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第五章语法制导翻译和中间代码

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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，

第5章 语法制导翻译和中间代码生成

第5章 语法制导翻译和中间代码生成

剩余串 3＋ 45# ＋45# ＋45# ＋45# ＋45# 5# 5# 5# 5# 5# #
主要动作
r6 r4 r2
r6 r4
r6 # # r3 r1 acc
表达式3 ＋ 4 5的语法语义分析和计值过程
§5.3
中间语言
所谓中间语言，也称中间代码，是复杂性介 于源程序语言和机器语言的一种记号系统。一般 来说，快速编译程序直接生成目标代码，没有将 中间代码翻译成目标代码的额外开销。但是为了 使编译程序结构在逻辑上更为简单明确，使生成 的的目标代码更为高效，通常采用中间语言。 编译程序所使用的中间语言形式较多。常见 的逆波兰式、三元式、四元式和树形表示等。来自bcd
3. 间接三元式 为了尽量不改变三元式表，可以另设一张间 接码表来表示有关三元式在三元式表的 计值顺序。用这种方法获得的中间代码 称为间接三元式。
例如，表达式a := x＋y z b := t－y z 的间接三元式表示如图所示。
三元式列表 （1）（ ，y，z） （2）（＋，x，（1）） （3）（:=，a，（2）） （4）（－，t，（1）） （5）（:=，—，（4））
§5.4 自底向上语法制导翻译
语法制导翻译分为自底向上和自底向下两种。 自底向上语法制导翻译方法就是在自底向上语法 分析过程中逐步执行语义规则。也就是在每次归 约的同时执行相应的语义动作。
5.4.1 简单算术表达式和赋值语句的翻译
简单算术表达式和赋值语句是指不含数组 元素、记录等复杂数据结构的算术表达式和赋值 语句。
简单算术表达式求值的属性文法。 例5.1 ：
规则 1.S→E 2.E→E1＋T 3.E→T 4.T→T1 F 5.T→T1 6.F→（E） 7.F→digit 语义规则 print（E.val） E.val := E1.val＋T.val E.va1 := T.valv T.val := T1.val F.val T.val := T1.val F.val := E.val F.val := digit.lexval

编译原理5语法制导翻译技术和中间代码生成new

编译原理5语法制导翻译技术和中间代码生成new

作一个100次的循环：
i:=1;
10: if i<=100 then begin s:=s+i; i:=i+1; goto 10
end
i 1 := i 100 <= 21 FJ s s 1 2 3 4 5 i + := i i 1 + := 4 RJ
6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21
5.3语法制导翻译概述 语法制导翻译法的基本思想：对文法中的每个产生式都附加 上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归约时，就执行相应的产生 式的语义动作。 这些语义动作不仅指明了该产生式所产生的符号串的意义， 而且还根据这种意义规定了对应的加工动作，从而完成预定 的翻译工作。 语法制导翻译法就是在语法分析过程中随着分析的逐步发展， 根据相应文法的每一规则所对应的语义子程序进行翻译的方 法。具体分为自底向上语法制导翻译和自顶向下语法制导翻 译两种。
k:=i*i –j * j ;
i:=0 ; j:=0 End
4 )循环语句的逆波兰表示
对于所有循环语句，我们都可以把它改造为条件语句和转向语 句的组合。
例：for i:=a to b do S:=S+i 可以改写为： i:=a; 10: if i<=b then begin S:=S+i; i:=i+1; goto 10 end
例：赋值语句
x:=5 逆波兰式：x5:=； x:=a*b-c/d 逆波兰式：xab*cd/-:=
2)转向语句的逆波兰式表示 转向语句：goto〈标号〉 逆波兰表示为：〈标号〉LJ 3)条件语句的逆波兰表示

