第五章语法制导翻译和中间代码第4章主要内容回顾.ppt

1、2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,1,第4章主要内容回顾,自顶向下语法分析思想 自顶向下语法分析方法： LL（1）分析方法 递归下降分析方法 自底向上语法分析思想 自底向上语法分析方法： 算符优先分析方法 LR分析方法,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,2,第五章 语法制导翻译和 中间代码生成,语法分析概述 属性文法 中间代码 赋值语句的翻译 布尔表达式的翻译 控制流语句的翻译,本章主要内容：,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,3,5.1 语义分析概述,语义分析的任务：语义分析的输入是语法分析的输出（分析树），输出是中间代码，但同时它还完成

2、了很多语义处理工作。 语义检查：如，类型、运算、维数、越界等。 语义处理：如，变量的存储分配、表达式的求值、语句的翻译（中间代码的生成）等。 总目标：生成等价的中间代码。 语义分析的主流技术：语法制导翻译技术。 语法分析的处理方法： 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。（语法制导翻译） 在产生式的右部的适当位置，插入相应的语义动作，按照分析的进程，执行遇到的语义动作。（翻译方案）,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,4,5.2 属性文法,属性：对文法的每一个符号，引进一些属性，这些属性代表与文法符号相关的信息，例如

3、它的类型、值、代码序列、符号表内容等。与这些属性相关的信息，即属性值，可以在语法分析过程中计算和传递。属性加工的过程即语义的处理过程。属性分为综合属性和继承属性。N.t 综合属性：从语法分析树的角度来看，如果一个结点的某一属性，其值由子结点的属性值来计算，则称该属性为综合属性。其形式定义为：设 AX1X2Xn 为一个产生式，则A的综合属性A.s可描述为：A.s=f(c1,c2,ck)，这里c1,c2,ck是X1，X2，Xn的属性。适合自底向上分析（即归约分析）。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,5,5.2 属性文法,继承属性：在语法树分析中，若一个结点的某个属性值由该结点的

4、兄弟和或父结点的属性的值来计算，则此结点的属性称为继承属性。其形式定义可描述为：设AX1X2Xn为一个产生式，则Xi 继承属性B.in可定义为：B.in=f(c1,c2,ck)，这里，c1,c2,ck是A, X1，X2，Xi-1的属性。适合自顶向下的分析。 注意：终结符号只有综合属性，他们由词法分析器提供。非终结符号既有综合属性也可有继承属性，文法的开始符号没有继承属性，除非另外加以说明。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,6,5.2 属性文法,属性文法：属性文法的特点： 是一种接近形式化的语义描述方法； 长于描述静态语义、短于描述动态语义； 每个语法符号有相应的属性符号；

5、每个产生式有相应的计算属性的规则（即语义规则）属性文法举例：例5-1 产生式 属性（计算）规则/语义规则 E E1 + E2 E.val := E1.val + E2.val E E1 * E2 E.val := E1.val * E2.val E (E1) E.val := E1.val E id E.val := id .val,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,7,5.2 属性文法,属性文法的定义：一个属性文法包含着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一个产生式上，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，从而实现语义处理

6、。属性文法的形式定义为： 三元组 （，），其中， 是上下文无关文法，是属性的有穷集，是关于属性的计算规则。 属性文法的用法：根据文法符号的语义，为文法符号设置属性（ 终结符使用单词的属性）为每个产生式设置语义规则描述各属性的关系计算规则两种形式：语法制导定义和翻译模式。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,8,5.2 属性文法,语法制导定义： 语法制导定义的概念：构造属性文法时，不指明翻译时语义规则的计算顺序，这样的属性文法称为语法制导定义。其形式如P210。 S-属性定义：唯独只使用综合属性的语法制导定义称为S-属性定义。 S-属性定义中属性的计算：在S-属性定义的分析树中，

7、通常可以使用自底向上的方法在每一个归约处使用语义规则来计算结点的综合属性值，即从叶结点到根结点进行计算。举例：例5-2，简单算术表达式求值的属性文法以及简单算术表达式3*5+4的语义分析过程如下。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,9,5.2 属性文法,例5-2 简单算术表达式求值的语法制导定义（属性文法）： L E print( E.val )（虚属性） E E1 + T E.val := E1.val + T.val E T E.val := T.val T T1 * F T.val := T1.val * F.val T F T.val := F.val F ( E )

