自己写的C/C++编译器Doctors[软件+文档]
http://blog.csdn.net/huyansoft/archive/2009/08/20/4464772.aspx
更新版本1.0.1：该版本解决了之前1.0.0版本中找不到链接库libc.lib的问题，以及IDE下点击Project菜单出现的BUG。下载地址：http://download.csdn.net/source/1597132
Doctors编译器内部实现
For version 1.0.1
出处：http://blog.csdn.net/huyansoft
作者：胡彦
Copyright(c) 2009，All Rights Reserved
简介：
Doctors是标准C++语言子集的编译器，它可以将C++源程序编译链接成Win32平台上可执行的EXE文件。代码采用OOP语言完全手写而成，提供了IDE界面和命令行二种使用方式，其设计初衷是为程序提供更多的诊断功能。
本文通过其部分源码，介绍了其设计方法、实现思路、和作者的一些体会。
本文档可作为编译课程的课外读物，读者可从中了解一个实际编译器的内部构造，补充教材上缺乏的实践知识，加深对抽象理论的理解。对实现类似编译器、解释器的读者也具有直接的参考价值。
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目录
第一节 初衷和目标
一 排错工具
二 多线程
三 Unicode
第二节 开发方法
一 为什么不用Yacc和Lex
（一）Yacc的缺点
1库
2编程方法和多线程
3错误诊断
4二义性和错误恢复
（二）Lex的缺点
1状态冗余
2紧耦合
3行号
4效率
（三）小结
二 OOP的优缺点
（一）算法由数据结构表达
（二）核心多态
（三）编码反馈出设计的优劣
第三节 整体结构和流程
一 整体结构
二 整体流程
三 编译流程
第四节 词法分析器
一 记号
（一）记号的类别
（二）支持的C++记号
二 词法分析过程
第五节 数据类型
一 基本类型
二 数组类型
第六节 符号表
一 前端符号表
（一）构造与析构
（二）前端符号表的作用
1查找名字的定义
2存储预分配
二 后端符号表
（一）常量表
（二）变量表
1全局变量
2静态变量
3外部变量
（三）字符串表
第七节 语法分析器
一 支持的语法
二 调整文法
（一）从产生式到BNF
（二）消除二义性
三 抽象语法树的设计
（一）函数的AST结点
（二）语句的AST结点
（三）表达式的AST结点
四 语法分析过程
五 语义分析
六 错误恢复
（一）错误的应对
1词法错误
2语义错误
3语法错误
（二）错误恢复机制
1继续分析下去
（1）假设、虚构
（2）忽略、推迟
（3）跳跃
（4）调整文法
2防止误报
第八节 中间代码的设计
一 中间代码的结构
二 中间代码具体格式
（一）赋值
1一元赋值
2二元赋值
3函数调用
4数组元素访问
（二）标号
（三）跳转
1无条件跳转
2条件跳转
（1）布尔跳转
（2）关系跳转
附录：参考资料
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第一节 初衷和目标
一 排错工具
在写程序时，你是否犯过下面的错误？
1
for(int i=0; i<10; ++i);
{
cout<<i<<endl;
}
打算输出10个数，可怎么调试循环体都只能执行一次，输出0！是编译器坏了？调试器坏了？累到半死才发现，是增删代码过程中，第一行尾不小心残留了分号，导致循环体为空。
2
#include "header.h"
const int MAX_LEN=256;
准备定义常量MAX_LEN，可是编译器总是报错“missing ';' before 'constant'”，改成“int MAX_LEN;”还是一样，被折腾得要崩溃才发现，原来header.h中有这么一句：#define MAX_LEN 256
3一个复杂表达式中括号不匹配时，编译器会提示“括号不配对”，可这么多的括号，究竟是哪个不匹配呢？要费神去找，类似{}也一样。
这些BUG占用了不少调试时间，可这些低级错误总是一犯再犯，即使熟练者也不例外。因此，一个好用的编译器不仅要报告语法错误，还要能发现程序中潜在的逻辑错误，并且错误信息尽可能准确，对出错位置不但要精确到行，还要精确到列，如果出错的记号是由宏扩展而来，还要提示宏定义的位置。
上面都是设计Doctors的初衷，我期望它成为一个有用的程序排错工具（尽管现在离这个目标还差很远）。
为了做到这一点，首先要能支持ISO C++大部分语法（很宏伟很遥远的理想）。再次，仅仅完成语义检查是不够的，还要生成中间代码，在中间代码优化过程中执行数据流分析和控制流分析，可以找出更深层的错误，比如VC报告函数“not all control paths return a value”就要控制流分析，并提前发现一些运行时错误，如通过常量折叠和复制传播能发现引用空指针、除数为0的错误。
要是仅实现诊断功能，完成了优化也就可以了，之所以还有目标代码生成，是想做一次尝试，实现了汇编生成、调用完汇编器、链接器生成可执行文件后，才能知道编译器到底是怎么运作的。此外，前端符号表的设计要考虑后端如何使用，只能掌握汇编语言才能明白运行时存储分配，才能真正理解高级语言机制。
除此之外，我还想实现其它一些想法：
二 多线程
现今大部分机器已经是多核CPU了，如果程序能多线程并行地编译多个源文件，就可以放手去做那些耗时的优化和错误分析（越朝将来好处越明显）。还有，编译器中一些函数可能实时被其它模块调用（如IDE也需要识别注释和字符串），总不成一被调用就并发错误吧！
