t＝int AND T2.t＝int}
2) E→T1 or T2 {T1.t＝bool AND T2.t＝bool}
3) T→num
{T.t :＝int}
4) T→true {T.t :＝bool}
5) T→false
{T.t :＝bool}
6.1 属性文法(续)
四元式（续）
四元式的优点：
四元式比三元式更便于优化 优化要求改变运算顺序或删除某些运算，引起编号的变化。 三元式通过编号引用中间结果，编号的变化引起麻烦；四元 式通过临时变量引用中间结果，编号变化无影响。
四元式对生成目标代码有利
四元式表示很类似于三地址指令，很容易转换成机器代 码。
四元式（续）
3) E→T
{ E.val :＝T.val }
4) T→T1*F { T.val :＝T1.val * F.val }
5) T→F
{ T.val :＝F.val }
6) F→(E) { F.val :＝E.val }
7) F→digit { F.val :＝digit.lexval }
E.val、T.val、F.val都是综合属性
每个使用性标识符是否都有声明？ 运算符的分量类型是否相容？ 赋值语句的左右部的类型是否相容？
➢ 赋值语句的翻译目标：
在赋值语句右部表达式产生的四元式序列后加一 条赋值四元式
简单赋值语句到四元式的翻译
考虑如下文法描述的简单赋值句的翻译： A→i:=E E→E+E|E*E|-E|(E)|i (6.1)
:=
a
+
叶子结点代表运算量， 非叶子结点代表运算符
编译程序原理与实现：第7章 中间代码生成(1)
--- 传值
• 结构语句
• (THEN, t ,_ ,_ )
--- THEN分支标记
• (ELSE, _ , _ ,_ )
--- ELSE分支标记
• (ENDIF, _ , _ , _ )
--- IF语句结束四元式
• (WHILE, _ , _ , _ )
---WHILE语句开始标记
• (DO,t,_ ,_ )
• 三地址中间代码
• 三地址:两个操作分量和一个结果的抽象地址;
• 为方便起见, 通常用变量名代替抽象地址;
• 三元式
• No. (op, operand1, operand2) • 编号 (操作符, 操作分量1, 操作分量2) • 其中操作分量可以是变量名(抽象地址)或者编号
• 四元式
• (op, operand1, operand2, result) • (操作符, 操作分量1, 操作分量2, 结果) • 其中操作分量可以是变量名(抽象地址)或者临时变量(抽象地址)
--- 函数出口
• (CALL, f, true/false, Result) --- 调用函数f,返回值给Result
• (RETURN, -,-, -)
• (RETURN, -,-, t)
• 传递参数
• (VARACT, id, offset, size )
--- 传地址
• (VALACT, id, offset, size )
•
{ op = pop(S1,1); (str1, str2)=pop(S2,2);
•
push(S2, str2+str1 + “op”);
•
}
•
push(S1,tk); goto (2);
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(op ,arg1,arg2,result) 或 result:= arg1 op arg2
四元式形式:
31
翻译 a:= -b+c*d
t1:=uminus b
Ｓ a := Ｅ
t2:=c*d t3:=t1+t2 a:=t3
Ｅ1 － Ｅ 11
b
＋ Ｅ 21
c
Ｅ2 ＊ Ｅ 22
d
32
类型转换
如：X := Y + I * J，X,Y为实型，I,J为整型， 则相应的四元式序列应为： (*i , I , J , T1 ) ( itr , T1 , _ , T2 ) ( +r , Y , T2 , T3 ) ( := , T3 , _ , X )
间接三元式
用一张间接码表辅以三元式表的办法 来表示中间代码。 例：X:=(A+B)*C Y:=D↑(A+B) 三元式表 间接码表 (1) ( + , A , B ) (1) (2) ( * , (1) , C ) (2) (3) (:= , X , (2) ) (3) (4) ( ↑ , D , (1) ) (1) (5) (:= , Y , (4) ) (4) (5)
28
四元式
1. 四元式对中间结果的引用必须通过 给定的名字，而三元式是通过产生中间结 果的三元式编号。四元式之间的联系是通 过临时变量实现的。 2. 四元式出现顺序与原表达式计算顺 序一致。(同三元式)
