语法制导翻译生成中间代码.ppt

1,第四章 语法制导翻译生成中间代码,语法制导翻译是处理语义的基本方法，它以语法分析为基础，在语法分析得到语言结构的结果时，对附着于此结构的语义进行处理，如计算表达式的值、生成中间代码等。与语法分析部分的讨论不同，本章的内容更注重于实际方法的讨论。主要内容包括：语法制导翻译的基本概念中间代码简介符号表简介典型声明语句与可执行语句的翻译上机：DBMS的设计与实现SQL的执行,2,4.1 语法制导翻译简介,语法与语义语法与语义的关系语法是指语言的结构、即语言的“样子”；语义是指附着于语言结构上的实际含意，即语言的“意义”。语义不能离开语法独立存在；语义远比语法复杂；同一语言结构可包含多种含意，不同语言结构可表示相同含意；语法与语义之间没有明确的界线。例1 猫吃老鼠与老鼠吃猫，晒被子与晒太阳例2 程序设计语言中的分情况结构,3,4.1 语法制导翻译简介,case condition is case1:stat1;case2:stat2;.end case;语义分析的两个作用检查是否结构正确的句子所表示的意思也合法；执行规定的语义动作，如：表达式求值符号表填写中间代码生成等语义分析的方法语法制导翻译,switch(condition)case condition1:stat1;case condition2:stat2;.,break;break;,4,4.1 语法制导翻译简介,属性与语义规则 语法制导翻译的基本思想通俗地讲，以语法分析为基础，伴随语法分析的各个步骤，执行相应的语义动作。具体方法：将文法符号所代表的语言结构的意思，用附着于该文法符号的属性表示；用语义规则规定产生式所代表的语言结构之间的关系（即属性之间的关系），即用语义规则实现属性计算。语义规则的执行：在语法分析的适当时刻（如推导或归约）执行附着在对应产生式上的语义规则，以实现对语言结构语义的处理，如计算、查填符号表、生成中间代码、发布出错信息等。,5,4.1 语法制导翻译简介,属性的抽象表示.attr如：E.val（值），E.type（类型），E.code（代码序列），E.place（存储空间）对文法的约定只关注语法分析基础上的语义处理，忽略语法分析。为了简单，讨论的文法一般为二义文法。默认解决二义的方法是规定常规意义下的优先级和结合性。属性的定义定义4.1 对于产生式A，其中是由文法符号X1X2.Xn组成的序列，它的语义规则可以表示为(4.1)所示关于属性的函数：b:=f(c1,c2,.,ck)(4.1),6,4.1 语法制导翻译简介,b:=f(c1,c2,.,ck)(4.1)语义规则中的属性存在下述性质与关系。若b是A的属性，c1,c2,.,ck是中文法符号的属性，或者A的其它属性，则称b是A的综合属性。若b是中某文法符号Xi的属性，c1,c2,.,ck是A的属性，或者是中其它文法符号的属性，则称b是Xi的继承属性。称(4.1)中属性b依赖于属性c1,c2,.,ck。若语义规则的形式如下述(4.2)，则可将其想像为产生式左部文法符号A的一个虚拟属性。属性之间的依赖关系，在虚拟属性上依然存在。f(c1,c2,.,ck)(4.2)(4.1)中属性之间的依赖关系，实质上反映了属性计算的先后次序，即所有属性ci被计算之后才能计算属性b。,7,4.1 语法制导翻译简介,语义规则的两种形式语法制导定义用抽象属性和运算符号表示的语义规则(公式，做什么)翻译方案用具体属性和运算表示的语义规则（程序段，如何做）语义规则也被习惯上称为语义动作。忽略实现细节，二者作用等价。语法制导定义适用于设计阶段，翻译方案适用于实现阶段。,8,4.1 语法制导翻译简介,例4.1 将中缀形式的算术表达式转换为后缀表示。其语法制导定义和翻译方案可分别表示如下。其中print(E.post)是L的虚拟属性，可以想象为L.p:=print(E.post)。翻译方案中的.lexval表示词法分析返回的记号num的值。,语法制导定义：算法 翻译方案：程序实现，方法不唯一,9,4.1 语法制导翻译简介,翻译方案中需要考虑的问题：采用什么样的语法分析方法，不同的分析方法对语义处理的次序不同；为属性分配存储空间；考虑计算次序。翻译方案1，自下而上计算，LR分析。以3+5+8为例，归约时翻译。,post:(3 5+8+),10,4.1 语法制导翻译简介,属性作为分析树的注释将属性附着在分析树对应文法符号上，形成注释分析树。