编译原理教程课后习题答案 - 第四章

第四章 语义分析和中间代码生成 4.1 完成下列选择题： (1) 四元式之间的联系是通过 实现的。 a. 指示器 b. 临时变量 c. 符号表 d. 程序变量 (2) 间接三元式表示法的优点为 。 a. 采用间接码表，便于优化处理 b. 节省存储空间，不便于表的修改 c. 便于优化处理，节省存储空间 d. 节省存储空间，不便于优化处理 (3) 表达式(┐A∨B)∧(C∨D)的逆波兰表示为 。 a. ┐AB∨∧CD∨ b. A┐B∨CD∨∧ c. AB∨┐CD∨∧ d. A┐B∨∧CD∨ (4) 有一语法制导翻译如下所示： S→bAb {print″1″} A→(B {print″2″} A→a {print″3″} B→Aa) {print″4″} 若输入序列为b(((aa)a)a)b，且采用自下而上的分析方法，则输出序列为 。 a. 32224441 b. 34242421 c. 12424243 d. 34442212 【解答】 (1) b (2) a (3) b (4) b 4.2 何谓“语法制导翻译”？试给出用语法制导翻译生成中间代码的要点，并用一简例予以说明。 【解答】 语法制导翻译(SDTS)直观上说就是为每个产生式配上一个翻译子程序(称语义动作或语义子程序)，并且在语法分析的同时执行这些子程序。也即在语法分析过程中，当一个产生式获得匹配(对于自上而下分析)或用于归约(对于自下而上分析)时，此产生式相应的语义子程序进入工作，完成既定的翻译任务。 用语法制导翻译(SDTS)生成中间代码的要点如下： (1) 按语法成分的实际处理顺序生成，即按语义要求生成中间代码。 (2) 注意地址返填问题。 (3) 不要遗漏必要的处理，如无条件跳转等。 例如下面的程序段：

if (i>0) a=i+e-b*d; else a=0; 在生成中间代码时，条件“i>0”为假的转移地址无法确定，而要等到处理“else”时方可确定，这时就存在一个地址返填问题。此外，按语义要求，当处理完(i>0)后的语句(即“i>0”为真时执行的语句)时，则应转出当前的if语句，也即此时应加入一条无条件跳转指令，并且这个转移地址也需要待处理完else之后的语句后方可获得，就是说同样存在着地址返填问题。对于赋值语句a=i+e-b*d，其处理顺序(也即生成中间代码顺序)是先生成i+e的代码，再生成b*d的中间代码，最后才产生“-”运算的中间代码，这种顺序不能颠倒。

4.3 令S.val为文法G[S]生成的二进制数的值，例如对输入串101.101，则S.val=5.625。按照语法制导翻译方法的思想，给出计算S.val的相应的语义规则，G(S)如下： G[S]: S→L.L|L

L→LB|B

B→0|1 【解答】 计算S.val的文法G′[S]及语义动作如下： 产生式 语义动作 G′[S]：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:=2} B→1 {B.val:=1} B→0 {B.val:=0} 4.4 下面的文法生成变量的类型说明： D→id L L→,id L|:T T→integer|real 试构造一个翻译方案，仅使用综合属性，把每个标识符的类型填入符号表中(对所用到的过程，仅说明功能即可，不必具体写出)。

【解答】 此题只需要对说明语句进行语义分析而不需要产生代码，但要求把每个标识符的类型填入符号表中。对D、L、T，为其设置综合属性type，而过程enter(name,type)用来把名字name填入到符号表中，并且给出此名字的类型type。翻译方案如下： D→id L

{enter (id.name, L.type);} L→,id L(1)

{enter (id.name, L(1).type); L.type=L(1).type;} L→:T

{L.type=T.type;} T→integer {T.type=integer;} T→real {T.type=real;} 4.5 写出翻译过程调用语句的语义子程序。在所生成的四元式序列中，要求在转子指令之前的参数四元式par按反序出现(与实现参数的顺序相反)。此时，在翻译过程调用语句时，是否需要语义变量(队列)queue？

【解答】 为使过程调用语句的语义子程序产生的参数四元式par按反序方式出现，过程调用语句的文法为

S→call i(arglist) arglist→E

arglist→arglist(1),E

按照该文法，语法制导翻译程序不需要语义变量队列queue，但需要一个语义变量栈STACK，用来实现按反序记录每个实在参数的地址。翻译过程调用语句的产生式及语义子程序如下：

(1) arglist→E { 建立一个arglist.STACK栈，它仅包含一项E.place} (2) arglist→arglist(1)，E { 将E.place压入arglist(1). STACK栈，arglist. STACK=arglist(1).STACK} (3) S→call i (arglist) {while arglist.STACK≠null do begin

将arglist.STACK栈顶项弹出并送入p单元之中； emit (par,_ ,_ ,p); end;

emit (call,_ ,_ , entry (i));}

4.6 设某语言的while语句的语法形式为 S→ while E do S(1) 其语义解释如图4-1所示。 (1) 写出适合语法制导翻译的产生式； (2) 写出每个产生式对应的语义动作。 E的代码 假 真 S(1)的代码 图4-1 习题4.6的语句结构图

【解答】 本题的语义解释图已经给出了翻译后的中间代码结构。在语法制导翻译过程中，当扫描到while时，应记住E的代码地址；当扫描到do时，应对E的“真出口”进行回填，使之转到S(1)代码的入口处；当扫描到S(1)时，除了应将E的入口地址传给S(1).chain之外，还要形成一个转向E入口处的无条件转移的四元式，并且将E.fc继续传下去。因此，应把S→while E do S(1) 改写为如下的三个产生式： W→while A→W E do S→A S(1)

