编译原理 第11章(清华大学)
编译原理(清华大学-第2版)课后习题答案
第三章N=>D=> {0,1,2,3,4,5,6,7,8,9}N=>ND=>NDDL={a |a(0|1|3..|9)n且 n>=1}(0|1|3..|9)n且 n>=1{ab,}a nb n n>=1第6题.(1) <表达式> => <项> => <因子> => i(2) <表达式> => <项> => <因子> => (<表达式>) => (<项>)=> (<因子>)=>(i)(3) <表达式> => <项> => <项>*<因子> => <因子>*<因子> =i*i(4) <表达式> => <表达式> + <项> => <项>+<项> => <项>*<因子>+<项>=> <因子>*<因子>+<项> => <因子>*<因子>+<因子> = i*i+i (5) <表达式> => <表达式>+<项>=><项>+<项> => <因子>+<项>=i+<项> => i+<因子> => i+(<表达式>) => i+(<表达式>+<项>)=> i+(<因子>+<因子>)=> i+(i+i)(6) <表达式> => <表达式>+<项> => <项>+<项> => <因子>+<项> => i+<项> => i+<项>*<因子> => i+<因子>*<因子> = i+i*i第7题第9题语法树ss s* s s+aa a推导: S=>SS*=>SS+S*=>aa+a*11. 推导:E=>E+T=>E+T*F语法树:E+T*T F短语: T*F E+T*F直接短语: T*F句柄: T*F12．<E><E> <T> <POP><T> <F> <MOP>短语：<T><F><MOP> <E><T><F><MOP><POP>直接短语：<T><F><MOP>句柄： <T><F><MOP>13.(1)最左推导：S => ABS => aBS =>aSBBS => aBBS=> abBS => abbS => abbAa => abbaa 最右推导：S => ABS => ABAa => ABaa => ASBBaa=> ASBbaa => ASbbaa => Abbaa => a1b1b2a2a3 (2) 文法：S → ABSS → AaS →εA → aB → b(3) 短语：a1 , b1 , b2, a2 , , bb , aa , abbaa,直接短语： a1 , b1 , b2, a2 , ,句柄：a114 (1)S → ABA → aAb | εB → aBb | ε(2)S → 1S0S → AA → 0A1 |ε第四章1. 1. 构造下列正规式相应的DFA(1)1(0|1)*101NFA(2) 1(1010*|1(010)*1)*0NFA(3)NFA(4)NFA2.解：构造DFA 矩阵表示a,bb其中0 表示初态，*表示终态用0，1，2，3，4，5分别代替{X} {Z} {X,Z} {Y} {X,Y} {X,Y,Z} 得DFA状态图为：3．解：构造DFA矩阵表示构造DFA的矩阵表示其中表示初态，*表示终态替换后的矩阵4．（1）解构造状态转换矩阵：{2，3} {0，1}{2，3}a={0,3}{2},{3},{0,1}{0,1}a={1,1} {0,1}b={2,2}（2）解：首先把M的状态分为两组：终态组{0}，和非终态组{1，2，3，4,5} 此时G=( {0},{1,2,3,4,5} ) {1,2,3,4,5}a={1,3,0,5}{1,2,3,4,5}b={4,3,2,5}由于{4}a={0} {1,2,3,5}a={1,3,5}因此应将{1,2,3,4,5}划分为{4},{1,2,3,5}G=({0}{4}{1,2,3,5}){1,2,3,5}a={1,3,5}{1,2,3,5}b={4,3,2}因为{1,5}b={4} {23}b={2,3}所以应将{1,2,3,5}划分为{1,5}{2,3}G=({0}{1,5}{2,3}{4}){1,5}a={1,5} {1,5}b={4} 所以{1,5} 不用再划分{2,3}a={1,3} {2,3}b={3,2}因为 {2}a={1} {3}a={3} 所以{2,3}应划分为{2}{3}所以化简后为G＝（ {0},{2},{3},{4},{1,5}）7.去除多余产生式后，构造NFA如下确定化，构造DFA 矩阵G={(0,1,3,4,6),(2,5)} {0,1,3,4,6}a={1,3}{0,1,3,4,6}b={2,3,4,5,6}所以将{0,1,3,4,6}划分为 {0,4,6}{1,3} G={(0,4,6),(1,3),(2,5)}{0,4,6}b={3,6,4} 所以 划分为{0},{4,6} G={(0),(4,6),(1,3),(2,5)}不能再划分，分别用 0，4，1，2代表各状态，构造DFA 状态转换图如下；b8．代入得S = 0(1S|1)| 1(0S|0) = 01(S|ε) | 10(S|ε) = (01|10)(S|ε)= (01|10)S | (01|10)= (01|10)*(01|10)构造NFA由NFA可得正规式为(01|10)*(01|10)=(01|10)+9.