第5章 语法制导翻译及中间代码生成

第5章 语法制导翻译及中间代码生成

分析树各结点属性的计算可以自下而上地完成
L E.val = 18 E.val = 8 T.val = 8 F.val = 8 digit.lexval = 8 + T.val = 5 F.val = 5 digit.lexval = 5 T.val = 10 * F.val = 2 digit.lexval = 2
分析树各结点属性的计算可以自下而上地完成
L E.val = 18 E.val = 8 T.val = 8 F.val = 8 digit.lexval = 8 + T.val = 5 F.val = 5 digit.lexval = 5 T.val = 10 * F.val = 2 digit.lexval = 2
语句int id,id,id的语义分析。（继承属性 的语义分析。（继承属性） 例：语句int id,id,id的语义分析。（继承属性）
产 生 式 D → TL T→ int → T→ real → L→ L1, id → L→ id →
语 义 规 则 L.in := T.type T. type := integer T. type := real L1.in := L.in; addtype (id.entry, L.in ) addtype (id.entry, L.in )
分析树各结点属性的计算可以自下而上地完成
L E.val = 18 E.val = 8 T.val = 8 F.val = 8 digit.lexval = 8 + T.val = 5 F.val = 5 digit.lexval = 5 T.val = 10 * F.val = 2 digit.lexval = 2
分析树各结点属性的计算可以自下而上地完成

语法制导翻译和中间代码生成【共50张PPT】

语法制导翻译和中间代码生成【共50张PPT】

例 完成类型检查的属性文法
1) E→T1+T2{T1.t＝int AND T2.t＝int}
2) E→T1 or T2 {T1.t＝bool AND T2.t＝bool}
3) T→num
{T.t :＝int}
4) T→true {T.t :＝bool}
5) T→false
{T.t :＝bool}
6.1 属性文法(续)
四元式（续）
四元式的优点：
四元式比三元式更便于优化 优化要求改变运算顺序或删除某些运算，引起编号的变化。 三元式通过编号引用中间结果，编号的变化引起麻烦；四元 式通过临时变量引用中间结果，编号变化无影响。
四元式对生成目标代码有利
四元式表示很类似于三地址指令，很容易转换成机器代 码。
四元式（续）
3) E→T
{ E.val :＝T.val }
4) T→T1*F { T.val :＝T1.val * F.val }
5) T→F
{ T.val :＝F.val }
6) F→(E) { F.val :＝E.val }
7) F→digit { F.val :＝digit.lexval }
E.val、T.val、F.val都是综合属性
每个使用性标识符是否都有声明？ 运算符的分量类型是否相容？ 赋值语句的左右部的类型是否相容？
➢ 赋值语句的翻译目标：
在赋值语句右部表达式产生的四元式序列后加一 条赋值四元式
简单赋值语句到四元式的翻译
考虑如下文法描述的简单赋值句的翻译： A→i:=E E→E+E|E*E|-E|(E)|i (6.1)
:=
a
+
叶子结点代表运算量， 非叶子结点代表运算符

语法制导翻译和中间代码生成


例如：
产生式 语义子程序 (0)S` E {PRINT E•VAL} (1)E E (1)+E(2) {E•VAL= E (1) •VAL +E(2) •VAL } (2)E E (1)*E(2) {E•VAL= E (1) •VAL *E(2) •VAL } (3)E (E (1)) {E•VAL= E (1) •VAL } (4)E i {E•VAL= LEXVAL } 注：LEXVAL指的是词法分析送来的机内二进制整数
3、后缀表示式(逆波兰表达式) Operand1 Operand2 Operator 4、树形表示法
注：常用中间代码表示法是四元式。
赋值语句的翻译
仅含简单变量的表达式的赋值语句的翻译 1、赋值语句的文法 A i=E E E+E|E*E|-E|(E)|i 2、需要的语义过程 NEWTEMP函数：每次调用送回一个代表新临时 变量的序号，可认为是送回T1 、 T2这样的一些 临时变量 ENTRY(i)函数：用于查变量i的符号表入口地址
2、实例：对布尔式X+Y>Z∨A∧(┐B∨C)进行翻译: 解：语法制导得翻译是在语法分析的过程中进行的，若利
用G(B)文法的LR分析表对上句进行LR分析，在其过程中 进行语义分析；则得到的四元式序列是：



(+,X,Y,T1) ;E+E进行归约，识别了算术运算 (>, T1,Z, T2) ; E >E进行归约，识别了关系运算 (┐,B,_, T3) ; ┐E归约 (∨, T3,C, T4) ; E∨E进行归约 (∧,A, T4,T5) ; E∧E进行归约 (∨, T2, T5, T6) ; E∨E进行归约
四、常见的中间代码形式 1、四元式形式: (Operator,Operand1,Operand2,Result) 注： 1） Operand1,Operand2,Result 可能是用户自定 义的变量，也可能是编译时引进的变量。 这里 Operator是双目运算符，若只有一个运算量，则 是单目运算符。