不知你是否注意到，双核CPU已经有些年头了，可主流编译器仍然是串行编译各个源文件的，为什么呢？因为要实现多线程，首先要消除代码中的全局变量（总不能一个全局变量加一个互斥锁吧），而主流编译器经过这么多年的发展，规模已经相当宠大了，即使是代码原作者要重构掉这些全局变量，也是一件麻烦的事情。
因此，从一开始就要杜绝全局变量。经过努力，这个版本已经做到了，所有程序没有使用一个全局变量和静态变量（具体做法可参见后续章节）。
此外，编程语言的运行库要支持多线程。不幸的是，我用的VC2005下C++ I/O流库虽然支持多线程（运行不出错），可速度却慢到无法接受的地步，要解决只有采取其它变通方法，因此，这一想法暂时被搁置。
三 Unicode
扫描器中难免会用到如isdigit之类的函数，如果不支持Unicode，一旦源程序出现汉字等全角字符，这些函数就会断言失败，反之在Unicode下就没事。还有一次，我的机器由于软件冲突，所有窗口的文字都变成了乱码，只能金山词霸巍然不动，这给我留下了深刻印象。因此，程序全部用Unicode书写了，包括main函数都是宽字符版的。
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第二节 开发方法
词法分析、语法分析、代码生成等所有模块都是手写的，未使用生成器工具，分析器采用递归下降方法。
源程序采用标准C++、STL编写，采用OOP风格，仅驱动程序中有少量平台相关的代码，它们被放在单独的源文件中。
一 为什么不用Yacc和Lex
在讨论它们的缺点之前，让我们先来回顾一下它们的优点：
1当用户学过编译原理后，便已经掌握正规式和上下文无关文法了，对Yacc和Lex语言也有了解，只要上机调试，学会搭建Yacc和Lex的工作环境，便可以用它们来写扫描器和分析器了。
2在Yacc程序中，产生式与处理过程（语义动作）一一对应，可以将标准C/C++的文法照搬过来稍微调整。若以后语法变了，修改对应产生式的工作量也小。同样，在Lex中，书写和修改正规式比手工打造识别代码要轻松得多。
3采用LR方法时，Yacc事先将语法分析表算好，分析时查表匹配输入串，运行效率高（Lex的DFA状态转换也类似）。
4Yacc支持的文法类型更多（不仅LALR），适应实现不同特征的目标语言。
总之，Yacc/Lex工具封装了实现扫描器、分析器的常用框架，用它们构造编译器难度低、效率高、易维护。
但为什么不用它们呢？
（一）Yacc的缺点
1库
如果我们的程序是用Yacc写的，编译时必须与Yacc库相链接才能运行。虽然大部分Yacc实现都提供了源代码，但在向其它平台移植时总会遇到麻烦。由于程序必须依赖于第三方库（就像走到哪里都得拄拐棍一样），带来沉重的包袱。
2编程方法和多线程
Yacc/Lex诞生于上世纪70年代，由于历史的局限性，Yacc/Lex程序中必须大量使用全局变量，比如在Lex中，获取匹配的文本要用yytext，传递记号给Yacc用yylval，读写串用yyin/yyout，状态切换用yystart…虽然有些Yacc实现能够生成面向对象和多线程的代码，但那样我们就得舍弃移植性去接受它的“方言”。
3错误诊断
递归下降分析可以提供准确丰富的诊断信息。比如当一个声明语句错误时，我们可以明确指出是局部变量声明错误，还是函数形参声明错误，只要对应的解析函数多加一个参数就行了。
可是在Yacc归约到声明语句时，当前语义动作并不知道自己是在一个局部块中，还是在函数声明中，要想知道，只有事先在上层语义动作把属性存进全局变量，在下层语义动作中读取它。
另一个例子，假若我们用Yacc实现C/C++中的条件编译指令#if…#endif，由于#if…#endif是可以嵌套的，当进入内层#if…#endif时，必须知道外层是否处在编译状态（外层被忽略了内层自然也要忽略），因此必须将属性层层向下传递…
也就是说在Yacc中，即使采用了LR分析方法，也要借助许多自顶向下技术来弥补它的缺陷（也不能全怪Yacc，幕后黑手是LR）。
4二义性和错误恢复
Yacc中产生式一旦冲突往往让人不知所措，如果屡次尝试失败，只能在纸上演算LALR的项目集，才能找到冲突的原因，这使得初学者望而生畏。
又例如，对C++语句int (x); 它既可能是对x的声明语句，也可能是对x强制转换的语句，标准C++规定在这种情况下视为声明，如果用Yacc去解析这一句就会遇到麻烦。
虽然Yacc的错误恢复是一个妙招（出错时跳至预定记号，并自动匹配非终结符error），可对error的使用不是随心所欲的，写不好就会冲突或报错。
Yacc的这些特征，Lex一样也不少，此外Lex还有自己独到的缺点。
（二）Lex的缺点
C/C++的词法分析和预处理过程，逻辑上至少分成下面几遍（虽然大部分实现不会真的扫描这么多遍）：
第1遍，字符集转换（例如三联符）
第2遍，断行续接
第3遍，识别并处理注释
第4遍，执行预处理指令（文件包含、条件编译、宏替换）
第5遍，转义字符替换
第6遍，相邻字符串拼接
第7遍，将每个预处理记号转换为词法记号
在顺序执行了上面逻辑遍后，才能正确识别出一个词法上的记号。
如果我们用Lex去实现，想一两遍完成是不可能了（算法极为繁杂），只有多遍处理，每遍添加一个Lex状态。开始扫描时用BEGIN切换到第一遍状态，处理结果存在文件或字符串中，一遍完了在yywrap()函数中修改yyin为刚才处理结果，再用BEGIN切换到下一遍状态…问题也随之而来：
1状态冗余
在每一遍过程中又要增加许多状态（比如进入单行还是多行注释）。除前2遍外，每遍都要识别和处理源程序中的字符串（比如一段注释若出现在字符串中就不是注释），但由于每一遍着眼点不同，这些状态的正规式和语义动作是难以复用的（比如第4遍以前识别字符串时，要排除#include”…”的头文件名，而后续状态则不用），结果每遍都要增加类似的状态和正规式，造成了大量冗余（Lex输出的文件中状态数目会相当多）。
