第八章语法制导翻译和中间代码生成

第八章语法制导翻译和中间代码生成第一页，共111页。语义分析(semanticanalysis)编译程序的语义处理工作：静态语义分析—静态语义是对程序约束的描述。可分为类型规则和作用域/可见性规则两大类。审查每个语法结构的静态语义，即验证语法结构合法的程序是否真正有意义。动态语义—程序单位描述的计算，执行翻译、生成目标代码。第一页第二页，共111页。翻译模式(Translationschemes)两种翻译模式：生成中间代码形式、直接生成目标代码。中间代码—(intermediatecode)中间语言：是介于源程序语言和机器语言之间的一种表示形式。Thesemanticrules—governwhattypesareallowableinthevariouslanguageconstructs.第二页第三页，共111页。语义分析(1)类型检查。验证程序中执行的每个操作是否遵守语言的类型系统的过程.(2)控制流检查。控制流语句必须使控制转移到合法的地方(3)一致性检查。在很多场合要求对象只能被定义一次。(4)相关名字检查。(5)名字的作用域分析第三页第四页，共111页。semanticanalysisTheparsedprogramisfurtheranalyzedtodeterminewhetheritconformstothesourcelanguage’scontextualconstraints:scoperules,typerulese.g.Torelateeachappliedoccurrenceofanidentifierinthesourceprogramtothecorrespondingdeclaration.第四页第五页，共111页。语义学语义形式化、语义建模文法模型—属性文法命令式或操作式模型—操作语义学公理式模型—公理语义学应用式模型—指称语义学目前在实际应用中比较流行的语义描述和语义处理的方法主要是属性文法和语法制导翻译

第五页第六页，共111页。8.1属性文法(attributegrammar)一个属性文法包括一个上下文无关文法和一系列语义规则，这些语义规则附在文法的每个产生式上。语法制导翻译是指在语法分析过程中，完成附加在所使用的产生式上的语义规则描述的动作。第六页第七页，共111页。属性文法一个属性文法是一个三元组A=(G,V,F)G上下文无关文法V属性的有穷集F关于属性的断言或谓词(语义规则)的有穷集。每个属性和非终结符或终结符相联每个断言与文法的某产生式相联，只引用该产生式相联的属性。第七页第八页，共111页。属性文法这些属性代表与文法符号相关信息，如它的类型、值、代码序列、符号表内容等等。属性与变量一样，可以进行计算和传递。属性加工的过程即是语义处理的过程。属性的计算规则称为语义规则第八页第九页，共111页。属性文法表达式文法：E

T1+T2|T1orT2

T

num|true|falseE

T1+T2{T1.t=intANDT2.t=int}E

T1orT2{T1.t=boolANDT2.t=bool}T

num{T.t:=int}Tture{T.t:=bool}Tfalse{T.t:=bool}第九页第十页，共111页。属性文法使用N.t的形式表示与非终结符N相连的属性t。T.t的值为int或bool。与非终结符E的产生式相连的断言表明：两个T的属性必须相同。第十页第十一页，共111页。继承的和综合的属性属性通常分为两类：综合属性和继承属性综合属性用于“自下而上”传递信息，继承属性用于“自上而下”传递信息。非终结符既可有综合属性也可有继承属性，但文法开始符号没有继承属性。终结符只有综合属性。第十一页第十二页，共111页。继承的和综合的属性属性文法中，对应每一个产生式A

都有一套与之相关联的语义规则，每条规则的形式为：b:=f(c1,c2,……,ck)其中：f是一个函数，b和c1,c2,……,ck是该产生式文法符号的属性。如果b是A的一个属性，c1,c2,……,ck是产生式右部文法符号的属性或A的其它属性，则称b是A的综合属性。第十二页第十三页，共111页。继承的和综合的属性(2)如果b是产生式右部某个文法符号X的一个属性，并且c1,c2,……,ck是A或产生式右部任何文法符号的属性，则称b是X的继承属性。在两种情况下，都称属性b依赖于属性c1,c2,……,ck第十三页第十四页，共111页。属性文法的例产生式语义规则L