华东师范大学计算机科学技术系PPT课件

师范大学计算机科学技术系
11
• 后缀表示可以机械地计算。 • 中缀表示可以机械地转换为后缀表示。
（E.W.Dijkstra) • 例2： (-a*b+c)-d的后缀表示为：a b* uminus c+d-
其中uminus表示一元运算‘-’。
• 后缀表示的推广： O1，O2，……，On， 其中是n元的运算符， Oi为运算对象 i=1,2……n。
01.08.2020
华东师范大学计算机科学技术系
8
3. 如何实现这种翻译？
• 语法制导翻译的关键，是为每个产生式编写翻译子 程序。例1中产生式所带有的这种语义子程序只能 输出这类数字串。现在，要对一个有穷表示的文法 的无穷多个语句，按所给出的语义子程序要完成不 同语句的翻译任务，输出各自的目标代码。难点自 然就集中在如何写这些语义子程序了。
(4) 一致性检查。
如在相同作用域中标识符只能说明一次（重复定 义），case语句的标号不能相同，枚举类型的元素 不能重复，没有定义数据类型等。
01.08.2020
华东师范大学计算机科学技术系
4
二、语法制导翻译
• 例1：对算术表达式文法G[<E>]的一个翻译方案
<E>→<E>+<T> {print “1”}
• 采用属性翻译文法（属性文法），这是一种形式化 的语义分析方法。
01.08.2020
华东师范大学计算机科学技术系
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结论
• 语法制导的翻译方法就是在语法分析的同时（制导 下）插入一系列的语义动作（由语义子程序提供）， 将源程序（单词形式）翻译成等价的中间代码。
• 主要考虑自底向上句法分析的方法（在归约时调用 语义子程序），设计翻译方案（形成属性文法）。

第5章语法制导翻译技术和中间代码生成


本章要介绍的是语义分析和中间代码生成技术。 程序语言 翻译 中间代码 翻译 目标代码
编译原理
2019年3月1日
4
语义分析的任务
根据语义规则对识别出的各种语法成分析其含义， 进行初步翻译，生成相应的中间代码或直接生成目 标代码。
第一，审查每个语法结构的静态语义，即检查语法结构合法 的程序是否真正有意义。也称静态语义检查。（类型检查、 控制流的检查、一致性检查、相关名字的检查） 第二，如果静态语义正确，语义处理则要执行真正的翻译， 要么生成中间代码，要么生成实际的目标代码。（说明性语 句：填符号表；可执行性语句：生成中间代码）
动作
S5 r6 r4 r2 S6 S5 r6
步 状态栈 骤 7 0163
语义栈 _2_3
符号栈 $E+F
输入串 动作 *5$ r4
8
9
0169
01697
_2_3
_2_3_ _2_3__
$E+T
$E+T* $E+T*5
*5 $
5$
S7
S5 $ r6
10 016975
11
01697(10)
_2_3_5 _ 2 _ 15
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
编译原理
18
2019年3月1日
计算表达式2+3*5
G[E]：
状态 0 1
ACTION i S5 S6 + * ( S4 acc ) $ E 1
GOTO T 2 3

