А.В. Ахо, М.С. Лам, Р. Сети, Дж. Д. Ульман - Компиляторы - принципы, технологии и инструментарий (1114947), страница 99
Текст из файла (страница 99)
В В.соде имеются переходы, основанные на значении В. Если В истинно, управление переходит к первой команде Янсоне, а если В ложно, то управление переходит к команде, следующей непосредственно за Янсоне. 494 Глава 6. Генерация промежуточного кода к В.оне к ВУапе В.ггие к В.оие к Вдаае В.оие ВУаае: в)й В,Гане Велит к В геке к ВУаае Х аех! Влеие б) й-в)вв ВУаве в) аьяв Рис. 6.35. Коды для инструкций )Г, йсе!ке и виЫ1е Работа с метками для переходов в В.сов)е и Я.соЫе выполняется с использованием наследуемых атрибутов. С булевым выражением В связаны две метки: В.тгие, метка, которой передается управление в случае истинности В, и ВГа1ке, метка, управление которой передается в случае ложности В.
Что касается инструкции 5, то с ней связана метка Я.лехб обозначающая команду, следующую непосредственно за кодом Я. В некоторых случаях командой, непосредственно следующей за Я.сов))е, оказывается команда перехода к некоторой метке В. Перехода к переходу к метке В из кода Я.сон)е можно избежать, используя Я.инхп Синтаксически управляемое определение на рис. 6.36 и 6.37 генерирует трехадресный код для булевых выражений в контексте 11; 11'-е1ае и укй1!е инструкций.
Мы считаем, что каждый вызов леза1аЬе1 О создает новую метку и что вызов 1аЬе11Л) назначает метку А очередной генерируемой трехадресной командек. Программа состоит из инструкции, генерируемой продукцией Р— Я. Семантические правила, связанные с этой продукцией, инициализируют атрибут Ялехт новой меткой. Р.сог7е состоит из Я.сос1е, за которым следует новая метка Я.лехп Токен аяя1йп в продукции Я вЂ” аяя1яп представляет собой "заполнитель" для инструкций присваивания. Трансляция присваиваний выполняется так, как рас- в В случае буквальной реализации семантические правила будут генерировать множество мсток и могут назначать одной трсхвдресной команде больше одной метки. Метод обратных поправок из раздела 6.7 создает метки только тогда, когда это необходимо. Другой подход может состоять в удалении лишних меток нв стадии оптимизации.
495 6.6. Поток управления СЕМАНТИЧЕСКИЕ ПРАВИЛА ПРОДУКЦИЯ Б.пех! = леи!аЬе1О Р.сойе = В.сойе П' 1аЬе!(Я.пех!) Р— В 5 — аая1пп В.сойе = аяа!ип.сойе Вагие = пеы!аЬе1() В!а!те = оппех! = о'.лех! В,сойе = В.сойе И' 1аЬе1(Вйгие) ( ~ Впсойе  — И ( В ) В1 е!ае Вз леи !аЬе1() леи !аЬе!О озлех! = о.пех! В.сойе ~( 1абе1(В.!гие) )~ Впсойе )( деп('доЕо' В.пех!) (! 1аЬе1(В !а1яе) )! Вз.сойе В.!гие = В!а!ае = $ппех! о'.сойе =  — ттЫ!е ( В ) В1 Ьед1п = леи1аЬе1() Вагие = пеи!аЬе1() ВНа!ае = о'.лех! Вплех! = Ьефл В.сойе = 1аЬе!(Ьефл) ~( В.сойе 'П 1аЬе1(В.пне) !) опсойе 'П дел('до~о' Ьее!л) Вплех! = лен!аЬе1() Валех! = В.пех! Б.сойе = Я.сойе (! 1аЬе1(Бппех!) Е' Вз.сойе Рис. 6.36.
Синтаксически управляемое определение для инструкций потока управления сматривалось в разделе 6.4; здесь мы рассматриваем поток управления, так что просто полагаем В.сойе равным ааа!Яп.сойе. 496 Глава 6. Генерация промежуточного кода При трансляции Я вЂ” Ы (В) Я1 семантические правила, показанные на рис. 6.36, создают новую метку Влгие и назначают ее первой трехадресной команде, генерируемой для инструкции Яы как показано на рис. 6.35, а. Таким образом, переход к В.лз~е в коде В приводит к переходу к коду Яп Далее, путем присваивания атрибуту В.~а!хе значения Влех! мы гарантируем, что в случае, если вычисление В даст значение~а!зе, код 51 будет пропущен.
При трансляции Я вЂ” и (В) 51 е!яе Вз код для булева выражения В содержит переходы к первой команде кода 51 при истинном В и к первой команде кода Яз при ложном В, как показано на рис. 6.35, б. Затем управление как из Яы так и из Яз передается трехадресной команде, непосредственно следующей за кодом Я, — ее метка хранится в наследуемом атрибуте Яяехп За кодом 51 следует явная команда безусловного перехода дою Яяехб которая позволяет пропустить кол Яя. После Яя команда безусловного перехода не нужна, поскольку Яз.пех~ совпадает с Яяехл Код для 5 — зчЫ!е (В) Я1 образуется из В.сне и Я1.соде так, как показано на рис.