EPrint(E.val)E

E1+TE.val:=E1.val+T.valE

TE.val:=T.valT

T1*FT.val:=T1.val

F.valT

FT.val:=F.valF

(E)F.val:=E.valF

digitF.val:=digit.lexval第十四页第十五页，共111页。

非终结符E、T及F都有一个综合属性val符号digit有一个综合属性，它的值由词法分析器提供。与产生式L→E对应的语义规则仅仅是打印由E产生的算术表达式的值的一个过程，我们可认为这条规则定义了L的一个虚属性。某些非终结符加下标是为了区分一个产生式中同一非终结符多次出现属性文法的例第十五页第十六页，共111页。属性文法的例.LE.val=19E.val=15T.val=4T.val=15F.val=4T.val=3F.val=3F.val=5digit.lexval=4digit.lexval=5digit.lexval=3+*3*5+4的带注释的分析树设表达式为3＊5+4，则语义动作打印数值19第十六页第十七页，共111页。继承属性例8.2描述说明语句中各种变量的类型信息的语义规则，L.in是继承属性。产生式语义规则D

TLT

intT

realL

L1,idL

idL.in:=T.typeT.type=integerT.type:=realL1.in:=L.inaddtype(id.entry,L.in)addtype(id.entry,L.in)第十七页第十八页，共111页。

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。继承属性Realid1,id2,id3DL.in=realL.in=realL.in=realT.type=realrealid2id1id3.，，第十八页第十九页，共111页。8.2语法制导翻译概论一个翻译是符号串对的一个集合。在一个编译程序定义的翻译中，符号串对是源程序和目标程序。各个编译阶段定义一个翻译词法分析：(字符串，单词串)语法分析：(单词串，语法树)代码生成：(语法树，汇编语言)第十九页第二十页，共111页。翻译模式翻译模式（Translationschemes）适合语法制导翻译的另一种描述形式。翻译模式给出了使用语义规则进行计算的次序，可把某些实现细节表示出来。在翻译模式中，和文法符号相关的属性和语义规则（这里我们也称语义动作），用花括号｛｝括起来，插入到产生式右部的合适位置上。第二十页第二十一页，共111页。语法制导翻译直观地说，一个语法制导翻译的基础是一个文法，其中翻译成分依附在每一产生式上。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)进行翻译第二十一页第二十二页，共111页。语法制导翻译实现从概念上讲，语法制导翻译基于属性文法的处理过程，通常是这样的：

输入符号串

分析树

属性依赖图

语义规则的计算顺序第二十二页第二十三页，共111页。8.2.1计算语义规则依赖图—一个有向图，用于描述分析树中的属性和属性间的相互依赖关系。属性计算有树遍历和一遍扫描两种方法树遍历—设已建立语法树，且树中带有开始符号的继承属性和终结符的综合属性，以某种次序遍历语法树，直到计算出所有属性。一遍扫描—在语法分析的同时计算属性值第二十三页第二十四页，共111页。依赖图的构造算法For分析树中的每一个结点ndoFor结点的文法符号的每一个属性ado

为a在依赖图中建立一个结点；For分析树中的每一个结点ndoFor结点n所用产生式对应的每一个语义规则

b:=f(c1,c2,…,ck)doFori:=1do

从ci结点到b结点构造一条有向边

第二十四页第二十五页，共111页。8.2.2S-属性文法和自下而上翻译L-属性文法的一个特例：S-属性文法S-属性文法：只含有综合属性的属性文法综合属性可以在分析输入符号串的同时自下而上的计算语法制导方式计算表达式2+3*5第二十五页第二十六页，共111页。2+3*5的分析和计值过程步骤动作状态栈语义栈(值栈)符号栈余留输入串1)0-#2+3*5#2)05--#2+3*5#3)r603-2#F+3*5#4)r402-2#T+3*5#5)r201-2#E+3*5#6)016-2-#E+3*5#7)0165-2--#E+3*5#第二十六页第二十七页，共111页。步骤动作状态栈语义栈(值栈)符号栈余留输入串8)r60163-2-3#E+F*5#9)r40169-2-3#E+T*5#10)01697-2-3-#E+T*5#11)016975-2-3--#E+T*5#12)r601697(10)-2-3-5#E+T*F#13)r30169-2-(15)#E+T#14)r101-(17)#E#15)接受2+3*5的分析和计值过程第二十七页第二十八页，共111页。8.2.3