编译原理第5章语法制导翻译及中间代码生成


03
生成过程
在编译器中，源代码首先被解析成抽象语法树（Abstract Syntax Tree,
ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
AST），然后通过遍历AST生成三地址代码。在生成过程中，需要考虑
变量的生命周期、作用域和数据类型等因素。
循环优化
定义
循环优化是指在生成中间代码的 过程中，对循环结构进行优化以 提高程序执行效率的过程。
中间代码优化
对中间代码进行优化，以提高生成的 目标代码的效率。
三地址代码
01
定义
三地址代码是一种中间代码形式，它由一系列运算符和操作数组成，用
于表示程序中的控制流程和数据流。
02
特点
三地址代码具有高度规范化、结构清晰的特点，易于理解和生成。它通
常采用三地址表达式的形式，包括变量、常量、运算符和括号等元素。
解析过程
从文法的终结符号出发，逐步构建语法树或 抽象语法树，直到最终生成目标代码。
优点
能够充分利用语义信息，减少冗余操作，提高解析 效率。
缺点
实现较为复杂，需要构建语法树或抽象语法 树，且对于某些复杂的文法结构，可能存在 无法生成目标代码的情况。
递归下降分析法
解析过程
将文法规则分解为一系列子句，每个子句对应一个递归函数。根据输入的源代 码字符串，从根节点开始递归调用这些函数，直到识别出一个完整的语句或表 达式。
常见优化技术
常见的循环优化技术包括循环展开、 循环合并、循环嵌套、循环不变计算 外提等技术。这些技术可以减少循环 次数、提高循环体内部的计算速度， 从而提升程序的执行效率。
实现方式
循环优化通常在生成三地址代码 后进行，通过对三地址代码进行 分析和变换实现。优化过程中需 要考虑程序的控制流和数据流， 以保持程序的正确性。
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2020/1/29
第五章：语法制导翻译和中间代码
2
8.2 符号表的主要属性
标识符名
是一个变量、函数或过程的唯一标识，在符号表中符号名作 为表项的唯一区别，一般不允许重名
标识符的类型
过程无类型 函数、变量有数据类型
标识符的存储类别
Fortran 语言 COMMON — 公共存储区 SAVE — 函数或过程内部静态存储区
2020/1/29
第五章：语法制导翻译和中间代码
6
8.3 符号表的组织
单张符号表的组织
线性方式
用一个线性表来存储符号信息，线性表中的每一个元素是 一个记录，包含一个符号的属性信息
具体实现可以是数组、链表等 线性表又可分为有序和无序，各有优缺点 散列方式
用一个散列表来存储符号信息，散列表中的每一个元素是 一个记录，包含一个符号的属性信息
有的差别较大，如变量符号和函数符号
有的差别较小，如不同的变量标识符（简单变量和数组、 记录）
编译程序对符号表的总体组织方式有三种：
1、属性相同的符号组织在一起 空间效率高，但表多，难管理
2、所有符号组织在一张表中 只有一张表，管理集中统一，但管理复杂，空间开销
大
3、根据属性相似程度分类组织成若干张表，每张表中记录 的符号都有比较多的相同属性
算符优先分析，是当前栈顶符号和当前输入符号之间不存在 优先关系时发现错误
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.7 语法错误处理
语法错误的校正：
在语法分析部分已经介绍了预测分析法和算符优先分析法的 出错处理（P134 P156）
发现错误，根据错误类别，调用错误处理子程序
(3)
float a;
(4)
int b
(5)
{…
(6)
…a…
(7)
…
(8)
}
在(6)这一点上，不是 int a 的作用域，而是 float a 的作用域，引用的是 float a ，而不是 int a
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第五章：语法制导翻译和中间代码
4
8.2 符号表的主要属性
标识符的存储分配信息
语义错误检查：
语义分析采用的是语法制导翻译 通过语法制导定义和翻译方案可以实现类型一致性检查和某些
控制流静态语义检查（见语义分析部分的相关内容）
除了类型不一致或不相容，其他语义错误的校正是非常 困难的
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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不能一发现问题就停下来，而应在一次编译中发现尽可 能多的错误
株连信息的遏止：株连信息是因为某个错误而导致编译
程序向用户（程序书写者）发出的虚假错误信息， 如：
将 P(a,b) 写成了 P(a.b)，则有可能报错，1、是不合法 符号（假设删除.）；2、标识符未定义（ab）；3、参数 个数少
重复信息的遏止：重复信息是指同一个错误在源程序的 多处发生， 如：一个未定义的标识符号，在每次引用时 都报错，其实只需报错一次即可
2、单表结构
在符号表中设立一个属性域用来登录符号所在分程序的层 次
用下推链来组织同名标识符：下推链组织要求在进入一个
内层分程序并发生重名标识符定义时，将当前符号表中外
层的该符号表项下推到下推链中而在符号表被下推的表项
处建立内层的同名标识符表项，推出分程序时，恢复下推
2020/1/29 链
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.8 语义错误处理
主要考虑在编译时发现的静态语义错误
错误实例：
数组变量进行加法运算 实型变量进行 MOD 运算 实型变量与字符型变量进行加法运算 由循环外控制转移到循环内 转向语句把控制转移到一个构造语句（如条件语句）
词法错误的校正：