每个产生式对应的语义子程序如下： W→while { W.quad=nxq;} A→W E do { Backpatch(E.tc,nxq); A.chain=E.fc; A.quad=W.quad;} S→A S(1)

{ Backpatch(S(1).chain,A.quad);

emit(j,_,_,A.quad); S.chain=A.chain;} 4.7 改写布尔表达式的语义子程序，使得i(1) rop i(2)不按通常方式翻译为下面的相继两个四元式：

(jrop, i(1), i(2), 0) (j ,__ ,__ , 0 ) 而是翻译成如下的一个四元式： (jnrop, i(1), i(2), 0) 使得当i(1) rop i(2)为假时发生转移，而为真时并不发生转移(即顺序执行下一个四元式)，从而产生效率较高的四元式代码。 【解答】 按要求改造描述布尔表达式的语义子程序如下： (1) E→i {E.tc=null;E.fc=nxq;emit(jez,entry(i),__ ,0);}

(2) E→i(1) rop i(2) {E.tc=null;E.fc=nxq;emit(jnrop,entry(i(1)),entry(i(2));) /* nrop表示关系运算符与rop相反*/

(3) E→(E(1)) {E.tc=E(1).tc; E.fc=E(1).fc;}

(4) E→┐E(1) {E.fc=nxq;emit(j,__ ,__ ,0);Backpatch(E(1).fc,nxq);} (5) EA→E(1) ∧ {EA.fc=E(1).fc;} (6) E→EAE(2) {E.tc=E(2).tc;E.fc=merg(EA.fc,E(2).fc);} (7) E0→E(1)∨ {E0.tc=nxq;emit(j,__ ,__ ,0);Backpatch(E(1).fc,nxq);} (8) E→E0E(2) {E.fc=E(2).fc;Backpatch(E0.tc,nxq);}

4.8 按照三种基本控制结构文法将下面的语句翻译成四元式序列： while (A

if (A≥1) C=C+1; else while (A≤D) A=A+2; }

【解答】 该语句的四元式序列如下(其中E1、E2和E3分别对应A＜C∧B＜D、A≥1和A≤D，并且关系运算符优先级高)： 100 (j<,A,C,102) 101 (j,_,_,113) /*E1为F*/ 102 (j<,B,D,104) /*E1为T*/ 103 (j,_,_,113) /*E1为F*/ 104 (j=,A,1,106) /*E2为T*/ 105 (j,_,_,108) /*E2为F*/ 106 (+, C, 1, C) /*C:=C+1*/

107 (j,_,_,112) /*跳过else后的语句*/ 108 (j≤,A,D,110) /*E3为T*/ 109 (j,_,_,112) /*E3为F*/ 110 (+, A, 2, A) /*A:=A+2*/

111 (j,_,_,108) /*转回内层while语句开始处*/ 112 (j,_,_,100) /*转回外层while语句开始处*/

113

4.9 已知源程序如下： prod=0; i=1; while (i≤20) { prod=prod+a[i]*b[i]; i=i+1; } 试按语法制导翻译法将上述源程序翻译成四元式序列(设A是数组a的起始地址，B是数组b的起始地址；机器按字节编址，每个数组元素占四个字节)。 【解答】 源程序翻译为下列四元式序列： 100 (= ,0 ,_ ,prod) 101 (= ,1 ,_ , i ) 102 (j≤,i ,20,104 ) 103 ( j ,_ ,_ ,114 ) 104 ( * ,4 ,i ,T1 ) 105 ( - ,A ,4 ,T2 ) 106 (=[ ],T2 ,T1 ,T3 ) 107 ( * ,4 ,i ,T4 ) 108 ( - ,B ,4 ,T5 ) 109 (=[ ],T5 ,T4 ,T6 ) 110 ( * ,T3 ,T6 ,T7 ) 111 ( +,prod,T7,prod) 112 ( +, i, 1, i ) 113 (j,_ ,_ ,102 ) 114

4.10 给出文法G[S]: S→SaA | A A→AbB | B B→cSd | e (1) 请证实AacAbcBaAdbed是文法G[S]的一个句型； (2) 请写出该句型的所有短语、素短语以及句柄； (3) 为文法G[S]的每个产生式写出相应的翻译子程序，使句型AacAbcBaAdbed经该翻译方案后，输出为131042521430。

【解答】 (1) 根据文法G[S]画出AacAbcBaAdbed对应的语法树如图4-2所示。 由图4-2可知AacAbcBaAdbed是文法G[S]的一个句型。

S

SaA

AB

cSd

A

A b B 图4-2 AacAbcBaAdbed对应的语法树

AbBe

cSABSadA(2) 由图4-2可知，句型AacAbcBaAdbed中的短语为

B, BaA, cBaAd, AbcBaAd, e, cBaAdbe, cAbcBaAdbed, A, AacAbcBaAdbed 从图4-2可看出，句型AacAbcBaAdbed中相邻终结符对应的优先关系如下(层次靠下的优先级高)：

#?a?c?b?c?a?d?b?e?d?# 素短语为BaA和e。 句柄(最左直接短语)为A。 (3) 采用修剪语法树的办法，按句柄方式自下而上归约，每当一个产生式得到匹配时，则按归约的先后顺序与所给的输出131042521430顺序进行对应。如：第一个句柄为A，它所对应的产生式为S→A，所以它的语义动作应为print(″1″)；修剪后第二次找到的句柄为B,它所对应的产生式为A→B，此时它对应输出序列中的“3”，即它的语义动作为print(″3″)，依此类推，得到每个产生式相应的语义动作如下： S→SaA {print(″0″)} S→A {print(″1″)} A→AbB {print(″2″)} A→B {print(″3″)} B→cSd {print(″4″)} B→e {print(″5″)}

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