L-属性文法在自上而下分析中的实现一个属性文法称为L-属性文法，如果对于每个产生式A

X1X2…Xn，其每个语义规则中的每个属性或者是综合属性，或者是Xj(1≤j≤n)的一个继承属性且仅依赖于：(1)在Xj左边的符号X1,X2,…Xj-1的属性；(2)A的继承属性L-属性文法允许一次遍历就计算出所有属性值第二十八页第二十九页，共111页。8.2.4

L-属性文法在自下而上分析中的实现实现方法：从翻译模式中去掉嵌入在产生式在中间的动作或者用综合属性代替继承属性第二十九页第三十页，共111页。8.3中间代码的形式中间代码(Intermediatecode)源程序的一种内部表示不依赖目标机的结构；易于机械生成目标代码；逻辑结构清楚；利于不同目标机上实现同一种语言；利于进行与机器无关的优化。中间代码的几种形式：

逆波兰、四元式、三元式、间接三元式、树第三十页第三十一页，共111页。中间代码生成(intermediatecodegeneration)--Thisiswheretheintermediaterepresentationofthesourceprogramiscreated.Wewantthisrepresentationtobeeasytogenerate,andeasytotranslateintothetargetprogram.Therepresentationcanhaveavarietyofforms,butacommononeiscalledthree-addresscodeor4-tuplecode.第三十一页第三十二页，共111页。

8.3.1逆波兰记号逆波兰表示—对表达式的后缀表示语言中的表示形式逆波兰表示

a+ba+b*c(a+b)*ca:=b*c+b*d

ab+abc*+ab+c*abc*bd*+:=第三十二页第三十三页，共111页。

逆波兰记号例如：-B+C*D的逆波兰式为B@CD*+，采用堆栈方式，扫描表达式。计值过程为：B进栈对B进行单目运算，栈顶置换为-BC进栈D进栈栈顶两元素C、D相乘并退栈，结果进栈栈顶两元素相加，退栈，结果进栈第三十三页第三十四页，共111页。

例8.5把下述产生式定义的算术表达式映射到后缀(逆波兰)表示：逆波兰记号产生式翻译规则EE+TETTTFTFF(E)FaE=ET+E=TT=TFT=FF=EF=a第三十四页第三十五页，共111页。逆波兰记号例：A+B*(C-D)+E/(C-D)^N逆波兰式：ABCD-*+ECD–N^/+例：ifEthenS1elseS2作为三目运算符处理，用￥表示：ES1S2￥第三十五页第三十六页，共111页。8.3.2三元式和树形表示三元式：(op,ARG1,ARG2)其中：op运算符ARG1第一运算对象ARG2第二运算对象例:a:=b*c+b*d三元式：(1)(*，b，c)(2)(*，b，d)(3)(+，(1)，(2))(4)(:=，(3)，a)第三十六页第三十七页，共111页。树形表示例:a:=b*c+b*d二目运算对应二叉树，……:=*a+cb*bd第三十七页第三十八页，共111页。三元式和树形表示例:A+B*(C-D)+E/(C-D)^N三元式:(1)(-CD)(2)(*B(1))(3)(+A(2))(4)(-CD)(5)(^(4)N)(6)(/E(5))(7)(+(3)(6))第三十八页第三十九页，共111页。间接三元式间接码表(1)(-CD)(1)(2)(*B(1))(2)(3)(+A(2))(3)(4)(^(1)N)(1)(5)(/E(4))(4)(+(3)(5))(3)(5)三元式和树形表示第三十九页第四十页，共111页。8.3.3四元式四元式形式：(op,ARG1,ARG2,RESULT)其中：op运算符ARG1第一运算对象ARG2第二运算对象RESULT运算结果RESULT:=ARG1opARG2运算对象及运算结果是程序中定义的变量，必要时可使用编译程序引进的临时变量。第四十页第四十一页，共111页。四元式例:A+B*(C-D)+E/(C-D)^N四元式:(1)(-CDT1)(2)(*BT1T2)(3)(+AT2T3)(4)(-CDT4)(5)(^T4NT5)(6)(/ET5T6)(7)(+T3T6T7)第四十一页第四十二页，共111页。四元式写成简单赋值形式t1:=b*ct2:=b*dt3:=t1+t2a:=t3其它语句直接写成：(jump,-,-,L)gotoL(jrop,B,C,L)ifBropCgotoL第四十二页第四十三页，共111页。8.4简单赋值语句的翻译在四元式中，用ti表示中间或最后结果，实际实现时，ti或者是指向符号表项的指针，或者是一个临时变量的整数码。属性,E.place，作为语义变量E.place表示存放E值的变量名在符号表中的登录项，或临时变量的整数码。第四十三页第四十四页，共111页。简单赋值语句的翻译语义函数lookup()，审查是否出现在符号表中，返回指针值或nil。语义过程emit(t:=arg1oparg2)表示输出四元式到输出文件。语义过程newtemp表示每调用一次，生成一新的临时变量。对变量先定义后检查。第四十四页第四十五页，共111页。(1)Sid:=E{p:=lookup()ifpnilthenemit(p’:=’E.place)elseerror}(2)E

