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编译原理-第五章 语法制导翻译

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编译原理课件05语法制导翻译技术和中间代码生成

编译原理课件05语法制导翻译技术和中间代码生成

5.4 中间代码
四元式的特点: 1. 四元式出现的顺序和语法成份的计值 顺序相一致. 2. 四元式之间的联系是通过临时变量实 现的,这样易于调整和变动四元式. 3. 便于优化处理.
5.4 中间代码
编译系统中,有时将四元式表示成另一 种更直观,更易理解的形式——三地址代 码或三地址语句. 三地址代码形式定义为: result := arg1 OP arg2 三地址语句:语句中是三个量的赋值语句, 三地址语句 每个量占一个地址.
5.5 自下而上的语法制导翻译
例3 简单算术表达式翻译到四元式的 语义描述 例如,设有简单算术表达式的文法: E→E+E | E*E | (E) | i
T R / S T
c S a c
c R S
输入是bR / bTc / bSc /ac 输出为: 1 4 5 314 24 31 给出相应语义动作(翻 译方案) S→bTc { print "1"} { print "2"} S→a R T→R { print "3"} R→R/S { print "4"} R→S { print "5"}
5.1 概述
例如: 表达式 A+B*C 对运算对象进行类型检查, 对变 量进行先定义后使用检查 执行真正的翻译 如果静态语义正确, 语义处理则要执 行真正的翻译, 即生成程序的某种中间 代码的形式或直接生成目标代码.
5.1 概述
目前多数编译程序进行语义分析的方 法是采用语法制导翻译法 .它不是一种 采用语法制导翻译法 形式系统, 但它比较接近形式化. 语法制导翻译法使用属性文法为工具 来描述程序设计语言的语义.
5.4 中间代码

编译原理第五章 语法制导翻译及中间代码生成

编译原理第五章 语法制导翻译及中间代码生成
① ② ③ ④ (U_minus, b, - ) ( + , c, d ) ( * , ①, ② ) ( := , ③, a )
式①中的运算符U_minus表示一元减运算。
翻译程序中使用的辅助函数
⒈int LookUp(char *Name)—以Name查 符号表，若查到则返回相应登记项的序号 (≥1),否则返回0。 ⒉int Enter(char* Name)—以Name为名 字在符号表中登录新的一项,返回值为该项 的序号。 ⒊int Entry(char *Name)—以Name为名 字查、填符号表:
定义 5.3 对每个产生式p:X0→X1X2…Xn ， 设属性定义性出现的集合为 AF(p)={Xi.a|Xi.a=f(Xk1.ak1,…,Xkm.ak m) ∈R(p), 0≤kj≤n} 若Xi 是产生式左部的非终结符(即i=0),则称 属 性 Xi.a 是 综 合 属 性 (Synthesized Synthesized Attributes);若Xi 出现在产生式的右部(即 Attributes 1≤i≤n),则称Xi.a是继承属性（Inherited Inherited Attributes）。 Attributes
逆波兰表示
每一运算符都置于其运算对象之后，故称 为后缀表示。 特点: 特点:表达式中各个运算 运算是按运算符出现的 运算符出现的 顺序进行的，无须使用括号来指示运算顺 顺序进行的 序，因而又称为无括号式 无括号式。
逆波兰表示逆波兰表示-例子
中缀表示 后缀表示
A+B AB+ A+B*C ABC*+ (A+B)*(C+D) AB+CD+* x/y^z-d*e xyz^/de*(a=0∧b>3)∨(e∧x<>y) 思考：能否表示if e then s1 else s2这样的语句？ a0=b3>∧exy<>∧∨ ∧ ∧∨ 将后缀式的符号存放在POST[n]中，

