编译原理试验指导.docx
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编译原理试验指导
编译原理实验指导
计算机工程学院
内容简介
编译原理是计算机专业中的一门专业必修课程，在理论上它要求学生掌握有关形式语言和自动机的抽象概念，在技术上要求学生能够熟练地利用各种数据结构进行编程，很具有挑战性。
我们希望学生在学习完本课之后，能够对形式语言和其内部结构有一个较深刻的认识。
本书包含三个实验：
词法分析器，LL1语法分析、语义与代码生成。
这三个实验构成了编译器的主要组成部分，全部在VC++6.0环境下完成。
目录
实验一词法分析实验1
实验二LL1语法分析4
实验三语义及代码生成7
实验一词法分析实验
1、实验目的
加深对词法分析器的工作过程的理解；加强对词法分析方法的掌握；能够采用一种编程语言实现简单的词法分析程序；能够使用自己编写的分析程序对简单的程序段进行词法分析。
2、实验内容
对源程序进行词法分析：
要求识别出关键字、标识符、数字和符号，并以（单词类别，单词值）二元组的形式显示。
如inta；经过词法分析程序后得到的二元组为：
intint
IDa
;;
以下为词法分析程序的测试数据
main（）
{
inta,b;
a=10;
b=a+20;
}
请对以上代码利用词法分析程序分析并得到相应的二元组。
3、实验分析
在本次实验中是对一个简化的c语言程序进行分析，它的单词符号有：
●标识符：
字母打头，后接字母数字,识别出的标识符用ID标记。
●保留字（它是标识符的子集）：
if,else,for,while,do,int,write,read，识别出的保留字直接用该保
留字标记。
●无符号整数：
由数字组成，用NUM标记。
●分界符：
+、-、*、/、（、）、；、，>、<、{、}、!
等单分界符，直接用单分界符标记。
>=、<=、!
=、==等双字符分界符，直接用双分界符标记。
●注释符：
用/*….*/括起
为了从源程序字符流中正确识别出各类单词符号，相邻的标识符、整数或保留字之间至少要用一个空格分开。
此语言的各类单词符号的正则文法规则如下：
∷=|ID|ID
∷=|
∷=a|b|…|z|A|B|…|Z
∷=1|2|…|9|0
∷=+|-|*|/|=|（|）|{|}|：
|，|；|＜|＞|!
∷=＞=|＜=|！
=|==
∷=/*
∷=*/
图1单词符号的状态图
根据状态图，分析相应动作就可以构造出词法分析程序的算法流程图，如下图所示，在程序开始时，首先读入一个字符，若为空字符，则继续读，直到读进一个非空字符，读进的字符有如下6种情况，要进行不同的处理。
（1）字母。
继续读，直到遇见空格、分界符、文件尾或非字母数字字符。
组合标记符，查保留字表。
若为保留字，输出相应单词记号；若不是，输出标记符的单词记号及单词值（标识符）。
（2）数字。
继续读，直到遇见空格、或非数字字符出现或文件尾。
输出无符号整数的单词记号及数字串。
（3）=、<、>、!
。
读入下一个字符，判断是否为双字符分界符，若是，组成双字符分界符，输出相应单词记号及双分界符；若不是，输出单分界符记号。
（4）非=、<、>、/等与双分界符首字符不同的单分界字符。
输出相应单词记号及单分界符。
（5）/。
读入下一个字符。
若不是“*”，输出/的单词记号；若是“*”，进行注释处理。
词法分析不输出“/*”，并要跳过整个注释内容直到遇到“*/”为止，然后返回开始状态，继续识别下一个单词符号。
（6）非法字符。
如果读进的字符不属于上面任意情况，则说明词法分析程序从源程序读入了一个不合法的字符，即该字符不属于程序语言所定义的所有单词符号首字符集合。
词法分析程序在遇到不合法字符时要进行错误处理，报告错误信息，跳过这个字符，然后转入开始状态，继续识别下一个单词符号。
图2词法分析程序流程图
4、实验步骤
（1）启动VisualC++系统，新建一个工程；
（2）新建一个源程序文件；
（3）编译，调试该程序；
（4）运行该程序，输入测试数据，观察输出数据；
（5）分析实验结果。
实验二LL1语法分析
1、实验目的
（1）一切LL
（1）文法；含有直接左递归但可以转化为LL
（1）文法的文法；含有间接左递归但可以转化为LL
（1）文法的文法
（2）计算出文法的First（）Follow（）
