編譯原理語義分析和中間代碼生成

編譯原理語義分析和中間代碼生成第1頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四4.1概述

4.1.1語義分析的概念一個(gè)源程序經(jīng)過詞法分析、語法分析之后，表明該源程序在書寫上是正確的，并且符合程序語言所規(guī)定的語法。但是語法分析并未對(duì)程序內(nèi)部的邏輯含義加以分析，因此編譯程序接下來的工作是語義分析，即審查每個(gè)語法成分的靜態(tài)語義。如果靜態(tài)語義正確，則生成與該語言成分等效的中間代碼，或者直接生成目標(biāo)代碼。第2頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四直接生成機(jī)器語言或匯編語言形式的目標(biāo)代碼的優(yōu)點(diǎn)是編譯時(shí)間短且無需中間代碼到目標(biāo)代碼的翻譯，而中間代碼的優(yōu)點(diǎn)是使編譯結(jié)構(gòu)在邏輯上更為簡單明確，特別是使目標(biāo)代碼的優(yōu)化比較容易實(shí)現(xiàn)。第3頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四如同在進(jìn)行詞法分析、語法分析的同時(shí)也進(jìn)行著詞法檢查、語法檢查一樣，在語義分析時(shí)也必然要進(jìn)行語義檢查。動(dòng)態(tài)語義檢查需要生成相應(yīng)的目標(biāo)代碼，它是在運(yùn)行時(shí)進(jìn)行的；靜態(tài)語義檢查是在編譯時(shí)完成的，它涉及以下幾個(gè)方面：

(1)類型檢查，如參與運(yùn)算的操作數(shù)其類型應(yīng)相容。

(2)控制流檢查，用以保證控制語句有合法的轉(zhuǎn)向點(diǎn)。如C語言中不允許goto語句轉(zhuǎn)入case語句流；break語句需尋找包含它的最小switch、while或for語句方可找到轉(zhuǎn)向點(diǎn)，否則出錯(cuò)。

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(3)一致性檢查，如在相同作用域中標(biāo)識(shí)符只能說明一次、case語句的標(biāo)號(hào)不能相同等。語義分析階段只產(chǎn)生中間代碼而不生成目標(biāo)代碼的方法使編譯程序的開發(fā)變得較為容易，但語義分析不像詞法分析和語法分析那樣可以分別用正規(guī)文法和上下文無關(guān)文法描述。由于語義是上下文有關(guān)的，因此語義的形式化描述是非常困難的，目前較為常見的是用屬性文法作為描述程序語言語義的工具，并采用語法制導(dǎo)翻譯的方法完成對(duì)語法成分的翻譯工作。第5頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

4.1.2語法制導(dǎo)翻譯方法語法制導(dǎo)翻譯的方法就是為每個(gè)產(chǎn)生式配上一個(gè)翻譯子程序(稱語義動(dòng)作或語義子程序)，并在語法分析的同時(shí)執(zhí)行這些子程序。語義動(dòng)作是為產(chǎn)生式賦予具體意義的手段，它一方面指出了一個(gè)產(chǎn)生式所產(chǎn)生的符號(hào)串的意義，另一方面又按照這種意義規(guī)定了生成某種中間代碼應(yīng)做哪些基本動(dòng)作。在語法分析過程中，當(dāng)一個(gè)產(chǎn)生式獲得匹配(對(duì)于自上而下分析)或用于歸約(對(duì)于自下而上分析)時(shí)，此產(chǎn)生式相應(yīng)的語義子程序就進(jìn)入工作，完成既定的翻譯任務(wù)。第6頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四語法制導(dǎo)翻譯分為自下而上語法制導(dǎo)翻譯和自上而下語法制導(dǎo)翻譯，我們重點(diǎn)介紹自下而上語法制導(dǎo)翻譯。假定有一個(gè)自下而上的LR分析器，我們可以把這個(gè)LR分析器的能力加以擴(kuò)大，使它能在用某個(gè)產(chǎn)生式進(jìn)行歸約的同時(shí)調(diào)用相應(yīng)的語義子程序進(jìn)行有關(guān)的翻譯工作；每個(gè)產(chǎn)生式的語義子程序執(zhí)行之后，某些結(jié)果(語義信息)必須作為此產(chǎn)生式的左部符號(hào)的語義值暫時(shí)保存下來，以便以后語義子程序引用這些信息。第7頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四此外，原LR分析器的分析棧也加以擴(kuò)充，以便能夠存放與文法符號(hào)相對(duì)應(yīng)的語義值。這樣，分析?？梢源娣湃愋畔ⅲ悍治鰻顟B(tài)、文法符號(hào)及文法符號(hào)對(duì)應(yīng)的語義值。擴(kuò)充后的分析棧如圖4–1所示。作為一個(gè)例子，我們考慮下面的文法及語義動(dòng)作所執(zhí)行的程序：第8頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四產(chǎn)生式 語義動(dòng)作(0)S'→E printval[TOP](1)E→E(1)+E(2) val[TOP]=val[TOP]+val[TOP+2](2)E→E(1)*E(2) val[TOP]=val[TOP]*val[TOP+2](3)E→(E(1)) val[TOP]=val[TOP+1](4)E→i val[TOP]=lexval(注：lexval為i的整型內(nèi)部值)這個(gè)文法的LR分析表見表3.20。第9頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四我們擴(kuò)充分析棧工作的總控程序功能，使其在完成語法分析的同時(shí)也能完成語義分析工作(這時(shí)的語法分析棧已成為語義分析棧)；即在用某一個(gè)規(guī)則進(jìn)行歸約之后，調(diào)用相應(yīng)的語義子程序完成與所用產(chǎn)生式相應(yīng)的語義動(dòng)作，并將每次工作后的語義值保存在擴(kuò)充后的“語義值”棧中。圖4–2表示算術(shù)表達(dá)式7＋9*5#的語法樹及各結(jié)點(diǎn)值，而表4.1則給出了根據(jù)表3.20用LR語法制導(dǎo)翻譯方法得到的該表達(dá)式的語義分析和計(jì)值過程。第10頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–1擴(kuò)充后的LR分析棧第11頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–2語法制導(dǎo)翻譯計(jì)算表達(dá)式

7＋9*5#的語法樹第12頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四表4.1表達(dá)式7＋9*5#的語義分析和計(jì)值過程步驟狀態(tài)棧符號(hào)棧語義棧輸入串主要?jiǎng)幼?0#_7＋9*5#s3203#7__＋9*5#r4301#E_7＋9*5#s44014#E+_7_9*5#s350143#E+9_7__*5#r460147#E+E_7_9*5#s5701475#E+E*_7_9_5#s38014753#E+E*5_7_9__#r49014758#E+E*E_7_9_5#r2100147#E+E_7_45#r11101#E_52#acc第13頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四4.2屬性文法