编译原理语法制导翻译与语法制导定义的应用

编译原理语法制导翻译与语法制导定义的应用

编译原理语法制导翻译与语法制导定义的应用编译原理是计算机科学中的一门重要课程，它研究了如何将高级程序语言翻译成为机器语言，以便计算机能够执行。

而语法制导翻译与语法制导定义是编译原理中的一个关键概念，它们在建立语法规则和语义规则方面发挥着重要的作用。

一、语法制导翻译的概述语法制导翻译是指在语法分析的基础上，根据具体的语法规则和语义规则，将源语言翻译成目标语言的过程。

它结合了语法分析和语义分析的特点，能够在代码生成和优化等方面发挥重要作用。

在语法制导翻译中，语法规则描述了源语言的各种语法结构，而语义规则定义了这些语法结构的具体含义和运行过程。

通过分析源语言的语法结构，并依照语法规则和语义规则进行翻译，可以将源程序转换为目标程序。

二、语法制导定义的作用语法制导定义是对语法和语义规则的一种形式化描述，它能够准确地定义语法结构和语义含义之间的关系。

语法制导定义不仅可以用于语法分析的过程中，在代码生成和优化等环节中也有广泛的应用。

在语法分析的过程中，语法制导定义可以帮助我们构建语法树，并为每个语法节点添加语义动作。

这些语义动作可以在语法分析的同时进行符号表的建立、类型检查等操作，从而提高编译器的效率和性能。

在代码生成的过程中，语法制导定义可以为每个语法结构规定相应的代码生成规则。

通过语法制导定义，编译器可以根据源程序的语法结构，在目标程序中生成相应的汇编指令或机器指令，从而实现源程序到目标程序的转换。

三、语法制导翻译与语法制导定义的应用实例为了更好地理解语法制导翻译与语法制导定义的应用，以下以一段简单的代码为例进行说明。

假设我们需要将下面这段简单的表达式翻译成C语言的表达式：a =b +c * d首先，我们使用语法制导定义确定这个表达式的语法规则和语义规则，例如：expr -> ID = expr + exprexpr -> IDexpr -> ID = expr * exprexpr -> NUM然后，通过语法分析的过程，我们可以建立相应的语法树，并根据语法制导定义为每个语法节点添加相应的语义动作。

编译原理第五章语法制导翻译

编译原理第五章语法制导翻译

状态 0 1 2 3 4 5 6 7 8
+
s5 r4 r3 r1 r2
LR(0)分析表 action o n b # S4 S3 acc s7 r4 r4 r4 r4 r3 r3 r3 r3 s4 s3 r1 r1 r1 r1 s4 s3 r2 r2 r2 r2
GOTO E T 1 2
6 8
LR分析器的栈加入语义值。
的前缀表示法相比较，其共同的特点是： 1. 运算符的个数不变 2. 运算量的次序和个数不变 同时, 逆波兰表示法还具有两个明显的优点： 1. 无括号，形式简洁清楚 2. 运算符的顺序与运算的次序完全相同
（4）相关名字检查。有时，同一名字必须出现两 次或多次。例如，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地方用的名 字是相同的。 (5)名字的作用域分析

如果语义正确，则进行中间代码的翻译。
中间代码
何谓中间代码 . Intermediate code Intermediate representation Intermediate language
第五章 语法制导翻译和 中间代码的生成
本章的主要内容
语法制导翻译的基本思想；
典型的中间代码表示法；
产生中间代码的语义子程序设计；
各种基本语言成分的自下而上分析的制导
翻译； 类型检查的基本原理。

语义分析是干什么的？
其任务是对语法分析所识别出的各类语法范畴， 分析其含义，并进行初步翻译。 包括两个方面的工作。 首先是对各种语法范畴进行静态语义检查，例 如，变量是否定义、类型是否正确等等。 如果语义正确，则进行中间代码的翻译。

编译原理 第5章语法制导的翻译

编译原理 第5章语法制导的翻译

属性和文法符号相关联 规则和产生式相关联

根据需要，将文法符号和某些属性相关联， 并通过语义规则来描述如何计算属性的值


E→E1+T E.code=E1.code || T.code || ‘+’ code表示了我们关心的表达式的逆波兰表示，规则说明 加法表达式的逆波兰表示由两个分量的逆波兰表示并置， 然后加上‘+’得到。
digitlexval=3
18
适用于自顶向下分析的SDD


前面的表达式文法存在直接左递归，因 此无法直接用自顶向下方法处理。 消除左递归之后，无法直接使用属性val 进行处理：


比如规则：T→FT’ T’→*FT’ T对应的项中，第一个因子对应于F， 而运算符在T’中。
19
相同表达式的不同文法的比较
38
例5.15 分析栈实现的例子