状态转换函数不是全函数,增加死状态8,G={(1,2,3,4,5,8),(6,7)}(1,2,3,4,5,8)a=(3,4,8) (3,4)应分出(1,2,3,4,5,8)b=(2,6,7,8)(1,2,3,4,5,8)c=(3,8)(1,2,3,4,5,8)d=(3,8)所以应将(1,2,3,4,5,8)分为(1,2,5,8), (3,4)G={(1,2,5,8),(3,4),(6,7)}(1,2,5,8)a=(3,4,8) 8应分出(1,2,5,8)b=(2,8)(1,2,5,8)c=(8)(1,2,5,8)d=(8)G={(1,2,5),(8),(3,4),(6,7)}(1,2,5)a=(3,4,8) 5应分出G={(1,2), (3,4),5, (6,7) ,(8) }去掉死状态8,最终结果为 (1,2) (3,4) 5,(6,7) 以1,3,5,6代替,最简DFA为b正规式:b*a(da|c)*bb*第五章1.S->a | ^ |( T )T -> T , S | S(a,(a,a))S => ( T ) => ( T , S ) => ( S , S ) => ( a , S) => ( a, ( T )) =>(a , ( T , S ) ) => (a , ( S , S )) => (a , ( a , a ) ) S=>(T) => (T,S) => (S,S) => ( ( T ) , S ) => ( ( T , S ) , S ) => ( ( T , S , S ) , S ) => ( ( S , S , S ) , S )=> ( ( ( T ) , S , S ) , S ) => ( ( ( T , S ) , S , S ) , S ) =>( ( ( S , S ) , S , S ) , S ) => ( ( ( a , S ) , S , S ) , S ) => ( ( ( a , a ) , S , S ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , S ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , ( T ) ) , S )=> ( ( ( a , a ) , ^ , ( S ) ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , ( a ) ) , S ) => ( ( ( a , a ) , ^ , ( a ) ) , a )S->a | ^ |( T )T -> T , ST -> S消除直接左递归：S->a | ^ |( T )T -> S T’T’ -> , S T’ | ξSELECT ( S->a) = {a}SELECT ( S->^) = {^}SELECT ( S->( T ) ) = { ( }SELECT ( T -> S T’) = { a , ^ , ( }SELECT ( T’ -> , S T’ ) = { , }SELECT ( T’ ->ξ) = FOLLOW ( T’ ) = FOLLOW ( T ) = { ）}构造预测分析表分析符号串（ a , a ）#分析栈剩余输入串所用产生式#S ( a , a) # S -> ( T )# ) T ( ( a , a) # ( 匹配# ) T a , a ) # T -> S T’# ) T’ S a , a ) # S -> a# ) T’ a a , a ) # a 匹配# ) T’，a) # T’ -> , S T’# ) T’ S , , a ) # , 匹配# ) T’ S a ) # S->a# ) T’ a a ) # a匹配# ) T’) # T’ ->ξ# ) ) # )匹配# # 接受2.E->TE’E’->+E E’->ξT->FT’T’->T T’->ξF->PF’F’->*F’F’->ξP->(E) P->a P->b P->∧SELECT（E－>TE’）=FIRST(TE’)=FIRST(T)= {（，a，b，^）SELECT（E’－>+E）={+}SELECT（E’－>ε）=FOLLOW(E’)= {#，)}SELECT（T－>FT’）=FIRST（F）= {（，a，b，^}SELECT（T’ —>T）=FIRST（T）= {（，a，b，^）SELECT(T’－>ε)=FOLLOW(T’)= {＋，#，)}SELECT(F －>P F’)=FIRST(F)= {（，a，b，^}SELECT(F’－>*F’)={*}SELECT(F’－>ε)=FOLLOW(F’)= {（，a，b，^，＋，#，）}3. S->MH S->a H->Lso H->ξK->dML K->ξL->eHf M->K M->bLM FIRST ( S ) =FIRST(MH)= FIRST ( M ) ∪FIRST ( H ) ∪{ξ} ∪{a}= {a, d , b , e ,ξ} FIRST( H ) = FIRST ( L ) ∪{ξ}= { e , ξ}FIRST( K ) = { d , ξ}FIRST( M ) = FIRST ( K ) ∪{ b } = { d , b ,ξ}FOLLOW ( S ) = { # , o }FOLLOW ( H ) = FOLLOW ( S ) ∪{ f } = { f , # , o }FOLLOW ( K ) = FOLLOW ( M ) = { e , # , o }FOLLOW ( L ) ={ FIRST ( S ) –{ξ} } ∪{o} ∪FOLLOW ( K )∪{ FIRST ( M ) –{ξ} } ∪FOLLOW ( M )= {a, d , b , e , # , o }FOLLOW ( M ) ={ FIRST ( H ) –{ξ} } ∪FOLLOW ( S )∪{ FIRST ( L ) –{ξ} } = { e , # , o }SELECT ( S-> M H) = ( FIRST ( M H) –{ξ} ) ∪FOLLOW ( S )= ( FIRST( M ) ∪FIRST ( H ) –{ξ} ) ∪FOLLOW ( S )= { d , b , e , # , o }SELECT ( S-> a ) = { a }SELECT ( H->L S o ) = FIRST(L S o) = { e }SELECT ( H ->ξ) = FOLLOW ( H ) = { f , # , o }SELECT ( K-> d M L ) = { d }SELECT ( K->ξ) = FOLLOW ( K ) = { e , # , o }SELECT ( L-> e H f ) = { e }SELECT ( M->K ) = ( FIRST( K ) –{ξ} ) ∪FOLLOW ( M ) = {d，e , # , o }SELECT ( M -> b L M )= { b }4 . 文法含有左公因式，变为S->C $ { b, a }C-> b A { b }C-> a B { a }A -> b A A { b }A-> a A’ { a }A’-> ξ{ $ , a, b }A’-> C { a , b }B->a B B { a }B -> b B’ { b }B’->ξ{ $ , a , b }B’-> C { a, b }5. <程序> --- S <语句表>――A <语句>――B <无条件语句>――C <条件语句>――D <如果语句>――E<如果子句> --FS->begin A end S->begin A end { begin }A-> B A-> B A’ { a , if }A-> A ; B A’-> ; B A’ { ; }A’->ξ{ end }B-> C B-> C { a } B-> D B-> D { if }C-> a C-> a { a }D-> E D-> E D’ { if }D-> E else B D’-> else B { else }D’->ξ{; , end } E-> FC E-> FC { if }F-> if b then F-> if b then { if }非终结符是否为空S－否A－否A’－是B－否C－否D－否D’－是E－否F－否FIRST(S) = { begin }FIRST(A) = FIRST(B) ∪FIRST(A’) ∪{ξ} = {a , if , ; , ξ} FIRST(A’) ={ ; , ξ}FIRST(B) = FIRST(C) ∪FIRST(D) ={ a , if }FIRST(C) = {a}FIRST(D) = FIRST（E）= { if }FIRSR(D’) = {else , ξ}FIRST(E) = FIRST(F) = { if }FIRST(F) = { if }FOLLOW(S) = {# }FOLLOW(A) = {end}FOLLOW(A’) = { end }FOLLOW(B) = {; , end }FOLLOW (C) = {; , end , else }FOLLOW(D) = {; , end }FOLLOW( D’ ) = { ; , end }FOLLOW(E) = { else , ; end }FOLLOW(F) = { a }S A A’ B C D D’ E F if then else begin end a b ;6. 1.(1) S -> A | B(2) A -> aA|a(3)B -> bB |b提取（2），（3）左公因子(1) S -> A | B(2) A -> aA’(3) A’-> A|ξ(4) B -> bB’(5) B’-> B |ξ2.(1) S->AB(2) A->Ba|ξ(3) B->Db|D(4) D-> d|ξ提取（3）左公因子(1) S->AB(2) A->Ba|ξ(3) B->DB’(4) B’->b|ξ(5) D-> d|ξ3.(1) S->aAaB | bAbB(2) A-> S| db(3) B->bB|a4(1)S->i|(E)(2)E->E+S|E-S|S提取（2）左公因子(1)S->i|(E)(2)E->SE’(3)E’->+SE’|-SE’ |ξ5(1)S->SaA | bB(2)A->aB|c(3)B->Bb|d消除（1）(3)直接左递归(1)S->bBS’(2)S’->aAS’|ξ(3)A->aB | c(4) B -> dB’(5)B’->bB’|ξ6.