2紧耦合
每组紧密协作的正规式间都是牵一发而动全身的，如果我们无意间修改了一个正规式（哪怕只是一个空白符），就会牵连其它正规式、产生意想不到的匹配结果。
3行号
当删除一段多行注释、或在断行续接时，其中的换行符同时也要删去，后续遍再统计行号就会错误，只有采用插入特殊字符、修改底层yygetchar函数这种不优雅的方式去解决。
4效率
前一遍识别了某个记号，只能存放在字符串或文件中，下一遍又得从输入串中逐字符读取、重新装配这个记号，可谓事倍工半。我们也可以将识别出的记号放在一个list中，下一遍直接遍历list，需要时yyunput一下让Lex去匹配，但这样实际上已经半抛弃Lex了。
总之，Lex强迫用户面向字符流工作（而不是记号流），这对于像C/C++逻辑上要多遍扫描的词法分析器而言，并不合适。
（三）小结
Yacc/Lex为用户编写分析器和扫描器提供了便利的框架，如果用它们写计算器或其它小规模的程序，还是非常便利的。但Yacc/Lex的框架同时也束缚了用户的手脚，如果选择了它们，我们的程序就像小盒子里的爬虫只能做有限的翻滚动作。对实现编译器而言，从长远看还是手写更合适。
二 OOP的优缺点
OOP的若干好处就不重复了，这里只列举它对编译器的优点：
（一）算法由数据结构表达
例如，生成中间代码实际上要遍历整个抽象语法树，在面向过程中我们可能会这样写：
void Gen(AstNode* pNode)//为AST结点pNode生成中间代码
{
if(pNode有子树1)
Gen(pNode->子树1);//为子树1生成中间代码
if(pNode有子树2)
Gen(pNode->子树2);//为子树2生成中间代码
…
}
即我们要显式递归调用Gen（可能还要根据pNode的类型强制转换成对应的AST结点，再调用相应的Gen函数）。在OOP中就不用这样了：
void AstNode::Gen()//为AST结点pNode生成中间代码
{
子树1.Gen();//为子树1生成中间代码
子树2.Gen();//为子树2生成中间代码
…
}
我们没有任何递归调用，只是顺序为各个子树生成代码，但实际上它却实现了遍历操作，因为算法已经由类的数据结构静态确定下来了。
（二）核心多态
上段程序中的Gen()一定是多态的，比如同样是语句，if与for代码生成方式不同，就会对应不同的Gen函数。
比较上面2段程序可以看出，多态函数的表述更自然，不需用晦涩的函数指针和强制转换。如果一个模块的主要函数不是多态的，那么这段程序就不能称之为OOP。
在Doctors中，AST和IR被设计为类的树型继承结构，中间代码、目标代码的生成全部是多态的。也许你会怀疑这是否导致性能的下降？不用担心，C++的设计者早就意识到这一点，在C++中查找一次虚函数是通过类似变址寻址实现的，其耗时与访问一次数据元素相差无几（想想程序中本来就有多少次间接访问？），从实际应用来看，虽然大量调用虚函数，却并未感觉到性能的降低。
（三）编码反馈出设计的优劣
在C中，使用强制转换是必须的（没什么替代方法），而C++中，当你必须把一个类的指针强制转换为另一个类的、或者必须在某类中增加一个“type”成员再用if去辨别它们时，就应该考虑到是设计上出问题了，要调整类层次结构、引进基类和虚函数使其合理。一段“不优雅”的代码很可能暗示出一个不良的设计。
当然，OOP也有缺点，它将用户的注意力引向了程序的结构，分散了用户在算法上的精力（对于一些纯粹算法似乎更应面向过程），而一些好的算法又可能被埋没在名字空间中了。另一个缺点是，一旦修改了基类的结构，许多子类都会受到牵连。不过总体来说，优点远远大于缺点，在以后的内容中我们会不断地体会到。
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第三节 整体结构和流程
一 整体结构
所有程序除main函数外，全部划分在下面几个名字空间中，每个名字空间包含若干个类，实现对应模块的功能：
aegis：内存泄漏检查
assem：汇编代码生成
ast：抽象语法树，包括表达式、语句、函数等类族
driver：驱动程序，包括命令行类，Compile、Assemble 、Link等驱动函数
err：错误报告
ir：中间代码，包括赋值、跳转、标号这几个类族
lex：词法分析器，包括扫描器类、各种记号类
parser：语法分析器，包括一系列递归下降的解析函数
pub：一些公共数据
symtab：符号表与类型，包括各类符号表、基本类型与数组类型
不同名字空间下可以有同名的类，从而有效解决重名问题，否则你会发现很快用完了喜欢的名字。
二 整体流程
从main函数的源码，可以看出整体流程：
int wmain(int argc, const wchar_t* argv[])
{
using namespace driver;
CmdLine cmdLine;//命令行对象
if(!cmdLine.Parse(argc, argv))//解析命令行
{
return -1;//命令行有错误
}
if(!Compile(cmdLine))//按命令行的options编译其中的source files
{
return -1;//编译失败
}
if(!Assemble(cmdLine)) //将各source files的编译结果汇编成obj文件
{
return -1;
}
if(!Link(cmdLine)) //将各obj文件链接成一个可执行文件
{
return -1;
}
Run(cmdLine.m_sOutFile);//运行链接出的可执行文件
return 0;
}