假设语法分析栈存放在一个被称为stack 的记录数组中，下标top指向栈顶；


stack[top]指向这个栈的栈顶；stack[top-1] 指向栈顶下一个位置； 如果不同的文法符号有不同的属性集合，我 们可以使用union来保存这些属性值。（归 约时，我们知道栈顶向下的各个符号分别是 什么）
语义翻译的流程
输 入 符 号 串 分 析 树 依 赖 图
语
义
规
则
的 计
实际上，编译中语义翻译的实现并不是 按图中的流程处理的；而是随语法分析 的进展，识别出一个语法结构，就对它 的语义进行分析和翻译。
算
9
5.1 语法制导定义

4.什么是语法制导定义（SDD） 上下文无关文法和属性/规则的结合；

第五部分语法制导的翻译-资料.ppt

第五部分语法制导的翻译-资料.ppt
第五章 语法制导的翻译
赵建华 南京大学计算机系
2019年3月
介绍
• 使用上下文无关文法引导语言的翻译
– CFG的非终结符号代表了语言的某个构造 – 程序设计语言的构造由更小的构造组合而成 – 一个构造的语义可以由小构造的含义综合而来
• 比如：表达式x+y的类型由x、y的类型和运算符+决 定。
– 也可以从附近的构造继承而来
继承属性和综合属性
• 综合属性(synthesized attribute)：在分析树结点N上 的非终结符号A的属性值由N对应的产生式所关联的 语义规则来定义。
– 通过N的子结点或身的属性值来定义
• 继承属性(inherited attribute)：结点N的属性值由N的 父结点所关联的语义规则来定义。
分析树和属性值(2)
E.Type = FLOAT E E.Place = &tmp2
E.Type = FLOAT
T.Type = INT
E.Place = &a E + T T.Place = &tmp
T.Type = FLOAT T T.Place = &a
F.Type = FLOAT F F.Place = &a id.lexValue=a id
F digit:5
digit:3 * F T’2
F
digit:4
digit:4
digit:3
* F T’1 digit:5 ε
适用于自顶向下分析的SDD
• 注意：T’的属性inh实际上继承了相应的*号的 左运算分量。
• 产生式规则：EE1+T • 语义规则：(假设只有int/float类型）

《编译原理》第5章 语法制导翻译


*
Fval:=5
digitlexval:=4
digitlexval:=5
digitlexval:=3
◆综合属性值的计算方法 对于s-属性定义，通常使用自底向上的分 析方法，在建立每一个结点处使用语义规则来 计算综合属性值，即在用哪个产生式进行归约 后，就执行那个产生式的s-属性定义计算属性 的值，从叶结点到根结点进行计算。 5.1.3 继承属性 继承属性值是由此结点的父结点和／或兄 弟结点的某些属性值来决定的。 例5 . 3 变量说明的属性定义 int a,b,c
构造表达式的语法树使用的函数 1. mknode(op,left,right) 建立一个标记为op 的运算符结点，两个域left和right是指向左右运算 对象的指针。 2．mkleaf(id,entry) 建立一个标记为id的标识 符结点,其域entry是指向该标识符在符号表中相应表 项的指针。 3. mkleaf(num,val) 建立一个标记为num的数结 点，域val用于保存该数的值。返回指向新建立结点 的指针。

语义处理


总目标：生成等价的中间代码
2. 代码结构


计算学科：对信息（数据表示）描述和变 换算法的系统研究 变换：源、目标以及源与目标的对应关系 语句的代码结构 语句分类： 说明语句——符号表的查填 可执行语句——指令代码
3. 典型处理方法

对应每一个产生式编制一个语义子程序， 当一个产生式获得匹配时，调用相应的 语义子程序实现语义检查与翻译
D T
real in 7 in 9 L 10 L , 8 id2 2 entry
4 type
in 5
L ,
6
id3 3 entry

编译原理_第5章_第2节_语法制导翻译


E.Place=NewTemp; if (E(1).Mode==int && E(2).Mode==int) {
Gen(opi, E(1).Place, E(2).Place, E.Place);
E.Mode=int; }
5.3.2 类型转换
EE(1) op E(2) {E.Place=NewTemp; Gen(op, E(1).Place, E(2).Place, E.Place) }
(6) Ei
{E.Place=Entry(i) }
5.3.2 类型转换
x:=y+a*b，其中x,y为real，a, b为int 归约栈 输入串 #x=E(1)+E(2)*E(3) # #x=E(1)+E(4) # #x=E(5) # #A EE(1) op E(2) E.Place=NewTemp; {Gen(=, E.Place, —, Entry(i)) } (1) A i=E else if .Mode==int (E(1).Mode==real && E(2).Mode==int) if (E && E(2) .Mode==int) # 四元式 (*,a,b,T1) (itr,T1,-,T3) (+,y,T3,T2) (=,T2,-,x)
else if (E(1).Mode==real && E(2).Mode==int) { U=NewTemp; Gen(itr, E(2).Place, —, U); Gen(opr, E(1).Place, U, E.Place); E.Mode=real; }
5.3.2 类型转换
EE(1) op E(2) {E.Place=NewTemp; Gen(op, E(1).Place, E(2).Place, E.Place) }