8、 F.val := E.val F digit F.val := digit.lexval lexval 是单词 digit 的属性,3*5+4的 语义分析 过程：,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,10,5.2 属性文法,L-属性定义：包含综合属性和继承属性的语法制导定义称为L-属性定义。P230给出了L-属性的形式定义。P230的表5.6给出了非L-属性的语法制导定义。 L-属性定义中属性的计算：其属性可用深度优先的顺序从左至右计算。即对于所有1 2 n ，i 属性计算仅使用1、2、i-1 的属性和的继承属性。举例：例5-3，类型说明语句的语法制导定义（属性文法）以及说明

9、语句real id1,id2,id3 的语义分析过程如下：,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,11,5.2 属性文法,例5-3，类型说明语句的语法制导定义（属性文法）： D T L L.in := T.type T int T.type := integer T real T.type := real L L1,id L1.in := L.inaddtype( id.entry, L.in ) L id addtype( id.entry, L.in ) entry ： 单词 id 的属性 addtype ： 在符号表中为变量填加类型信息,注意： 要解决的问题：记录标识 符的

10、类型以及类型信息传递 方法：将类型信息作为 类型描述 T 的属性 type 和变量表 L 的属性 in。 目的：分析说明语句 D， 为变量指定类型。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,12,5.2 属性文法,说明语句real id1,id2,id3 的语义分析过程：,addtype,addtype,addtype,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,13,5.2 属性文法,语法制导翻译的实现： 语法制导翻译：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。 语法制导翻译的具体实现

11、：假定有一个LR分析器，现在把它的分析栈扩充，使得每个文法符号都跟有语义值，即把栈的结构看成如下所示：状态栈 语义栈 符号栈Sm y.val ySm-1 x.val x : : :S0 #,5.2 属性文法,例5-4，对表达式2+3*5#的语义处理过程：,分析表：,r4,r2,S6,3,S5,r6,3,r4,S7,S5,10,r6,r3,9,S5,r6,0) 1) + 2) 3) * 4) 5) () 6) id,2,1,9,r1,1,acc,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,15,5.2 属性文法,翻译模式（翻译方案）： 翻译模式：如果在构造属性文法时把语义规则用 括起来，

12、插入到规则右部的合适位置上指明语义规则的计算次序，则称这种属性文法的书写形式为翻译模式（或翻译方案）。这是一种动作与分析交错的表示方法，以表达动作在分析过程中的执行时刻。其特征是保证当动作使用某属性时，该属性必须是可用的。 S-属性定义的翻译方案：由于S-属性定义中只含有综合属性，所以在构造其翻译方案时只需将每个语义规则写成由赋值语句组成的语义动作，并把该语义动作放在相应规则右部之末端，便得到其翻译方案。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,16,5.2 属性文法,L-属性定义的翻译方案：由于L-属性定义中既有文法符号的综合属性，又有文法符号的继承属性，那么进行翻译方案设计时，

13、要满足下列三个要求：规则右部符号的继承属性必须在先于这个符号的语义动作中计算；一个语义动作不能引用该语义动作右边符号的综合属性；规则左部非终结符号的综合属性只能在它所引用的所有属性都计算完后再计算。计算该属性的语义动作通常放在规则右部的末端。 举例：例5-5，建立说明语句的翻译方案。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,17,5.2 属性文法,说明语句的翻译模式： （将语义动作中继承属性的计算前移，使 它出现在其相应文法符号之前） D T L.in := T.type L T int T.type := integer T real T.type := real L L1.in

14、 := L.in L1 , id addtype(id.entry, L.in) L id addtype(id.entry, L.in) ,说明语句的语法制导定义： D T L L.in := T.type T int T.type := integer T real T.type := real L L1 ,id L1.in := L.inaddtype(id.entry, L.in) L id addtype(id.entry, L.in),2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,18,5.2 属性文法,说明语句real id1,id2的处理过程： DTL.in:=T.typ