E1+E2{E.place:=newtemp;emit(E.place’:=’E1.place’+’E2.place)}(3)E

E1*E2{E.place:=newtemp;emit(E.place’:=’E1.place’*’E2.place)}产生式和语义动作描述第四十五页第四十六页，共111页。(4)E

-E1{E.place:=newtemp;emit(E.place’:=’’uminus’E1.place)}(5)E

(E1){E.place:=E1.place}(6)E

id{E.place:=newtemp;P:=lookup();ifP

nilthenE.place:=Pelseerror}产生式和语义动作描述第四十六页第四十七页，共111页。类型转换的语义处理在编译过程中应对表达式中的运算对象进行语义检查。对不同类型的运算对象进行混合运算，有两种处理方式：指出错误或类型转换。语义变量E.type表示E的类型信息，假定E.type的值为int或real整型+整型*实型+实型*+i

*i+r

*r一目运算符itr将整型转换成实型第四十七页第四十八页，共111页。产生式(3)的语义动作描述E

E1*E2

{E.place:=newtemp;ifE1.type=intANDE2.type=intthenbeginemit(E.place’:=’E1.place’*’E2.place);E.type:=intendelse第四十八页第四十九页，共111页。产生式(3)的语义动作描述

ifE1.type=realANDE2.type=realthenbeginemit(E.place,’:=’,E1.place’*’E2.place);E.type:=realendelse第四十九页第五十页，共111页。产生式(3)的语义动作描述ifE1.type=int/*andE2.type=real*/thenbegint:=newtemp;emit(t,’:=’,’itr’,E1.place);emit(E.place,’:=’,t,’*r’,E2.place);E.type:=realendelse/*E1.type=realandE2.type=int*/第五十页第五十一页，共111页。产生式(3)的语义动作描述

begint:=newtemp;emit(t,’:=’,’itr’,E2.place);emit(E.place,’:=’,E1.place,’*r’,t);E.type:=realend}第五十一页第五十二页，共111页。8.5布尔表达式的翻译布尔表达式的作用：计算逻辑值、用做控制流语句中的条件表达式布尔表达式的形式：E1ropE2即：<算术表达式1><布尔算符><算术表达式2>按如下文法生成的布尔表达式：EEandE|

EorE|

notE|

idandid

|

true|

false第五十二页第五十三页，共111页。8.5.1布尔表达式的翻译方法控制语句的翻译—结构的翻译方法1：用1表示true，用0表示false，计算整个表达式的值。方法2：优化方法—C语言的方法，某些情况下不需要计算整个表达式的值。第五十三页第五十四页，共111页。布尔表达式翻译成四元式布尔表达式：aorbandnotct1:=notct2:=bandt1t3:=aort2关系式a<b等价的条件语句：ifa<bthen1else0ifa<bgoto(4)t:=0goto(5)t:=1……第五十四页第五十五页，共111页。用数值表示布尔值的翻译方案E

E1

or

E2{E.place:=newtemp;

emit(E.place,’:=’,E1.place’or’E2.place);}E

E1

and

E2{E.place:=newtemp;

emit(E.place,’:=’,E1.place’and’E2.place);}E

not

E1

{E.place:=newtemp;

emit(E.place,’:=’not’E1.place);}E(E1)

{E.place:=E1.place);}第五十五页第五十六页，共111页。用数值表示布尔值的翻译方案Eid1

ropid2

{E.place:=newtemp;emit(‘if’id1.place’rop’id2.place’goto’nextstat+3);emit(E.place,’:=’‘0’);emit(goto’nextstat+2);emit(E.place,’:=’‘1’);}其中nextstat给出了在输出序列中下一四元式序号。调用emit过程，每次加1。第五十六页第五十七页，共111页。用数值表示布尔值的翻译方案Etrue

