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《编译原理》第8章语法制导翻译

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第8章语法制导翻译与中间代码生成ppt课件

第8章语法制导翻译与中间代码生成ppt课件
E.val=2 + E.val=4 n.lex=2 ( E.val=4 )
E.val=3 + E.val=1 n.lex=3 n.lex=1
例8.1 一个简单台式计算器的定义 综合属性val
产生 式
LE
E E1+T
ET T T1 * F TF
F (E) F digit
语 义 规 那么 Print(E.val)
r1 = [fp - 4] r2 = [r1 + 2] r3 = [fp - 8] r4 = r3 * 20 r5 = r4 + r2 r6 = 4 * r5 r7 = fp – 216 f1 = [r7 + r6]
8.3.1 逆波兰式
运算符跟在一切运算对象的后面的表 示法写出的式子称为后缀法或逆波兰 法。
#
.
a.
(b+c/d)#
* #
.
a.
b+c/d)#
( * #
.
ab.
+c/d)#
( * #
.
ab.
c/d)#
+ ( * #
.
abc.
/d)#
+ ( * #
.
abc.
d)#
/ + ( * / + ( * #
.
abcd/.
)#
+ ( * #
.
abcd/+.
)#
( * #
〔3〕一致性检查。在很多场所要求对象只能被 定义一次。例如Pascal言语规定同一标识符在一 个分程序中只能被阐明一次，同一case语句的标 号不能一样，枚举类型的元素不能反复出现等等。
〔4〕上下文相关性检查。比如，变量名字必 需先声明后援用；

编译原理第八章—语法制导翻译

编译原理第八章—语法制导翻译

属性文法

属性的抽象表示 例如：E.val（值） E.type（类型） E.code（代码序列） E.place（存储空间）
属性文法

E
T
文法G：

+
T
ET1+T2|T1 or T2 Tnum|true|false
3
4
ET1+T2 {T1.t=int AND T2.t=int} ET1orT2{ T1.t=bool AND T2.t=bool} E{T1.t=T2.t} Tnum {T.t=int} T{T1.t=int} + Ttrue {T.t=bool} T{T2.t=int} Tfalse {T.t=bool}
语法分析
语义分析 中间代码生成 中间代码 语 义 处 理
后 端 处 理
代码生成
汇编代码
语义处理
源语言程序 词法分析 前 端 处 理 语法分析 语义分析 语 义 处 理 后 端 处 理
代码生成
汇编代码
语义分析基础

语义处理的实现（第八章）

属性文法：描述语义规则。 语法制导翻译：在语法分析的同时，执行语义规则描述 的动作： • 检查静态语义 • 生成中间代码/目标代码 为语义分析提供类型、作用域等信息。 为代码生成提供类型、作用域、存储类别、存储（相对 ）位置等信息。
语义分析基础

语法与语义的关系

语法是指语言的结构、即语言的“样子”； 语义是指附着于语言结构上的实际含意 ，即语言的“ 意义”。 语义不能离开语法独立存在； 语义远比语法复杂； 同一语言结构可以包含多种含意，不同语言结构表示相 同含意； 语法与语义之间没有明确的界线。

编译原理,清华大学,第2版_第8章 语法制导翻译和中间代码生成

编译原理,清华大学,第2版_第8章 语法制导翻译和中间代码生成

将if-then-else看作一个完整的操作符，则e、x和 y 分别是三个操作数，这显然是一个三元运算。根据后缀式 的特点，它的后缀式可以写为：
exy if-then-else(记为: exy￥) 但是，这样的表示有个弱点。按照算法的计算次序，e、 x和y均需计算，而实际上，根据条件e的取值，计算x则不 计算y，计算y则不计算x。
一、逆波兰表示 典型特征是操作数在前，操作符紧跟其后。 特点:由于操作符紧跟操作数之后，因此只要知道操作 符有几个操作数，每一步的运算就可以确定。
1、 表达式的表示：
例：a+b 例：-a+b*c 例： (a+b)*c ab+ a@bc*+ ab+c* <左部><表达式的逆波兰式> ::=
2、 赋值语句的逆波兰表示：
E → E1 + E2
E → E1 * E2 E → (E1) E → num
E.val := E1.val + E2.val;
val[top] := val[top]+val[top+2];
E.val := E1.val * E2.val; E.val := E1.val; E.val := num.lexval;
第八章 语法制导翻译和中间代码生成
• 教学要求：本章介绍编译程序的第三个阶段语 义分析及中间代码生成的设计原理和实现方法，
要求理解语法制导翻译、语义动作的基本概念；
掌握语义规则和中间代码的表示形式。 • 教学重点：语义规则，中间代码的表示形式， 自下而上分析制导翻译概述。
语义处理功能： • 1、静态语义审查：验证语法结构合理 的程序是否真正有意义。 • 2、解释执行动态语义、生成代码：执 行真正的翻译（生成中间代码或目标代 码）。

