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(AB)(CD)的逆波兰表示为 。 a. ABCD b. ABCDc. ABCD d. ABCD(4) 有一语法制导翻译如下所示： SbAb print1A(B print2Aa print3BAa) print4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GS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：GS: SL.L|L LLB|B B0|1 【解答】 计算S.val的文法GS及语义动作如下： 产生式 语义动作 GS：SS print(S.val) SL1·L2 S.val:=L1.val + L2.val/2L2.length SL S.val:=L.val LL1B L.val:=L1.val*2 + B.val L.length:=L1.length +1 LB L.val:=B.val L.length:=2 B1 B.val:=1 B0 B.val:=04.4 下面的文法生成变量的类型说明：Did LL,id L|:TTinteger|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：Did Lenter (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;TintegerT.type=integer;TrealT.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 Scall i(arglist) arglistE arglistarglist(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) arglistE 建立一个arglist.STACK栈，它仅包含一项E.place(2) arglistarglist(1)，E 将E.place压入arglist(1). STACK栈，arglist. STACK=arglist(1).STACK(3) Scall i (arglist) while arglist.STACKnull 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。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Swhile E do S(1) 改写为如下的三个产生式：WwhileAW E doSA S(1)每个产生式对应的语义子程序如下：Wwhile W.quad=nxq;AW E do Backpatch(E.tc,nxq);A.chain=E.fc;A.quad=W.quad;SA 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) Ei E.tc=null;E.fc=nxq;emit(jez,entry(i),_ ,0); (2) Ei(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) EE(1) E.fc=nxq;emit(j,_ ,_ ,0);Backpatch(E(1).fc,nxq); (5) EAE(1) EA.fc=E(1).fc; (6) EEAE(2) E.tc=E(2).tc;E.fc=merg(EA.fc,E(2).fc);(7) E0E(1) E0.tc=nxq;emit(j,_ ,_ ,0);Backpatch(E(1).fc,nxq); (8) EE0E(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<CB<D) if (A1) C=C+1; else while (AD) 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ACBD、A1和AD，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