Compile函数将源程序编译成Win32下的汇编代码，之后Assemble和Link函数分别调用Microsoft的汇编程序ml和链接程序link，产生最终的可执行文件。为了调试方便，链接后就直接运行这个程序了。
待改进
增加若干选项，指示分别执行到哪一步停止。
将整个程序写成动态库，可以被更灵活、高效地调用。如果需要，可另写一带命令行的控制台程序封装这个动态库。
三 编译流程
从二个重载Compile函数的源码，可以看出编译流程：
bool Compile(const CmdLine& cmdLine)//依次编译cmdLine中每个源文件
{
wcout<<L"/nCompiling .../n";
bool bRet=true;
const CmdLine::FileNames& fileNames=cmdLine.m_fileNames;
for(CmdLine::FileNames::const_iterator iter=fileNames.begin(); iter != fileNames.end(); ++iter)
{
const FileName* pFileName=*iter;
if(!Compile(pFileName))//编译这个source file
{
bRet=false;
}
}
return bRet;
}
bool Compile(const FileName* pFileName)//编译pFileName指示的源文件
{
const wstring& sSrcFile=pFileName->m_sName;//源文件名
wifstream srcFile(sSrcFile.c_str());//打开
if(!srcFile)
{
wcerr<<L"cannot open source file "<<sSrcFile<<endl;
return false;
}
wcout<<sSrcFile<<endl;
using namespace lex;
Lexer lex;//词法分析器
using namespace err;
Err err(lex, wcerr);//错误对象，它默认输出到wcerr(或其它流)，生成错误信息时根据lex获得行号
using namespace parser;
Parser parser(lex, err);//语法分析器，它使用词法分析器lex，错误信息输出到err
Ast ast;//抽象语法树
Btab symTab;//符号表
if(!parser.Parse(ast, symTab, srcFile))//解析srcFile，输出ast和symTab，以及错误信息err
{
return false;
}
Ir ir;//中间代码
ast.Gen(ir, symTab);//对ast生成中间代码，期间访问symTab
const wstring& sFile=pFileName->Get();
const wstring sIrFile=sFile+L".ir";
wofstream irFile(sIrFile.c_str());
if(irFile)
{
ir.Out(irFile);//输出中间代码到.ir文件
}
else
{
wcerr<<L"cannot create Ir file "<<sIrFile<<endl;
}
const wstring sAsmFile=sFile+L".asm";
wofstream asmFile(sAsmFile.c_str());//汇编码的输出文件
if(!asmFile)
{
wcerr<<L"cannot create asm file "<<sAsmFile<<endl;
return false;
}
using namespace assem;
Asm winAsm(asmFile);//汇编码对象，内含输出文件asmFile
ir.Gen(winAsm, symTab);//对ir生成汇编代码到.asm文件，期间访问symTab
return true;
}
从上面可以看出，第1遍对输入流语法分析，生成抽象语法树，第2遍对抽象语法树生成中间代码，第3遍对中间代码生成目标代码。为便于检查和对照，生成的中间代码还保存到对应的.ir文件中，汇编代码保存到对应的.asm文件中。
每个源文件都对应自己的扫描器、分析器、和错误对象，各源文件的运行状态互不干扰，这是实现多线程的基础。每个对象的初始化由构造函数完成，清除由析构函数完成，省去了手动的初始化和清除步骤。
待改进
加入单独的优化过程，初步打算加入局部优化、活跃变量分析、死代码删除
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第四节 词法分析器
一 记号
（一）记号的类别
用下列枚举常量分别代表不同的记号类别，它们对应语法上的终结符：
class Token//记号的基类
{
public:
enum
{
AND=256,//记号&&
ARRAY,//表明一个记号是数组类型，即这个标识符是数组名
BREAK,//关键字break
DEC,//运算符--
DO,//关键字do
ELSE,//关键字else
END,//表示输入流的结束
EQ,//记号==
EXTERN,//关键字extern
FALSE,//关键字false
FLOAT,//浮点常量
FOR,//关键字for
GE,//记号>=
ID,//除关键字以外的标识符
IF,//关键字if
IN,//关键字cin
INCH,//关键字getch
INT,//整型常量
LE,//记号<=
LS,//记号<<
MINUS,//表示负号，供语法分析器使用。词法分析器无法区分负号和减号，它一律返回减号的ASCII值
NE,//记号!=