例4.2 3+5+8的分析树和注释分析树：,.post=3,.post=5,.post=8,.post=35+,.post=35+8+,(print(35+8+),11,4.1 语法制导翻译简介,注释分析树上看继承属性与综合属性 继承属性是自上而下计算的综合属性是自下而上计算的提醒：除非特别提醒，本章讨论的语法制导翻译是综合属性。,.post=3,.post=5,.post=8,.post=35+,.post=35+8+,(print(35+8+),12,上次课总结,语法制导翻译的基本概念属性与语义规则语义规则的两种形式,13,4.1 语法制导翻译简介,LR分析翻译方案的设计LR分析中的语法制导翻译实质上是对LR语法分析的扩充：扩充LR分析器的功能：当执行归约产生式的动作时，也执行产生式对应的语义动作。由于是归约时执行语义动作，限制语义动作仅能放在产生式右部的最右边；扩充分析栈：增加一个与分析栈并列的语义栈，用于存放分析栈中文法符号所对应的属性值。例如：EE1+E2 valtop:=valtop+valtop+2;对于表达式5+3当归约为左部E时同时也得到了值8,14,例4.3 3+5*8的语法制导翻译。产生式LEEE1+E2EE1*E2En分析栈 语义栈输入语义动作#3+5*8#shift#n#3+5*8#En,valtop:=lexval#E#3+5*8#shift#E+#3?5*8#shift#E+n#3?5*8#En,valtop:=lexval#E+E#3?5*8#shift#E+E*#3?5?8#shift#E+E*n#3?5?8#En,valtop:=lexval#E+E*E#3?5?8#EE1*E2,valtop:=valtop*valtop+2#E+E#3?40#EE1+E2,valtop:=valtop+valtop+2#E#43#acc,翻译方案print(valtop);valtop:=valtop+valtop+2;valtop:=valtop*valtop+2;valtop:=lexval;,语法制导定义print(E.val)E.val:=E1.val+E2.val;E.val:=E1.val*E2.val;E.val:=n.lexval;,15,4.1 语法制导翻译简介,递归下降分析翻译方案的设计递归下降方法是用程序实现对非终结符的展开和对终结符的匹配。翻译方案的设计需要解决两个问题：如何在递归下降子程序中嵌入语义动作？产生式右部的任何位置；如何为文法符号的属性设计存储空间？函数返回值、参数、变量等。例如在上机作业中，函数绘图语言解释器语法制导翻译设计：递归子程序可以设计为函数，用于返回必要的属性值；适当设计子程序中的临时变量，用于保存属性值；将语义动作嵌入在子程序的适当位置，正确计算属性值。,16,4.2 中间代码简介,编译器各阶段的完整输出，均可以被认为是源程序的某种中间表示。本章讨论的是中间代码生成器输出的中间表示，称之为中间代码。中间代码实际上应起一个编译器前端与后端分水岭的作用。要求中间代码具有如下特性，以便于编译器的开发移植和代码的优化：便于语法制导翻译；既与机器指令的结构相近，又与具体机器无关。中间代码的主要形式：树、后缀式、三地址码等。,17,4.2 中间代码简介,后缀式操作数在前，操作符紧随其后，无需用括号限制运算的优先级和结合性。算法4.1 后缀式计算采用下述过程进行计算，最终结果留在栈中。x:=first_token;while not end_of_exp loopif x in operatorsthenpush x;-操作数进栈elsepop(operators);-算符，弹出操作数 push(evaluate);-计算，将结果进栈end if;next(x);end loop;,18,4.2 中间代码简介,loopif x in operatorsthenpush x;-操作数进栈elsepop(operators);-算符，弹出操作数 push(evaluate);-计算，将结果进栈end if;next(x);end loop;算术表达式3+5+8的后缀式为35+8+。#35+8+#push(3)#35+8+#push(3)#35+8+#pop(3和5)，push(3+5)#88+#push(8)#88+#pop(8和8)，push(8+8)#16#,19,4.2 中间代码简介,后缀式并不局限于二元运算的表达式，可以推广到任何语句，遵守操作数在前，操作符紧跟其后的原则即可。