C语言编译器的设计与实现.docx

1、C语言编译器的设计与实现C语言编译器的设计与实现 01计算机4班 18号任春妍 2号陈俊我们设计的编译程序涉及到编译五个阶段中的三个，即词法分析器、语法分析器和中间代码生成器。编译程序的输出结果包括词法分析后的二元式序列、变量名表、状态栈分析过程显示及四元式序列程序，整个编译程序分为三部分：(1) 词法分析部分(2) 语法分析处理及四元式生成部分 (3) 输出显示部分一词法分析器设计 由于我们规定的程序语句中涉及单词较少，故在词法分析阶段忽略了单词输入错误的检查，而将编译程序的重点放在中间代码生成阶段。词法分析器的功能是输入源程序，输出单词符号。我们规定输出的单词符号格式为如下的二元式： (单

2、词种别，单词自身的值)#define ACC -2#define syl_if 0#define syl_else 1#define syl_while 2#define syl_begin 3#define syl_end 4#define a 5#define semicolon 6#define e 7#define jinghao 8#define s 9#define L 10#define tempsy 11#define EA 12#define EO 13#define plus 14#define times 15#define becomes 16#define op_an

3、d 17#define op_or 18#define op_not 19#define rop 20#define lparent 21#define rparent 22#define ident 23#define intconst 24函数说明 1 读取函数 readline( )、readch( )词法分析包含从源文件读取字符的操作，但频繁的读文件操作会影响程序执行效率，故实际上是从源程序文件” source.dat ”中读取一行到输入缓冲区，而词法分析过程中每次读取一个字符时则是通过执行 readch( )从输入缓冲区获得的；若缓冲区已被读空，则再执行readline( )从 so

4、urce.dat 中读取下一行至输入缓冲区。2 扫描函数 scan( ) 扫描函数 scan( )的功能是滤除多余空格并对主要单词进行分析处理，将分析得到的二元式存入二元式结果缓冲区。3 变量处理 find（ ）变量处理中首先把以字母开头的字母数字串存到 spelling 数组中，然后进行识别。识别过程是先让它与保留关键字表中的所有关键字进行匹配，若获得成功则说明它为保留关键字，即将其内码值写入二元式结果缓冲区；否则说明其为变量，这时让它与变量名表中的变量进行匹配（ 变量匹配函数 find（ ） ），如果成功，则说明该变量已存在并在二元式结果缓冲区中标记为此变量（ 值填为该变量在变量名表中的位

5、置），否则将该变量登记到变量名表中，再将这个新变量存入二元式缓存数组中。4 数字识别 number( ) 数字识别将识别出的数字填入二元式结果缓存数组。5 显示函数 显示函数的功能在屏幕上输出词法分析的结果（ 即二元式序列程序），同时给出二元式个数及源程序行数统计。二语法分析器设计 语法分析器的核心是三张 SLR 分析表以及针对这三张 SLR 分析表进行语义加工的语义动作。编译程序中语法分析处理及四元式生成部分主要是以二元式作为输入，并通过 SLR 分析表对语法分析处理过程进行控制，使四元式翻译的工作有条不紊的进行，同时识别语法分析中的语法错误。在处理 if 和 while 语句时，需要进行真

6、值或假值的拉链和返填工作，以便转移目标的正确填入。1. 控制语句的 SLR 分析表1 设计过程如下： 将扩展文法G1） S S1）S if e S else S2）S while e S3）S L 4）S a;5）L S6）L SL用_CLOSURE方法构造LR(0)项目规范簇为：I0： S SS if e S else SS while e S S L S a ;I1: S SI2: S ife S else SI3: S while e SI4: S L L S L SL S if e S else SS while e S S L S a ; I5: S a; I6: S if e S

7、else S S if e S else SS while e S S L S a ; I7: S while e S S if e S else SS while e S S L S a ; I8: S L I9: L S L SL L SL L S S if e S else SS while e S S L S a ; I10: S a ; I11: S if e S else SI12: S while e S I13: S L I14: S SL I15: S if e S else S S if e S else SS while e S S L S a ; I16: S if e