29
§ 7.6
简单赋值 语句的翻译
30
文法：S→i:=E
E→E+E|E*E|-E|(E)|id
44
if a<b or c<d and e>f then S1 else S2
(1) if a<b goto (7) 转移至E.true，即S1的四元式 (2) goto (3) (3) if c<d goto (5) (4) goto (p+1) 转移至E.false，即S2的四元式 (5) if e>f goto (7) 转移至E.true (6) goto (p+1) 转移至E.false (7) (关于S1的四元式) E.true ………… (p) goto (q) (p+1) (关于S2的四元式) E.false ………… (q)
9
如何实现这种翻译
至此不难明白，语法制导翻译的关键 是为每个产生式写相应的语义子程序。 例子中的print产生式序号这种语义子 程序是为了输出数字串而写的语义子程序。 所以一个语义子程序描述了一个产生式对 应的翻译工作。 这些工作有：改变编译程序某些变量 的值、查填各种符号表、发现并报告源程 序错误、产生中间代码。 10
语义子程序的一般形式
语义子程序写在该产生式后面的花括号内： (1) X… { 语义子程序1 } (2) Y… { 语义子程序2 } (3) AXY { 语义子程序3 }
11
§ 7.1 属性文法
12
属性文法与语法制导翻译的关系
对于某个压缩了的文法，当把每个文法符 号和一组属性相关联，并把产生式附加以 语义规则的时候，就得到属性文法。 语法制导的翻译过程：由于属性文法的规 则和产生式是一一对应的关系。所以，由 属性文法确定的语义分析可以在语法分析 的过程中进行。这个过程成为语法制导的 翻译。
15
属性文法的例子
简单算术表达式求值的语义描述
产生式 L E E T T F F E E1+T T T1 * F F (E) digit 语 义 规 则
Print(E.val) E.val:=E1.val+T.val
E.val:=T.val T.val:=T1.val F.val T.val:=F.val F.val:=E.val F.val:=digit.lexval
16
§ 7.2
自底向上语 法制导翻译 概述
17
表达式为3＊5+4，则语义动作打印数值19
L
E.val=19
E.val=15 + T.val=15 F.val=4 F.val=5 * digit.lexval=5 digit.lexval=4 T.val=4
T.val=3
F.val=3
digit.lexval=3
§ 7.7
控制流语句 的翻译
41
if语句的翻译
if E then S1 else S2,其中E为布尔式
E的代码序列
真出口 假出口
S1的代码序列
S2的代码序列
42
E 的代码
E.true: E.false: S1的代码
E.true E.false
goto out
S2的代码 out:
43
例子
if A∨ B < D then S1 else S2 (1) ( jnz , A , _ , 5 ) 真出口 (2) ( j , _ , _ , 3 ) 不是最优翻译 (3) ( j< , B , D , 5 ) (4) ( j , _ , _ , p+1 ) 假出口 (5) ( 关于S1的四元式序列 ) ………… (p) ( j , _ , _ , q ) (p+1) ( 关于S2的四元式序列 ) ………… (q)
21
上述三种方法的比较
三种方法的共同点：
1. 运算量个数不变，顺序也不变。 2. 运算符个数不变。
逆波兰式的优点：
1. 是一个无括号表达式。 2. 逆波兰式的运算符出现的顺序就是原表达 式的运算顺序，因而计算方便。
22
举例
1. (a+b)*(c+d) ab+cd+* 2. 赋值语句的后缀式 A：=B+C ABC+：=
第7章
语法制导翻译 和中间代码 生成
❤❤
1
经过词法分析、语法分析后，源程序 在静态结构上的正确性得到了保证，编译 程序接着要对源程序进行静态语义检查和 翻译。 语义检查：类型检查、控制流检查、 一致性检查等。 翻译：源程序→中间代码
2
本章主要内容
1. 属性文法 2. 语法制导翻译概念 3. 中间代码的几种形式 4. 几个语句的翻译：如赋值语句、条件语句等。
26
树形表示
表达式的树形表示： 1. 简单变量或常数的树就是该变量或常数自身。 2. 如果表达式e1和e2的树分别为T1和T2，那 么e1+e2，e1*e2，-e1的树分别为： + * T1 T2 T1 T2 T1 树形表示是三元式的翻版。
27
四元式