4.2.1文法的屬性屬性是指與文法符號(hào)的類型和值等有關(guān)的一些信息，在編譯中用屬性描述處理對(duì)象的特征。隨著編譯的進(jìn)展，對(duì)語法分析產(chǎn)生的語法樹進(jìn)行語義分析，且分析的結(jié)果用中間代碼描述出來。對(duì)于一棵等待翻譯的語法樹，它的各個(gè)結(jié)點(diǎn)都是文法中的一個(gè)符號(hào)X，該X可以是終結(jié)符或非終結(jié)符。根據(jù)語義處理的需要，在用產(chǎn)生式A→αXβ進(jìn)行歸約或推導(dǎo)時(shí)，應(yīng)能準(zhǔn)確而恰當(dāng)?shù)乇磉_(dá)文法符號(hào)X在歸約或推導(dǎo)時(shí)的不同特征。第14頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四例如，判斷變量X的類型是否匹配，要用X的數(shù)據(jù)類型來描述；判斷變量X是否存在，要用X的存儲(chǔ)位置來描述；而對(duì)X的運(yùn)算，則要用X的值來描述；因此，語義分析階段引入X的屬性，如X.type、X.place、X.val等來分別描述變量X的類型、存儲(chǔ)位置以及值等不同的特征。文法符號(hào)的屬性可分為繼承屬性與綜合屬性兩類。繼承屬性用于“自上而下”傳遞信息。繼承屬性由相應(yīng)語法樹中結(jié)點(diǎn)的父結(jié)點(diǎn)屬性計(jì)算得到，即沿語法樹向下傳遞，由根結(jié)點(diǎn)到分枝(子)結(jié)點(diǎn)，它反映了對(duì)上下文依賴的特性。繼承屬性可以很方便地用來表示程序語言上下文的結(jié)構(gòu)關(guān)系。第15頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四綜合屬性用于“自下而上”傳遞信息。綜合屬性由相應(yīng)語法分析樹中結(jié)點(diǎn)的分枝結(jié)點(diǎn)(即子結(jié)點(diǎn))屬性計(jì)算得到，其傳遞方向與繼承屬性相反，即沿語法分析樹向上傳遞，從分枝結(jié)點(diǎn)到根結(jié)點(diǎn)。第16頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

4.2.2屬性文法屬性文法是一種適用于定義語義的特殊文法，即在語言的文法中增加了屬性的文法，它將文法符號(hào)的語義以“屬性”的形式附加到各個(gè)文法的符號(hào)上(如上述與變量X相關(guān)聯(lián)的屬性X.type、X.place和X.val等)，再根據(jù)產(chǎn)生式所包含的含義，給出每個(gè)文法符號(hào)屬性的求值規(guī)則，從而形成一種帶有語義屬性的上下文無關(guān)文法，即屬性文法。屬性文法也是一種翻譯文法，屬性有助于更詳細(xì)地指定文法中的代碼生成動(dòng)作。第17頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四例如，簡單算術(shù)表達(dá)式求值的屬性文法如下：產(chǎn)生式 語義規(guī)則(1)?S→E print(E.val)(2)?E→E(1)+T

E.val=E(1).val+T.val(3)?E→T E.val=T.val(4)?T→T(1)*F T.val=T(1).val*F.val(5)?T→T(1) T.val=T(1).val(6)?F→(E) F.val=E.val(7)?F→i F.val=i.lexval第18頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四上面的一組產(chǎn)生式中，每一個(gè)非終結(jié)符都有一個(gè)屬性val來表示整型值，如E.val表示E的整型值，而i.lexval則表示i的整型內(nèi)部值。與產(chǎn)生式關(guān)聯(lián)的每一個(gè)語義規(guī)則的左部符號(hào)E、T、F等的屬性值的計(jì)算由其各自相應(yīng)的右部符號(hào)決定，這種屬性也稱為綜合屬性。與產(chǎn)生式S→E關(guān)聯(lián)的語義規(guī)則是一個(gè)函數(shù)print(E.val)，其功能是打印E產(chǎn)生式的值。S在語義規(guī)則中沒有出現(xiàn)，可以理解為其屬性是一個(gè)虛屬性。我們再舉一例說明屬性文法。一簡單變量類型說明的文法G[D]如下：G[D]：D→intL∣floatLL→L,id∣id第19頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四其對(duì)應(yīng)的屬性文法為：產(chǎn)生式 語義規(guī)則(1)?D→TL L.in=T.type(2)?T→int

T.type=int(3)?T→float T.type=float(4)?L→L(1)，id L(1).in=L.in;addtype(id.entry,L.in)(5)?L→id addtype(id.entry,L.in)注意到與文法G[D]相應(yīng)的說明語句形式可為intid1，id2,…，idn

或者floatid1，id2,…，idn第20頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四非終結(jié)符T有一個(gè)綜合屬性type，其值為int或float。語義規(guī)則L.in=T.type表示L.in的屬性值由相應(yīng)說明語句指定的類型T.type決定；屬性L.in被確定后將隨語法樹的逐步生成而傳遞到下邊的有關(guān)結(jié)點(diǎn)使用，這種結(jié)點(diǎn)屬性稱為繼承屬性。由此可見，標(biāo)識(shí)符的類型可以通過繼承屬性的復(fù)寫規(guī)則來傳遞。例如，對(duì)輸入串inta,b，根據(jù)上述的語義規(guī)則，可在其生成的語法樹中看到用“→”表示的屬性傳遞情況，如圖4–3所示。第21頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–3屬性信息傳遞情況示意第22頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四4.3幾種常見的中間語言

4.3.1抽象語法樹抽象語法樹也稱圖表示，是一種較為流行的中間語言表示形式。在抽象語法樹表示中，每一個(gè)葉結(jié)點(diǎn)都表示諸如常量或變量這樣的運(yùn)算對(duì)象，而其它內(nèi)部結(jié)點(diǎn)則表示運(yùn)算符。抽象語法樹不同于前述的語法樹，它展示了一個(gè)操作過程并同時(shí)描述了源程序的層次結(jié)構(gòu)。第23頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四注意，語法規(guī)則中包含的某些符號(hào)可能起標(biāo)點(diǎn)符號(hào)作用也可能起解釋作用。如賦值語句語法規(guī)則：

S→V=e

其中的賦值號(hào)“=”僅起標(biāo)點(diǎn)符號(hào)作用，其目的是把V與e分開；而條件語句語法規(guī)則：S→if(e)S1;elseS2第24頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四其中的保留字符號(hào)if和else起注釋作用，說明當(dāng)布爾表達(dá)式e為真時(shí)執(zhí)行S1，否則執(zhí)行S2；而“；”僅起標(biāo)點(diǎn)符號(hào)作用?？梢钥闯?，上述語句的本質(zhì)部分是V、e和Si。當(dāng)把語法規(guī)則中本質(zhì)部分抽象出來而將非本質(zhì)部分去掉后，便得到抽象語法規(guī)則。這種去掉不必要信息的做法可以獲得高效的源程序中間表示。上述語句的抽象語法規(guī)則為：第25頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