OR,//记号||
OUT,//关键字cout
OUTCH,//关键字putch
RETURN,//关键字return
RS,//记号>>
STATIC,//关键字static
TEMP,//供中间代码生成使用，表示分配的临时变量，以与ID相区别
TRUE,//关键字true
TYPE,//int, double, char, bool等基本数据类型
WHILE,//关键字while
};
public:
const int m_nTag;//记号的类别
……
};
对于+、=之类的单字符记号，用它们的ASCII值表示其类别。有几个特殊的记号类别：
ARRAY：表明一个记号是数组类型，即这个标识符是数组名。
END：当扫描到输入流结束时，向语法分析器返回这个记号。
MINUS：表示负号，供语法分析器使用。词法分析器不区分负号和减号，它一律返回其ASCII值。
TEMP：供中间代码生成使用，表示分配的临时变量，以与ID相区别。
（二）支持的C++记号
class Int: public Token//整型常量
{
public:
const int m_nValue;//对应的整数值
};
class Float: public Token//浮点常量
{
public:
const double m_fValue;//对应的实数值
};
class IdPunc: public Token//关键字、标识符、标点符号
{
public:
const wstring m_sValue;//对应的字符串
};
二 词法分析过程
class Lexer//词法分析器
{
private:
wistream* m_pInStream;//输入流
wchar_t m_cNext;//下一字符
int m_nLine;//当前行号
typedef set<const Token*> Tokens;
Tokens m_tokens;//记号表
private:
const Int* Add(int nValue);//若m_tokens中不存在值为nValue的整数记号，则new一个Int对象加入之，并返回该对象的地址
const Floating* Add(double fValue);//与上类似，添加一个浮点数记号
const IdPunc* Add(const wstring& sValue);//与上类似，添加一个标识符等记号
public:
const Token* GetNextToken();//返回下一个Token的地址
……
};
输入流采用了抽象基类istream，这使得源程序不但可以来自文件，还可来自字符串、甚至控制台，而程序不需做任何改动。
Lexer类里有一张记号表m_tokens，每识别出一个记号看是否在已在表中，不在时才加入，后续模块若要比较二个记号是否相等，只需比较它们的地址，提高了效率。释放工作在Lexer的析构函数里统一完成，防止了泄漏。
GetNextToken函数提供给语法分析器调用，每调用一次，它从输入流中识别一个整数、浮点数、标识符或其它符号，调用重载了的Add函数，返回其地址（Token*），语法分析器根据其m_nTag可知其类别，必要时转换回原来的Int、IdPunc等类型。
每个Lexer对象有一个行号成员m_nLine，它记录了当前源文件被扫描到的行号。
读字符时识别简单的//注释，当遇到连续的//时，便忽略后面的字符，直到读入了换行符。
当输入流结束时，向语法分析器返回记号END。
待改进
识别简单的/**/注释
识别字符常量和字符串文字量记号
（长远的）加入预处理过程，它向词法分析器返回预处理记号（pp-tokens），每个pp-tokens都含有源文件名、起始行列位置、终止行列位置，若这个pp-tokens由宏扩展而来，还要提供原宏所在位置，使得上层程序能够生成精确的错误信息。
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第五节 数据类型
一 基本类型
class Type //基类
{
public:
const int m_nWidth;//该类型的宽度，用于存储分配
static const Type INT;//int类型
static const Type DOUBLE; //double类型
static const Type CHAR; //char类型
static const Type BOOL; //bool类型
static const Type VOID; //void类型
public:
virtual const Type* GetBottom() const
{
return this;
}
……
};
未对每种基本类型单独派生子类，而是定义为一静态常量，这样，当判断一个Type对象是不是整型时，直接将其地址与&Type::INT相比较。
待改进
增加float, long, short, 等基本类型，可以从Type派生不同的子类，也可用枚举成员来区分。
增加unsigned无符号类型。
支持更多的隐式转换。
二 数组类型
class Array: public Type//一维或多维数组类型
{
private:
const int m_nNum;//元素个数
const Type* const m_pType;//元素的类型
public:
virtual const Type* GetBottom() const//例如double[3][5]的底层类型是double
{
return m_pType->GetBottom();
}
……
};