（3）构造相应文法的预测分析表
（4）对某个输入句子进行分析
2、实验内容
LL
（1）文法是一类可以进行确定的自顶向下语法分析的文法。
就是要求描述语言的文法是无左递归的和无回溯的。
根据LL
（1）文法的定义，对于同一非终结符A的任意两个产生式A:
=a和A:
=b，都要满足：
SELECT（A：
=a）∩SELECT（A:
=b）=Ø。
（1）文法的左递归
当一个文法是左递归文法时，采用自顶向下分析法会使分析过程进入无穷循环之中。
所以采用自顶向下语法分析需要消除文法的左递归性。
文法的左递归是指若文法中对任一非终结符A有推导AA…，则称该文法是左递归的。
左递归又可以分为直接左递归和间接左递归。
●直接左递归
若文法中的某一产生式形如A→Aα，α∈V*，则称该文法是直接左递归的。
消除直接左递归的方法：
设有产生式是关于非终结符A的直接左递归：
A→Aα|β（α,β∈V*，且β不以A开头）
对A引入一个新的非终结符A′，把上式改写为：
A→βA′
A′→αA′|ε
●间接左递归
若文法中存在某一非终结符A，使得AA…至少需要两步推导，则称该文法是间接左递归的。
消除间接左递归的方法：
【方法一】采用代入法把间接左递归变成直接左递归。
【方法二】直接改写文法：
设有文法G10[S]：
S→Aα|β⑴
A→Sγ⑵
因为SAαSγα，所以S是一个间接递归的非终结符。
为了消除这种间接左递归，将⑵式代入⑴式，即可得到与原文法等价的文法（可以证明）：
S→Sγα|β⑶
⑶式是直接左递归的，可以采用前面介绍的消除直接左递归的方法，对文法进行改写后可得文法：
S→βS′
S′→γαS′|ε
1计算first集合
（1）若X∈VT，则First（X）={X}
（2）若X∈VN，且有产生式X→a…,a∈VT则First（X）={X}
（3）若X∈VN，且有产生式X→ε,则First（X）={X}
（4）若X，Y1，Y2，…，Yn都∈VN，而由产生式X→Y1Y2…Yn。
当Y1，Y2，…，Yi-1都能推导出ε时，（其中1≤i≤n），则First（Y1）-{ε},First（Y2）-{ε},…,First（Yi）都包含在First（X）中
（5）当（4）中所有Yi都能推导出ε，（i=1，2，…，n），则First（X）=First（Y1）∪First（Y2）∪…First（Yn）∪{ε}
反复使用上述步骤直到每个符合的First集合不再增大为止。
2计算Follow集
对文法中的每个A∈VN，计算Follw（A）：
（1）设S为文法的开始符合，把{#}加入Follow（S）中；
（2）若A→αBβ是一个产生式，则把First（β）的非空元素加入Follow（B）中，如果β能推导出ε，则把Follow（A）也加入（B）中；
（3）反复使用以上步骤直到每个非终结符号的Follow集不再增大为止。
3预测分析方法
预测分析方法是自顶向下分析的另一种方法，一个预测分析器是由三个部分组成：
预测分析程序；先进后出栈；预测分析表。
预测分析程序的框图如下：
实验三语义及代码生成
1、实验目的
理解并掌握语义分析的基本概念,基本方法;掌握代码优化与目标生成的基本原理与技术实现；编写类C语言编译程序的目标代码生成的程序,调试成功后,以给出的程序段为测试数据,并按一定格式显示结果。
2、实验内容和分析
与实验二的语法规则相比，只有部分规则需要添加动作符号，下面我们列出添加了动作符号的规则。
（1）↓vartablep,datap->intID↑n@name-def↓n,t;
动作解释：
vartablep指出符号表的最后一个记录的下一个位置，即第一个空白记录位置。
每当有一个记录加入符号表，该值加1；datap表示已经分配的地址空间，它开始时为0，每声明一个变量，该值则根据变量类型累加，如整型加2，实型加4等等。
@name-def↓n,t的动作：
查询符号表，从vartablep所指的前一个位置起往回查直到第一个记录，若没有，将标识符名n及类型1、datap的值填入符号表vartablep所指的位置，然后vartablep加1，datap根据类型t增加;若有，报告错误：
变量重复定义。
（2）:
:
=ID↑n@LOOK↓n↑d@ASSIGN=@STO↓d|
（3）:
:
=
|>@GT
|<@LES
|>=@GE
|<=@LE
|==@EQ
|!