对语句：if e then x else y后缀式可以写为：e x y if-then-else(1)此时e、x和y均需计算。实际上，根据条件e的取值，x和y不用都计算：e p1 jez x p2 jump p1:y p2:(2)其中：p1和p2分别是标号；p1 jez表示e的结果为0（假）则转向p1；p2 jump表示无条件转向p2。与(1)比较，(2)中的if-then-else被分解，首先计算e，根据e的结果是否为真，决定计算x还是计算y。,20,4.2 中间代码简介,三地址码三地址码的直观表示语法：result:=arg1 op arg2 或result:=op arg1 或 op arg1语义：结果存放在result中的二元运算arg1 op arg2结果存放在result中一元运算op arg1一元运算op arg1赋值句x:=a+b*c的三地址码序列：T1:=b*cT2:=a+T1x:=T2,21,4.2 中间代码简介,三地址码的种类序号 三地址码四元式（1）x:=y op z(op,y,z,x)（2）x:=op y(op,y,x)（3）x:=y(:=,y,x)（4）goto L(j,L)（5）if x goto L(jnz,x,L)（6）if x relop y goto L(jrelop,x,y,L)（7）param x(param,x)（8）call n,P(call,n,P)（9）return y(return,y)（10）x:=yi(=,yi,x)（11）xi:=y(=,y,xi)（12）x:=&y(=&,y,x)（13）x:=*y(=*,y,x)（14）*x:=y(*=,y,x),22,4.2 中间代码简介,三地址码的实现：三元式与四元式 三元式三元式(i)(op,arg1,arg2)三地址码(i):=arg1 op arg2例4.5 表达式 x:=a+b*c 的三元式：(1)(*，b，c)(2)(+，a，(1)(3)(:=，x，(2)序号的双重含义：既代表此三元式，又代表三元式存放的结果存放方式：数组结构，三元式在数组中的位置由下标决定。弱点：给代码的优化带来困难。因为代码优化常使用的方法是删除某些代码或移动某些代码位置，而一旦进行了代码的删除或移动，则表示某三元式的序号会发生变化，从而使得其他三元式中对原序号的引用无效。,23,4.2 中间代码简介,语法制导翻译设计的基本步骤文法符号属性的设计必要的基本操作（函数等）的设计语义规则的设计三元式的语法制导翻译属性.code：三元式代码，指示标识符的存储单元或三元式表中的序号；属性.name：标识符的名字；函数trip(op，arg1，arg2)：生成一个三元式，返回三元式的序号；函数entry(id.name)：返回标识符在符号表中的位置或存储位置。,24,4.2 中间代码简介,产生式语义规则(1)Aid:=EA.code:=trip(:=，entry(id.name)，E.code)(2)EE1+E2E.code:=trip(+，E1.code，E2.code)(3)EE1*E2E.code:=trip(*，E1.code，E2.code)(4)E(E1)E.code:=E1.code(5)E-E1E.code:=trip(，E1.code，)(6)EidE.code:=entry(id.name)例4.6 生成x:=a+b*c的三元式(LR分析),25,4.2 中间代码简介,四元式四元式是对三元式的改进，将表示计算结果的三元式序号用一个显式的变量表示，从而避免了三元式的值与三元式在三元组中的位置相关的弱点。四元式的语法：(op，arg1，arg2，result)所表示的计算：result:=arg1 op arg2四元式的特点：四元式与三元式的唯一区别：将由序号所表示的运算结果改为由临时变量来表示。此改进使得四元式的运算结果与其位置无关，为代码优化提供了极大方便：可以删除或移动四元式而不影响运算结果。三地址码与四元式形式的保持一致。四元式的种类,三元式(i)(op,arg1,arg2)(i):=arg1 op arg2,26,4.2 中间代码简介,四元式的语法制导翻译属性.code：表示存放运算结果的变量；函数newtemp：返回一个新的临时变量，如T1，.等；过程emit(op，arg1，arg2,result)：生成一个四元式，若为一元运算，则arg2可空。