8、 S else S 构造文法G中非终结符的FOLLOW集如下：2） FOLLOW(S) = # 3） S if e S else S得FOLLOW(S) = else S L 得FOLLOW(L) = 3) S S 得FOLLOW(S) = else , # L S 因为FIRST(S) = ，所以FOLLOW(S) = else , #, 在（）项目规范簇中，只有9有“移进归约”冲突，L SL SL因为FOLLOW(L) FIRST(L) = 所以可以用方法解决以上冲突，最后我们得到的分析表如下：ACTIONGOTO ifElsewhilea;e#SL0S2S3S4S511ACC2S63S7

9、4S2S3S4S5985S106S2S3S4S5117S2S3S4S5128S139S2S3S4R5S591410R4R4R4111512R2R2R213R3R3R314R615S2S3S4S51616R1R1R1static int action2011=/* 0 */ 2, -1, 3, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 1, -1,/* 1 */ -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,ACC, -1, -1,/* 2 */ -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, 6, -1, -1, -1,/* 3 */ -1, -1, -1, -1,

10、-1, -1, -1, 7, -1, -1, -1,/* 4 */ 2, -1, 3, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 9, 8,/* 5 */ -1, -1, -1, -1, -1, -1, 10, -1, -1, -1, -1,/* 6 */ 2, -1, 3, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 11, -1,/* 7 */ 2, -1, 3, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 12, -1,/* 8 */ -1, -1, -1, -1, 13, -1, -1, -1, -1, -1, -1,/* 9 */ 2, -1, 3, 4,105, 5, -1, -

11、1, -1, 9, 14,/* 10*/ -1,104, -1, -1,104, -1, -1, -1,104, -1, -1,/* 11*/ -1, 15, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,/* 12*/ -1,102, -1, -1,102, -1, -1, -1,102, -1, -1,/* 13*/ -1,103, -1, -1,103, -1, -1, -1,103, -1, -1,/* 14*/ -1, -1, -1, -1,106, -1, -1, -1, -1, -1, -1,/* 15*/ 2, -1, 3, 4, -1, 5, -1,

12、-1, -1, 16, -1,/* 16*/ -1,101, -1, -1,101, -1, -1, -1,101, -1, -1;其中，前 9 列为 action 值，后 2 列为 goto 值；016 表示 17 个移进状态（ 即 Si）；-1表示出错；ACC 表示分析成功；而 100106 对应 7 个归约产生式：100 S S101 S if e S else S102 S while e S103 S L 104 S a;105 L S106 L SL2. 算术表达式的 LR 分析表 2 设计如下：1) S E2) E E+E3) E E*E4) E (E)5) E i （过程略）A

13、CTIONGOTOI+*()#E0S3S211S4S5ACC2S3S263R4R4R4R44S3S275S3S286S4S5S97R1R5R1R18R2R2R2R29R3R3R3R3static int action1107=/* 0 */ 3, -1, -1, 2, -1, -1, 1,/* 1 */ -1, 4, 5, -1, -1,ACC, -1,/* 2 */ 3, -1, -1, 2, -1, -1, 6,/* 3 */ -1,104,104, -1,104,104, -1,/* 4 */ 3, -1, -1, 2, -1, -1, 7,/* 5 */ 3, -1, -1, 2, -

14、1, -1, 8,/* 6 */ -1, 4, 5, -1, 9, -1, -1,/* 7 */ -1,101, 5, -1,101,101, -1,/* 8 */ -1,102,102, -1,102,102, -1,/* 9 */ -1,103,103, -1,103,103, -1;3.布尔表达式的 SLR 分析表3 设计如下：（过程略）1) S B2) B i3) B i rop i4) B ( B )5) B ! B6) A B &7) B AB8) O B |9) B OBACTIONGOTOiRop()!&|#BAO0S1S4S513781S2R1R1R1R12S33R2R2R2