6.35, в. Мы используем локальную переменную Ьея!л для хранения новой метки, назначенной первой команде инструкции зяЫ(е, которая одновременно является первой командой В. Мы используем переменную, а не атрибут, поскольку переменная Ьефл локальна для семантических правил данной продукции. Наследуемая метка валех!маркирует команду, управление которой передается в случае, когда В ложно; следовательно, В аране устанавливается равным Яяехт.
Новая метка В.ггие назначается первой команде Яп код для В генерирует переход к этой метке, если В истинно. После кода Я1 помещается команда безусловного перехода доГ.о Ьефл, которая передает управление в начало кода булева выражения. Обратите внимание, что для того, чтобы переходы из кода В1.соде выполнялись к метке Ьея!л, значение Яыпех! устанавливается равным Ьея!л. Код для продукции  — Яз Яз состоит нз кода Яы за которым следует код Яз. Семантические правила управляют метками; первой командой после кода Я1 является начальная команда Вз, а командой после кода Вз является команда, следующая за кодом Я.
В разделе 6.7 мы продолжим рассмотрение инструкций потока управления и познакомимся с методом "обратных поправок" (Ьас!сра1с)з(пя), который позволяет сгенерировать код инструкции за один проход. 6.6.4 Трансляция логических выражений с помощью потока управления Семантические правила для булевых выражений на рис. 6.37 дополняют семантические правила для инструкций на рис.
6.36. Как и в коде на рис. 6.35, булево выражение В транслируется в трехадресные команды, которые вычисляют 497 6.6. Поток управления В с использованием условных и безусловных переходов к одной из двух меток: В.сгие, если В истинно, и В !аЬе, если В ложно. ПРодукция СЕМАНТИЧЕСКИЕ ПРАВИЛА В В,)!В В1лгие = В.оие В1.!айе = пеи 1аЬе!О Вз.ггие = Влгие Вз.Га!ке = В !а1ке В.сос!е = Впсос!е (~ 1аЬе!(В1 .1аЬе) П' Вз.сос!е Внсгие = леМаЬе1() В1,!а!зе = В,1а!ке Вз.! ие = Влгие Вз,!а!зе = В,!а!зе В.сос7е = В1.сос1е (! !аЬе1(В1 лгие) ~! Вя.сос!е в вы в в !в Впггие = В.1аЬе В1 /а!зе = В.о"ие В.соЫе = Впсос1е В.сос1е = Е .сос!е ~ ~ Ез.сас1е ~~ ~еп('зй' Епас1с1г ге!.ор Ез.ас!с!г 'досо' Вагие) Ц депГдоТо' В!айе)  — Е1 ге! Ез В.сос1е = делГдосо' Влгие)  — тгпе В.соЫе — депГдосо' В 1а!зе)  — Га!ае Рис.
6.37. Генерация трехалресното кода для булевых выражений 1й а < Ь дото В.сгие дог.о В.7а!зе Остальные продукции В транслируются следующим образом. Четвертая продукция на рис. 6.37,  — Е1 ге! Ез, транслируется непосредственно в трехадресную команду сравнения с переходами к соответствующим меткам. Например, В вида а < Ь транслируется в 498 Глава 6. Генерация промежуточного кода 1. Предположим, что В имеет вид Вг~)Вз.
Если Вг истинно, то мы знаем, что В также истинно, так что Вг и ие равно В.иие. Если же Вг ложно, то должно быть вычислено Вз, так что Вг,~аЬе должно быть меткой первой команды кода Вз. Истинный и ложный выходы Вз те же, что и для В. 2. Трансляция В~ 8г8г Вз аналогична. 3. Для вычисления В вида )Вг не требуется никакого кода: просто истинный и ложный выходы В становятся соответственно ложным и истинным выходами Вп 4. Константы 1гце и 1а!зе транслируются в переходы к В.п.ие и В.гаЬе соответственно.
Пример 6.22. Вновь обратимся к выражению из примера 6.21: 1й ( х< 100 )) х> 200 йа х !=у ) х= 0; (6.13) Используя синтаксически управляемые определения, показанные на рис. 6.36, и рис. 6.37, мы получаем код, приведенный на рис. 6.38. 1й х < 100 алого 1з доТо 1з тз: 1й х > 200 доТо 14 алого 1| 14. '1Й х .= у Яото 12 до~о тг тз. х = 0 Рис.
6.38. Трансляция простой инструкции 1Г с помощью потока управления Инструкция (6.13) составляет программу, генерируемую продукцией Р— Я на рис. 6.36. Семантические правила для продукции генерируют новую метку Вг для команды после кода Я. Инструкция Я имеет вид Ы (В) Яы где Я~ представляет собой х = 0;, так что правила на рис. 6.36 генерируют новую метку Лз и назначают ее первой (и единственной в данном случае) команде в Янсоне, которая имеет вид х = О.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