产生式与语义规则：(1)Aid:=EA.code:=newtemp;emit(:=,entry(id.name),E.code,A.code)(2)EE1+E2E.code:=newtemp;emit(+,E1.code,E2.code,E.code)(3)EE1*E2E.code:=newtemp;emit(*,E1.code,E2.code,E.code)(4)E(E1)E.code:=E1.code(5)E-E1E.code:=newtemp;emit(,E1.code,E.code)(6)EidE.code:=entry(id.name),27,4.2 中间代码简介,图形表示树作为中间代码 语法树真实反映句子结构，对语法树稍加修改(加入语义信息)，即可以作为中间代码的一种形式(注释语法树)。例4.8 赋值句x:=(a+b)*(a+b)的树的中间代码表示：三元式：(1)(+,a,b)(2)(+,a,b)(3)(*,(1),(2)(4)(:=,x,(3),四元式：(1)(+,a,b,T1)(2)(+,a,b,T2)(3)(*,T1,T2,T3)(4)(:=,x,T3,T4),28,4.2 中间代码简介,树的语法制导翻译属性.nptr：指向树节点的指针；函数mknode(op，nptr1，nptr2)：生成一个根或内部节点，节点数据是op，nptr1和nptr2分别指向的左右孩子的子树。若仅有一个孩子，则nptr2为空；函数mkleaf(node)：生成一个叶子节点。(1)A id:=EA.nptr:=mknode(:=,mkleaf(entry(id.name),E.nptr)(2)E E1+E2E.nptr:=mknode(+,E1.nptr,E2.nptr)(3)E E1*E2E.nptr:=mknode(*,E1.nptr,E2.nptr)(4)E(E1)E.nptr:=E1.nptr(5)E-E1E.nptr:=mknode(,E1.nptr,)(6)E idE.nptr:=mkleaf(entry(id.name),三元式、四元式与树的语义规则设计是相似的。,29,4.2 中间代码简介,树的优化表示DAG如果树上若干个节点有完全相同的孩子，则这些节点可以指向同一个孩子，形成一个有向无环图(Directed Acyclic Graph,DAG)，与树的唯一区别是多个父亲可以共享同一个孩子，从而达到资源(运算、代码等)共享的目的。DAG的语法制导翻译与树的语法制导翻译相似，仅需要在mknode和mkleaf中增加相应的查询功能：先查看所要构造的节点是否已经存在，若存在则无需构造新的节点，直接返回指向已存在节点的指针即可。,30,4.2 中间代码简介,树与其他中间代码的关系树表示的中间代码与后缀式和三地址码之间有内在联系：对树进行深度优先后序遍历，得到的线性序列就是后缀式，或者说后缀式是树的一个线性化序列；树的每个内部节点和它的孩子对应一个三元式或四元式。例4.9 赋值句x:=(a+b)*(a+b)的注释语法树：,后缀式：xab+ab+*:=三元式：(1)(+,a,b)(2)(+,a,b)(3)(*,(1),(2)(4)(:=,x,(3)四元式：(1)(+,a,b,T1)(2)(+,a,b,T2)(3)(*,T1,T2,T3)(4)(:=,x,T3,T4),现代的编译器基础架构均用语法树作为中间表示。,31,上次课总结,中间代码后缀式三地址码三元式四元式图形表示,32,4.3 符号表简介,符号表的作用：连接声明与引用的桥梁，记住每个符号的相关信息，如作用域和绑定等，帮助编译的各个阶段正确有效地工作。符号表设计的基本要求：合理存放信息、快速准确查找。正确存储各类信息；适应不同阶段的需求；便于有效地进行查找、插入、删除和修改等操作；空间可以动态扩充。,33,4.3 符号表简介,符号表条目逻辑上讲：每个声明的名字在符号表中占据一栏，称为一个条目，用于存放名字的相关信息。符号表中的内容：保留字、标识符、特殊符号(包括算符、分隔符等)等。多个子表：不同类别的符号可以存放在不同的子表中，如变量名表、过程名表、保留字表等。存放方式：关键字属性。组合关键字：int x;double x;struct x float y,z;C符号表的组合关键字至少包括：名字作用域类型,一个名字x在同一作用域中允许有多个的声明，则引用时需要根据上下文确定x属于哪个对象。