(1)賦值語句：左部表達(dá)式

(2)條件語句：表達(dá)式語句1語句2

與抽象語法相對(duì)應(yīng)的語法樹稱為抽象語法樹或抽象樹，如賦值語句x=a?b*c的抽象語法樹如圖4–4(a)所示，而圖4–4(b)則是該賦值語句的普通語法樹。第26頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–4x=a?b*c的語法樹第27頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四抽象語法樹的一個(gè)顯著特點(diǎn)是結(jié)構(gòu)緊湊，容易構(gòu)造且結(jié)點(diǎn)數(shù)較少。圖4–4(b)所示的普通語法樹的結(jié)點(diǎn)為14個(gè)；而圖4–4(a)所示的抽象語法樹的結(jié)點(diǎn)僅有7個(gè)，且每個(gè)內(nèi)部結(jié)點(diǎn)最多只有兩個(gè)分支，因此可以將每個(gè)賦值語句或表達(dá)式表示為一棵二叉樹。對(duì)于含有多元運(yùn)算的更為復(fù)雜的語法成分，相應(yīng)的抽象語法樹則為一棵多叉樹，但我們總可以將其轉(zhuǎn)變?yōu)橐豢枚鏄?。?8頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

4.3.2逆波蘭表示法逆波蘭表示法是波蘭邏輯學(xué)家盧卡西維奇(Lukasiewicz)發(fā)明的一種表示表達(dá)式的方法，這種表示法把運(yùn)算量(操作數(shù))寫在前面，把運(yùn)算符寫在后面，因而又稱后綴表示法。例如，把a(bǔ)+b寫成ab+，把a(bǔ)*(b+c)寫成abc+*。第29頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

1．表達(dá)式的逆波蘭表示表達(dá)式E的后綴表示的遞歸定義如下：

(1)如果E是變量或常數(shù)，則E的后綴表示即E自身。

(2)如果E為E1?opE2形式，則它的后綴表示為E1'E2'op；其中op是二元運(yùn)算符，而E1'、E2'分別又是E1和E2的后綴表示。若op為一元運(yùn)算符，則視E1和E1'為空。

(3)如果E為(E1)形式，則E1的后綴表示即為E的后綴表示。第30頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四上述遞歸定義的實(shí)質(zhì)是：后綴表示中，操作數(shù)出現(xiàn)的順序與原來一致，而運(yùn)算符則按運(yùn)算先后的順序放入相應(yīng)的操作數(shù)之后(即運(yùn)算符先后的順序發(fā)生了變化)。這種表示已不再需要用括號(hào)來規(guī)定運(yùn)算的順序了。后綴表示中的計(jì)值用棧實(shí)現(xiàn)非常方便。一般的計(jì)值過程是自左至右掃描后綴表達(dá)式，每碰到運(yùn)算量就把它推進(jìn)棧，每碰到K目運(yùn)算符就把它作用于棧頂?shù)腒個(gè)運(yùn)算量，并用運(yùn)算的結(jié)果(即一個(gè)運(yùn)算量)來取代棧頂?shù)腒個(gè)運(yùn)算量。第31頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

2．程序語句的逆波蘭表示為了用逆波蘭式表示一些控制語句，我們定義轉(zhuǎn)移操作如下：

(1)?BL：轉(zhuǎn)向某標(biāo)號(hào)；

(2)?BT：條件為真時(shí)轉(zhuǎn)移；

(3)?BF：條件為假時(shí)轉(zhuǎn)移；

(4)?BR：無條件轉(zhuǎn)移。第32頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四部分程序語句的逆波蘭表示如下：

(1)賦值語句。賦值語句“<左部>=<表達(dá)式>”的逆波蘭表示為

<左部><表達(dá)式>=

例如，賦值語句“x=a+b*c”可按逆波蘭式寫為“xabc*+=”。

(2)?GOTO語句。轉(zhuǎn)向語句“GOTO<語句標(biāo)號(hào)>”的逆波蘭表示為<語句標(biāo)號(hào)>BL

其中，“BL”為單目后綴運(yùn)算符，“<語句標(biāo)號(hào)>”則為BL的一個(gè)運(yùn)算分量。第33頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

(3)條件語句。BR表示無條件轉(zhuǎn)移單目后綴運(yùn)算符。例如，“<順序號(hào)>BR”表示無條件轉(zhuǎn)移到“<順序號(hào)>”處，這里的順序號(hào)是BR的一個(gè)特殊運(yùn)算分量，用來表示逆波蘭式中單詞符號(hào)的順序號(hào)(即第幾個(gè)單詞)，它不同于GOTO語句中的語句標(biāo)號(hào)。BT和BF表示按條件轉(zhuǎn)移的兩個(gè)雙目后綴運(yùn)算符。例如：<布爾表達(dá)式e的逆波蘭式><順序號(hào)>BT<布爾表達(dá)式e的逆波蘭式><順序號(hào)>BF第34頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四分別表示當(dāng)e為真或假時(shí)轉(zhuǎn)移到順序號(hào)處；其中，布爾表達(dá)式e的逆波蘭式和順序號(hào)是兩個(gè)特殊的運(yùn)算分量。若使用BT和BF兩個(gè)運(yùn)算符，則條件語句if(e)S1;elseS2的逆波蘭式為：<e的逆波蘭式><順序號(hào)1>BF/*e為假則轉(zhuǎn)S2的第一個(gè)單詞的順序號(hào)*/<S1的逆波蘭式> /*e為真則執(zhí)行S1*/<順序號(hào)2>BR /*S1執(zhí)行結(jié)束后無條件轉(zhuǎn)出該條件語句*/<S2的逆波蘭式>第35頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

(3)條件語句。BR表示無條件轉(zhuǎn)移單目后綴運(yùn)算符。例如，“<順序號(hào)>BR”表示無條件轉(zhuǎn)移到“<順序號(hào)>”處，這里的順序號(hào)是BR的一個(gè)特殊運(yùn)算分量，用來表示逆波蘭式中單詞符號(hào)的順序號(hào)(即第幾個(gè)單詞)，它不同于GOTO語句中的語句標(biāo)號(hào)。BT和BF表示按條件轉(zhuǎn)移的兩個(gè)雙目后綴運(yùn)算符。例如：<布爾表達(dá)式e的逆波蘭式><順序號(hào)>BT<布爾表達(dá)式e的逆波蘭式><順序號(hào)>BF第36頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四例如，條件語句if(m<n)k=i+1；elsek=i?1的逆波蘭式表示為((1)～(18)為單詞編號(hào))：(1)?mn<(4)?13BF(6)?ki1+=(11)?18BR(13)?ki1?=(18)?{if語句的后繼語句}此逆波蘭式也可寫在一行上，即mn<13BFki1+=18BRki1?=第37頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

(4)循環(huán)語句。for循環(huán)語句為：for(i=m；i<=n；i++)S；其中，i為循環(huán)控制變量，m為初值，n為終值，S為循環(huán)體。循環(huán)語句不能直接用逆波蘭表示，因而將其展開為等價(jià)的條件語句后再用逆波蘭表示，即i=m；10：if(i<=n){S；i=i+1；gotol0}第38頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