15、R24S1S4S511785S1S4S56786R4S9S10R47S1S4S514788S1S4S515789R5R5R510R7R7R711S12S9S1012R3R3R3R313S9S10ACC14R6S9S10R615R8S9S10R8static int action21611=/* 0 */ 1, -1, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 13, 7, 8,/* 1 */ 1, 2, -1,101, -1,101,101,101, -1, -1, -1,/* 2 */ 3, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1, -1,/* 3 */ -1

16、, -1, -1,102, -1,102,102,102, -1, -1, -1,/* 4 */ 1, -1, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 11, 7, 8,/* 5 */ 1, -1, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 6, 7, 8,/* 6 */ -1, -1, -1,104, -1, 9, 10,104, -1, -1, -1,/* 7 */ 1, -1, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 14, 7, 8,/* 8 */ 1, -1, 4, -1, 5, -1, -1, -1, 15, 7, 8,/* 9 */ 105, -1,105, -1,10

17、5, -1, -1, -1, -1, -1, -1,/*10 */ 107, -1,107, -1,107, -1, -1, -1, -1, -1, -1,/*11 */ -1, -1, -1, 12, -1, 9, 10, -1, -1, -1, -1,/*12 */ -1, -1, -1,103, -1,103,103,103, -1, -1, -1,/*13 */ -1, -1, -1, -1, -1, 9, 10,ACC, -1, -1, -1,/*14 */ -1, -1, -1,106, -1, 9, 10,106, -1, -1, -1,/*15 */ -1, -1, -1,10

18、8, -1, 9, 10,108, -1, -1, -1;LR 分析表控制语义加工的实现：当扫描 LR 分析表的当前状态为归约状态时，则在调用与该状态对应的产生式进行归约的同时，调用相应的语义子程序进行有关的翻译工作。现在对 LR 分析器的分析栈加以扩充，使得每个文法符号之后都跟着它的语义值。为了清晰起见，我们把这个栈的每一项看成由三部分组成：状态 state ，文法符号 syl 和语义值 val。编译程序实现算术表达式、布尔表达式及程序语句的语义加工时，都是按这种状态栈加工方式进行的。例如：( 5 + 3 ) * 6的分析过程序号STATEValsylinput10-#( 5 + 3 ) *

19、 6 #202-#(5 + 3 ) * 6 #3023-#(5+ 3 ) * 6 #4026-5#(E+ 3 ) * 6 #50264-5-#(E+3 ) * 6 #602643-5-#(E+3 ) * 6 #702647-5-3#(E+E) * 6 #8026-8#(E) * 6 #90269-8-#(E)* 6 #1001-8#E* 6 #11015-8-#E* 6 #120153-8-#E*6#130158-8-6#E*E#1401-48#E#15ACC在分析过程中，第（3）步操作后的状态栈为 023，根据栈顶状态“ 3”和现行输入符号“ +”（ input 栏字符串的第一个字符）查分析

20、表 ACTION3，+=R4，即按第（4）个产生式 En 来进行归约；由于产生式右部仅含一项，故去掉状态栈栈顶“3”；此时 2 变为新的栈顶状态，再查（ 2，E）的下一状态 s：GOTO2,E=6，即将状态 6 和文法符号 E 压栈，最后得到第（ 4）步的状态。第（ 7）步操作后也是如此，当前状态栈为 02647，根据栈顶状态 7 和现行输入符号“ ）”查分析表 ACTION7，）=R1，即按第（1）个产生式 EE1+E2进行归约；由于产生式右部有三项，故去掉状态栈栈顶的 647 三项；此时 2 变为新的栈顶状态，再查（ 2，E）的下一状态 s：GOTO2，E=6,即将状态 6 和文法符号 E

21、 压栈，最后得到第（8）步的状态。三中间代码生成器设计：布尔表达式 布尔表达式在程序语言中有两个基本作用：一是用作控制语句（ 如 if -else 或 while语句）的条件式；二是用于逻辑演算，计算逻辑值。布尔表达式是由布尔算符（ &、| 、！）作用于布尔变量（ 或常数）或关系表达式而形成的。关系表达式的形式是 E1 rop E2，其中 rop 是关系符（ 如或），E1和 E2是算术式。在这里，我们只考虑前面给定文法所产生的布尔表达式：BB &B | B | B | ! B | (B) | i rop i | i遵照我们的约定，布尔算符的优先顺序（ 从高到低）为：!、&、|，并假定&和|都服