编译原理--语法制导的翻译 ppt课件


（２）设code 为综合属性，代表各非终结符 的代码属性
type为综合属性，代表各非终结符的类型属 性
inttoreal把整型值转换为相等的实型值 vtochar将数值转换为字符串
5.3.3 给出一个SDD对x*(3*x+x*x)这样的表达式求 微分。表达式中涉及运算符+和*，变量x和常 量。假设不进行任何简化，也就是说，比如 3*x将被翻译为3*1+0*x。
ST z , R4
8.2.6 确定下列指令序列的代价。
1）
LD R0 , y
2
LD R1 , z
2
ADD R0 , R0 , R1 1
ST x , R0
2
总代价：7
3）
LD R0 , c
2
LD R1 , i
2
MUL R1 , R2 , 8 2
ST a(R1) , R0 2
总代价：8
8.3.3 假设使用栈式分配，且假设a和b都是元素大小为4字节 的数组，为下面的三地址语句生成代码。
的位数次幂值(2 length of L)
S L1.L2 S.val = L1.val +L2.val / L2.b; S L S.val = L.val; L L1 B L.val = L1.val *2 + B.val;
L.b = L1.b*2; L B L.val = B.val; L.b = 2; B 0 B.val = 0; B 1 B.val = 1;
2）三个语句序列 x = a[i] y = b[i] z = x*y
LD R1 , i MUL R1 , R1 , 4 ADD R1 , R1 , SP LD R2 , a(R1) ST x(SP) , R2 LD R3 , i MUL R3 , R3 , 4 ADD R3 , R3 , SP LD R4 , b(R3) ST y(SP) , R4 LD R5 , x(SP) LD R6 , y(SP) MUL R5 , R5 , R6 ST z(SP) ,R5

第五章 语法制导翻译(1)

