第八章语法制导翻译

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注意
句柄归约在先，语义动作调用在后 归约时，栈内句柄各符号的语义信息与句 柄及同时出栈，整个句柄所表示的语义信 息则赋给相应产生式左部非终结符号的语 义变量，并让该非终结符号及语义信息同 时入栈
中间代码
中间代码是介于源程序和目标程序之间,用 来表述源程序并与之等效的一种编码方式. 生成中间代码的作用 (1)中间代码与具体机器无关,便于语法分 析和语义加工,便于编译程序移植. (2)易于对中间语言进行优化,有利于提高 中间代码的质量. (3)有利于编译程序的设计与实现,使编译 各阶段的开发复杂性降低. 常用的中间代码形式:逆波兰式、三元式、 四元式、树代码等
一般形式： (编号）〈运算符〉〈运算对象1〉〈运算对象2〉 i op arg1 arg2 出现的次序是对应语法成分的计算次序 无需引进临时工作变量，用三元式的编号代替之， 节省了存贮空间 其中的编号代表某个三元式的位置编号和代表某 个三元式的值 之间的联系靠编号进行，因此，三元式的移动较 困难，不便于优化
属性翻译文法的应用
综合属性与自下而上定值 每个非终结符的属性值都是根据位于其下 面那些符号的属性值来确定的，即按一种 自下而上的方式来确定的。 继承属性和自上而下定值 非终结符的属性值或者根据其上层非终结 符的属性来确定或者根据产生式右部其它 符号的属性来确定。这种属性值是根据自 上而下方式确定的。
引入语义变量,语义过程和语义函数 (1)E.place:表示存放E值的变量名或在符 号表中的入口地址; (2)函数newtemp():申请一个临时单元,存 放中间结果; (3)过程emit(T=arg1 op arg2):产生一条四 元式,并添入四元式表中; (4) lookup():审查是否出现 在符号表中,在:返回地址,不在:返回NULL; (5)函数entry(i):回送标识符i在符号表中 的入口地址.
表达式a+(-b)*c的三元式
(1) (@,b,_);单目运算，运算对象2为空 (2) (*,(1),c) (3) (+,a,(2))
三元式
X=a+b*c Y=d-b*c 三元式表 (1)(*,b,c) (2)(+,a,(1)) (3)(=,x,(2)) (4)(_,d,(1)) (5)(=,y,(4))
S1的代码
JMP W.head
布尔初等量(布尔变量和关系表达式) 的目标结构
由两个转移四元式构成,一个表示真出口Li,另一 个表示假出口Lj,设E是一布尔变量, 它的目标结构 为: (1) if E goto Li (jumpt , E,_, Li ) (jnz,A,_, Li) (2) if E1 rop E2 goto Li (jumpθ ,E1 ,E2 ,Li) (jrop,E1,E2, Li) 例:(j<,a,b,p) (3) goto Lj (jump Lj ) (j,_,_, Lj )
翻译步骤
首先，为文法的每条规则设计相应的语义 子程序； 增加一个语义信息栈； 在语法分析的同时做语义处理：即在用某 一个产生式进行规约的同时，调用相应的 语义子程序完成所用规则的语义动作，并 将每次动作后的值保存在语义栈中
计算表达式2+3*5
状态
ACTION i S5 S6 r2 r4 S5 S7 r4 S4 r2 r4 + * ( S4 acc r2 r4 8 ) $ E 1
翻译步骤： （1）分析文法的特点； （2）设计一系列的语义变量、定义语义过 程、语义函数； （3）设计每一条规则的语义子程序； （4）增加一个语义信息栈，构造LR分析表; (5)语法分析同时语义处理.