4.3.3三地址代碼

1．三地址代碼的形式三地址代碼語句的一般形式為

x=yopz

其中，x、y和z為名字、常量或編譯時(shí)產(chǎn)生的臨時(shí)變量；op為運(yùn)算符，如定點(diǎn)運(yùn)算符、浮點(diǎn)算符和邏輯運(yùn)算符等。三地址代碼的每條語句通常包含三個(gè)地址，兩個(gè)用來存放運(yùn)算對(duì)象，第39頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四一個(gè)用來存放運(yùn)算結(jié)果。在實(shí)際實(shí)現(xiàn)中，用戶定義的名字將由指向符號(hào)表中該名字項(xiàng)的指針?biāo)〈?。由于三地址語句只含有一個(gè)運(yùn)算符，因此多個(gè)運(yùn)算符組成的表達(dá)式必須用三地址語句序列來表示，如表達(dá)式x+y*z的三地址代碼為：t1=y*zt2=x+t1第40頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四其中，t1和t2是編譯時(shí)產(chǎn)生的臨時(shí)變量。三地址代碼是語法樹的一種線性表示，如圖4–4(a)所示的語法樹用三地址代碼表示為：t1=b*ct2=a?t1x=t2第41頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四2．三地址語句的種類作為中間語言的三地址語句非常類似于匯編代碼，它可以有符號(hào)標(biāo)號(hào)和各種控制流語句。常用的三地址語句有以下幾種：(1)?x=yopz形式的賦值語句，其中op為二目的算術(shù)運(yùn)算符或邏輯運(yùn)算符。(2)?x=opy形式的賦值語句，其中op為一目運(yùn)算符，如一目減uminus、邏輯否定not、移位運(yùn)算符以及將定點(diǎn)數(shù)轉(zhuǎn)換成浮點(diǎn)數(shù)的類型轉(zhuǎn)換符。第42頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(3)?x=y形式的賦值語句，將y的值賦給χ。(4)無條件轉(zhuǎn)移語句gotoL，即下一個(gè)將被執(zhí)行的語句是標(biāo)號(hào)為L的語句。(5)條件轉(zhuǎn)移語句ifxropygotoL，其中rop為關(guān)系運(yùn)算符，如<、<=、==、!=、>、>=等。若x和y滿足關(guān)系rop就轉(zhuǎn)去執(zhí)行標(biāo)號(hào)為L的語句，否則繼續(xù)按順序執(zhí)行本語句的下一條語句。第43頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(6)過程調(diào)用語句parX和callP,n。源程序中的過程調(diào)用語句P(X1、X2、…，Xn)可用下列三地址代碼表示：parX1parX2parXncallP,n

其中，整數(shù)n為實(shí)參個(gè)數(shù)。過程返回語句為returny，其中y為過程返回值。第44頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

(7)變址賦值語句x=y[i]，其中x、y、i均代表數(shù)據(jù)對(duì)象，表示把從地址y開始的第i個(gè)地址單元中的值賦給x。x[i]=y則表示把y的值賦給從地址x開始的第i個(gè)地址單元。

(8)地址和指針賦值語句①x=&y表示將y的地址賦給x，y可以是一個(gè)名字或一個(gè)臨時(shí)變量，而x是指針名或臨時(shí)變量；②x=*y表示將y所指示的地址單元中的內(nèi)容(值)賦給x，y是一個(gè)指針或臨時(shí)變量；③*x=y表示指將x所指對(duì)象的值置為y的值。第45頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

3．三地址代碼的具體實(shí)現(xiàn)三地址代碼是中間代碼的一種抽象形式。在編譯程序中，三地址代碼語言的具體實(shí)現(xiàn)通常有三種表示方法：四元式、三元式和間接三元式。

1)四元式四元式是具有四個(gè)域的記錄結(jié)構(gòu)，這四個(gè)域?yàn)?op，arg1，arg2，result)第46頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四其中，op為運(yùn)算符；arg1、arg2及result為指針，它們可指向有關(guān)名字在符號(hào)表中的登記項(xiàng)或一臨時(shí)變量(也可空缺)。常用的三地址語句與相應(yīng)的四元式對(duì)應(yīng)如下：x=yopz 對(duì)應(yīng)(op,y,z,x)x=?y 對(duì)應(yīng)(uminus,y,_,x)x=y 對(duì)應(yīng)(=,y,_,x)parx1 對(duì)應(yīng)(par,x1,_,_)callP 對(duì)應(yīng)(call,_,_,P)gotoL 對(duì)應(yīng)(j,_,_,L)ifxropygotoL 對(duì)應(yīng)(jrop,x,y,L)第47頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四例如，賦值語句a=b*(c+d)相應(yīng)的四元式代碼為：①(+,c,d,t1)②(*,b,t1,t2)③(=,t2,_,a)

我們約定：凡只需一個(gè)運(yùn)算量的算符一律使用arg1。此外，注意這樣一個(gè)規(guī)則：如果op是一個(gè)算術(shù)或邏輯運(yùn)算符，則result總是一個(gè)新引進(jìn)的臨時(shí)變量，它用來存放運(yùn)算結(jié)果。由上例也可看出，四元式出現(xiàn)的順序與表達(dá)式計(jì)值的順序是一致的，四元式之間的聯(lián)系是通過臨時(shí)變量實(shí)現(xiàn)的。四元式由于其表示更接近程序設(shè)計(jì)的習(xí)慣而成為一種普遍采用的中間代碼形式。第48頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

2)三元式三元式是具有三個(gè)域的記錄結(jié)構(gòu)，這三個(gè)域?yàn)?op，arg1，arg2)

其中，op為運(yùn)算符；arg1、arg2既可指向有關(guān)名字在符號(hào)表中的登記項(xiàng)或臨時(shí)變量，也可以指向三元式表中的某一個(gè)三元式。例如，相應(yīng)于賦值語句a=(b+c)*(b+c)的三元式代碼為：第49頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四①(+,b,c)②(+,b,c)③(*,①,②)④(=,a,③)

上述三元式③表示①的結(jié)果與②的結(jié)果相乘。由上例可知，三元式出現(xiàn)的先后順序和表達(dá)式各部分的計(jì)值順序是一致的。第50頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

3)間接三元式在三元式代碼表的基礎(chǔ)上另設(shè)一張表，該表按運(yùn)算的次序列出相應(yīng)三元式在三元式表中的位置，這張表稱為間接碼表。三元式表只記錄不同的三元式語句，而間接碼表則表示由這些語句組成的運(yùn)算次序。例如，賦值語句a=(b+c)*(b+c)對(duì)應(yīng)的三元式表與間接碼表為：三元式表：①(+,b,c)②(*,①,①)③(=,a,②)間接碼表：①①②③第51頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四在三元式表示中，每個(gè)語句的位置同時(shí)有兩個(gè)作用：一是可作為該三元式的結(jié)果被其它三元式引用；二是三元式位置順序即為運(yùn)算順序。在代碼優(yōu)化階段，需要調(diào)整三元式的運(yùn)算順序時(shí)會(huì)遇到困難，這是因?yàn)槿街械腶rg1、arg2也可以是指向某些三元式位置的指針，當(dāng)這些三元式的位置順序發(fā)生變化時(shí)，含有指向這些三元式位置指針的相關(guān)三元式也需隨之改變指針值。因此，變動(dòng)一張三元式表是很困難的。第52頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四對(duì)四元式來說，引用另一語句的結(jié)果可以通過引用該語句的result(通常是一個(gè)臨時(shí)變量)來實(shí)現(xiàn)，而間接三元式則通過間接碼表來描述語句的運(yùn)算次序。這兩種方法都不存在語句位置同時(shí)具有兩種功能的現(xiàn)象，代碼調(diào)整時(shí)要做的改動(dòng)只是局部的，因此，當(dāng)需要對(duì)中間代碼表進(jìn)行優(yōu)化處理時(shí)，四元式與間接三元式都比三元式方便得多。第53頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四4.4表達(dá)式及賦值語句的翻譯