为简化编译，大多数语言在语法上不允许这样的声明,34,4.3 符号表简介,构成名字的字符串的存储 定长数据采用直接存放，变长数据采用间接存放。名字（直接存储）属性sort proc,.a int,.readarray proc,.draw_a_red_line_for_object_aboolean,.名字（间接存储）属性101(或101/4)proc,.106(或105/1)int,.108(或106/9)proc,.118(或115/28)boolean,.sort#a#readarray#draw_a_red_line_for_object_a#101,sortareadarraydraw_a_red_line_for_object_a101,35,4.3 符号表简介,间接存储的特点：间接存储的方法实际上解决了复杂信息的存储问题；将其推广到属性，则任何一个复杂的属性，均可以为其另辟空间；空间本身可以是任何复杂结构，如数组的内情向量等。指向空间的指针存放于此属性在符号表中的对应位置。,36,4.3 符号表简介,名字的作用域程序设计语言的名字可以出现在不同的范围内，并且可以具有不同的意义。两种划分范围的方式：并列的和嵌套的。不同的语言采用不同的方式：如Pascal的过程定义可以是嵌套的，而C的过程定义是并列的，但是C允许程序块是嵌套的。（问题：过程与程序块的主要区别？）名字的作用域：名字在哪个范围内起作用。并列的两个范围内的名字作用域互不相干，但是分别在嵌套的两个范围内的名字，其作用域的问题就需要制定规则来限定，以使得任何一个名字在任何范围内涵义都是无二义的。名字的作用域规则：规定一个名字在什么样的范围内应该表示什么意义。,37,4.3 符号表简介,静态作用域规则(static-scope rule)编译时就可以确定名字的作用域，即仅从静态读程序就可确定名字的作用域。最近嵌套规则(most closely nested)以程序块为例，也适用于过程。程序块B中声明的作用域包括B；如果名字x不在B中声明，那么B中x的出现是在外围程序块B的x声明的作用域中，使得B有x的声明，并且B比其它任何含x声明的程序块更接近被嵌套的B通俗地讲，名字声明在离其最近的内层起作用，即在名字引用处从内向外看，它处在所遇到的第一个该名字声明的作用域。,38,例4.10 符合作用域规则的C+程序。void main()int a=0,b=0;/*B0层*/int b=1;/*B1层，被B0嵌套*/int a=2,c=4,d=5;/*B2层，被B1嵌套*/printf(%d%dn,a,b);/*结果为：2，1*/int b=3;/*B3层，与B2并列*/printf(%d%dn,a,b);/*结果为：0，3*/printf(%d%dn,a,b);/*结果为：0，1*/printf(%d%dn,a,b);/*结果为：0，0*/,声 明作用域int a=0B0-B2int b=0 B0-B1int b=1B1-B3int a=2 B2int b=3B3,39,4.3 符号表简介,线性表线性表应是一个栈，以正确反映名字的作用域，即符号的加入和删除，均在线性表的一端进行。关键字：名字作用域；线性表上的操作：查找：从表头(栈顶)开始，遇到的第一个名字；插入：先查找，再插入在表头；,1 void main()2 int a=0,b=0;/B03 int b=1;/B14 int a=2,c=4,d=5;/B27 int b=3;/B311,40,4.3 符号表简介,删除：(a)暂时：将在同一作用域的名字同时摘走，适当保存；(b)永久：将在同一作用域的名字同时摘走，不再保存修改：与查找类似，修改第一个遇到的名字的信息。修改可以用删除插入代替。线性表上操作的效率（n个条目）成功查找(平均)：(n+1)/2；不成功查找：n+1建立n个条目的符号表(最坏)：i(n+1)n/2,41,4.3 符号表简介,散列表将线性表分成m个小表，构造hash函数，使名字均匀散布在子表中。若散列均匀，则时间复杂度会降到原线性表的1/m名字挂在两个链上(便于删除操作)：散列链(hash link)：链接所有具有相同hash值的元素，表头在表头数组中；作用域链(scope link)：链接所有在同一作用域中的元素，表头在作用域链中。,S1 S2 S4在同一作用域S3在另一作用域,42,4.3 符号表简介,散列表上的操作查找：首先计算散列函数，然后从散列函数所指示的入口进入某个线性表，在线性表中沿hash link，象查找单链表中的名字一样查找。