22、从左结合规则。所有关系符的优先级都是相同的，而且高于任何布尔算符，低于任何算术算符，关系算符不得结合。表达式的真、假出口的确定：考虑表达式 B1 | B2 ，若 B1为真，则立即知道 B 也为真；因此，B1的真出口也就是整个 B 的真出口。若 B1?为假，则 B2必须被计值，B2的第一个四元式就是 B1的假出口。当然，B2的真、假出口也就是整个 B的真、假出口。类似的考虑适用于对 B1 & B2的翻译，我们将 B1 | B2和 B1 & B2 的翻译用下图表示，在自下而上的分析过程中，一个布尔式的真假出口往往不能在产生四元式的同时就填上。我们只好把这种未完成的四元式的地址（ 编号）作为 B 的

23、语义值暂存起来，待到整个表达式的四元式产生完毕之后再来回填这个未填入的转移目标。条件语句对条件语句 if e S1 else S2 中的布尔表达式 e，其作用仅在于控制对 S1和 S2的选择。因此，作为转移条件的布尔式e，我们可以赋予它两种“ 出口”：一是“ 真”出T口，出向 S1；一是“ 假”出口，出向 S2。于是，e的代码F条件语句可以翻译成如图的一般形式。非终结符 e 具有两项语义值 e _TC 和e_FC，它们分别指出了尚待回填真、S2的代码假出口的四元式串。e 的“ 真”出口只有在往回扫描到if时才能知道，而它图 3-2 条件语句的代码结构 的“ 假”出口则需到处理过 S1并且到达

24、else 才能明确。这就是说，必须把 e_FC 的值传下去，以便到达相应的 else时才进行回填。另外，当 S1语句执行完时意味着整个 if-else 语句也已执行完毕；因此，在 S1的编码之后应产生一条无条件转移指令。这条转移指令将导致程序控制离开整个 if-else 语句。但是，在完成 S2的翻译之前，这条无条件转移指令的转移目标是不知道的。甚至，在翻译完 S2之后，这条转移指令的转移目标仍无法确定。这种情形是由于语句的嵌套性所引起的。例如下面的_语句：if e1 if e2 S1 else S2 else S3 在 S1的代码之后的那条无条件转移指令不仅应跨越 S2而且应跨越 S3。这也

25、就是说，转移目标的确定和语句所处的环境密切相关。条件循环语句条件循环语句 while e S 通常被翻译成图的代码结构。布尔式 e 的“ 真”出口出向 S 代码段的第一个四元式。紧接 S 代码段之后应产生一条转向测试 e 的无条件转移指令。e 的“ 假”出口将导致程序控制离开整个 while 语句。e 的“ 假”出口目标即使在整个 while 语句翻译完之后也未必明确。例如： if e1 while e2 S1 else S2这种情况仍是由于语句的嵌套性引起的。所以，我们只好把它作为语句的语义值 SCHAIN 暂留下来，以便在处理外层语句时再伺机回填。语法翻译实现方法 将上述语法翻译付诸实现过

26、程中，我们仅保留了算术表达式和布尔表达式翻译的文法和语义动作；面对程序语句的翻译，由于改造后含有较多的非终结符且语义动作又相对简单，故仍恢复为改造之前的程序语句文法。由于总体上构造一个 SLR 分析表来实现语法分析及语义加工将使得所构造的 SLR 分析表过大，所以将其分为下面三部分处理：(1) 对算术表达式单独处理，即为算术表达式构造一个 SLR 分析表，并将赋值语句A=E 与算术表达式归为一类处理，处理之后的赋值语句仅看作为程序语句文法中的一个终结符 a。(2) 对布尔表达式也单独处理，并为其构造一个 SLR 分析表，经 SLR 分析表处理后的布尔表达式看作为程序语句文法中的一个终结符 e。(3) 程序