4.4.1簡單算術(shù)表達(dá)式和賦值語句的翻譯簡單算術(shù)表達(dá)式是一種僅含簡單變量的算術(shù)表達(dá)式；簡單變量是指普通變量和常數(shù)，但不含數(shù)組元素及結(jié)構(gòu)引用等復(fù)合型數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。簡單算術(shù)表達(dá)式的計(jì)值順序與四元式出現(xiàn)的順序相同，因此很容易將其翻譯成四元式形式，這些翻譯方法稍加修改也可用于產(chǎn)生三元式或間接三元式。第54頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四考慮以下文法G[A]：A→i=E??E→E+E∣E*E∣?E∣(E)∣i

在此，非終結(jié)符A代表“賦值句”。文法G[A]雖然是一個(gè)二義文法，但通過確定運(yùn)算符的結(jié)合性及規(guī)定運(yùn)算符的優(yōu)先級(jí)就可避免二義性的發(fā)生。為了實(shí)現(xiàn)由表達(dá)式到四元式的翻譯，需要給文法加上語義子程序，以便在進(jìn)行歸約的同時(shí)執(zhí)行對(duì)應(yīng)的語義子程序。語義子程序所涉及的語義變量、語義過程及函數(shù)說明如下：第55頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(1)對(duì)非終結(jié)符E定義語義變量E.place，即用E.place表示存放E值的變量名在符號(hào)表中的入口地址或臨時(shí)變量名的整數(shù)碼。(2)定義語義函數(shù)newtemp(?)，即每次調(diào)用newtemp(?)時(shí)都將回送一個(gè)代表新臨時(shí)變量的整數(shù)碼；臨時(shí)變量名按產(chǎn)生的順序可設(shè)為T1、T2、……。(3)定義語義過程emit(op,arg1,arg2,result),emit的功能是產(chǎn)生一個(gè)四元式并填入四元式表中。第56頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

(4)定義語義函數(shù)lookup()，其功能是審查是否出現(xiàn)在符號(hào)表中，是則返回在符號(hào)表的入口指針，否則返回NULL。使用上述語義變量、過程和函數(shù)，可寫出文法G[A]中的每一個(gè)產(chǎn)生式的語義子程序。

(1)?A→i=E{p=lookup();if(p==NULL)error(?);elseemit(=,E.place,_,P);}(2)?E→E(1)+E(2)?{E.place=newtemp(?);emit(+,E(1).place,E(2).place,E.place);}第57頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(3)?E→E(1)*E(2){E.place=newtemp(?);emit(*,E(1).place,E(2).place,E.place);}(4)?E→?E(1){E.place=newtemp(?);emit(uminus,E(1).place,_,E.place);}(5)?E→(E(1))?{E.place=E(1).place;}(6)?E→i

?{p=lookup();if(p!=NULL)E.place=p;/*另一種表示為E.place=entry(i)*/elseerror(?);}第58頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四例4.1

試分析賦值語句X=?B*(C+D)的語法制導(dǎo)翻譯過程。

[解答]賦值語句X=?B*(C+D)的語法制導(dǎo)翻譯過程如表4.2所示(加工分析過程參考表4.1)。第59頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四表4.2賦值語句X=?B*(C+D)的翻譯過程輸入串歸約產(chǎn)生式符號(hào)棧語義棧(place)四元式X=?B*(C+D)#

#

_

=?B*(C+D)#(6)#i_X

?B*(C+D)#

#i=_X_

B*(C+D)#

#i=?_X__

*(C+D)#(6)#i=?i_X__B

*(C+D)#(4)#i=?E_X__B(uminus,B,_,T1)*(C+D)#

#i=E_X_T1

第60頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(C+D)#

#i=E*_X_T1_

C+D)#

#i=E*(_X_T1__

+D)#(6)#i=E*(i_X_T1__C

+D)#

#i=E*(E_X_T1__C

D)#

#i=E*(E+_X_T1__C_

)#(6)#i=E*(E+i_X_T1__C_D

)#(2)#i=E*(E+E_X_T1__C_D(+,C,D,T2))#

#i=E*(E_X_T1__T2

#(5)#i=E*(E)_X_T1__T2_

#(3)#i=E*E_X_T1_T2(*,T1,T2,T3)#(1)#i=E_X_T3(=,T3,_,X)#

#A_X

第61頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

4.4.2布爾表達(dá)式的翻譯在程序語言中，布爾表達(dá)式一般由運(yùn)算符與運(yùn)算對(duì)象組成。布爾表達(dá)式的運(yùn)算符為布爾運(yùn)算符，即┐、∧、∨，或?yàn)閚ot、and和or(注：C語言中為！、&&和|?|)，其運(yùn)算對(duì)象為布爾變量，也可為常量或關(guān)系表達(dá)式。關(guān)系表達(dá)式的運(yùn)算對(duì)象為算術(shù)表達(dá)式，其運(yùn)算符為關(guān)系運(yùn)算符<、<=、==、!=、>=、>等。關(guān)系運(yùn)算符的優(yōu)先級(jí)相同但不得結(jié)合，其運(yùn)算優(yōu)先級(jí)低于任何算術(shù)運(yùn)算符。布爾運(yùn)算符的運(yùn)算順序一般為┐、∧、∨，且∧和∨服從左結(jié)合，第62頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四布爾算符的運(yùn)算優(yōu)先級(jí)低于任何關(guān)系運(yùn)算符(注意，此處的運(yùn)算優(yōu)先級(jí)約定不同于C語言)。此外，對(duì)布爾運(yùn)算、關(guān)系運(yùn)算、算術(shù)運(yùn)算的運(yùn)算對(duì)象的類型可不區(qū)分布爾型或算術(shù)型，假定不同類型的變換工作將在需要時(shí)強(qiáng)制執(zhí)行。為簡單起見，我們遵循以上運(yùn)算約定討論下述文法G[E]生成的布爾表達(dá)式：

G[E]：E→E∧E∣E∨E∣┐E∣(E)∣i∣iropi第63頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