插入：首先查找，以确定要插入的名字是否已在表中，若不在，则要分别沿hash link和scope link插入到两个链中，方法均是插在表头，即两个表均可看作是栈。删除：把以作用域链连在一起的所有元素从当前符号表中删除，保留作用域链所链的子表，为后继工作使用(如果是临时删除，则下次使用时直接沿作用域链加入到散列链中即可)。,43,1 void main()2 int a=0,b=0;/B03 int b=1;/B14 int a=2,c=4,d=5;/B27 int b=3;/B311 设：hash(s)=ord(s)-ord(a)分析在B2中：,退出B2进入B3：,44,上次课总结,符号表符号表的条目名字的存储名字的作用域（静态与最近嵌套原则）线性表散列表（作用域链与散列链）,45,4.3 符号表简介,散列函数的计算hash:string integer减少冲突，分布均匀充分考虑程序设计语言的特点例：若有变量V001,V002,V300，且首字母的值作为hash值，会发生什么？一种可行的hash函数计算方法：从串s=c1c2ck的字符ci确定正整数h：令：h0=0,计算：hi=hi-1+ci,1ik,得到：h=hk=1或是素数，如=65599。取一素数m,令 h=h mod m。,46,4.3 符号表简介,思考题(P108)：对于下列函数#include const int PRIME=211;const int EOS=0;int hashpjw(char*s)char*p;unsigned h=0,g;for(p=s;*p!=EOS;p+)h=(h 24);h=hg;return h%PRIME;(1)为每行语句写注释；(2)写出此函数的计算公式；(3)若参数是abcd，试给出返回值。,47,4.4 声明语句的翻译,声明语句的作用是为可执行语句提供信息，以便于其执行。对声明语句的处理，主要是将所需要的信息正确地填写进合理组织的符号表中。变量的声明变量的类型定义与声明 类型定义为编译器提供存储空间大小的信息，变量声明为变量分配存储空间。组合数据的类型定义和变量声明有两种情况：定义与声明在一起，定义与声明分离。定义确定存储空间，声明分配存储空间简单数据类型的存储空间是已经确定的，如integer可以占4个字节，real可以占8个字节，char可以占1个字节等组合数据类型变量的存储空间，需要编译器根据程序员提供的信息计算而定,48,4.4 声明语句的翻译,例：在Pascal程序中的类型定义与变量声明：先定义后声明typeplayer=array1.2 of integer;matrix=array1.24 of char;var c,p:player;winner:boolean;display:matrix;movect:integer;定义与声明同时var c,p:array1.2 of integer;display:array1.24 of char;强调：简单变量声明中类型是预定义的；组合变量声明中类型需自己定义。（定义的两种形式）,49,4.4 声明语句的翻译,变量声明的语法制导翻译变量声明的文法：D D;D(1)|id:T(2)T int(3)|real(4)|array num of T(5)|T(6)(5)是数组类型的声明，其中的数组元素个数由num表示，如num可以是5或10等，它等价于1.5或1.10。(6)是指针类型的声明，其宽度(大小)是一个常量。数组元素的类型和指针所指对象的类型可以是任意合法类型。声明多维数组：A:array d1 of array d2 of.array dn of int,此多维数组以行为主存储。因为第一维是有d1个元素的一维数组，每个元素又是一个n-1维的数组；依此类推。