(1) M->MaH | H(2) H->b(M) | (M) |b消除（1）直接左递归，提取（2）左公因子(1)M-> HM’(2)M’-> aHM’ |ξ(3)H->bH’ | ( M )(4)H’->(M) |ξ7. (1)1)A->baB2)A->ξ3)B->Abb4)B->a将1）、2)式代入3）式1)A->baB2)A->ξ3)B->baBbb4)B->bb5)B->a提取3）、4）式左公因子1)A->baB2)A->ξ3)B->bB’4)B’->aBbb | b5)B->a(3)1)S->Aa2)S->b3)A->SB4)B->ab将3）式代入1）式1)S->SBa2)S->b3)A->SB4)B->ab消除1）式直接左递归1)S->bS’2)S’->BaS’ |ξ3)S->b4)A->SB5)B->ab删除多余产生式4）1)S->bS’2)S’->BaS’ |ξ3)S->b4)B->ab（5）1)S->Ab2)S->Ba3)A->aA4)A->a提取3）4）左公因子1)S->Ab2)S->Ba3)A->aA’4)A’-> A |ξ5)B->a将3）代入1）5）代入21)S->aA’b2)S->aa3)A->aA’4)A’-> A |ξ5)B->a提取1）2）左公因子1)S-> aS’2)S’->A’b | a3)A->aA’4)A’-> A |ξ5)B->a删除多余产生式5）1)S-> aS’2)S’->A’b | a3)A->aA’4)A’-> A |ξA A’S’S将3）代入4）1)S-> aS’2)S’->A’b | a3)A->aA ’4)A’-> aA’ |ξ将4）代入2）1)S-> aS’2)S’->aA’b3)S’->a4)S’->b5)A->aA ’6)A’-> aA’ |ξ对2）3)提取左公因子1)S->aS’2)S’->aS’’3)S’’->A’b|ξ4)S’->b5)A->aA ’6)A’-> aA’ |ξ删除多余产生式5）1)S->aS’3)S’’->A’b|ξ4)S’->b5)A’-> aA’ |ξ第六章1S → a | ∧ | ( T )T → T , S | S解：(1) 增加辅助产生式 S’→＃S＃求 FIRSTVT集FIRSTVT（S’）＝ {#}FIRSTVT（S）＝ {a ∧ ( }＝ { a ∧ ( }FIRSTVT (T) ＝ {,} ∪ FIRSTVT( S ) = { , a ∧ ( }求 LASTVT集LASTVT（S’）＝ { # }LASTVT（S）＝ { a ∧ )}LASTVT (T) ＝ { , a ∧ )}(2)算符优先关系表因为任意两终结符之间至多只有一种优先关系成立，所以是算符优先文法(3)a ∧( ) , #F 1 1 1 1 1 1g 1 1 1 1 1 1f 2 2 1 3 2 1g 2 2 2 1 2 1f 3 3 1 3 3 1g 4 4 4 1 2 1f 3 3 1 3 3 1g 4 4 4 1 2 1(4)＃<·( a,a)# 移进＃( <· a ,a)# 移进# (a ·> , a)# 规约＃(T <·, a)# 移进＃(T，<· a )# 移进＃(T,a ·> ) # 规约＃(T,T ·> ) # 规约＃(T =·) # 移进＃(T) ·> ＃规约＃T =·＃接受4.扩展后的文法S’→#S# S→S;G S→G G→G(T) G→H H→a H→(S)T→T+S T→S（1）FIRSTVT(S)={;}∪FIRSTVT(G) = {; , a , ( }FIRSTVT(G)={ ( }∪FIRSTVT(H) = {a , ( }FIRSTCT(H)={a , ( }FIRSTVT(T) = {+} ∪FIRSTVT(S) = {+ , ; , a , ( }LASTVT(S) = {;} ∪LASTVT(G) = { ; , a , )}LASTVT(G) = { )} ∪LASTVT(H) = { a , )}LASTVT(H) = {a, )}LASTVT(T) = {+ } ∪LASTVT(S) = {+ , ; , a , ) }因为任意两终结符之间至多只有一种优先关系成立，所以是算符优先文法（2）句型a(T+S);H;(S)的短语有：a(T+S);H;(S) a(T+S);H a(T+S) a T+S (S) H直接短语有: a T+S H (S)句柄： a素短语：a T+S (S)最左素短语：a(3)分析a；（a＋a）不能用最右推导推导出上面的两个句子。
编译原理 课件第十一章
11.2 局部优化：基本块内的优化 局部优化：
基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列， 基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个 入口语句和一个出口语句。 入口语句和一个出口语句。 入口语句： 入口语句： 1． 程序的第一个语句；或者， ． 程序的第一个语句；或者， 2． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句；或者 ． 条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句； 3． 紧跟在条件转移语句后面的语句。 ． 紧跟在条件转移语句后面的语句。
main() { int x, y, z; x = (1+20)*（ -x）; （ ） y = x*x+(x/y); y = z = (x/y)/(x*x); }