一般不能在词法分析阶段校正，可在以后的分析阶段进行校 正
如：IF b THEM… 知道在 b 后应接关键字，因此到关键字表 中去寻找一个最接近 THEM 的关键字（THEN）代替 THEM
又如：x:=sim(a) 在符号表中找不到 sim ，于是用 sin 代替
sim
如OFFSET
数组的内情向量
维数及每维的长度
记录型变量的成员信息
成员所占总空间及成员排列顺序
函数或过程的形参
形参个数、排列次序、形参类型
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.3 符号表的组织
总体组织
符号不同，属性信息不同
有的差别大，如保留字和变量标识符
LR分析的出错处理：
例：i := i + ） ;
扫描到 + 时进入状态 Sk ， ACTION ( Sk , ) ) 为 出错（空白），这时调用错误处理子程序，删除当前字 符，给出出错信息，“不合法的输入符号：）”，继续 扫描，ACTION（Sk , ;），出错，调用另一错务处理子 程序，将一假想的标识符号 i 及相应状态 Sl 推入栈中， 并给出出错信息，“缺少运算分量”，语句最终被校正 为 i := i + i ;
第八章 符号表管理及错误诊断
本章主要内容：
符号表的作用 符号表的主要属性 符号表的组织及管理符号表的管理 词法、语法、语义错误处理
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第五章：语法制导翻译和中间代码
1
8.1 符号表的作用
符号表有多种（如保留字表、运算符表、常数表 等），在这里主要关注标识符表，标识符表用来记 录标识符的特征属性
嵌套过程或分程序结构中符号表的管理
对于具有嵌套过程或分程序结构的语言，不同层次程序中定义 的标识符有不同的作用域和可视性规则
一般有两种组织符号表的方式，一是为每个过程或分程序建立 独立的符号表；一是把各分程序符号组织在一张符号表中
1、分表结构
编译程序在扫描到嵌套过程或分程序的开始时，建立一张 对应的符号表
散列函数 h(s) ：s 是符号，返回一个 0 — m-1 的整数，n 是符号各数，m 是散列表的大小，一般 n >= m
例子：见P314 图6.28
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.4 符号表的管理
符号表的初始化
初始化方法与符号表的组织方式有关 线性方式：表尾和表头的位置相同 散列方式：清除表中的所有表项值
第五章：语法制导翻译和中间代码
9
8.4 符号表的管理
下推链中存放的是嵌套分程序中同名标识符的外层定义属性，这种 结构不但符合作用域规则，也实现了可视性规则
例子：
{ int a; float b,d; { int c; float a; { int d; float c; { float d; … a=b+c+d; … } } }
符号的查找
无序线性表：折半查找 有序线性表：顺序查找
散列表：散列查找
符号的登录
先查找，再登录 无序线性表：在线性表尾部增加一个表项
有序线性表：将增加的表项插入到线性表的相应位置
散列表：根据散列函数寻找插入位置
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.4 符号表的管理
改错（校正）：是指编译程序在其翻译过程中发现源程序的
错误时能适当地对源程序作修正
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.6 词法错误处理
词法错误主要是拼写错误，如拼错一个字符、遗漏一 个字符、多拼一个字符等
单词符号用正规式表示，用有限自动机识别，在识别 单词时，通常采用最长子串匹配策略，如果当前的余 留输入字符序列的任何前缀不能与所有的词型相五章：语法制导翻译和中间代码
10
8.5 错误诊断概述
错误的种类：
词法错误：源程序中的拼写错误，主要在词法分析阶段发现（单词符号不 符合词法规则） 关键字拼写错 分界符错 标识符错
语法错误：语法分析阶段发现的源程序错误（语法结构不符合语法规则） BEGIN 与 END 不匹配 （和）不匹配 IF 与 ELSE 之间缺少 THEN 等 变量未说明或重定义
C 语言 Static — 文件或函数内部的静态存储 Regist — 寄存器存储
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.2 符号表的主要属性
标识符的存储类别往往决定变量的作用域
变量的作用域：一个变量在程序中起作用的范围
如： (1) int a
(2) int func (a,b)
语义错误： 静态语义错误：编译时刻发现的语义错误 如类型不一致或不相容 动态语义错误：运行时刻发现的语义错误（逻辑或算法上的错误）
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.5 错误诊断概述
编译器中的查错和改错
查错：编译程序能在编译时刻准确及时地发现源程序中的错 误，并能以简明的方式向用户（程序书写者）报告错误的性 质和出现的确切位置
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第五章：语法制导翻译和中间代码
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8.7 语法错误处理
程序设计语言的语法用上下文无关文法描述，源程序 可由基于某种分析技术的识别程序来精确地识别，源 程序中的语法错误总可以自动地查出
不同的分析技术发现错误的手段和方式是不同的
LL（1）、LR分析技术都是当栈顶状态与当前输入符号配对 所对应的分析表元素为空白时发现错误
粗略地说，编译的分析阶段收集和更新符号表中信 息，综合阶段从符号表中获取信息