,50,4.4 声明语句的翻译,填写符号表信息的语法制导翻译 全程量offset：记录当前符号存储的偏移量，初值设为0属性.type和.width：变量的类型和所占据的存储空间过程enter(name,type,offset)：为type类型的变量name建立符号表条目，并为其分配存储空间(位置)offset(1)DD;D(2)Did:Tenter(id.name,T.type,offset);offset:=offset+T.width;(3)TintT.type:=integer;T.width:=4;(4)TrealT.type:=real;T.width:=8;(5)Tarray num of T1T.type:=array(num.val,T1.type);T.width:=num.val*T1.width;(6)TT1T.type:=pointer(T1.type);T.width:=4;,51,4.4 声明语句的翻译,例 声明的语法制导翻译：a:array 10 of int;x:int;(无分号),序号 归约使用的产生式语义处理结果(1)T1intT1.type=integerT1.width=4(2)T2arraynumof T1T2.type=array(10,integer)T2.width=10*4=40(3)D1id:T2enter(a,array(10),0)offset=40(4)T3intT3.type=integerT3.width=4(5)D2id:T3enter(x,integer,40)offset=44,52,上次课总结,变量声明类型定义与变量声明语法制导翻译,53,4.4 声明语句的翻译,过程的定义与声明过程（procedure）：过程头过程体；函数；主程序过程的三种形式：过程定义、过程声明和过程调用Ada过程定义：procedure swap(x,y:in out integer)is-规格说明temp:integer;-体中的声明begin temp:=x;x:=y;y:=temp;end swap;-可执行语句序列声明与引用：procedure swap(x,y:in out integer);-过程声明swap(a,b);-过程调用先声明后引用原则 过程定义可以写在对它的引用之后或引用时看不到的地方。在这样的情况下，引用前必须先声明。而若引用前已定义，则声明可省略，因为定义已包括了声明。,54,4.4 声明语句的翻译,左值与右值形式上，出现在赋值号左边和右边的变量称为左值和右值实质上，左值必须具有存储空间，右值可以仅是一个值，而没有存储空间。形象地讲，左值是容器，右值是内容。(1)const two=2;-声明一个值为2的常量two(2)x:integer;-声明一个类型为整型数的变量x(3)function max(a,b:integer)return integer;-声明一个返回值类型是整型数的函数max(4)x:=two;-x当前值为2(5)x:=two+x;-x当前值变为4(6)x:=max(two,x)+x;-x当前值变为8(7)4:=x;-字面量不能作为左值(8)two:=x;-常量不能作为左值(9)max(two,x):=two;-函数返回值不能作为左值(10)x+two:=x+two;-表达式的值不能作为左值,55,4.4 声明语句的翻译,参数传递形参与实参定义时的参数称为形参(parameter或formal parameter)引用时的参数称为实参(argument或actual parameter)常见的参数传递形式：（不同的语言提供不同的形式）值调用（call by value）引用调用（call by reference）复写恢复（copy-in/copy-out）换名调用（call by name）参数传递方法的实质：实参是代表左值、右值、还是实参本身的正文。,56,4.4 声明语句的翻译,值调用值调用的特点：过程内部对参数的修改，不影响作为实参的变量原来的值。实参的特点：任何可以作为右值的对象均可作为实参。参数传递和过程内对参数的使用原则：过程定义时形参被当作局部名看待，并在过程内部为形参分配存储单元；调用过程前，首先计算实参并将值（实参的右值）放入形参的存储单元；过程内部对形参单元中的数据直接访问。,57,4.4 声明语句的翻译,值调用举例：program reference(input,output);var a,b:integer;procedure swap(x,y:integer);var temp:integer;begin temp:=x;x:=y;y:=temp end;begin a:=1;b:=2;swap(a,b);writeln(a=,a);writeln(b=,b)end.运行结果：a=1b=2,/等价的C+程序#include void swap(int x,int y)int temp;temp=x;x=y;y=temp;void main()int a(1),b(2);swap(a,b);couta=ab=b;,58,4.4 声明语句的翻译,引用调用引用调用的特点：过程内部对形参的修改，等价于直接对实参的修改。