数组类型Array由Type派生，m_pType可以是基本类型，如果它又是数组类型，那这个Array对象便是多维数组。虚函数GetBottom用于获取最底层数组元素的类型，对于基本类型它直接返回自己，对于数组类型，它调用其元素类型的GetBottom，直到某一次调用到了Type:: GetBottom()。
待改进
加入指针类型，只能支持指针才能处理字符串。
加入结构类型，它是class的基础。
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第六节 符号表
符号表不是一张表，而是若干张表的总称，例如对前面Lexer类的记号表，你也可以把它看成一张符号表。
在Doctors中，符号表有前后端之分，前端不用后端的符号表，后端也不用前端的符号表，它们的特性完全不同。
一 前端符号表
（一）构造与析构
前端符号表是语法分析器内部使用的，其中存放函数名、变量名和数组名，分析结束时亦全部销毁。
class Ftab//前端符号表
{
private:
typedef set<const Name*> Names;
Names m_names;//标识符列表
Ftab* m_pPre;//指向外层语句块的Ftab
int m_nSize;//符号表于当前函数中已分配的大小，用于计算局部变量的偏移地址
public:
Ftab(Ftab* pPre=NULL, int nSize=0);
const Name* Find () const;
bool InCurLevel () const;
……
};
当parser开始分析时，它会新建顶层的Ftab（置其m_pPre为NULL），每当遇到函数或全局变量声明时，将其名字加入当前（即顶层）的Ftab。在函数体内，每进入一个语句块（新的作用域），便分配一新Ftab，置其m_pPre为当前Ftab。当离开这个语句块时，释放该Ftab，并置当前Ftab为其m_pPre。分析结束后释放顶层的Ftab。所有Ftab形成一个类似树状的结构。
也许你会怀疑，分析结束后，所有符号表都释放了，后续阶段要使用些符号怎么办？原因在于，我们释放的是符号表本身，而不是表中的符号，每个符号都是new出来的对象，具有全局生命期。当然，一旦释放后，变量的作用域便无从知晓了。
（二）前端符号表的作用
1查找名字的定义
例如，分析器每识别出一个变量定义时，会调用Ftab::InCurLevel ()在当前Ftab中查找该名字，找到时报告“重复定义”的错误，否则仅将该变量名加入当前Ftab（不到外层查找）。这样便支持了“不同作用域的变量重名”。
当分析器识别出一个变量的引用时，会调用Ftab::Find ()依次由内层向外层Ftab查找该变量，这样便支持了“内层名字遮盖外层的”。
2存储预分配
刚进入一函数块时，新建Ftab的m_nSize置为0，每向Ftab中加入一变量时，变量的偏移地址设为新当前的m_nSize，再使m_nSize累加上该变量的大小。函数体内每新建一Ftab时，其m_nSize等于外层Ftab的m_nSize。对于如下函数，它的存储分配过程如下所示
void fun()
{ //new tab1; tab1.m_nSize=0
int i1; //i1.offset= tab1.m_nSize=0, tab1.m_nSize=4
{ // new tab2; tab2.m_nSize=tab1.m_nSize=4
int i2; //i2.offset=tab2.m_nSize=4, tab2.m_nSize=8
} //delete tab2
{ // new tab3; tab3.m_nSize=tab1.m_nSize=4
int i3; //i3.offset=tab3.m_nSize=4, tab3.m_nSize=8
} //delete tab3
} //delete tab1
采用这个方法，i1算出的偏移地址为0，i2为4，i3也为4，即i3分配在原i2的空间，这是合理的，因为进入i3所在块时，i2的生命期已经结束了。如果i2或i3是数组，则节省的空间更可观。
生成汇编码时，便用Name::offset来寻址局部变量，例如语句i3=0会生成汇编指令“mov dword ptr[ebp+8], 0”，其中8就由offset计算而来。
从上面可以看出，前端符号表具有强烈的作用域特性，而后端符号表恰好相反。
二 后端符号表
后端符号表是根据目标语言（如汇编）的需要而设置的，它由语法分析器建立，供目标代码生成模块使用，它分成下面几张表：
class Btab//后端符号表
{
public:
typedef set<const Const*> Consts;
typedef set<const Name*> Vars;
typedef set<const wstring> Strs;
Consts m_consts;//常量表
Vars m_vars;//变量表
Strs m_strs;//字符串表
……
};
（一）常量表
由于Win32汇编不支持浮点型立即数，浮点数必须定义成符号常量才能使用，因此语法分析中每遇到一个浮点常数，便加入常量表（同一浮点数只加入一次），生成汇编码时，在.data段生成定义语句，如
.data
double0 real8 2.71828
double1 real8 3.14159
由于整数可以作为立即数出现在汇编指令中，故不需定义成符号常量和加入符号表。
（二）变量表
与前端符号表不同，该表中仅存放那些全局生命期的变量/数组名，其中包括：
1全局变量
在生成汇编时用comm指示符定义在数据段中，使其具有外部链接属性，如：
.data
comm _g_i: 4
2静态变量
包括局部静态变量和全局的静态变量，在生成汇编码时以普通方式定义在数据段中，不具备外部链接属性，如：
.data
@s_c1 dword ?