tmp1 = 1 + 20 ; tmp2 = -x ; x = tmp1 * tmp2 ; tmp3 = x * x ; tmp4 = x / y ; y = tmp3 + tmp4 ; tmp5 = x / y ; tmp6 = x * x ; z = tmp5 / tmp6 ; y = z ;
11．1 11．2 11．3 11．4
什么是代码优化 局部优化 控制流程分析和循环 数据流分析举例
11.1 优化技术简介
何谓代码优化： 宗旨： 获得较好性能的代码 宗旨： 等价 意图，结果， 意图，结果，权衡 目标代码优化 阶段： source front I.R code target code generator code 用户 中间代码优化
第十一章 代码优化
为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 为了让编译程序能够生成效率高的目标代码， 应对中间代码进行优化 注意：优化≠ 注意：优化≠最佳化 要求：相对合理性。 要求：相对合理性。应考虑空间和时间上的 取舍，及二者的平衡。 取舍，及二者的平衡。 本章将介绍基于结构信息的优化 基于结构信息的优化。 本章将介绍基于结构信息的优化。 假定 优化对象是四元式序列的中间代码
编译原理 11章
11.2 优化举例
6:循环中不变式的外提 • Tl=2*j外提 • 由于这里的循环中不 变式的外提是在非线 性块上的优化，所以 是全局优化。 • 经这两步优化后，便 得到图11.4中所示的 中间程序。
① i:=1; ② T1:=2*j; ③ T2:=T1;
④ T2:=100+T2; ⑤ R1:=B[T2]; ⑥ A[T5]:=R1+15.708; ⑦ i:=i+1; ⑧ if i≤100 then goto ② ≤
11.2 优化举例
3:常量合并
① i:=1;
② T1:=2*j; ③ T2:=100i+T1; ④ T3:=5*3.1416; ⑤ R1:=B[T2]; ⑥ T4:=2*j; ⑦ T5:=100*i+T4; ⑧ A[T5]:=R1+T3; ⑨ i:=i+1; ⑩ if i≤100 then goto ② ≤
n4 n3
图11.6 环路图
11.5 借助 借助DAG进行优化 进行优化
2: 无环有向图描述四元式
• 可用无环有向图来描述四元式。 例如，与四元式(op B C A)对应的DAG如图11.7所示。 利用DAG来进行优化的主要思想是： 将一基本块中的每一个四元式依次表示成对应的一个DAG， 该基本块就对应一较大的DAG(即其中各个四元式的DAG的合成)。 再按原来构造DAG结点的顺序重写四元式序列，便可得到“合并 了已知量”、“删除了无用赋值”、“删除了多余运算”的等价 的基本块——优化了的基本块。
11.1 基本块及其求法
• 1：基本块 基本块： 一个入口（第一语句） 一个出口（最后一语句） 入口语句集： 程序的第一个语句号； goto语句的下一条语句号； goto语句转到的语句号。 基本块划分： 入口语句集排序后每一入口语句到下一入口语句号 的前一语句。 最后一基本块为最后入口语句号到最后语句。
编译原理课后习题答案+清华大学出版社第二版
用以引用非局部（包围它的过程）变量时，寻找该变量的地址。 DL： 动态链，指向调用该过程前正在运行过程的数据段基地址，用以过程执行结束释放
数据空间时，恢复调用该过程前运行栈的状态。 RA： 返回地址，记录调用该过程时目标程序的断点，即调用过程指令的下一条指令的地
编译程序大致有哪几种开发技术？
答案：
（1）自编译：用某一高级语言书写其本身的编译程序。 （2）交叉编译：A 机器上的编译程序能产生 B 机器上的目标代码。 （3）自展：首先确定一个非常简单的核心语言 L0，用机器语言或汇编语言书写出它的编
译程序 T0，再把语言 L0 扩充到 L1，此时 L0⊂ L1 ,并用 L0 编写 L1 的编译程序 T1，再把语 言 L1 扩充为 L2，有 L1 ⊂ L2 ,并用 L1 编写 L2 的编译程序 T2，……，如此逐步扩展下 去， 好似滚雪球一样，直到我们所要求的编译程序。 （4）移植：将 A 机器上的某高级语言的编译程序搬到 B 机器上运行。
(main).
答案： 程序执行到赋值语句 b∶=10 时运行栈的布局示意图为：
1
《编译原理》课后习题答案第二章
第 3题 写出题 2 中当程序编译到 r 的过程体时的名字表 table 的内 容。
name
kind
level/val
adr
size
答案：
题 2 中当程序编译到 r 的过程体时的名字表 table 的内容为：
盛威网（）专业的计算机学习网站
2
《编译原理》课后习题答案第一章
合实现方案，即先把源程序翻译成较容易解释执行的某种中间代码程序，然后集中解释执行 中间代码程序，最后得到运行结果。
编译原理第三版课后答案清华大学
编译原理第三版课后答案清华大学出版社
一、单项选择题
1.每一个解释器必须完成运行程序所需的基本功能是什么？
A.翻译代码
B.执行代码
C.优化代码
D.分析代码
答案：B.执行代码
2.下列哪个不是一种程序设计语言？
A.C
B. Lisp
C. Java
D.汇编语言
答案：D.汇编语言
3.哪一种语言可以编译成多种机器语言？
A.动态语言
B.汇编语言
C.静态语言
D.高级语言
答案：D.高级语言
4.什么类型的编译器可以将源代码转换为机器可以识别的字节码？
A.汇编器
B.解释器
C.直译器
D.编译器
答案：D.编译器