编译原理-语法制导翻译和中间代码生成

编译原理-语法制导翻译和中间代码生成

例：类型、运算、维数、越界
–语义处理：
执行真正的翻译，生成程序的中间代码目标代码。
–例：变量的存储分配
–例：表达式的求值
–例：语句的翻译（中间代码的生成）
3
8.1 属性文法
• 语义分析的描述 –描述语法规则的同时，编写相应的语义 动作和计算顺序
• 语义的形式化描述 –操作语义学、公理语义学、指称语义学
例8-3 3*5+4 的 语法树与属性计算
T.val=3 F.val=3 digit.lexval=3
E.val=15 T.val=15
＊
Ｌ Print(19)
E.val=19 ＋
T.val=4
F.val=4
F.val=5
digit.lexval=4
dgit.lexval=5
19
T.type=real
• 继承属性 – 从其兄弟结点和父结点的属性值计算出来的 – 如：L.in
• 固有属性（单词属性）
17
属性的计算
• 语法制导翻译：作语法分析，构造语法树，然 后在树的每个结点上添加相应的语义规则
• 综合属性 – 自底向上按照语义规则来计算各结点的综合 属性值
• 继承属性 –需要探讨计算次序
18
文法
E→ -E1 E.p:= mknode('-', 0, E1.p)
E→ (E1) E.p:= E1.p E→ id E.p:= mkleaf(id, id.entry) E→ num E.p:=mkleaf(num,num.val)
37
生成后缀式的属性文法
产生式
语义规则
S→id:=E Print( || E.code || “:=”)

编译原理第八-章语法制导翻译

编译原理第八-章语法制导翻译
静态单赋值形式（Static Single Assi…
一种优化的三地址码形式，通过消除冗余和不必要的赋值操作，提高代码的执行效率。
目标代码生成
机器语言
将中间代码转换为机器语言，以便在特定的计算机硬件上执行。
指令选择
根据中间代码和目标机器的指令集，选择合适的指令进行目标代 码生成。
寄存器分配
为中间代码中的变量分配寄存器，以优化目标代码的执行效率。
03
02
语法制导翻译
根据源语言的语法规则，将源代码 逐步翻译为目标代码。
代码优化
在翻译完成后，对目标代码进行优 化，以提高执行效率。
04
递归下降翻译
语法分析
将源代码分解为一个个的子句或语句， 并确定每个子句或语句的类型。
中间代码生成
将处理后的子句或语句转换成中间代 码。
语义处理
根据子句或语句的类型，编写相应的 语义动作，处理每个子句或语句的语 义。
语法分析
根据语法规则，将词素或符号组合成一个个的语法结构，如表达式、语句等。
中间代码生成
将语法结构转换成中间代码，通常是一种更接近于机器语言的代码形式。
代码优化
对中间代码进行优化，以提高执行效率。
自顶向下翻译
01
目标语言的设计
首先设计目标语言的语法和语义， 然后编写相应的语义动作。
语义检查
在翻译过程中进行语义检查，确保 源代码的语义正确性。
代码优化
控制流优化
通过消除冗余的分支和循环，优化代码的控制流结构。
数据流优化
通过消除冗余的计算和数据传输，优化代码的数据流 路径。
死代码消除
删除在程序执行过程中永远不会被使用的代码，减少 程序的体积和提高执行效率。