另一種方法是根據(jù)布爾運(yùn)算的特點(diǎn)實(shí)施某種優(yōu)化，即不必一步一步地計(jì)算布爾表達(dá)式中所有運(yùn)算對(duì)象的值，而是省略不影響運(yùn)算結(jié)果的運(yùn)算。例如，在計(jì)算A∨B時(shí)，若計(jì)算出的A值為1，則B值就無需再計(jì)算了；因?yàn)椴还蹷的結(jié)果是什么，A∨B的值都為1。同理，在計(jì)算A∧B時(shí)若發(fā)現(xiàn)A值為0，則B值也無需計(jì)算，A∧B的值一定為0。第64頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四在后面的論述中，我們假定函數(shù)過程的工作不出現(xiàn)上述的副作用情況。如何確定一個(gè)表達(dá)式的真假出口呢？考慮表達(dá)式E(1)∨E(2)，若E(1)為真，則立即知道E也為真，因此，E(1)的真出口也就是整個(gè)E的真出口；若E(1)為假，則E(2)必須被計(jì)值，此時(shí)E(2)的第一個(gè)四元式就是E(1)的假出口。當(dāng)然，E(2)的真假出口也就是整個(gè)E的真假出口。類似的考慮適用于對(duì)E(1)∧E(2)的翻譯。我們將E(1)∨E(2)和E(1)∧E(2)的翻譯用圖4–5表示，而對(duì)形如┐E(1)的表達(dá)式則只需調(diào)換E(1)的真假出口就可得到該表達(dá)式E的真假出口。第65頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–5E(1)∨E(2)和E(1)∧E(2)的翻譯圖(a)?E(1)∨E(2)；(b)?E(1)∧E(2)第66頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四在自下而上的分析過程中，一個(gè)布爾式的真假出口往往不能在產(chǎn)生四元式的同時(shí)就填上，我們只好把這種未完成的四元式的地址(編號(hào))作為E的語義值暫存起來，待到整個(gè)表達(dá)式的四元式產(chǎn)生完畢之后，再來填寫這個(gè)未填入的轉(zhuǎn)移目標(biāo)。第67頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四對(duì)于每個(gè)非終結(jié)符E，我們需要為它賦予兩個(gè)語義值E.tc和E.fc，以分別記錄E所對(duì)應(yīng)的四元式需要回填“真”、“假”出口的四元式地址所構(gòu)成的鏈。這是因?yàn)樵诜g過程中，常常會(huì)出現(xiàn)若干轉(zhuǎn)移四元式轉(zhuǎn)向同一個(gè)目標(biāo)但目標(biāo)位置又未確定的情況，此時(shí)可用“拉鏈”的方法將這些四元式鏈接起來，待獲得轉(zhuǎn)移目標(biāo)的四元式地址時(shí)再進(jìn)行返填。例如，假定E的四元式需要回填“真”出口的有p、q、r這三個(gè)四元式，則它們可鏈接成如圖4–6所示的一條真值鏈(記作tc)。第68頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–6拉鏈法鏈接四元式示意第69頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四為了處理E.tc和E.fc這兩項(xiàng)語義值，我們需要引入如下的語義變量和函數(shù)：

(1)?nxq：始終指向下一條將要產(chǎn)生的四元式的地址(序號(hào))，其初值為1。每當(dāng)執(zhí)行一次emit語句后，nxq自動(dòng)增1。

(2)?merge(p1,p2)：把以p1和p2為鏈?zhǔn)椎膬蓷l鏈合并為一條以p2為鏈?zhǔn)椎逆?即返回鏈?zhǔn)字祊2)。

(3)?Backpatch(p,t)：把鏈?zhǔn)譸所鏈接的每個(gè)四元式的第四區(qū)段(即result)都改寫為地址t。第70頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

merge(?)函數(shù)如下：merge(p1，p2){if(p2==0)return(p1);else{p=p2;while(四元式p的第四區(qū)段內(nèi)容不為0)第71頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

p=四元式p的第四區(qū)段內(nèi)容；把p1填進(jìn)四元式p的第四區(qū)段；

return(p2);}}Backpatch(?)函數(shù)如下：Backpatch(p,t){Q=p;while(Q!=0)第72頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

{q=四元式Q的第四區(qū)段內(nèi)容；把t填進(jìn)四元式Q的第四區(qū)段；

Q=q;}}第73頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四為了便于實(shí)現(xiàn)布爾表達(dá)式的語法制導(dǎo)翻譯，并在掃描到“∧”與“∨”時(shí)能及時(shí)回填一些已經(jīng)確定了的待填轉(zhuǎn)移目標(biāo)，我們將前述文法G[E]改寫為下面的文法G‘[E]，以利于編制相應(yīng)的語義子程序：

G'[E]：E→EAE∣EBE∣┐E∣(E)∣i∣iropiEA→E∧EB→E∨第74頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四這時(shí)，文法G'[E]的每個(gè)產(chǎn)生式和相應(yīng)的語義子程序如下：(1)?E→i{E.tc=nxq;E.fc=nxq+1;emit(jnz,entry(i),_,0);emit(j,_,_,0);}(2)?E→i(1)ropi(2){E.tc=nxq;E.fc=nxq+1;emit(jrop,entry(i(1)),entry(i(2)),0);emit(j,_,_,0);}(3)?E→(E(1)){E.tc=E(1).tc;E.fc=E(1).fc;}(4)?E→┐E(1){E.tc=E(1).fc;E.fc=E(1).tc;}第75頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(5)?EA→E(1)∧

{Backpatch(E(1).tc,nxq);EA.fc=E(1).fc;}(6)?E→EAE(2){E.tc=E(2).tc;E.fc=merge(EA.fc，E(2).fc);}(7)?EB→E(1)∨

{Backpatch(E(1).fc，nxq);EB.tc=E(1).tc;}(8)?E→EBE(2){E.fc=E(2).fc;

E.tc=merge(EB.tc，E(2).tc);}第76頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四例4.2

試給出布爾表達(dá)式a∧b∨c≥d作為控制條件的四元式中間代碼。

[解答]設(shè)四元式序號(hào)從100開始，則布爾表達(dá)式a∧b∨c≥d的分析過程如圖4–7所示。第77頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–7表達(dá)式a∧b∨c≥d分析示意第78頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四即：100(jnz，a，_，102)101(j，_，_，104)102(jnz，b，_，106)103(j，_，_，104)104(j≥，c，d，106)105(j，_，_，q)T:106

F:q第79頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四當(dāng)然，我們也可以通過圖4–8的分析得到上述四元式序列。由例4.2可知，每一個(gè)布爾變量a都對(duì)應(yīng)一真一假兩個(gè)四元式，并且格式是固定的，即

(jnz，a，_，0) /*a為布爾變量*/(j，_，_，0)

而每一個(gè)關(guān)系表達(dá)式同樣對(duì)應(yīng)一真一假兩個(gè)四元式，其格式也是固定的，即

(jrop，X，Y，0)/*X、Y為關(guān)系運(yùn)算符兩側(cè)的變量或值*/(j，_，_，0)第80頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–8a∧b∨c≥d的翻譯圖第81頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四4.5控制語句的翻譯在源程序中，控制語句用于實(shí)現(xiàn)程序流程的控制。一般程序流程控制可分為下面三種基本結(jié)構(gòu)：(1)順序結(jié)構(gòu)，一般用復(fù)合語句實(shí)現(xiàn)；(2)選擇結(jié)構(gòu)，用if和case等語句實(shí)現(xiàn)；(3)循環(huán)結(jié)構(gòu)，用for、while、do(即repeat)等語句實(shí)現(xiàn)。第82頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