二、填空题
5.编译器用于将高级语言（________）翻译成机器语言（________）。
答案：源代码，目标代码
6.编译器通过不同的（________）实现程序翻译的过程。
编译原理蒋宗礼课件第11章
关键任务
进行类型检查、确定符号引 用的含义，以及生成中间代 码等。
工具
语义分析是编译过程中相当 复杂的一部分，通常需要使 用自定义的算法和工具进行 实现。
中间代码生成
1 什么是中间代码生成？
在编译过程的中间阶段，将源代码转化为计算机独立的中间表示形式。
2 优点
中间代码的生成可以简化编译器的设计和实现，并提供了优化和代码生成的灵活性。
编译原理蒋宗礼课件第11章
在本章中，我们将深入探讨编译原理的各个方面，包括词法分析、语法分析、 语义分析等等。
编译原理概述
什么是编译原理？
编译原理是计算机科学中的重要领域，研究如 何将高级语言编写的程序转化为计算机能够理 解和执行的机器码。
编译原理的应用
编译原理在各个领域都有广泛的应用，包括编 译器设计、程序语言设计以及软件工程等。
通过使用上下文无关文法 （Context-Free Grammar），语法 分析器可以验证源代码是否符合 语言的语法规则。
工具
常用的语法分析工具包括ANTLR、 Bison等，它们能够根据预先定义 好的文法生成语法分析器。
语义分析
什么是语义分析？
语义分析是编译过程中的第 三步，通过对语法树进行遍 历和分析，对源代码进行意 义的理解和检查。
为不同的Token类型，如标识符、关键字、
运算符等。
3
什么是词法分析？
词法分析是编译过程中的第一步，将源 代码转化为单词序列（Token Sequence）。
工具
常用的词法分析工具包括Flex等，它们能 够根据预先定义好的规则生成词法分析 器。
语法分析
什么是语法分析？
关键概念
语法分析是编译过程中的第二步， 将词法分析得到的Token序列转化 为语法树（Parse Tree）。
编译原理课后第十一章答案
对假设（2） B:=3 D:=A+C E:=A*C F:=D+E K:=B*5 L:=K+F
计算机咨询网（）陪着您
10
《编译原理》课后习题答案第十一章
第7题 分别对图 11.25 和 11.26 的流图： (1) 求出流图中各结点 n 的必经结点集 D(n)。 (2) 求出流图中的回边。 (3) 求出流图中的循环。
(1) (2) (3) (4) (5) (6) (7) (8) (9) (10) (11) (12) (13)
i:=m-1 j:=n t1:=4*n v:=a[t1] i:=i+1 t2:=4*i t3:=a[t2] if t3< v goto (5) j:=j-1 t5:=4*j t5:=a[t4] if t5> v goto (9) if i >=编译原理》课后习题答案第十一章
第 5 题： 如下程序流图(图 11.24)中，B3 中的 i∶=2 是循环不变量，可以将其提到前置结点吗? 你还能举出一些例子说明循环不变量外移的条件吗?
图 11.24 答案： 不能。因为 B3 不是循环出口 B4 的必经结点。 循环不变量外移的条件外有： （a）(I)s 所在的结点是 L 的所有出口结点的必经结点 (II)A 在 L 中其他地方未再定值 (III)L 中所有 A 的引用点只有 s 中 A 的定值才能到达 （b）A 在离开 L 之后不再是活跃的，并且条件(a)的(II)和(III)成立。所谓 A 在离开 L 后不再是活跃的是指，A 在 L 的任何出口结点的后继结点的入口处不是活跃的（从此点后 不被引用） （3）按步骤（1）所找出的不变运算的顺序，依次把符合（2）的条件(a)或(b)的 不变运算 s 外提到 L 的前置结点中。如果 s 的运算对象（B 或 C）是在 L 中定值的，则只有 当这些定值四元式都已外提到前置结点中时，才可把 s 也外提到前置结点。
编译原理 清华大学出版社
Hale Waihona Puke 3、语义分析（1）语义
定义语言的单词符号和语法单位的意义.一个语言的 语义是指这样的一组规则，使用它可以定义一个程序的 意义.这些规则称为语义规则.
离开语义，语言只不过是一堆符号的集合.
语义分析阶段的主要任务
审查源程序有无语义错误，为代码生成阶段收集类型信 息.
18
3、语义分析（2）
例如： 类型审查、数组下标检查、强制类型转换等
2. 任何常数（整常数、实常数）是表达式。
3. 若表达式1和表达式2都是表达式，那么 ·表达式1+表达式2 ·表达式1*表达式2 ·（表达式1）
都是表达式。
16
程序结构（2）
语句的表示： 1. 标识符:=表达式 是语句。 2. while (表达式) do 语句 和
if (表达式) then 语句 else 语句 都是语句。
整数：10 界符：。
逗号：， 冒号：：
分号：； 赋值号：:= 加号：+ 乘号：*
机内码为：id1:=id2+id3*10
13
2、语法分析
❖ 任务：单词符号串 → 各类语法单位 在词法分析的基础上将单词序列分解成各类语法短语.通常 用语法树表示这种语法短语.
❖ 依据：语言的语法规则 ❖ 描述语法规则的工具：上下文无关文法、确定的下推自动机
任课教师：湛 燕 Email: zhanyan@
数学与计算机学院
1
教材与参考书
编译原理（第二版）. 张素琴，吕映芝，蒋维杜，戴桂兰编 著，清华大学出版社，2005.2.