实参的特点：必须是左值。参数传递和过程内对参数的使用原则：定义时形参被当作局部名看待，并在过程内部为形参分配存储单元；调用过程前，将作为实参的变量的地址放进形参的存储单元；过程内部把形参单元中的数据当作地址，进行间接访问,59,4.4 声明语句的翻译,引用调用举例：program reference(input,output);var a,b:integer;procedure swap(var x,y:integer);var temp:integer;begin temp:=x;x:=y;y:=temp end;begin a:=1;b:=2;swap(a,b);writeln(a=,a);writeln(b=,b)end.运行结果：a=2b=1,/等价的C+程序#include void swap(int,60,4.4 声明语句的翻译,值调用模拟引用调用#include void swap(int*x,int*y)int temp;temp=*x;*x=*y;*y=temp;void main()int a(1),b(2);swap(,注意：C语言只有值调用因此：只能用值调用形式模拟引用调用的效果同样：过程式程序设计语言可以模拟面向对象的继承机制结论：语言与程序设计范型（方法）不是一一对应的关系,61,4.4 声明语句的翻译,复写恢复引用调用的副作用int a=2;void add_one(int 本意：a=3结果：a=4原因：实参与非本地量共用一个存储空间，使得在过程内改变参数值的同时，也改变了非本地量的值。,62,4.4 声明语句的翻译,复写-恢复的特点：(值调用和引用调用的结合)过程内部对参数的修改不直接影响实参，避免了副作用返回时将形参内容恢复给实参，实现了参数的返回。实参的特点：必须是左值。参数传递和过程内对参数的使用原则：过程定义时形参被当作局部名，在过程内部为形参分配单元(复写)；调用过程前，计算实参并将右值放入形参的存储单元；过程内部对形参单元中的数据直接访问；过程返回前，将形参右值放回实参的存储单元(恢复)。,63,4.4 声明语句的翻译,复写-恢复举例：procedure test is-Ada源程序a:integer;procedure add_one(x:in out integer);-复写-恢复调用begin a:=x+1;x:=x+1;end add_one;begin a:=2;a:=add_one(a);put_line(a=,a);end test;/引用调用模拟复写-恢复参数传递的演示程序int a=2;void add_one(int,64,4.4 声明语句的翻译,换名调用严格讲，换名调用并不能算作真正的过程调用和参数传递。换名调用由Algol的复写规则定义：过程被认为宏，每次对过程的调用，实质上是用过程体替换过程调用，替换中用实参的文字替换体中的形参。这样的替换方式被称为宏替换或宏展开；区分被调用过程的局部名和调用过程的名字。宏展开前被调用过程的每个局部名被重新命名成可区别的名字；当需要保持实参的完整性时，可为实参加括弧。换名调用的C+形式是宏定义(#define)，在预处理时进行宏替换，将过程体直接展开在它被调用的地方，消除了过程调用和参数传递，运行速度快。,65,4.4 声明语句的翻译,正文替换与函数调用的不一致性/换名调用副作用的演示程序#include int temp;#define swap(x,y)temp=x;x=y;y=temp;/宏定义void swap(int,66,4.4 声明语句的翻译,一种折中的方法C+的内联函数（inline）：与宏替换一样高效（避免了函数调用）；消除了宏替换的副作用（模拟函数调用的效果）。/宏定义#define macro_swap(x,y)temp=x;x=y;y=temp;/内联函数inline void inline_swap(int,67,4.4 声明语句的翻译,作用域信息的保存过程的作用域与程序块类似，在允许嵌套定义过程的程序设计语言中，相同的名字可以同时出现在不同的作用域中，因此有必要讨论如何设计符号表来存放它们。此处讨论的过程作用域，同样遵守静态作用域和最近嵌套原则。定义4.2 设主程序(最外层过程)的嵌套深度dmain=1，则若过程A直接嵌套定义过程B，则dB=dA+