组成: OP ，ARG1 ，ARG2 ，RESULT 如：a:=b*c+b*d的四元式为： (1) ( * , b , c , t1 ) (2) ( * , b , d , t2 ) (3) ( + , t1 , t2 , t3 ) (4) ( := , t3 , _ , a ) 更易理解的形式 t1 := b * c t2 := b * d t3 := t1 + t2 a : = t3
45
控制语句中的回填技术
上例中的一些转移地址并不能不产生 这些四元式的同时得知。 也就是说，一个布尔式的真假出口往 往不能在产生四元式的同时就确定。 因此，要回填这些地址。
13
属性文法
属性文法是一个三元组:A=(G,V,F),其中 G:是一个上下文无关文法。 V:属性的有穷集,每个属性与文法的一个终 结符或非终结符相连,这些属性代表与文 法符号相关信息，如它的类型、值、代码 序列、符号表内容等等 .属性与变量一样， 可以进行计算和传递。
14
F:关于属性的属性断言或一组属性的计 算规则(称为语义规则) 。 断言或语义 规则与一个产生式相联,只引用该产生 式左端或右端的终结符或非终结符相 联的属性。
A ∨ B→if A then true else B A ∧B→if A then B else false ┐ A →if A then false else true
这种翻译法涉及到如何翻译if-then-else 的问题，将在下面具体讨论。
39
作为条件转移的E的翻译
仅把E翻译成仅含条件真转和无条件转的 四元式。 (jnz , A , _ , p): 若A为真，转向第p个四元式 (jθ,A ,B , p): 若AθB为真，转向第p个四元式 (j , _ , _ , p): 无条件转向第p个四元式 40
37
例子
1. a or b and not c (1) t1:=not c (2) t2:=b and t1 (3) t3:=a or t2 2. A∨B∧C=D (=, C, D, T1) (∧, B, T1, T2) (∨, A, T2, T3)
38
2. 采取优化措施，只计算部分表达式。 如A or B，如果A为1，B就无需计算； 如A and B，如果A为0，则B就无需计算。
不难证明该符号串是文法的合法句子。 按照这个句子向文法开始符号E的归约次 序，且每当归约时调用该句柄的产生式所 对应的语义子程序，便可得到相应的数字 串：64264154632。
5
这个例子表明： (i+i)*i
64264154632
这是一种变换，而变换的规则是每当 归约时调用相应的语义子程序。无疑这个 例子是翻译的一个十分简单的模型。
6
翻译要解决的问题
1. 翻译成什么样的代码？ 2. 什么时候实现这种变换(翻译)？ 3. 如何实现这种翻译？
7
翻译成什么样的代码
按照相应语义规则产生一种介于源语 言与目标代码之间的一种代码(中间代码)， 它不依赖于机器但又便于产生依赖于机器 的目标代码。 中间代码可用多种方式表示，常见的 有：逆波兰表示法、树形表示法、三元式、 四元式等。
四元式形式:
31
翻译 a:= -b+c*d
t1:=uminus b
Ｓ a := Ｅ
t2:=c*d t3:=t1+t2 a:=t3
Ｅ1 － Ｅ 11
b
＋ Ｅ 21
c
Ｅ2 ＊ Ｅ 22
d
32
类型转换
如：X := Y + I * J，X,Y为实型，I,J为整型， 则相应的四元式序列应为： (*i , I , J , T1 ) ( itr , T1 , _ , T2 ) ( +r , Y , T2 , T3 ) ( := , T3 , _ , X )
间接三元式
用一张间接码表辅以三元式表的办法 来表示中间代码。 例：X:=(A+B)*C Y:=D↑(A+B) 三元式表 间接码表 (1) ( + , A , B ) (1) (2) ( * , (1) , C ) (2) (3) (:= , X , (2) ) (3) (4) ( ↑ , D , (1) ) (1) (5) (:= , Y , (4) ) (4) (5)
28
四元式
1. 四元式对中间结果的引用必须通过 给定的名字，而三元式是通过产生中间结 果的三元式编号。四元式之间的联系是通 过临时变量实现的。 2. 四元式出现顺序与原表达式计算顺 序一致。(同三元式)
29
§ 7.6
简单赋值 语句的翻译
30
文法：S→i:=E
E→E+E|E*E|-E|(E)|id
44
if a<b or c<d and e>f then S1 else S2