15、eL realT.type:=realL.in:=T.typeL realL.in=realL realL.in=real L1.in:=L.inL1,id2addtype(id2.entry,L.in) realL1.in=real L1,id2addtype(id2.entry,real) realL1.in=real id1addtype(id1.entry,L1.in),id2addtype(id.entry,real) real id1(id1.entry,real),id2(id.entry,real),D T L.in := T.type L T int T.type := in

16、teger T real T.type := real L L1.in := L.in L1 , id addtype(id.entry, L.in) L id addtype(id.entry, L.in) ,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,19,5.3 中间代码的形式,中间表示：是语法分析以后到目标代码生成之间的源程序表 现形式；中间表示的生成可以按语法制导定义来完成；中间表示是 语法分析和语义分析相结合的产物。 中间表示形式：编译程序所使用的中间代码有多种形式，常见的 有逆波兰式、三元式、四元式和树形表示。在这里，以a:=b*e+b*d为例。 逆波兰式：也称后缀式，是

17、将运算对象写在前面，运算符号写在后面的中间代码表示形式。如 abe*bd*+:= 三元式：把表达式及各种语句表示成一组三元式。每个三元式三个组成部分为：算符op、第一运算对象ARG1、第二运算对象ARG2。与后缀式不同，三元式中含有对中间计算结果的显式引用。对于一目算符op只需使用ARG1，此时ARG2为空；对于多目算符，则可用若干相继的三元式表示。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,20,5.3 中间代码的形式,如 （1）(*，b，c)（2）(*，b，d)（3）(+，（1），（2）（4）(:=，（3），a) 树形表示：是三元式的另一种表示。简单变量或常数的树就是该变量或常数

18、自身，如果表达式e1和e2的树分别为T1和T2，那么，e1+e2、e1*e2、-e1的树分别为；,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,21,5.3 中间代码的形式,四元式：比较普遍采用的中间代码形式。四个组成成分为算符op、第一和第二运算对象及运算结果。 如：（1）(*，b，c，t1)（2）(*，b，d,t2)（3）(+，t1，t2,t3）（4）(:=，t3，-,a),为了更直观， 通常写成赋 值形式,t1:=b*c t2:=b*d t3:=t1+t2 a:=t3, 一般形式 x := y op z 其中 x, y, z 为变量名、常数或编译产生的临时变量, 对应的四元式（op

19、, y, z, x）,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,22,5.3 中间代码的形式,三元式种类： x := y op z 双目运算 （P328） x := op y 单目运算x := y 复制语句if x relop y goto l 条件转移语句goto l 无条件转移param x 实在参数call p, n 过程调用return x 过程返回x := yi 数组运算 xi := yx := &y x := *y *x = y 指针运算,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,23,课上练习,练习1：将下列两项表达式写成后缀式（或逆波兰式） -A+BC（DE

20、）/F 可用NEG表示单目运算“-” X：=-（a+b)/(c-d)-(a+b c) 练习2：将下列语句翻译成逆波兰、三元式和四元式。 a:=(b+c)*e+(b+c)/f,练习1：A NEG BCDEF/+Xab+NEGcd-/abc +-:= 练习2： a:=(b+c)*e+(b+c)/f对应的逆波兰式为： abc+e*bc+f/+:=,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,24,课上练习,a:=(b+c)*e+(b+c)/f对应的三元式为： （1）（+，b，c） （2）（*，(1)，e) （3）（+，b，c） （4）（/，(3)，f） （5）（+，（2），（4） （6）（：

21、=，a，（5） a:=(b+c)*e+(b+c)/f对应的四元式为： （1）（+，b，c，T1） （2）（*，T1，e，T2) （3）（+，b，c，T3） （4）（/，T3，f，T4） （5）（+，T2，T4，T5） （6）（：=，T5，-，a）,T1：=b+c T2：=T1*e T3：=b+c T4：=T3/f T5：=T2+T4 a:=T5,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,25,5.4 赋值语句的翻译,产生赋值语句的语法制导定义如右图：(P330表7.2） 注释：属性设置：中间代码 序列属性code ，S.code 代表 整个赋值语句S的三地址代码； 基本子程序：产生一