4.5.1條件語句if的翻譯

1．條件語句if的代碼結(jié)構(gòu)我們按下面的條件語句if的模式進(jìn)行討論：

if(E)S1;elseS2

條件語句if(E);elseS2中布爾表達(dá)式E的作用僅在于控制對(duì)S1和S2的選擇，因此可將作為轉(zhuǎn)移條件的布爾式E賦予兩種“出口”：一是“真”出口，出向S1；一是“假”出口，出向S2。于是，條件語句可以翻譯成如圖4–9所示的代碼結(jié)構(gòu)。第83頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–9條件語句if(E)S1;elseS2

的代碼結(jié)構(gòu)第84頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四我們知道，非終結(jié)符E具有兩項(xiàng)語義值E.tc和E.fc，它們分別指出了尚待回填真假出口的四元式串。E的“真”出口只有在掃描完布爾表達(dá)式E后的“)”時(shí)才能知道，而它的“假”出口則需要處理過S1之后并且到else時(shí)才能明確。這就是說，必須把E.fc的值傳下去，以便到達(dá)相應(yīng)的else時(shí)才進(jìn)行回填。S1語句執(zhí)行完就意味著整個(gè)if-else語句也已執(zhí)行完畢，因此，第85頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四在S1的編碼之后應(yīng)產(chǎn)生一條無條件轉(zhuǎn)移指令，這條轉(zhuǎn)移指令將導(dǎo)致程序控制離開整個(gè)if-else語句。但是，在完成S2的翻譯之前，這條無條件轉(zhuǎn)移指令的轉(zhuǎn)移目標(biāo)是不知道的，甚至在翻譯完S2之后仍無法確定，這種情形是由語句的嵌套性所引起的。例如下面的語句：if(E1)if(E2)S1;elseS2;elseS3

在S1代碼之后的那條無條件轉(zhuǎn)移指令不僅應(yīng)跨越S2，而且應(yīng)跨越S3。這也就是說，轉(zhuǎn)移目標(biāo)的確定和語句所處的環(huán)境密切相關(guān)。第86頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

2．條件語句if的文法和語義子程序的設(shè)計(jì)條件語句if的文法G[S]如下：

G[S]：S→if(E)S(1)S→if(E)S(1);elseS(2)

為了在掃描條件語句過程中不失時(shí)機(jī)地處理和回填有關(guān)信息，可將G[S]改寫為如下的G'[S]：

G'[S]：(1)?S→CS(1)(2)?C→if(E)(3)?S→TpS(2)(4)?TP→CS(1);else第87頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四根據(jù)程序語言的處理順序，首先用產(chǎn)生式(2)C→if(E)進(jìn)行歸約，這時(shí)E的真出口即為E所生成四元式序列后的下一個(gè)地址。因此，將“)”后的第一個(gè)四元式地址回填至E的真出口，E的假出口地址則作為待填信息放在C的語義變量C.chain中，即：

C→if(E){Backpatch(E.tc,nxq);C.chain=E.fc;}

接下來用產(chǎn)生式(1)S→CS(1)繼續(xù)向上歸約。這時(shí)已經(jīng)處理到S→if(E)S(1)，由于歸約時(shí)E的真出口已經(jīng)處理，而E的假出口(即語句S的出口)同時(shí)是語句S(1)的出口，第88頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四但此時(shí)語句S的出口地址未定，故將C.chain和S(1).chain一起作為S的待填信息鏈用函數(shù)merge鏈在一起保留在S的語義值S.chain中，即有S→CS(1){S.chain=merge(C.chain,S(1).chain)}

如果此時(shí)條件語句為不含else的條件句，則在產(chǎn)生式(1)、(2)歸約為S后即可以用下一個(gè)將要產(chǎn)生的四元式地址(即S的出口地址)來回填S的出口地址鏈(即S.chain)；如果此時(shí)條件語句為if-else形式，則繼續(xù)用產(chǎn)生式(4)TP→CS(1);else歸約。第89頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四用Tp→CS(1);else歸約時(shí)首先產(chǎn)生S(1)語句序列之后的一個(gè)無條件轉(zhuǎn)移四元式(以便跳過S(2)，見圖4–9的結(jié)構(gòu)框圖)，該四元式的地址(即標(biāo)號(hào))保留在q中，以便待獲知要轉(zhuǎn)移的地址后再進(jìn)行回填，也即：

(i)(S(1)的第一個(gè)四元式) /*E的真出口*/(q?1)(S(1)的最后一個(gè)四元式)(q)(j,_,_,0)

/*無條件跳過S(2)，其轉(zhuǎn)移地址有待回填*/(q+1)(S(2)的第一個(gè)四元式) /*E的假出口*/第90頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四此時(shí)q的出口也就是整個(gè)條件語句的出口，因此應(yīng)將其與S.chain鏈接后掛入鏈頭為Tp.chain的鏈中。此外，emit產(chǎn)生四元式q后nxq自動(dòng)加1(即為q+1)，其地址即為else后(也即S(2))的第一個(gè)四元式地址，它也是E的假出口地址，因此應(yīng)將此地址回填到E.fc即C.chain中，即有：

Tp→CS(1);else{q=nxq;?emit(j,_,_,0);?Backpatch(C.chain,nxq);?Tp.chain=merge(S.chain,q);}第91頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四最后用產(chǎn)生式(3)S→TpS(2)歸約。當(dāng)S(2)語句序列處理完后繼續(xù)翻譯if語句之后的后繼語句，這時(shí)就有了后繼語句的四元式地址，該地址也是整個(gè)if語句的出口地址，它與S(2)語句序列的出口一致。由于S(2)的出口待填信息在S(2).chain中，故將Tp.chain與S(2).chain鏈接后掛入鏈頭為S.chain的鏈中，即

S→TpS(2){S.chain=merge(Tp.chain,S(2).chain);}第92頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

4.5.2條件循環(huán)語句while的翻譯

1．條件循環(huán)語句while的代碼結(jié)構(gòu)條件循環(huán)語句while(E)S(1)通常被翻譯成圖4–10所示的代碼結(jié)構(gòu)。布爾表達(dá)式E的“真”出口出向S(1)代碼段的第一個(gè)四元式，緊接S(1)代碼段之后應(yīng)產(chǎn)生一條轉(zhuǎn)向測試E的無條件轉(zhuǎn)移指令；而E的“假”出口將導(dǎo)致程序控制離開整個(gè)while語句而去執(zhí)行while語句之后的后繼語句。第93頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–10條件循環(huán)while語句的代碼結(jié)構(gòu)第94頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

2．條件循環(huán)語句while的文法和語義子程序設(shè)計(jì)同樣，我們給出易于及時(shí)處理和回填的條件循環(huán)語句while的文法G[S]如下：