=@NOTEQ
（4）:
:
={（+@ADD|-<项>@SUB）}
（5）:
:
={（*@MULT|/@DIV）}
（6）:
:
=（）|ID↑n@LOOK↓n↑d@LOAD↓d|NUM↑i@LOADI↓i
（2）、（3）、（4）、（5）、（6）规则中的动作符号解释如下：
@LOOK↓n↑d:
查符号表n，给出变量地址d;没有，变量没定义
@ASSIGN：
超前读一个符号，如果是'='，则表示进入赋值表达式，如果不是'='，则选择<比较表达式>，然后还要将超前读的这个符号退回。
@STO↓d：
输出指令代码STOd,且codep++（因产生了指令，所以指令记数加1）
@LOADI↓i：
输出指令代码LOADIi,且codep++
@LOAD↓d：
输出指令代码LOADd,且codep++
@GT、@ADD等：
输出后的指令代码GT、ADD等
（7）:
:
=if（）@BRF↑label1@BR↑label2
@SETlabel↓label1[else]@SETlabel↓label2
其中动作符号的含义如下
@BRF↑label1：
输出BRFlabel1,codep++
@BR↑label2：
输出BRlabel2,codep++
@SETlabel↓label1：
设置标号label1
@SETlabel↓label2：
设置标号label2
（8）:
:
=while@SETlabel↑label1（）@BRF↑label2
@BR↓label1@SETlabel↓label2
动作解释如下：
@SETlabel↑label1：
设置标号label1
@BRF↑label2：
输出BRFlabel2,codep++
@BR↓label1：
输出BRlabel1,codep++
@SETlabel↓label2：
设置标号label2
（9）:
:
=for（;
@SETlabel↑label1@BRF↑label2@BR↑label3;
@SETlabel↑label4@BR↓label1）
@SETlabel↓label3@BR↓label4@SETlabel↓label2
动作解释：
@SETlabel↓label1：
设置标号label1
@BRF↑label2：
输出BRFlabel2,codep++
@BR↑label3：
输出BRlabel3,codep++
@SETlabel↓label4：
设置标号label4
@BR↑label1：
输出BRlabel1,codep++
@SETlabel↓label3：
设置标号label3
@BR↑label4：
输出BRlabel4,codep++
@SETlabel↓label2：
设置标号label2
（10）:
:
=write@OUT;
动作解释：
@OUT：
输出OUT
（11）:
:
=readID↑nLOOK↓n↑d@IN↓d;
动作解释：
@LOOK↓n↑d:
查符号表n，给出变量地址d;没有，变量没定义
@IN：
输出IN
@STI↓d：
输出指令代码STId
抽象机常用汇编指令如下：
LOADD将D中的内容加载到操作数栈
LOADI常量将常量压入操作数栈
LOAD（D）将变量地址D压入操作数栈
STOD将操作数栈栈顶单元内容存入D
ADD将次栈顶单元与栈顶单元内容相加，和置于栈顶
SUB将栈顶单元减去次栈顶单元内容，差置于栈顶
MULT将次栈顶单元与栈顶单元内容相乘，积置于栈顶
DIV将栈顶单元除次栈顶单元内容，商置于栈顶（分母为栈）
BRlab无条件转移到lab
BRFlab检查栈顶单元逻辑值，若为假（0）则转移到lab
EQ将栈顶两单元做等于比较，并将结果真或假（1或0）置于栈顶
NOTEQ将栈顶两单元做不等于比较，并将结果真或假（1或0）置于栈顶
GT次栈顶大于栈顶操作数，则栈顶置1，否则置0
LES次栈顶小于栈顶操作数，则栈顶置1，否则置0
GE次栈顶大于等于栈顶操作数，则栈顶置1，否则置0
LE次栈顶小于等于栈顶操作数，则栈顶置1，否则置0
AND将栈顶两单元做逻辑与运算，并将结果真或假（1或0）置于栈顶
OR将栈顶两单元做逻辑或运算，并将结果真或假（1或0）置于栈顶
NOT将栈顶的逻辑值取反
构造语义和代码生成程序，然后对测试程序进行分析
测试程序
{
inta;
intb;
reada;
writea;
if（a==10）b=1;elseb=2;
writeb;
while（a<=6）b=3;
writeb;
b=0;
for（a=0;a<5;a=a+1）b=4;
writeb;
}
3、实验分析
在本实验中仍采用递归下降分析法，根据实验二中的语法分析，用上面给出的各语句程序替换语法分析对应的同名函数程序，即可将语法分析改为语义分析和代码生成程序。
为了简化起见，在类C编译程序中没有进行复杂的错误处理。
在语法和语义分析中，一旦遇到语法或语义错误，则停止编译，立即返回，并报告发生的错误。
4、实验步骤
（1）启动VisualC++系统，新建一个工程；
（2）新建一个源程序文件；
（3）编译，调试该程序；
（4）运行该程序，输入测试数据，观察输出数据；
（5）分析实验结果。
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