(1) if a<b goto (7) 转移至E.true，即S1的四元式 (2) goto (3) (3) if c<d goto (5) (4) goto (p+1) 转移至E.false，即S2的四元式 (5) if e>f goto (7) 转移至E.true (6) goto (p+1) 转移至E.false (7) (关于S1的四元式) E.true ………… (p) goto (q) (p+1) (关于S2的四元式) E.false ………… (q)
9
如何实现这种翻译
至此不难明白，语法制导翻译的关键 是为每个产生式写相应的语义子程序。 例子中的print产生式序号这种语义子 程序是为了输出数字串而写的语义子程序。 所以一个语义子程序描述了一个产生式对 应的翻译工作。 这些工作有：改变编译程序某些变量 的值、查填各种符号表、发现并报告源程 序错误、产生中间代码。 10
语义子程序的一般形式
语义子程序写在该产生式后面的花括号内： (1) X… { 语义子程序1 } (2) Y… { 语义子程序2 } (3) AXY { 语义子程序3 }
11
§ 7.1 属性文法
12
属性文法与语法制导翻译的关系
对于某个压缩了的文法，当把每个文法符 号和一组属性相关联，并把产生式附加以 语义规则的时候，就得到属性文法。 语法制导的翻译过程：由于属性文法的规 则和产生式是一一对应的关系。所以，由 属性文法确定的语义分析可以在语法分析 的过程中进行。这个过程成为语法制导的 翻译。
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属性文法的例子
简单算术表达式求值的语义描述
产生式 L E E T T F F E E1+T T T1 * F F (E) digit 语 义 规 则
Print(E.val) E.val:=E1.val+T.val
E.val:=T.val T.val:=T1.val F.val T.val:=F.val F.val:=E.val F.val:=digit.lexval
16
§ 7.2
自底向上语 法制导翻译 概述
17
表达式为3＊5+4，则语义动作打印数值19
L
E.val=19
E.val=15 + T.val=15 F.val=4 F.val=5 * digit.lexval=5 digit.lexval=4 T.val=4
T.val=3
F.val=3
digit.lexval=3
§ 7.7
控制流语句 的翻译
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if语句的翻译
if E then S1 else S2,其中E为布尔式
E的代码序列
真出口 假出口
S1的代码序列
S2的代码序列
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E 的代码
E.true: E.false: S1的代码
E.true E.false
goto out
S2的代码 out:
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例子
if A∨ B < D then S1 else S2 (1) ( jnz , A , _ , 5 ) 真出口 (2) ( j , _ , _ , 3 ) 不是最优翻译 (3) ( j< , B , D , 5 ) (4) ( j , _ , _ , p+1 ) 假出口 (5) ( 关于S1的四元式序列 ) ………… (p) ( j , _ , _ , q ) (p+1) ( 关于S2的四元式序列 ) ………… (q)
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上述三种方法的比较
三种方法的共同点：
1. 运算量个数不变，顺序也不变。 2. 运算符个数不变。
逆波兰式的优点：
1. 是一个无括号表达式。 2. 逆波兰式的运算符出现的顺序就是原表达 式的运算顺序，因而计算方便。
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举例
1. (a+b)*(c+d) ab+cd+* 2. 赋值语句的后缀式 A：=B+C ABC+：=
第7章
语法制导翻译 和中间代码 生成
❤❤
1
经过词法分析、语法分析后，源程序 在静态结构上的正确性得到了保证，编译 程序接着要对源程序进行静态语义检查和 翻译。 语义检查：类型检查、控制流检查、 一致性检查等。 翻译：源程序→中间代码
2
本章主要内容
1. 属性文法 2. 语法制导翻译概念 3. 中间代码的几种形式 4. 几个语句的翻译：如赋值语句、条件语句等。