22、条中间 代码gen(code)；产生新的临 时变量newtemp. | 表示代码序列的连接。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,26,5.4 赋值语句的翻译,举例：例5-6，参照上面给定的赋值语句的语法制导定义，用自顶向下和自底向上的分析方法将a:=-c+b*34翻译成中间代码。 其分析树为：,自底向上的翻译过程： (在归约处计算其综合属性）,id.p =a,id.p =c,E.p=c E.c=,E.p=t1 E.c=gen(t1:=0-c), t1:=-c,id.p =b,E.p=b E.c=,num.v =34,E.p=34 E.c=,E.p=t2 E.c=gen(t2:

23、=b*34), t2:=b*34,E.p=t3 E.c=gen(t1:=0-c)| gen(t2:=b*34) | gen(t3:=t1+t2), t3:=t1+t2,S.c=gen(t1:=0-c)| gen(t2:=b*34)| gen(t3:=t1+t2)|gen(a:=t3), a:=t3,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,27,5.4 赋值语句的翻译,自顶向下的翻译过程：动作是在与之处于相同位置上的一个符号被充分展 开后被执行的；一个符号的继承属性必须由这个符号以前出现的动作来计 算，并且产生式左边非终结符号的综合属性必须在它所依赖的所有属性都 计算出来以后才能计算

24、。,id.p =c,id.p =a,E11.p=c E.c=,E1.p=t1 E.c=gen(t1:=0-c), t1:=-c,id.p =b,E21.p=b E.c=,num.v =34,E22.p=34 E.c=,E2.p=t2 E.c=gen(t2:=b*34), t2:=b*34,E.p=t3 E.c=gen(t1:=0-c)| gen(t2:=b*34) | gen(t3:=t1+t2), t3:=t1+t2,S.c=gen(t1:=0-c)| gen(t2:=b*34)| gen(t3:=t1+t2)|gen(a:=t3), a:=t3,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中

25、间代码,28,5.4 赋值语句的翻译,产生赋值语句的翻译模式如右图：(P341图7.8） 注释：属性id.name给出了 id所代表的名字本身。 lookup(id.name)检查是否在 符号表中存在相应此名字的表 项。如果有，则返回一个指向 该表项的指针，否则返回nil表 示没有找到。emit()将生成的 三地址语句发送到输出文件。,S id := E p：=lookup(id.name);if pnil then emit(p := E.place) else error E E1 + E2 E.place := newtemp; emit( E.place := E1.place + E

26、2.place ) E E1 * E2 E.place := newtemp; emit( E.place := E1.place * E2.place ) E - E1 E.place := newtemp; emit(E.place:=0-E1.place) E ( E1 ) E.place:= E1.place E id p:=lookup(id.name);if p nil then E.place:= p else error E num E.place:= num.val,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,29,5.4 赋值语句的翻译,举例：例5-7，参照上面给定

27、的赋值语句的翻译模式，采用自底向上的分析方法将a:=-c+b*34翻译成中间代码。其分析树为：,自底向上的翻译过程：,id.p =a,id.p =c,E.p=c,E.p=t1, t1:=-c,id.p =b,E.p=b,num.v =34,E.p=34,E.p=t2, t2:=b*34,E.p=t3, t3:=t1+t2, a:=t3,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,30,5.5 布尔表达式的翻译,布尔表达式：是用布尔运算符号and、or、not作用到布尔变量或关系表达式上而组成。对于运算符号and、or 满足左结合，优先级从高到低的顺序为：notandor。 布尔表达式的

28、数值表示时的翻译：将布尔表达式的值数字化，即用1表示真（true)，用0表示假（false).此时布尔表达式从左到右按算术表达式的求值方法来计算。这样其翻译方法也类似于算术表达式的翻译，如：a or b and not c可翻译为： t1:=not c t2:=b and t1 t3:=a or t2,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,31,5.5 布尔表达式的翻译,而形如ab的关系式可等价为 if ab then 1 else 0,其对应 的三地址代码序列为： （假设代码从100开始存放） 100 if ab goto 103 101 t1=:=0 102 goto 104