G[S]：(1)?S→WdS(1)(2)?Wd→W(E)(3)?W→while

根據(jù)while語句的掃描加工順序，首先用產(chǎn)生式(3)W→while進(jìn)行歸約，這時(shí)nxq即為E的第一個(gè)四元式地址，我們將其保留在W.quad中。第95頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四然后繼續(xù)掃描并用Wd→W(E)歸約，即掃描完“)”后可以用Backpatch(E.tc,nxq)回填E.tc值；而E.fc則要等到S(1)語句序列全部產(chǎn)生后才能回填，因此E.fc作為待填信息用Wd.chain=E.fc傳下去。當(dāng)用產(chǎn)生式(1)S→WdS(1)歸約時(shí)，S(1)語句序列的全部四元式已經(jīng)產(chǎn)生。根據(jù)圖4–10while語句代碼結(jié)構(gòu)的特點(diǎn)，此時(shí)應(yīng)無條件返回到E的第一個(gè)四元式繼續(xù)對(duì)條件E進(jìn)行測試，即形成四元式(j,_,_,Wd.quad)，同時(shí)用Backpatch(S(1).chain,Wd.quad)回填E的入口地址到S(1)語句序列中所有需要該信息的四元式中。第96頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四在無條件轉(zhuǎn)移語句(j,_,_,Wd.quad)之后即為while語句的后繼語句，而這個(gè)后繼語句中的第一個(gè)四元式地址即為while語句E的假出口，保存在Wd.chain中?？紤]到嵌套情況，將Wd.chain信息作為整個(gè)while語句的出口保留在S.chain中，以便適當(dāng)時(shí)機(jī)回填。因此，文法G[S]對(duì)應(yīng)的語義加工子程序如下：(1)?W→while{W.quad=nxq;}(2)?Wd→W(E)?{Backpatch(E.tc,nxq);Wd.chain=E.fc;Wd.quad=W.quad;}第97頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(3)?S→WdS(1){Backpatch(S(1).chain,Wd.quad);emit((j,_,_,Wd.quad);S.chain=Wd.chain;}

當(dāng)然，我們還可按同樣方法得到doS(1)while(E)條件語句的文法及語義加工子程序。第98頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四4.5.3三種基本控制結(jié)構(gòu)的翻譯1．三種基本控制結(jié)構(gòu)的文法我們給出三種基本控制結(jié)構(gòu)的文法G[S]如下：

G[S]：(1)?S→CS(2)?∣TPS(3)?∣WdS(4)?∣{L}(5)?∣A/*A代表賦值語句*/(6)?L→LSS第99頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

(7)?∣S(8)?C→if(E)(9)?TP→CS;else(10)?Wd→W(E)(11)?W→while(12)?LS→L;第100頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四G[S]中各產(chǎn)生式對(duì)應(yīng)的語義子程序如下：(1)?S→CS(1){S.chain=merge(C.chain,S(1).chain);}(2)?S→TPS(2)?{S.chain=merge(TP.chain,S(2).chain);}(3)?S→WdS(1){Backpatch(S(1).chain,Wd.quad);emit(j,_,_,Wd.quad);S.chain=Wd.chain;}(4)?S→{L}?{S.chain=L.chain};}(5)?S→A?{S.chain=0;/*空鏈*/}第101頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(6)?L→LSS(1){L.chain=S(1).chain}(7)?L→S{L.chain=S.chain}(8)?C→if(E){Backpatch(E.tc,nxq);C.chain=E.fc;}(9)?TP→CS(1);else?{q=nxq;emit(j,_,_,0);Backpatch(C.chain,nxq);TP.chain=merge(S(1).chain,q);}第102頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四(10)?W→while{W.quad=nxq;}(11)?Wd→W(E){Backpatch(E.tc,nxq);Wd.chain=E.fc;Wd.quad=W.quad;}(12)?LS→L;{Backpatch(L.chain,nxq);}第103頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四2．翻譯示例例4.3

將下面語句翻譯成四元式：

while(A<B)if(C<D)X=Y+Z第104頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四圖4–11例4.3的代碼結(jié)構(gòu)圖第105頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

[解答]我們首先畫出該語句對(duì)應(yīng)的代碼結(jié)構(gòu)圖如圖4–11所示。按照文法及加工子程序(包括前述賦值句和布爾表達(dá)式的翻譯法)得到該語句對(duì)應(yīng)的四元式序列如下：100(j<，A，B，102)/*E1為T*/101(j，_，_，107)/*E1為F*/

102(j<，C，D，104)/*E2為T*/103(j<，_，_，106)/*E2為F*/104(+，Y，Z，T)第106頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四105(=，T，_，X)106(j，_，_，100)/*轉(zhuǎn)對(duì)E的測試*/

107例4.4

按已學(xué)過的文法及語義加工子程序分析下述語句語義加工的全過程：while(x<y)x=x+1[解答]語句while(x<y)x=x+1的語義加工過程見表4.3所示。第107頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四表4.3while(x<y)x=x+1#的語義加工過程輸入串符號(hào)棧語義棧（place）語義動(dòng)作四元式while(x<y)…#_移進(jìn)

(x<y)x=x+1##while__歸約

w.quad=100

(x<y)x=x+1##W__移進(jìn)

x<y)x=x+1##W(___移進(jìn)

<y)x=x+1##W(x____歸約（參見賦值句文法）

第108頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四E1.tc=100

i1.place=entry(x)

<y)x=x+1##W(i1___x移進(jìn)

y)x=x+1##W(i1<___x_移進(jìn)

)x=x+1##W(i1<y___x__歸約

i2.place=entry(y)

)x=x+1##W(i1<i2___x_y歸約（參見布爾表達(dá)式文法）

E1.fc=101

102

100(j<,x,y,0)

105

101(j,_,_,0))x=x+1##W(E1____移進(jìn)

x=x+1##W(E1)_____歸約

第109頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

Backpatch(100,102)

Wd.chain=101

x=x+1##Wd__移進(jìn)

=x+1##Wdx___歸約

i3.place=entry(x)

=x+1##Wdi3__x移進(jìn)

x+1##Wdi3=__x_移進(jìn)

+1##Wdi3=x__x__歸約

E2.place=entry(x)

+1##Wdi3=E2__x_x移進(jìn)

1##Wdi3=E2+__x_x_移進(jìn)

##Wdi3=E2+1__x_x__歸約

第110頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四

E3.place=entry(1)

##Wdi3=E2+E3__x_x_1歸約

E4.place=T1

102(+,x,1,T1)##Wdi3=E4__x__歸約

103(=,T1,_,x)##WdS(1)___歸約

Backpatch(S(1).chain,100)

(因無S(1).chain故不回填)

104(j,_,_,100)

S.chain=101

##S__while語句分析結(jié)束

外層返填：

由LS→L歸約得：

Backpatch(S.chain,105)

第111頁，共169頁，2023年，2月20日，星期四4.5.4多分支控制語句case的翻譯多分支控制語句具有如下形式的語法結(jié)構(gòu)：switch(E){ casec1:S1;casec2:S2;caseci:Si;casecn:Sn;default:Sn+1}第