{E.place:=newtemp;emit(E.place,’:=’‘1’);}Efalse{E.place:=newtemp;emit(E.place,’:=’‘0’);}第五十七页第五十八页，共111页。8.5.2控制语句中布尔表达式的翻译三种控制语句的语法为：S

ifEthenS1

|ifEthenS1elseS2

|WhileEdoS1E的代码

S1的代码ifEthenS1的代码结构truefalse第五十八页第五十九页，共111页。控制语句的代码结构E.falseE的代码E.true

S1的代码jumpout

S2的代码out:ifEthenS1elseS2的代码结构E的代码

S1的代码jumpbeginbeginWhileEdoS1代码结构第五十九页第六十页，共111页。把条件转移的布尔表达式E翻译成仅含：条件真—转和无条件—转的四元式。E：aropb

ifaropbgotoE.truegotoE.false控制语句中布尔表达式的翻译第六十页第六十一页，共111页。控制语句中布尔表达式的翻译例：a<borc<dande>f可翻译成如下四元式：ifa<bgotoE.truegoto(3)ifc<dgoto(5)gotoE.falseife>fgotoE.truegotoE.false第六十一页第六十二页，共111页。例：语句ifa<borc<dande>fthenS1elseS2的四元式序列为ifa<bgoto(7)∥转移至(E.true)goto(3)ifc<dgoto(5)goto(p+1)∥转移至(E.false)ife>fgoto(7)∥转移至(E.true)(6)goto(p+1)∥转移至(E.false)控制语句中布尔表达式的翻译第六十二页第六十三页，共111页。(7)S1的四元式∥(E.true)入口……(p)goto(q)∥(E.false)入口(p+1)(S2的四元式)……(q)控制语句中布尔表达式的翻译第六十三页第六十四页，共111页。控制语句中布尔表达式的翻译四元式(1)(5)(4)(6)中的转移地址，在整个布尔表达式的四元式产生完毕之后回填。采用“拉链”方式，记录回填地址的四元式。

真链：需回填E.true的四元式拉成的链

假链：需回填E.false的四元式拉成的链第六十四页第六十五页，共111页。若有四元式序列(10)

…gotoE.true…(20)…gotoE.true…(30)…gotoE.true把地址(30)称作“真”链链首，0为链尾标志，即地址(10)为“真”链链尾。控制语句中布尔表达式的翻译则链成…goto(0)……goto(10)…(30)…goto(20)第六十五页第六十六页，共111页。控制语句中布尔表达式的翻译nextstat指向下一四元式的地址emit输出四元式merge(p1,p2)把p1和p2为链首的两条链合并为一条。返回合并后的链首值。将p2的链尾第四区段改为p1，合并后的链首为p2。backpatch(p,t)把链接的每个四元式的第四区段都填为t。codebegin与非终结符E相连，表示表达式E的第一个四元式语句序号。第六十六页第六十七页，共111页。自下而上分析中的一种翻译方案(1)E→E1orE2{backpatch(E1.false,E2.Codebegin);E.Codebegin:=E1.codebeginE.true:=merge(E1.true,E2.true)E.false:=E2.false}(2)E→E1andE2{backpatch(E1.true,E2.codebegin);E.Codebegin:=E1.codebegin;E.true:=E2.true;E.false:=merge(E1.false,E2.false);}(3)E→notE{E.true:=E1.false;E.Codebegin:=E1.codebegin;E.false:=E1.true}第六十七页第六十八页，共111页。自下而上分析中的一种翻译方案(4)E→(E1){E.true:=E1.codebeginE.Codebegin:=E1.codebegin;E.false:=E1.false}(5)E→id1ropid2{E.true:=nextstat;E.Codebegin:=nextstat;E.false:=nextstat+1;emit(‘if’id1.place‘rop’id2.place‘goto’—);emit(‘goto’—)}第六十八页第六十九页，共111页。自下而上分析中的一种翻译方案(6)E→true{E.true:=nextstat;E.codebegin:=nextstat;emit(‘goto’—)}(7)E→falseE.false:=nextstat;E.codebegin:=nextstat;emit(‘goto’—)}第六十九页第七十页，共111页。布尔表达式的翻译表达式a<borc<dande<f在归约a<b到E时，产生2个四元式：100：ifa<bgoto–101：goto–nextstat初值为100E.codebegin为100E.true的值为100E.false的值为101第七十页第七十一页，共111页。布尔表达式的翻译由c<d归约到E时产生：102：ifc<dgoto–103：goto–由e<f归约到E时产生：104：ife<fgoto–105：goto–E.codebegin为104E.true的值为102E.false的值为103第七十一页第七十二页，共111页。布尔表达式的翻译用E→E1andE2归约，完成的语义动作是backpatch({102},{104})和merge({103},{105})合并E1和E2的假链102：ifc<dgoto104105：goto103第七十二页第七十三页，共111页。布尔表达式的翻译用E→E1orE2归约，完成的语义动作是backpatch({101},{102})和merge({100},{104})合并E1和E2的真链101：goto102104：ife<fgoto100真链首E.true为104假链首E.false为105第七十三页第七十四页，共111页。布尔表达式的翻译最后形成：100：ifa<bgoto–101：goto102102：ifc<dgoto104103：goto–104：ife<fgoto100105：goto103一旦真假出口确定，则可沿真假链回填。第七十四页第七十五页，共111页。8.6控制结构的翻译控制结构的语句包括：条件控制转移语句：if-then、if-then-else、while-do等开关语句：case、swith(C语言)循环语句：for跳转出口语句：C语言的exit和break无条件转移：goto第七十五页第七十六页，共111页。8.6.1条件转移文法G[S]定义：SifEthenS|ifEthenSelseS|whileEdoS|beginLend