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树形表示
表达式的树形表示： 1. 简单变量或常数的树就是该变量或常数自身。 2. 如果表达式e1和e2的树分别为T1和T2，那 么e1+e2，e1*e2，-e1的树分别为： + * T1 T2 T1 T2 T1 树形表示是三元式的翻版。
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四元式
组成: OP ，ARG1 ，ARG2 ，RESULT 如：a:=b*c+b*d的四元式为： (1) ( * , b , c , t1 ) (2) ( * , b , d , t2 ) (3) ( + , t1 , t2 , t3 ) (4) ( := , t3 , _ , a ) 更易理解的形式 t1 := b * c t2 := b * d t3 := t1 + t2 a : = t3
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控制语句中的回填技术
上例中的一些转移地址并不能不产生 这些四元式的同时得知。 也就是说，一个布尔式的真假出口往 往不能在产生四元式的同时就确定。 因此，要回填这些地址。
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属性文法
属性文法是一个三元组:A=(G,V,F),其中 G:是一个上下文无关文法。 V:属性的有穷集,每个属性与文法的一个终 结符或非终结符相连,这些属性代表与文 法符号相关信息，如它的类型、值、代码 序列、符号表内容等等 .属性与变量一样， 可以进行计算和传递。
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F:关于属性的属性断言或一组属性的计 算规则(称为语义规则) 。 断言或语义 规则与一个产生式相联,只引用该产生 式左端或右端的终结符或非终结符相 联的属性。
A ∨ B→if A then true else B A ∧B→if A then B else false ┐ A →if A then false else true
这种翻译法涉及到如何翻译if-then-else 的问题，将在下面具体讨论。
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作为条件转移的E的翻译
仅把E翻译成仅含条件真转和无条件转的 四元式。 (jnz , A , _ , p): 若A为真，转向第p个四元式 (jθ,A ,B , p): 若AθB为真，转向第p个四元式 (j , _ , _ , p): 无条件转向第p个四元式 40
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例子
1. a or b and not c (1) t1:=not c (2) t2:=b and t1 (3) t3:=a or t2 2. A∨B∧C=D (=, C, D, T1) (∧, B, T1, T2) (∨, A, T2, T3)
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2. 采取优化措施，只计算部分表达式。 如A or B，如果A为1，B就无需计算； 如A and B，如果A为0，则B就无需计算。
不难证明该符号串是文法的合法句子。 按照这个句子向文法开始符号E的归约次 序，且每当归约时调用该句柄的产生式所 对应的语义子程序，便可得到相应的数字 串：64264154632。
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这个例子表明： (i+i)*i
64264154632
这是一种变换，而变换的规则是每当 归约时调用相应的语义子程序。无疑这个 例子是翻译的一个十分简单的模型。
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翻译要解决的问题
1. 翻译成什么样的代码？ 2. 什么时候实现这种变换(翻译)？ 3. 如何实现这种翻译？
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翻译成什么样的代码
按照相应语义规则产生一种介于源语 言与目标代码之间的一种代码(中间代码)， 它不依赖于机器但又便于产生依赖于机器 的目标代码。 中间代码可用多种方式表示，常见的 有：逆波兰表示法、树形表示法、三元式、 四元式等。