CompilersChapter5 Syntax-Directed Translation

電子情報工学科　 4年

早津　政和

概要

文法指向翻訳– syntax-directed definition & translation scheme– 統合属性と継承属性– 依存関係グラフ

L 属性定義と実装– Top-down での評価 Bottom-up での評価– スタックとレジスタ

Syntax-Directed Translation

文法記号に「属性」を付け加えた言語を解釈

syntax-directed definition と translation scheme の 2 つの記法がある

parsing と同時に意味規則を評価できる方法は、コンパイル時間の効率の面で非常に重要

　　　→ L 属性定義を用いると実行可能

Syntax-directed Definition& Translation Scheme

syntax-directed definition　高次の表現法で実装の詳細を隠す

translation scheme　意味規則が評価される順番を示し、実装の詳細を明らかにする

　　　　　　　　　　　　　 { SEMANTIC ACTION }T → T1 ＊ F { T.val := T1.val × F.val}

　

PRODUCTION SEMANTIC RULE

T → T1 ＊ F T.val := T1.val × F.val

Synthesized Attribute& Inherited Attribute

統合属性　子ノードから値が計算される

継承属性　親や兄弟ノードから値が計算さ

れる

依存関係グラフ　属性間の依存関係を　　　　　　　　　　　矢印で表し

たグラフ

　A

CB

D E

Dependency Graph

Circularity　依存関係グラフが循環性を持っていると評価できない

　依存関係グラフが循環性を持たず､属性値の依存関係に（部分）順序が

あるとき、 Strong Noncircular

Syntax-Directed Definitionと呼び 再帰的に評価をする関数を､作れる

i s t

i s t i s t

E

E1 E2

L–Attributed Definitions

L( 左 ) 属性定義　　 A→X1 ・・・ Xn において、　　 X ｊの属性値が X1 ～ X ｊ -1 の属性値と A の継承属性のみに依存する

translation scheme で表現する際の制限　 1 ． X の継承属性：　　　　その記号より前の動作で値が計算されていなければならない

　 2 ． X の意味動作：　　　　その動作より右の記号の統合属性の値を用いてはならない

　 3 ． A の統合属性：　　　　参照している全ての記号の属性値が計算されて初めて計算でき

る

Top-down での評価

左再帰の排除 等は省略

translation scheme から predictive translator を作るアルゴリズム

1. 非終端記号 A に対応する関数（継承属性値をパラメタに取り、統合属性値を返す）を作成する

2. 非終端記号 A に対応するコードは現在の入力記号に基づいて、どの生成規則を適用するかを決める

3.production の右側に対応するコードは以下の通り　　ⅰ ) トークン X ：属性値を変数に格納し、入力を一つ進める ⅱ) 非終端記号 B ： c:=B(b1,b2,…,bk) を生成　 c: 統合属性 b: 継承

属性 ⅲ) 意味動作：動作はそのままに、属性値に対応する変数を参照す

る

Bottom-up での評価（１）

translation scheme での表現　例）変数宣言　 int p, q, r; の評価

D → T { L.in := T.type }

L ;

T → int { T.type := integer }

T → real { T.type := real }

L → { L1.in := L.in }

L1, id { addtype(id.entry, L.in) }

L → id { addtype(id.entry, L.in) }

Bottom-up での評価（２）

スタックの様子　

　スタックは下の図のように状態と属性値の対でできているとする　 A→XYZ の場合、 XYZ が A に置き換わる「縮小」が起こる

INPUT state PRODUCTION USED

real p ， q ， r

-

p ， q ， r real

p ， q ， r T T → real

， q ， r T p

， q ， r T L L → id

q ， r T L ，

， rT L ，q

， r T L L → L ， id

r T L ，T L ，r

T L L → L ， id

D D → T L

state val

・・・ ・・・

X X.x

Y Y.y

Z Z.z

・・・ ・・・

top　→

Bottom-up での評価（３）

スタックを考慮したコード　

　　　　　※ top, ntop は縮小前／後のスタックのトップを表す

　 L→id が適用される時､ id.entry はスタックのトップに､ T.type はその下に

あるため addtype(val[top],val[top-1]) は addtype(id.entry,T.type) と等価　このようにスタック中の T.type の値を替わりに用いることで､ L.in を含

むコピールールが消える

PRODUCTION CODE FRAGMENT

D → T L ；T → int val[ntop] := integer

T → real val[ntop] := real

L → L ， idaddtype(val[top] ， val[top-3])

L → idaddtype(val[top] ， val[top-1])

Bottom-up での評価（４）

埋込み動作の排除　

　 translation scheme の動作が production を終端するように

マーカーを埋め込む

　 R → + T {print('+')} R 　 ⇒ R → + T M R

　 M → {print('+')}

Bottom-up での評価（５）

属性値の位置

　　 1 つ目 /2 つ目どちらの生成

　　規則を用いるかに関わらず　　 C.i は val[top-1]

PRODUCTION SEMANTIC RULES

S → aAC C.i := A.s

S → bABC C.i := A.s

C → c C.s := g(C.i)

PRODUCTION SEMANTIC RULES

S → aAC C.i := A.s

S → bABMC C.i := A.s; C.i := M.s

C → c C.s := g(C.i)

M →ε M.s := M.i

スタックとレジスタ（１）

コピールール　コピールールを特別に扱うことによってスタックの利用効率を改

善することができる　１つよりも多くのスタックを利用した方がその機会が多くなる

　 1 スタック　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　 2 スタックA.iA.i

B1.i

A.i

B1.i

B1.s

A.i

B1.i

B1.s

B2.i

A.i

B1.i

B1.s

B2.i

B2.s

A.i

A.s

A.i B1.s

B2.s

A.sB1.s

A

B1 B2

i

i i

スタックとレジスタ（２）

レジスタ　　　一つのレジスタはスタックの特別な場合と考えられる　　　スタックに多くとも１要素のみが入る場合は代わりにレジス

タを用いることができる

Lifetime　　　属性値の Lifetime は算出されたときに始まりそれに依存する

全ての属性が算出されたときに終わる　　　２つの属性の Lifetime が重なっていないとき、それらの値は

同じレジスタに格納することができる