例： 有文法G[A]： 1. A→i:=E 2. E →E+T∣T 3. T →T*F∣F 4.F →－P 5.P →i ∣(E) 简单算术表达式的计值顺序与四元式出现的 顺序相同,因此目标代码的顺序(结构)为: (1)先生成E的代码(一系列顺序执行的四元式) (2)把E的值赋给变量i(表达式的结果赋给赋 值语句的左变量)
属性文法
属性文法主要用来描述和说明程序设计语 言语义的。 属性：一般用来描述客观存在的事物或人 的特征，编译技术中用属性来描述计算机 要处理的对象的特征。 属性文法：每个上下文无关文法的产生式， 配以相关联的属性，属性的处理过程也就 是语义的处理过程，为文法的每条规则配 以相应的语义规则构成的文法称为属性文 法。
语法制导翻译的基本思想
对文法中的每个产生式都附加一个语义动 作或语义子程序,在执行语法分析的过程中， 每当使用一条产生式进行推导或规约时， 就执行相应产生式的语义动作。 这些动作不仅指明了该产生式所生成的符 号串的意义,而且还根据这种意义规定了对 应的加工动作.（如查填各类表格、改变编 译程序的某些变量之值、打印各种错误信 息以及生成中间代码等）从而完成预定的 工作。
第八章 语法制导翻译法
语法制导翻译概述
语法制导翻译是继词法分析和语法分析后, 对编译程序进行语义分析和翻译(产生中间 代码)。 在语法分析过程中,随着分析的步步进展, 根据每个产生式所对应的语义子程序(或语 义规则描述的语义动作)进行翻译的办法称 为语法制导翻译。
本章学习的主要内容
本章我们将主要讨论语法制导翻译的 基本思想及其在在中间代码生成中的 应用。主要包括：属性文法、各种常 见中间语言形式、赋值语句的翻译， 布尔表达式的翻译，控制语句的翻译、 说明语句的翻译等。通过本章的学习， 要求掌握语法制导翻译的基本思想和 翻译方案。
6.F →_P {F.place=newtemp(), emit(F.place)=@P.place} 7.P →(E) {P.place=newtemp(), emit(P.place=E.place)} 8.P →i{P.place=newtemp(), emit(P.place=Entry(i))}
GOTO T 2 F 3
G[E]：
E→E+T
E→T T→T*F T→F F→(E)
0 1 2 3 4
2 9
3 3 10
5
6 7 8 S5 S5
r6
r6
S4 S4
r6
r6
F→i
S6
S11
9
i+i*i 10 11
r1
r3 r5
S7
r3 r5
r1
r3 r5
r1
r3 r5
表达式2+3*5的归约过程
步骤 状态 语义栈 栈 0 0 _
四元式 (三地址代码）
一般形式：
〈运算符〉〈运算对象1〉〈运算对象2〉〈结果〉 (op , arg1, arg2 , result) 例： X=a*b+c*d的四元式序列 三地址代码 (1)(* ,a,b,T1) (1)T1=a*b (2)(*, c,d,T2) (2)T2=c*d (3)(+,T1,T2,T3) (3)T3=T1+T2 (4)(=,T3,_,X) (4)X=T3
布尔表达式作为控制语句中的条件式
作用是用于选择下一个执行点 while E do S1 E的作用是选择S1执行,还是跳过S1语句,执 行S1后面的语句 E有两个出口: 真:S1语句 假:S1后面的语句
While语句的目标结构

W.head whille
E的代码 假 真
do
逆波兰表示法（后缀式）
特点：运算符直接写在其运算对象之后。 不再有括号 运算对象出现的次序未变 求值过程简单，宜于用栈实现 例： a+b ab+ a*b+c ab*c+ a*(b+c/d) abcd/+* a*b+c*d ab*cd*+ a:=b*c+d*e abc*de*+:=
三元式
1 2 3 4 5 6 05 03 02 01 016 __ _2 _2 _2 _2_
符号栈 输入串
$ $2 $F $T $E $E+ $E+3 2+3*5$ +3*5$ +3*5$ +3*5$ +3*5$ 3*5$ *5$
动作
S5 r6 r4 r2 S6 S5 r6
0165 _ 2 _ _
步 状态栈 骤 7 0163 定义： AG： AG=（G，V，E） G:上下文无关文法; V:属性的有穷集合;每一个属性与某一个文 法符号相关联；用文法符号.属性表示 E:表示属性的断言或谓词的有穷集合(语义 规则);每一个断言与文法的某个产生式相 关联) 属性:综合属性(自下而上)、继承属性（自 上
算术表达式求值
语法分析分析的语法成分是简单算术 表达式，所完成的语义的处理不是将 它翻译成中间代码或目标代码，而是 计算表达式的值。
算术表达式的属性文法
简单算术表达式求值的语义描述。 产生式 语义规则 (0) L→ E Print(E.val) (1)E→E1+T E.val=E1.val+T.val (2)E→T E.val= T.val (3)T→T1*F T.val=T1.val * F.val (4)T→ F T.val=F.val (5)F→ (E) F.val=E.val (6)F→digit F.val=digit.lexval（0~9）
表达式的语义动作设计
1. A→i:=E{emit(entry(i)=E.place} 2. E →E1+T{E.place=newtemp(), emit(E.place)=E1.place+T.place} 3.E →T {E.place=newtemp(), emit(E.place=T.place)} 4. T →T1*F{T.place=newtemp(), emit(T.place)=T1.place*F.place} 5. T →F {T.place=newtemp(), emit(T.place=F.place)}