第8章：语法制导翻译

第8章：语法制导翻译
第八章 语法制导翻译
学习目标 语义分析程序将依据语言的语义规则对语法分析得到 的语法结构进行静态语义检查（确定类型、 的语法结构进行静态语义检查（确定类型、类型和运算合法 性检查、 性检查、识别含义与相应的语义处理及其它一些静态语义检 ），并用另一种内部形式表示出来 并用另一种内部形式表示出来， 查），并用另一种内部形式表示出来，或者直接用目标语言 表示出来。 表示出来。
8.1.1 一般原理
翻译的任务：首先是语义分析和正确性检查，若正确， 翻译的任务：首先是语义分析和正确性检查，若正确， 则翻译成中间代码或目标代码。 则翻译成中间代码或目标代码。 语义分析通常采用语法制导翻译。基本思想是，根据翻 语义分析通常采用语法制导翻译。基本思想是 语法制导翻译 译的需要设置文法符号的属性，以描述语法结构的语义。 译的需要设置文法符号的属性，以描述语法结构的语义。 例如，一个变量的属性有类型，层次，存储地址等。 例如，一个变量的属性有类型，层次，存储地址等。表 达式的属性有类型，值等。 达式的属性有类型，值等。属性值的计算和产生式相联 随着语法分析的进行，执行属性值的计算， 系。随着语法分析的进行，执行属性值的计算，完成语 义分析和翻译的任务。 义分析和翻译的任务。
(3)
8.1.1 一般原理
例如: 例如 SDTS T1=({a,b,c,+,,[,]},{E,T,A},{ADD,SUB,N EG,x,y,z},R,E)，其中 由下 ，其中R由下 列翻译规则组成： 列翻译规则组成： ①E→ E+T,T E ADD → E→ ②E→ E-T,E T SUB ③E→ –T,T NEG → ④E→ T,T → ⑤T→ [E],E → ⑥T→ A,A → ⑦A→ a,x → ⑧A→ b,y → ⑨A→ c,z →

ch8-语法制导翻译和中间代码生成(1)

常用属性文法描述程序语言语义；采用语法制导翻译方 法对语法成分进行翻译。 语法制导翻译法就是为每个产生式配上一个语义子程 序，在语法分析过程中，在选用某个产生式的同时，执行
该产生式所对应的语义子程序来进行翻译的一种办法。
6
8.1 属性文法
1、文法的属性
属性是常用于描述事物或人的特征、性质或品质等。 在上下文无关文法中，为每个文法符号(终结符或非终结符) 例如：物体可以用颜色属性描述。 引入若干“值”（称为属性）。属性代表与文法符号相关 的信息，属性可以是类型、值、代码序列、符号表内容 （入口）等。属性可计算或传递。属性的加工过程即是语 义处理的过程。 对于文法的每个产生式都加入了一组属性的计算规则－语 义规则。
25
依赖图举例
假设A.a=f(X.x,Y.y)是对应于产生式A－>XY的一个语 义规则，它确定了依赖于属性X.x和Y.y的综合属性A.a。 若在语法树中应用这个产生式，则在依赖图中会有三个结 点A.a、 X.x和Y.y。由于A.a依赖于X.x，所以有一条有向 边从X.x连到A.a；由于A.a依赖于Y.y ，所以有一条有向 边从Y.y连到A.a。 若 与 产 生 式 A － >XY 对 应 的 语 义 规 则 还 有 X.i=g(A.a,Y.y),则图中还有两条有向边，一条从A.a连到 X.i,另一条从Y.y连到X.i。
2
静态语义分析包括的主要内容－2
3）一致性检查。在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。 4）相关名字检查。有时，同一名字必须出现两次或多次。 例如，在Ada 语言程序中，循环或程序块可以有一个名字 出现在这些结构的开头和结尾，编译程序必须检查这两个 位臵用的名字是否相同。 5）名字的作用域分析