编译原理 26
另一例 非L属性的语法制导定义
文法符号B的继承属性依赖于它右边文法符号C的 属性。
产生式 ABC
语义规则 A.s := B.b B.i := f(C.c, A.s)
编译原理
27
例5.10
编译原理
28
例5.10 简单类型声明的SDD
产 生 式 语 义 规 则
D TL
T int
id2 2 entry
编译原理
30
float id1, id2, id3的分析树的依赖图
D T 4 type float in 7 in 5 L 8
L 6
, id2 2 entry id3 3 entry
in 9
L 10
,
id1 1 entry
编译原理 31
float id1, id2, id3的注释分析树
(1) p1 := new Leaf(id, entrya); (2) p2 := new Leaf(num, 4); (3) p3 := new Node(„-‟, p1, p2); (4) p4 := new Leaf(id, entryc); (5) p5 := new Node(„+‟, p3,p4); p5 p3 p1 + p4 id entryc p1, p2, ..., p5是指向结点 的指针，entrya和entryc 分别是指向符号表中标 识符a和c的指针。
编译原理
35
为表达式建立语法树的语法制导定义
产生式
EE1+T E E1-T ET T (E) Tid Tnum
语义规则
E.node := new Node(‘+’, E1.node, T.node) E.node := new Node(‘-’ , E1.node, T.node) E.node := T.node T.node := E.node T.node:= new Leaf(id, id.entry) T.node := new Leaf(num, num.val)
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§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
1、语法制导翻译的原理
语法制导翻译的原理就是先为每个文法规确定相应的 语义，即编写出相应语义处理子程序，整个分析是以 语法分析为主导。 在自顶向下语法分析时，若某一个规则右部与输入串 相匹配时，或者，在自底向上语法分析时，当一个规 则被用于进行归约时，此时该规则对应的语义子程序 就进入工作，完成既定翻译任务，产生与语义相应的 中间代码或目标代码。
§5.3 自底向上语法制导翻译
一、简单算术表达式和赋值语句的翻译 二、布尔表达式的翻译 三、控制语句翻译
§5.2 中间语言
一、简介
1、什么是中间语言
就是和源程序等价的一种编码形式，其复杂性介于源程序 和机器语言中间。
源程序
前端
中间代码
代码 优化器
中间代码
代码 生成器
目标程序
符号表
§5.2 中间语言
其中：语义动作中的+、*代表整型加、乘算术运算，而且词法分析程序将 送来每个i的整型内部值LEXVAL。 假定语义动作是紧接在归约之 后执行的。
§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
2、语义动作
举例：
上面所列的语义动作就相当于下面所列的程序段：
规则
(0) S’∷=E
程序段
{print VAL［TOP］}
§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
2、语义动作
举例： 设有文法
E∷=E+E E∷=digit E + 输入串1+2+3，通过语法树来看如何进行语法制导翻译，来求出该句子最后值：
E • VAL=6
以这种方法继 续下去，我们 就推出如图所 示整个语法树 每个结点的语 义值。
E • VAL=3
9
10 11
0143
0147 01
－（6）－－
－（6）－2 －（8）
＃E+2
＃E+E ＃E
＃
＃ ＃
r4
GOTO[4,E]=7, r1 acc
第五章 语法制导翻译
本章内容
§5.1 语法制导翻译概述
一、语法制导翻译定义 二、语法制导翻译原理 三、语法制导翻译实现
§5.2 中间语言
一、简介 二、逆波兰表示 三、三元式 四、树形表示 五、四元式
§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
2、语义动作
举例：
假定有如下规则和语义动作 ： E∷=E(1)+E(2) {E·VAL:=E(1)·VAL+E(2)·VAL} 语义动作写在规则之后的花括号里，这里语义动作是表明与规 则左部文法符号E相关的语义值E·VAL，它是通过把规则右部 文法符号的语义值E(1)·VAL和E(2)·VAL加在一起来决定的，规 则中终结符号“+”按语义规则被解释成通常“加”的意思。各 规则的语义动作可以对表达式计算，也可以生成中间代码，甚 至还可以来产生目标指令。
由于有一个 “+“号，所以 由于有一个 为TOP+2 “*“号，所 以为TOP+2
(1) E∷=E(1)+E(2) {VAL[TOP]：=VAL[TOP] + VAL[TOP+2]} (2) E∷=E(1)*E(2) (3) E∷=(E(1)) (4) E∷=i {VAL[TOP]：=VAL[TOP] * VAL[TOP+2]} {VAL［TOP］:=VAL［TOP+1］} {VAL［TOP］:=LEXVAL}
编译原理
Compiler Principles
第五章 语法制导翻译
徐小龙
xuxl@
南京邮电大学.计算机学院
教材：《编译技术原理及其实现方法》王汝传 编著
comPiling running Programming
第五章 语法制导翻译