|A

|LL：S

|S其中：S—语句L—语句串A—赋值语句E—布尔表达式第七十六页第七十七页，共111页。条件转移语句的转移目标对于语句：ifEthenS1elseS2在扫描到then时确定E的“真”出口，扫描到else时确定E的“假”出口。在完成S1的翻译之后，goto–，但在完成S2的翻译之前，无法确定其转移地址。对非终结符S和L，给定语义值S.chain和L.chain，需回填的四元式形成一条链，在转移目标的四元式形成后回填。第七十七页第七十八页，共111页。条件转移语句的翻译语句while(A<B)doif(C<D)thenX:=Y+Z100ifA<Bgoto102101goto107102ifC<Dgoto104103goto100104T:=Y+Z105X:=T106goto100107第七十八页第七十九页，共111页。8.6.2开关语句假定case语句或switch语句形式为：switchEofcaseV1:S1caseV2:S2……caseVn-1:Sn-1default:Snend计算表达式E，测试符合哪一个case，相当于多个条件转移语句。第七十九页第八十页，共111页。开关语句的翻译扫描到switch时，产生标号test、next和临时变量t。计算E的结果代码值，存放到t中。分析到of时则产生四元式gototestLi：Si的中间代码……test：ift=VigotoLi……next：Li为与caseVi对应的语句序列Si的标号第八十页第八十一页，共111页。开关语句的翻译将(ift=VigotoLi)改写成(case,Vi,Li,–)的四元式形式：(case,V1,L1,–)(case,V2,L2,–)……(case,Vn-1,Ln-1,–)(case,t,Ln,–)(Lable,next,–,–)第八十一页第八十二页，共111页。8.6.3for循环语句fori:=E1stepE2untilE3doS1对应的产生式如下：F1

fori:=E1F2

F1stepE2F3

F2untilE3S

F3doS1第八十二页第八十三页，共111页。for循环语句forI:=1step1untilNdoM:=M+I翻译成如下的四元式序列：I:=1goto103I:=I+1ifI<=ngoto105goto108105T:=M+I106M:=T107goto102108第八十三页第八十四页，共111页。C语言的for循环语句for(i=1;i<=n;i++)s=s+i;对应的产生式如下：F1E1F2

F1;E2F3

F2;E3F4

for(F3)