编译原理课后题答案【清华大学出版社】ch8


如果题目是 S::=L.L | L L::=LB | B B::=0 | 1 则写成: S`::=S {print(S.val);} S::=L1.L2 { S.val:=L1.val+L2.val/2L2.length ;} S::= L { S.val:=L.val; } L::=L1B { L.val:=L1.val*2+B.val; L.length:=L1.length+1; } L::=B { L.val:=B.val; L.length:=1;} B::=0 { B.val:=0; } B::=1 { B.val:=1;}
如采用 LR 分析方法，给出表达式(5*4+8)*2 的语法树并在各结点注明语义值 VAL。
答案：
计算机咨询网（）陪着您
5
缄默TH浩的小屋
《编译原理》课后习题答案第八章
采用语法制导翻译思想，表达式 E 的“值”的描述如下：
产生式
语义动作
(0) S′→E
{print E.VAL}
四元式：
100 (+, a, b, t1) 101 (+, c, d, t2) 102 (*, t1, t2, t3) 103 (-, t3, /, t4) 104 (+, a, b, t5) 105 (+, t5, c, t6) 106 (-, t4, t6, t7)
树形：
计算机咨询网（）陪着您
计算机咨询网（）陪着您
6
缄默TH浩的小屋
《编译原理》课后习题答案第八章
第5题
令 S.val 为下面的文法由 S 生成的二进制数的值(如，对于输入 101.101，S.val=5.625)； SÆL.L | L LÆLB | B BÆ0 | 1

上海大学编译原理第8章+语法制导翻译和中间代码生成


语义规则 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 := i.lexval
考虑2+3*5的语法制导翻译
E.val=17 T.val=2
F.val=2 T.val=3 +
例： while (a<b) do x:=y+z;
控制语句中布尔表达式的翻译

把条件转移的布尔表达式翻译成仅含条件真转 和无条件转的四元式
E
a rop b
E.true E.false
if a rop b goto E.true goto E.false
例： a<b or c<d and e<f
2+3*5的分析和计算过程
8.3 中间代码的形式
逆波兰记号（后缀式）
三元式
树形表示 四元式
表达式 a+b
逆波兰式 ab+
a+b*c
(a+b)*c a:=b*c+b*d
A+B*(C-D)+E/(C-D)^N
abc*+
ab+c* abc*bd*+:=
ABCD-*+ECD-N^/+

三元式和树形表示 格式： (op,arg1,arg2)
c
<
d
e
<
f
if语句的翻译 S if E then S1 else G‟[S]: | if E then S1 S CS |A S TS SA C if E then T CS else 语义变量