本章内容
§5.1 语法制导翻译概述
一、语法制导翻译定义 二、语法制导翻译原理 三、语法制导翻译实现
§5.2 中间语言
一、简介 二、逆波兰表示 三、三元式 四、树形表示 五、四元式
§5.3 自底向上语法制导翻译
一、简单算术表达式和赋值语句的翻译 二、布尔表达式的翻译 三、控制语句翻译
§5.1 语法制导翻译概述
一、语法制导翻译定义
1、问题的引入
一个程序成功地通过词法分析和语法分析，只能说明它是 一个合适程序，但是对程序内部的逻辑含义并未加以考虑， 从整个编译程序来看,词法分析和语法分析仅仅是编译程 序一部分,编译程序最终的目的是将源程序翻译成可供计 算机直接执行的目标程序。 某些编译程序是直接生成机器语言或汇编语言形式的目标 代码，而有些则并非如此。 语法制导翻译方法先将源程序单词序列翻译成中间语言， 然后再将中间语言翻译成目标程序。
§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
2、语义动作
语义动作：给每个文法符号X赋以各种不同的语义值 这里的语义值不一定指具体数值，可以是“类型”、 “种属”、“地址”或“代码”等，我们用记号 X· TYPE、X· CAT或X· VAL来表示这些值。如果某规则 的右部有同一符号若干个出现，那么我们就用上角标 来区别这些符号
§5.2 中间语言
二、逆波兰表示
1、表达式的逆波兰表示
（1）波兰表示的概念
举例： 表达式中缀表示和后缀表示 中缀表示 a+b*c a*(b+c/d) a*b+(c-d)/c a+b=3∨d∧c (a+b)*(c-d) a<b a∨b<c 后缀表示 abc*+ abcd/+* ab*cd-c/+ ab+3=dc∧∨ ab+cd-* ab< abc<∨
一、简介
2、为什么要引入中间语言
（1）为了使编译程序结构上逻辑简单明确 （2）为了便于目标代码优化工作 （3）便于目标代码生成
§5.2 中间语言
二、逆波兰表示
1、表达式的逆波兰表示
（1）波兰表示的概念
对于一个算术表达式A+B或逻辑表达式A≥B，根据运算符和运算 对象的位置关系，可分为三种等价表示形式： 1) 中缀表示法 运算符在运算对象中间，如：A+B，A ≥B，a+b*(c+d*(e-f))等. 2) 后缀表示法 将运算符放在运算对象后面，通常将后缀表示称为逆波兰表示. 如：A+B表示为AB+，A ≥ B表示为AB≥，a+b*c表示为abc*+ 对于逆波兰表示非常适合机械处理，只要从左到右按运算顺序计算 3) 前缀表示法 即将运算符放在运算对象前面。如: +AB， ≥AB，
§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
2、语义动作
举例： 设有文法
E∷=E+E E∷=digit 输入串1+2+3，通过语法树来看如何进行语法制导翻译，来求出该句子最后值： E E E + + E 2 E 3
如果采用自底向上归约过程 。 首先考虑底层最左E的结点， 这个结点对应于规则E∷=1和 语 义 动 作 E·VAL:=1 。 这 样 ， 在底层最左的E处值1与语义 值E·VAL相关。
{动作3}
当使用规则(1)、(2)归约时，{动作1}和{动作2}的工作结果有 关信息(作为X和Y的语义值)应暂时保存下来，以便以后用规则 (3)在归约时(动作3)可引用这些值。
§5.1 语法制导翻译概述
三、语法制导翻译实现
2、语义动作
现在对LR分析器的分析栈加以扩充，为了在语法分析过程中平行 地进行语义处理，使得每个文法符号之后都跟着它的语义值，因 此，设置一个语义信息栈，为了清晰起见，我们把这个分析栈每 一项分三部分组成：状态STATE、文法符号SYM和语义值VAL。
由于有一个 “（“号，所 以为TOP+1
§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
2、语义动作
举例：
S’
E E • VAL=8 根据上述程序段，若 输入2*3+2，就有如 + 图所示的语法制导翻 E • VAL=6 E 译的分析树。 E • VAL=2 E E E • VAL=3 * 2
LEXVAL=2
§5.1 语法制导翻译概述
二、语法制导翻译原理
2、语义动作
举例：
设有文法 E∷=E+E E∷=digit digit代表0和9之间任一数字，如果仅是为了求值，则语义动作： (1) E∷=E(1)+E(2) {E·VAL:=E(1)·VAL+E(2)·VAL} (2) E∷=digit {E·VAL:=digit} 假定语义动作中的“+”代表是整型加算术运算。 规则(1)的语义动作为: E的语义值E·VAL等于E(1) 和E(2)的语义值E(1) · VAL和E(2)· VAL之“和. 规则(2)的语义动作为: E的语义值为0～9之间任一个数. 这样，按照它们的语义动作，我们在分析每个句子的同时一步一步地 算出每个句子的值 .
E +
E • VAL=3
E 3
E
E • VAL=1
E • VAL=2
E
1
2
§5.1 语法制导翻译概述
三、语法制导翻译实现
2、语义动作
上面原则上讨论了语法制导翻译的原理，下面通过一个自底向 上LR分析看如何实现语法制导翻译。例如有规则： (1) X∷=… (2) Y∷=… {动作1} {动作2}
(3) A∷=XY
§5.2 中间语言
二、逆波兰表示
1、表达式的逆波兰表示
（1）波兰表示的概念
说明 以后将主要讨论逆波兰表示，即后缀表示, 因前缀表示并不常用， 所以有时也将后缀表示笼统地统称为波兰表示. 从上表中可以看出： (1)在中缀表示和后缀表示中，运算对象按相同次序出现。 (2)在后缀表示中，运算符是按实际计算顺序从左到右排列， 且每一运算符总是跟在它的运算对象之后。