29、 103 t1:=1 104 据此，将算术表达式进行扩展，并加进产生式 Eid1 relop id2 最终形成了P351图7.11的关于布尔表达式的数值表示法的翻译模式。,举例：例5-8，参照P351图7.11给出的关于布尔表达式的数值表示法的翻译模式，采用自底向上的分析方法将ab or cd and ef翻译成中间代码。其分析树为：,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,32,5.5 布尔表达式的翻译,自底向上的翻译过程： (假设中间代码从 100开始）,E.p= t1,E.p= t2,104 if cd goto 107105 t2:=0106 goto 108 107 t2

30、:=1108,E.p= t3,108 if ef goto 111109 t3:=0110 goto 112 111 t3:=1112,E.p= t4,112 t4:=t2 and t3 113,E.p= t5,113 t5:=t1 or t4 114,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,33,5.5 布尔表达式的翻译,控制流语句中布尔表达式的翻译：在这种方法中，用程序中控制转移到达的位置来表示布尔表达式的值。如在if E1 or E2 then S1 else S2中，如果E1或E2为真，则整个表达式为真，即可用S1所在的位置来表示整个布尔表达式的真（记为E.truelist

31、=merge(E1.truelist,E2.truelist）；若E1为假，则还需计算E2，只有E2也为假，整个布尔表达式的值才为假。（即E.falselist=E2.falselist）。另外，这里由于E1 or E2 中若E1为假则要计算E2，所以要转到E2的开始处，即E2表达式所在的标号处。故在E2前加进M，使它引进一个语义动作，以便在适当的时刻获得四元式的标号（在这里就是E2所对应的四元式的标号）。同理在E1 and E2 的E2前也做同样的处理，这就形成了P361的图7.14控制流语句中的布尔表达式的翻译模式。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,34,5.5 布尔表

32、达式的翻译,举例：例5-9，用此翻译模式对例5-8中的布尔表达式进行自底向上的翻译过程如下： (假设中间代码从 100开始）,E.t=100 E.f=101,99 100 if ab goto 101 goto 102,M.q=102,E.t=102 E.f=103,102 if cd goto 103 goto 104,M.q=104,E.t=104 E.f=105,104 if ef goto 105 goto 106,104,E.t=104 E.f=103,105,102,E.t=100,104 E.f=103,105,如果用L1和L2分别表示 整个表达式E的真、假出 口，则如下：,L1

33、,L1,L2,L2,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,35,5.5 布尔表达式的翻译,上例也可这样分析： ab or M cd and M ef,99 100 if ab goto 101 goto 102,104,M.q=102,102 if cd goto 103 goto 104,M.q=104,104 if ef goto 105 goto 106,E.t=100 E.f=101,E.t=102 E.f=103,E.t=104 E.f=105,E.t=104 E.f=103,105,102,E.t=100,104 E.f=103,105,2019/5/10,第五章：语

34、法制导翻译和中间代码,36,课上练习,练习1：使用P361的图7.14翻译模式将下列布尔表达式翻译成中间代码形式。ab or bc and not (ac)（注：假设标号从100开始，L1、L2分别为布尔表达式的真、假出口。,99 100 if ab goto L1 101 goto 102 102 if bc goto 104103 goto L2 104 if ac goto L2 105 goto L1,E.t=100 E.f=101,99 100 if ab goto 101 goto 102,M.q=102,E.t=102 E.f=103,102 if bc goto 103 got

35、o 104,M.q=104,104,E.t=105 E.f=103,104,102,E.t=100,105 E.f=103,104,L1,L2,E.t=104 E.f=105,104 if ac goto 105 goto 106,E.t=104 E.f=105,E.t=105 E.f=104,L1,L2,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,37,5.6 控制流语句的翻译,高级语言的控制结构 顺序 begin 语句; 语句； end 条件 if_then_else if_thenswitch case 循环 while_do do_while for repeat_util S