第8章语法制导翻译与中间代码生成-PPT精选


3*5+4的带注释的分析树
只使用综合属性.
T.val=3 F.val=3
E.val=15 T.val=15
*
L
E.val=19
+
F.val=5
T.val=4 F.val=4 digit.lexval=4
digit.lexval=5
digit.lexval=3
3*5+4的带注释的分析树
继承属性
一个结点的继承属性值是由此结点的父结点和/或兄弟结 点的某些属性来决定的。
(Intermediate representation)
(Intermediate language)
是源程序的一种内部表示 复杂性介于源语言和目标机语言之间
中间代码的作用：
使编译程序的逻辑结构更加简单明确 利于进行与目标机无关的优化 利于在不同目标机上实现同一种语言
中间代码的形式：
逆波兰式、四元式、三元式、间接三元式、树
属性分为两种:继承属性和综合属性. inherited and synthesized(derived)attribute 继承属性的计算规则由顶向下, 综合属性的计算规则由底向上.
例如定义表达式值的属性文法， E.val是一个综合属性 的例子：
EE1+E2 {E.val := E1.val +E2.val} E(E1) {E.val := E1.val }
8.2.2 S-属性文法和自下而上翻译 一般的属性文法的翻译器很难建立，然 而L-属性文法的翻译器很容易建立。
L-属性文法的一个特例叫S-属性文法。 S-属性文法是只含有综合属性的属性文法。
8.2.3 L-属性文法在自下而上分析中实现 L-属性文法允许一次遍历就计算出所以的 属性值。
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G[L]： L→En E→E1+T E→ T T→T1*F T→ F F→(E) F→digit 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 ；
程序的含义涉及两方面：数据结构的含义与控制结构的含义。 数据结构的含义——名字的含义(类型正确性检查)。 控制结构的含义——语言自身定义(形式化与非形式化)。
语义分析
语义分析的基本功能： ◆ 确定类型——数据类型(词法分析) ◆ 类型检查——运算合法性、运算对象类型一致性或相容性 ◆ 识别含义——语法成分的含义(中间代码、目标代码) ◆ 其他静态语义检查——控制流检查等
8.3 中间代码
4． 三元式表示 三元式表示法可由表达式的表示推广到其它语法成分的表示。 k:=100； if k>i+j then k:=k-1
⑴ ⑵ ⑶ ⑷ (:=，100， k) (+，i，j) (>，k，⑵) (jumpf，⑶，⑻) (-，k，1) (:=，⑸，k) ⑺ ⑻ ⑼ ⑽ ⑾ ⑿ (jump，_，⑿) (*，i，2) (*，j，2) (-，⑻，⑼) (:=，⑽，k)
8.1 语法制导翻译
2. 语法制导翻译的基本思想
在语法分析的过程中，依随分析的过程，根据每个产生式 添加的语义动作进行翻译。一旦某个产生式被选用于推导或归 约，就执行其后相应的语义动作，完成预定的翻译工作。 语法分析与语义分析穿插进行，语法分析引导语义分析。
8.1 语法制导翻译
2. 语法制导翻译的基本思想——举例
8.2 目标代码结构
1． 语法成分的翻译 ◆ 说明语句 ——用于定义各种名字的属性 把所定义名字的各种属性都登记到符号表中 ◆ 可执行语句 ——用于完成指定的功能 从源结构到目标结构的变换
8.2 目标代码结构
2． 赋值语句 语法形式： <变量><赋值符号><表达式> 目标代码结构： 计算表达式e值的目标代码 计算左部变量V的地址的目标代码 将e值送V单元的指令 V:=e V=e
k:=100； if k>i+j then k:=k-1 else k:=i*2-j*2；
k 9 18 17 j 25 -
8.3 中间代码
3．四元式表示
表达式 (<运算符>,<运算量1>,<运算量2>,<结果>) -(a+b)/(c-d)-(a+b*c) + / * + a T1 c T2 b a T4 d T3 c T5 T6 b T1 T2 T3 T4 T5 T6 T7
else k:=i*2-j*2； ⑸
⑹
8.3 中间代码
4．三元式表示
表达式 (<运算符>,<运算量1>,<运算量2>) -(a+b)/(c-d)-(a+b*c) ⑴ ⑵ ⑶ ⑷ ⑸ ⑹ ⑺ (+，a，b) (-，⑴，——) (-，c，d) (/，⑵，⑶) (*，b，c) (+，a，⑸ ) (-，⑷，⑹)
逆波兰表示为： <表达式′> L1 jumpf <语句1′> L2 jump <语句2′> IF < 表 达 式 > THEN < 语 句 1 > ELSE < 语 句 2 >
其中，<表达式′>、<语句1′>、<语句2′>分别表示<表达式>、<语句 1>、<语句2>的逆波兰形式。而L1表示<语句2′>的开始处，L2表示IF语 句的后继语句的逆波兰表示的开始处，<表达式′> L1 jumpf表示若<表 达式′>的值为假，则转至L1处，L2 jump表示无条件转至L2处。
A:=-B*(C+D) #
8.4 语句的翻译
2． 布尔表达式的翻译 语法形式： E→E and E E→E or E E→¬E E→(E) E→i E→i rop i