名称 编译原理 编译原理 编译原理
作者 何炎祥 陈火旺等 蒋立源
出版社 华中理工大学 国防工业出版社 西北工业大学
- 1、下载文档前请自行甄别文档内容的完整性，平台不提供额外的编辑、内容补充、找答案等附加服务。
- 2、"仅部分预览"的文档,不可在线预览部分如存在完整性等问题,可反馈申请退款(可完整预览的文档不适用该条件!)。
- 3、如文档侵犯您的权益，请联系客服反馈,我们会尽快为您处理(人工客服工作时间：9:00-18:30)。
(1)
read (C) (2) A:= 0 (3) B:= 1 (4) L1: A:=A + B (5) if B>= C goto L2 (6) B:=B+1 (7) goto L1 (8) L2: write (A) (9) halt
划分成四个基本块 B1，B2，B3，B4 B1 (1) (2) (3) 基本块内实行的优化:合并已知量 删除多余运算 B2 (4) 删除无用赋值 (5) B3 (6) (7) B4 (8) (9)
优化技术简介—代数简化
b = 5 + a + 10 ; _tmp0 = 5 ; _tmp1 = _tmp0 + a ; _tmp2 = _tmp1 + 10 ; b = _tmp2 ; _tmp0 = 15 ; _tmp1 = a + _tmp0 ;
优化技术简介—降低运算强度
a) i*2 = 2*i = i+i = i<<2 b) i/2 = (int)(i*0.5) c) 0-1 = -1 d) f*2 = 2.0 * f = f + f e) f/2.0 = f*0.5
基本块：是指程序中一顺序执行的语句序列，其中只有一个入 口语句和一个出口语句。 入口语句： 1．程序的第一个语句；或者， 2．条件转移语句或无条件转移语句的转移目标语句；或者 3．紧跟在条件转移语句后面的语句。
划分基本块的算法： 1．求出四元式程序之中各个基本块的入口语句。 2．对每一入口语句，构造其所属的基本块。它是由该语句到 下一入口语句（不包括下一入口语句），或到一转移语句 （包括该转移语句），或到一停语句（包括该停语句）之 间的语句序列组成的。 3．凡未被纳入某一基本块的语句，都是程序中控制流程无法 到达的语句，因而也是不会被执行到的语句，我们可以把 它们删除。
第11章
代码优化
11．1 11．2 11．3 11．4
什么是代码优化 局部优化 控制流程分析和循环 数据流分析举例
宗旨： 获得较好性能的代码 等价 意图，结果，权衡 阶段： source front I.R code target code end generator code 用户 中间代码优化 目标代码优化
优化技术简介—复写传播 tmp2 = tmp1 ; tmp3 = tmp1 * tmp1 ; tmp3 = tmp2 * tmp1; tmp5 = tmp3 * tmp1 ; tmp4 = tmp3 ; c = tmp5 + tmp3 ; tmp5 = tmp3 * tmp2 ; c = tmp5 + tmp4 ;
何谓代码优化：
int arr[10000]; void Binky() { int i; for (i=0; i < 10000; i++) arr[i] = 1; }
int arr[10000]; void Winky() { register int *p; for (p = arr; p < arr + 10000; p++) *p = 1; }
2 型: A:=B op C(op, B, C,A)
DAG 结点 n1 A n1 B n2 A op n1 n1 B n3 n3 A op n2 n1 n2 n1 B C
仅含 0，1，2 型四元式的基本块的 DAG 构造算法: 首先，DAG 为空。 对基本块的每一四元式，依次执行： 1．如果 NODE（B）无定义，则构造一标记为 B 的叶结点并 定义 NODE（B）为这个结点； 如果当前四元式是 0 型，则记 NODE(B)的值为 n，转 4。 如果当前四元式是 1 型，则转 2(1）。 如果当前四元式是 2 型，则： (I) 如果 NODE(1)无定义，则构造一标记为 C 的叶结点并 定义 NODE(1) 为这个结点； (II) 转 2 (2)
基本块的DAG表示及其应用
DAG Directed Acyclic Graph 无环路有向图 基本块的DAG是在结点上带有标记的DAG 叶结点 独特的标识符(名字,常数)标记 内部结点 运算符号标记 各个结点 附加标识符标记
用 DAG 进行基本块的优化 四元式 0 型：A:=B(:=,B,—,A) 1 型: A:=op B(op,B, —,A)
优化技术简介—常数合并
a = 10 * 5 + 6 - b; _tmp0 = 10 ; _tmp1 = 5 ; _tmp2 = _tmp0 * _tmp1 ;
_tmp3 = 6 ; _tmp4 = _tmp2 +
_tmp3 ; _tmp5 = _tmp4 – b; a = _tmp5 ;
_tmp0 = 56 ;