36、if C then S1 else S2 的翻译： 代码序列：C、S1、S2 属性关系： S1.begin = C.true S2.begin = C.false S1.next = S2.next = S.next,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,38,5.6 控制流语句的翻译,Swhile C do S1 的翻译： 属性设置（继承） 布尔式 C： 代码段真出口 true 代码段假出口 false 语句 S ： 代码段的入口 begin 后续段入口 next 根据以上思想， 形成了P365 的控制流语句的翻译模式。,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,39

37、,5.6 控制流语句的翻译,举例，例5-10，按照P365给出的关于控制流语句的翻译模式，将下 面给出的控制流语句翻译成中间代码:,if ab or cd and ef then A1 else A2 ;while ab do A3,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,40,5.6 控制流语句的翻译,if ab or cd and ef then A1 else A2 ; while ab do A3,M.q=102,M.q=104,E.t=100,104 E.f=103,105,M1.q=106,S1.next=null,N.next=116,M2.q=117,S2.next

38、=null,106,106,117,117,S.next=116,L.next=116,M.q=127,M1.q=127,E.t=127 E.f=128,M2.q=129,S3.next=null,129,S.next=128,127,L.next=128,跳到 外层,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,41,课上练习,习题一：利用P341的图7.8产生赋值语句的翻译模式、P361的图7.14布尔表达式的翻译模式以及P365的控制流语句的翻译模式将下列语句翻译成中间代码。 if ad then while ef do a:=a+1 else a:+a+2,2019/5/10,第

39、五章：语法制导翻译和中间代码,42,5.6 控制流语句的翻译,控制流语句的自顶向下的翻译：将P356的表7.5和P354的表7.4修改成翻译模式，即将语义规则中的文法符号的继承属性用括起来并放在产生式中的此文法符号的左部。如：E E1.true:=E.true,E1.false:=newlabel;E1or E2.true:=E.true,E2.false:=E.false;E2 E.code:=E1.code|gen(E1.false:)|E2.code其它也类似。 举例，例5-11，利用以上修改后的翻译模式，将例5-8中给出的布尔表达式翻译成四元式代码。,2019/5/10,第五章：语法制

40、导翻译和中间代码,43,5.6 控制流语句的翻译,其带语义动作的分析树为：,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,44,5.6 控制流语句的翻译,其分析结果为： （假定整个表达式的真假出口分别为Ltrue和Lfalse,在翻 译时已由外层传过来） E1.true := Ltrue E1.false := L1 E1.code := if ab goto Ltruegoto L1 E2.true := Ltrue E2.false := Lfalse E3.true := L2 E3.false := Lfalse E3.code := if cd goto L2 goto Lfa

41、lse E4.true := Ltrue E4.false := Lfalse E4.code := if ef goto Ltruegoto Lfalse E2.code := (E3.code)L2:(E4.code) E.code := (E1.code)L1:(E2.code),最终生成的代码为：if ab goto Ltruegoto L1 L1: if cd goto L2goto Lfalse L2: if ef goto Ltruegoto Lfalse,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,45,5.6 控制流语句的翻译,例5-12，利用P354的表7.4所示的

42、L属性文法对以下的控制流语句进行 自上而下的分析： while ab do if cd then x:=y+z else x:=y-z,最终形成的中间代码为：L1：if ab goto L2goto LnextL2: if cd goto L3goto L4L3: t1:=y+zx:=t1goto L1L4: t2:=y-z x:=t2goto L1,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,46,5.6 控制流语句的翻译,其带语义动作的分析树为：,2019/5/10,第五章：语法制导翻译和中间代码,47,5.6 控制流语句的翻译,其分析结果为： （假定S.next=Lnext来自外

43、层） S.begin := L1 E1.true := L2 E1.false :=Lnext E1.code := if ab goto L2 goto Lnext S1.next=L1 E2.true := L3 E2.false := L4 E2.code := if cd goto L3 goto L4 S2.next := L1 S2.code := t1:=y+z x:=t1 S3.next := L1 S3.code := t2:=y-z x:=t2 S1.code:=(E2.code) | L3: |(S2.code) | goto L1 | L4: |(S3.code) S.code:=L1: | (E1.code) | L2: | (S1.code) | goto L1,