S

F4S1四元式序列：100i=1101ifi<=ngoto103102goto107103t=s+i104s=t105i=i+1106goto101107第八十四页第八十五页，共111页。8.6.4出口语句exit语句和break语句无条件转移到结构的出口—终止本层循环、switch语句等。转移的目标在分析break或exit语句所在的循环后面的语句时确定。一遍扫描使用回填技术给出转移目标第八十五页第八十六页，共111页。出口语句对每个循环可使用“循环描述符”记录循环的有关信息：指向外层循环的指针、循环的名字、在符号表中的位置、转移的目标等。多层循环是用堆栈方式进行处理的使用currentloop作为指向直接外层循环描述符的指针。第八十六页第八十七页，共111页。8.6.5goto语句通过标号和goto语句实现标号L在程序中定义两种情况：gotoL向上转移—标号已处理：登记地址向下转移—标号未处理：未定义第八十七页第八十八页，共111页。符号表及未定义标号的引用链符号表：nametypedefadd…Llabelnotr四元式：(p)goto0…(q)gotop…(r)gotoq第八十八页第八十九页，共111页。建链的方法若gotoL中的标号L尚未在符号表中出现，则把L填入表中，置L的“定义否”标志为“未”，把nextstat填进L的地址栏中作为新链首，然后，产生四元式(goto0)，其中0为链尾标志。若L已在符号表中出现(但“定义否”标志为“未”)，则把它的地址栏中的编号(记为q)取出，把nextstat填进该栏作新链首，然后，产生四元式(gotoq)。第八十九页第九十页，共111页。定义标号语句的产生式S→<label>S<label>→i：那么，当用<label>→i:进行归约时，应做如下的语义动作：1.若i所指的标识符(假定为L)不在符号表中，则把它填入，置“类型”为“标号”，“定义否”为“已”，“地址”为nextstat。第九十页第九十一页，共111页。定义标号语句的产生式2.若L已在符号表中，但“类型”不为“标号”或“定义否”为“已”，则报告出错。3.若L已在符号表中，则把标志“未”改为“已”，然后，把地址栏中的链首(设为q)取出，同时把nextstat填在其中，最后，执行backpatch(q，nextstat)。第九十一页第九十二页，共111页。goto语句的翻译翻译goto语句时，还有两点必须注意：第一：相同名字的标号可以在不同名字作用域中定义。如：(1)begin(2)L：begin(3)gotoL；∥延迟使用(4)……(5)L：…(6)end(7)end第九十二页第九十三页，共111页。goto语句的翻译第二，转移标号是非法的(1)fori:=1to10do(2)begingotoL;(3)forj:=1to20do(4)begingotoL;…(n)L:end｛forj｝end｛fori｝处理到第(n)行后，第(4)行的goto目标得以解决。而第(2)行的gotoL是非法的，但只有当循环关闭时才能确定。第九十三页第九十四页，共111页。8.6.6过程调用的四元式产生过程调用—转子程序过程调用包括两项工作参数的处理：传递实在参数地址。如果实在参数是变量或数组元素，直接传地址；如果是表达式，先计算并在临时单元T中保存，然后传T的地址。返回地址第九十四页第九十五页，共111页。过程调用的四元式产生例如：过程调用CALLS(A+B,Z)翻译成：T:=A+B计算A+B赋值给TparT第一个实参地址parZ第二个实参地址callS转子指令把实参的地址排列在转子指令的前面统计par的个数记录实在参数个数第九十五页第九十六页，共111页。描述过程调用语句的语法及语义描述设定非终结符arglist的一项语义值，称为数据队列QUEUE，在处理实参的过程中记录每个实参的地址。S

Calli(<arglist>){FOR队列arglist.每一项pDOGEN(par,-,-,p);GEN(call,-,-,ENTRY(i))}第九十六页第九十七页，共111页。描述过程调用语句的语法及语义描述(2)<arglist>

<arglist>1,E{把E.place排在<arglist>1.QUEUE的末端；<arglist>.QUEUE:=<arglist>1.QUEUE(3)<arglist>E{建立一个<arglist>.QUEUE，仅包含一项E.place第九十七页第九十八页，共111页。8.7说明语句的翻译说明语句定义各种形式的有名字的实体：常量、变量、数组、记录、过程、子程序等。说明语句的种类：对象说明、变量说明、类型说明、过程说明等。说明语句不是可执行语句，不生成目标代码。编译程序把说明语句定义的名字和性质登记在符号表中。第九十八页第九十九页，共111页。8.7.1简单说明语句的翻译说明语句的翻译是指在符号表中登录引入的名字及其性质。最简单的说明句的语法：D

integer<namelist>|real<namelist><namelist>

<namelist>，id|idinteger和real为关键字，文法可改写为：

DD1，id

|integerid

|

realid第九十