优化技术简介—常数传播 _tmp4 = 0 ; f0 = _tmp4 ; _tmp5 = 1 ; f1 = _tmp5 ; _tmp6 = 2 ; i = _tmp6 ; f0 = 0 ; f1 = 1 ; i = 2 ;
优化技术简介—代数简化 x+0 = x 0+x = x x*1 = x 1*x = x 0/x = 0 x-0 = x b && true = b b && false = false b || true = true b || false = b
main() { int x, y, z; x = (1+20)* -x; y = x*x+ห้องสมุดไป่ตู้x/y); y = z = (x/y)/(x*x); }
tmp1 = 1 + 20 ; tmp2 = -x ; x = tmp1 * tmp2 ; tmp3 = x * x ; tmp4 = x / y ; y = tmp3 + tmp4 ; tmp5 = x / y ; tmp6 = x * x ; z = tmp5 / tmp6 ; y = z ;
2．（1）如果 NODE(B)是标记为常数的叶结点 ，则转 2(3)， 否则转 3（1）。 （2）如果 NODE(B)和 NODE(C)都是标记为常数的叶结 点，则转 2（4），否则转 3（2）。 （3）执行 op B（即合并已知量），令得到的新常数为 P。如果 NODE(B)是处理当前四元式时新构造出来的结点，则 删除它。如果 NODE(P)无定义，则构造一用 P 做标记的叶结 点 n。置 NODE(P)=n，转 4。 （4）执行 B op C（即合并已知量），令得到的新常数为 P。如果 NODE(B)或 NODE(C)是处理当前四元式时新构造出 来的结点，则删除它。如果 NODE(P)无定义，则构造一用 P 做标记的叶结点 n。置 NODE(P)=n，转 4。
4.如果 NODE(A)无定义，则把 A 附加在结点 n 上并令 NODE(A)=n；否则先把 A 从 NODE(A)结点上附加标识符集中 删除（注意，如果 NODE(A)是叶结点，则其标记 A 不删 除），把 A 附加到新结点 n 上并令 NODE(A)=n。转处理下一 四元式。 而后，我们可由 DAG 重新生成原基本块的一个优化的代码序 列。
n2
n4
(1)P:=0 (2)I:=1 (4)T2:=addr(A)-4
(7)T5:=addr(B)-4 (3)T1:=4*I (5)T3:=T2[T1] (6)T4:=T1 (8)T6:=T5[T4] (9)T7:=T3*T6 (10)P:=P+T7 (11)I:=I+1 (12)if I<=20 goto(3)
• • • •
(1)P:=0 (2)I:=1 (4)T2:=addr(A)-4 (7)T5:=addr(B)-4 (3)T1:=4*I (5)T3:=T2[T1] (6)T4:=T1 (8)T6:=T5[T4] (9)T7:=T3*T6 (10)P:=P+T7 (11)I:=I+1
• • • • • •
(1) T0:=3.14 (2) T1:=2*T0 (3) T2:=R+r (4) A:=T1*T2 (5) B:=A (6) T3:=2*T0 (7) T4:=R+r (8) T5:=T3*T4 (9) T6:=R-r (10)B:=T5*T6
n1
To
3.14 (a)
n1
T0 (b)
n2
T1
3．（1）检查 DAG 中是否已有一结点，其唯一后继为 NODE(B)，且标记为 op（即找公共子表达式）。如果没有， 则构造该结点 n，否则就把已有的结点作为它的结点并设该结 点为 n，转 4。 （2）检查中 DAG 中是否已有一结点，其左后继为 NODE(B)，其右后继为 NODE(C)，且标记为 op（即找公共子 表达式）。如果没有，则构造该结点 n，否则就把已有的结点 作为它的结点并设该结点为 n，转 4。
(1)P:=0 (4)T2:=addr(A)-4 (7)T5:=addr(B)-4 (3)T1:=4 (5)T3:=T2[T1] (8)T6:=T5[T1] (9)T7:=T3*T6 (10)P:=P+T7 (3’)T1:=T1+4 (12)if T1<=80 goto(5)
11.2 局部优化：基本块内的优化
(1)P:=0 (2)I:=1 (4)T2:=addr(A)-4 (7)T5:=addr(B)-4
(3)T1:=4
(5)T3:=T2[T1] (6)T4:=T1 (8)T6:=T5[ ] T1 (9)T7:=T3*T6 (10)P:=P+T7 (11)I:=I+1
(3’)T1:=T1+4 (12)if T1 <=80 goto(5)
(1)P:=0
(2)I:=1 (4)T2:=addr(A)-4 (7)T5:=addr(B)-4 (3)T1:=4*I (5)T3:=T2[T1] (6)T4:=T1 (8)T6:=T5[T4] (9)T7:=T3*T6 (10)P:=P+T7 (11)I:=I+1 (12)if I<=20 goto(3)