8.4 语句的翻译
2． 布尔表达式的翻译 两种计值方法: ◆ 算出每一个运算分量的值 ◆ 优化措施 把A∨B解释成 把A∧B解释成 把¬A解释成 if if if A A A then then then true B else B A∨B∧C=D
else k:=i*2-j*2；⑸
⑹
8.3 中间代码
4． 三元式表示 三元式与四元式的比较。 优点： 无须引进临时变量，占用存储空间少。 不足之处： 由于三元式相互引用(通过序号)太多，不便于实现代码优 化。
8.4 语句的翻译
1． 赋值语句的翻译 语法形式： S→i:=E E→E+E E→E*E E→-E E→(E) E→i 计算左部变量V的地址的目标代码 将e值送V单元的指令 目标代码结构： 计算表达式e值的目标代码
8.2 目标代码结构
3． if 语句 语法形式： <if语句>→if <布尔表达式> then <语句>| if <布尔表达式> then <语句> else <语句> 目标代码结构： if B then S1 else S2
计算布尔表达式B的目标代码 L1：B值假(0)转L3 语句S1的目标代码 L2：无条件转L4 L3：语句S2的目标代码 L4：
A∨B<D
8.4 语句的翻译
2． 布尔表达式的翻译 真、假出口链与地址回填 在自下而上的分析中，一个布尔表达式E的真假出口往往不能 在产生指令的同时就填上，只好把这个未完成的指令的地址(如四 元式得编号)作为E的语义值暂存起来，待到整个表达式的指令产 生完毕后再来回填这个未填的转移目标——地址回填。
8.3 中间代码
2． 逆波兰表示 k:=100； if k>i+j then else k:=k-1 k:=i*2-j*2；
8.3 中间代码
2． 逆波兰表示
1 2 100 10 jf 18 k 26 := 3 := 11 k 19 i 27 4 k 12 k 20 2 28 5 i 13 1 21 * 29 6 j 14 22 j 30 7 + 15 := 23 2 31 8 > 16 27 24 * 32
8.3 中间代码
2． 逆波兰表示 逆波兰表示易于生成代码。 表达式a*b-c-d$e$f-g-h*i中，运算符的优先级由高到低依次 为-、*、$，且均右结合。
8.3 中间代码
2． 逆波兰表示 逆波兰表示法可由表达式的表示推广到其它语法成分的表示。 赋值语句：<变量>:=<表达式> <变量′><表达式′>:= 其中，<变量′>、<表达式′>分别表示<变量>、<表达式>的逆 波兰形式。 的逆波兰表示为：
8.4 语句的翻译
1． 赋值语句的翻译 属性文法 ：
S→i:=E E→E1+E2 E→E1*E2 E→-E1 E→(E1) E→i { GEN(:=，E.place，__，entry(i)) } { E.place:=newtemp；GEN(+，E1.place，E2.place，E.place)} { E.place:=newtemp；GEN(*，E1.place，E2.place，E.place)} { E.place:=newtemp；GEN(@，E1.place，__，E.place) } { E.place:=E1.place { E.place:=entry(i)} }
8.4 语句的翻译
1． 赋值语句的翻译 引进语义变量和语义过程： lookup(name)：查符号表，若在，返回表项位置，否则null。 entry(name)：获得name在符号表中的位置。 newtemp：回送一个代表新临时变量名(T1,T2,…等)的整数码。 E.place：存放E值的变量在符号表的入口或整数码(临时变量)。 GEN(op,arg1,arg2,result)：生成四元式(op,arg1,arg2,result)并填进 四元式表中。
编译原理
武汉大学计算机学院 编译原理课程组
语义分析
语法正确并不能保证含义(语义)正确。 依据语言的语义规则对语法分析得到的语法结构进行静态 语义检查(确定类型、类型和运算合法性检查、识别含义与相 应的语义处理及其它一些静态语义检查)，并用另一种内部形 式表示出来，或者直接用目标语言表示出来。
语义分析
8.3 中间代码
3． 四元式表示 四元式表示法可由表达式的表示推广到其它语法成分的表示。 k:=100； if k>i+j then k:=k-1
⑴ ⑵ ⑶ ⑷ (:=，100，_，k) (+，i，j，T1) (>，k，T1，T2) (jumpf，T2，_，⑻) (-，k，1，T3) (:=，T3，_，k) ⑺ ⑻ ⑼ ⑽ ⑾ ⑿ (jump，_，_，⑿) (*，i，2，T4) (*，j，2，T5) (-，T4，T5，T6) (:=，T6，_，k)
8.1 语法制导翻译
1. 属性文法(Attribute Grammar)
对某个上下文无关文法，为每个文法符号指定一组属性，且为 文法中的每个产生式附加一段属性计算方法——语义规则/语义动作 /语义子程序，则称该文法为属性文法。
8.1 语法制导翻译
1. 属性文法——举例
G[L]： L→En E→E1+T E→ T T→T1*F T→ F F→(E) F→digit 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 ；