3外部变量
在生成汇编码时用extern指示其是外部链接的，如：
.data
extern _g_d: near32
这些名字都由语法分析器在解析过程中加入符号表。
（三）字符串表
用于存放汇编指令中要用到的字符串常量，生成汇编时定义到数据段，如：
.data
str1 byte '%d %g %c ', 0ah, 0
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
第七节 语法分析器
一 支持的语法
其中大写单词是由词法分析器返回的终结符：
program:
program trans_unit | trans_unit//程序是一组翻译单元(由连接器保证，语法分析器只处理下面的)
trans_unit:
decls END | END//翻译单元(通常是一个源文件)或者为终结符END，或者为若干声明加END，END是词法分析器遇输入流结束时的返回值
decls:
decls decl | decl
decl:
obj_decl | fun_decl_def//声明分为对象声明与函数声明
obj_decl:
var_decl | array_decl//对象声明分为变量声明与数组声明
var_decl:
storage basic_type ID ;//变量声明为存储类别+变量类型+变量名，语义检查保证basic_type不能是VOID
storage:
EXTERN | STATIC |ε//支持extern与static二种存储类别，为空时采用默认的
basic_type:
INT | DOUBLE | CHAR | BOOL | VOID//基本类型
array_decl:
storage basic_type ID dims ;//数组声明为存储类别+元素类型+数组名+维数，语义检查保证basic_type不能是VOID
dims:
dims dim | dim//维数不能为空(至少是一维)
dim:
[ INT ]//元素个数仅支持整数
fun_decl_def:
fun_decl | fun_def
fun_decl:
storage basic_type ID ( params ) ;//函数声明为存储类别+返回类型+函数名+(形参列表); ，返回类型可以是VOID
params:
paras |ε//形参列表可以为空
paras:
paras , para | para//各形参用逗号分隔
para:
basic_type ID//形参为类型+形参名，不支持数组形参，语义检查保证basic_type不能是VOID
fun_def:
storage basic_type ID ( params ) fun_body//函数定义为存储类别+返回类型+函数名+(形参列表)+函数体 ，返回类型可以是VOID
fun_body:
block//函数体是语句块
block:
{ obj_decls stmts }//语句块用花括号括起，前面是若干条对象声明（只能集中声明），后面是0或多条语句
obj_decls:
obj_decls obj_decl | obj_decl
stmts:
stmts stmt | ε
stmt:
| select_stmt | loop_stmt | jmp_stmt | expr_stmt | io_stmt | block | ;//语句分为选择语句、循环语句、跳转语句、表达式语句、输入输出语句、块语句、空语句(单个分号)
select_stmt:
if_stmt | if_else_stmt//二种选择语句(以后可以加入switch)
if_stmt:
IF ( expr ) stmt//语义检查保证expr是布尔表达式
if_else_stmt:
IF ( expr ) stmt ELSE stmt//语义检查保证expr是布尔表达式
loop_stmt:
for_stmt | while_stmt | do_stmt//三种循环语句
for_stmt:
FOR ( expr ; expr ; expr ) stmt//for语句，语义检查保证第2个expr是布尔表达式
while_stmt:
WHILE ( expr ) stmt//while语句，语义检查保证expr是布尔表达式
do_stmt:
DO stmt WHILE ( expr ) ;//do语句，语义检查保证expr是布尔表达式
jmt_stmt:
break_stmt | ret_stmt//跳转语句包括break和return(以后可加入continue和goto)
break_stmt:
BREAK ;//break语句为关键字后跟分号
ret_stmt:
RETURN ;//return语句为关键字后跟分号
expr_stmt:
expr ;//表达式加分号构成表达式语句
io_stmt:
putch_stmt | in_stmt | out_stmt//三种输入输出语句
putch_stmt:
OUTCH ( expr ) ;//输出字符语句，语义检查保证expr是整型表达式，以与标准库一致
in_stmt:
IN ins ; | IN ;//输入语句为终结符IN后跟若干输入项，可没有输入项
ins:
ins in | in
in:
>> ID//输入项为为“>>变量名”
out_stmt:
OUT outs ; | OUT ;//输出语句为终结符OUT后跟若干输出项，可没有输出项
outs:
outs out | out
out:
<< add_sub_expr//输出项为“<<表达式”，之所以用add_sub_expr而不是expr，是为了与C++运算符<<的优先级保持一致，否则会误接受类似“cout<<1>2;”的语句
expr:
assign_expr//表达式目前为赋值表达式，以后可改为优级最低的逗号表达式
assign_expr:
or_expr assign_opr assign_expr//语义检查保证or_expr是lvalue
assign_opr:
=//赋值运算符，以后可加入+=, *=等
or_expr:
or_expr || and_expr | and_expr//或表达式，'||'是逻辑或运算符
and_expr:
and_expr && eq_expr | eq_expr//与表达式
eq_expr:
eq_expr == rel_expr | eq_expr != rel_expr | rel_expr//等于、不等于表达式
rel_expr:
add_sub_expr > add_sub_expr | add_sub_expr >= add_sub_expr | add_sub_expr < add_sub_expr | add_sub_expr <= add_sub_expr//四种关系表达式，比==和!=优先级高
add_sub_expr:
add_sub_expr + mul_div_expr | add_sub_expr - mul_div_expr | mul_div_expr//加减表达式
mul_div_expr:
mul_div_expr * unary_expr | mul_div_expr / unary_expr | unary_expr//乘除表达式
unary_expr:
! factor | - factor | factor//一元表达式，包括逻辑非、取负和因子
factor:
INTEGER | FLOAT | TRUE | FALSE | getch | call | lvalue | ( expr )//因子可以是整数、浮点数、布尔常量true/false、输入字符表达式、函数调用表达式、左值、括号表达式
getch:
INCH ( )//输入字符表达式为终结符INCH加一对空括号
call:
ID ( args ) | ID ( )//函数调用表达式为函数名+(实参列表)，实参列表可以为空
args:
args , arg | arg//用逗号分隔各个实参
arg:
expr//实参是任何表达式
lvalue:
ID | array_elem//左值为变量名或数组元素
array_elem:
ID subscripts//数组元素为数组名后跟若干个下标
subscripts:
subscripts subscript | subscript
subscript:
[ expr ]//语义检查保证下标expr是整型表达式
从语法上可以看出，Doctors支持：
函数先声明后使用，这使得可以调用外部函数(包括部分库函数，只要支持该库函数的声明语句)。
static函数。
全局变量/数组。
static变量/数组，可以是全局或局部的。
extern变量/数组，可以在全局或局部作用域声明。
bool类型、布尔常量true和false，以及bool数组。
数组维数不限，下标是任意整型表达式，使得数组能够用于循环。
常用的if-else, for, while, do-while, break, return语句。
赋值运算和函数调用都是表达式，它们可以出现在允许表达式的任何地方。
模拟C++ I/O对象的输入输入语句cin, cout，“<<”和“>>”的优先级与标准一致。
模拟函数的getch是表达式，从控制台输入的字符可参与其它运算。以及输出字符语句putch。
逻辑运算&&, ||, !，和关系运算==, !=, >, >=, <, <=。
算术运算+, -, *, /，和取负运算。
用括号更改运算的优先级次序。
语法基本上是标准C++的子集，这使得在Doctors下编译通过的程序，在标准C++编译器下也能通过(当然要带上头文件)。
待改进
一条语句定义多个变量。
变量定义时初始化。
变量和数组边定义边使用。
支持指针相关的运算符和表达式。
二 调整文法
按语法写LL分析程序似乎是件让人犯愁的事，因为许多产生式中都存在左递归，而且还要计算许多FIRST集合，下面让我们一一克服。
（一）从产生式到BNF
要消除左递归，首先要理解这个产生式，否则即使套上公式算出后还是糊里糊涂的。
让我们先来看“or表达式”的产生式：
or_expr:
or_expr || and_expr | and_expr
它是左递归的，经过思考我们认识到，一个or表达式至少是一个and_expr，或者后面再跟若干个“|| and_expr”。也就是说，一个or表达式是若干个and_expr相或，这样我们可以直接得出递归下降的算法：
void or()
{
and();//识别第1个and_expr
while(next_token=='||')//如果下一个记号是终结符||，就一直循环
{
get_next_token();//跳过||，看下一个记号
and();//识别后面的and_expr
}
}
void and()//与or()类似
{
……
}
这个算法其实就是or_expr对应的BNF了，现在让我们带入公式验证一下：
原式： A->Aa | b (1)
结果： A->bA' (2)
A'->aA' |ε (3)
这里，A=or_expr，a= || and_expr，b=and_expr，代入(2)和(3)得
or_expr->and_expr or_expr' (4)
or_expr'-> (|| and_expr or_expr') |ε (5)//变左递归为右递归
由此，一个or_expr前面是and_expr，后跟(5)，而(5)的含义是，要么它为空，要么是若干个"||and_expr"，我们假设把它写为
or_expr'-> 空，或若干个"||and_expr" (5)'
将(5)'代入(4)得
or_expr->and_expr (空，或若干个"||and_expr") (6)
经过一番折腾后，我们终于消除了左递归，如果按(6)写程序，那么恰好对应上面的or()函数。
其它左递归的产生式，如decls, paras等，都可得出类似的程序，有的更简单一些。当熟练后，就能直接根据产生式写出解析程序了。
（二）消除二义性
根据FIRST集，每遇到一个终结符(岔路口)，决定调用哪个识别函数(往哪走)。事实上，我们并不需要计算所有的FIRST集，只要对产生式加以调整，合并一些公共部分，就可以解决这个问题。
观察var_decl、array_decl、fun_decl和fun_def，它们都是以存储类别+类型+标识符开头，我们提出这些左公因子：
decl_head: storage basic_type ID
fun_head: decl_head ( params )
有了decl_head和fun_head，上面几个产生式就可以改写为：
var_decl: decl_head ;
array_decl: decl_head dims ;
fun_decl: fun_head ;
fun_def: fun_head fun_body
这样，识别decl时我们一口气读完decl_head，看下一个记号，如果是分号，就是变量声明，否则，如果是'[' (dims的first集成员)，就当作数组声明。否则再一口气读完fun_head的右括号，如果下一记号是分号，就是函数声明，否则认为是函数的定义。
类似地，二义性文法if-else可以改成：
if_stmt: IF ( expr ) stmt
if_else_stmt: if_stmt ELSE stmt
读完第一个stmt后，若下一个是终结符ELSE，则是if-else语句，否则是if语句。
由此可见，写文法也要像写代码一样，尽可能“重用”已有的产生式，合并冗余的产生式，才有助于编写分析程序。
三 抽象语法树的设计
抽象语法树（以下简称AST）与语法树、语法分析树似乎容易混淆。其区别在于，AST是编译程序内实在要用的，为了简化问题、节省内存，ast省去了一切不必要的成分，例如对下面程序段：
while(true)
{
break;
}
对应的语法树可能为：
while
( true ) { break ; }
它含有7个叶结点，而在AST里，一对圆括号、花括号、分号都会被去掉，只留下true和break二个结点。
对语法分析器而言，程序是一组变量和函数的定义，其中变量已由符号表管理，而AST则是若干函数的集合：
class Ast
{
private:
typedef vector<Fun*> Funs;
Funs m_funs;//若干个函数体
……
};
AST的每个结点可分为3类，函数、语句、表达式，它们都从抽象基类AstNode中派生，下面分别介绍。
class AstNode//抽象语法树结点，为其子类提供共同的祖先
{
public:
virtual ~Node();
……
};
（一）函数的AST结点
class Fun: public AstNode//函数的AST结点
{
private:
const FunDecl* m_pDecl;//函数的声明
typedef vector<const Stmt*> Stmts;
Stmts m_stmts;//函数体内的语句序列
int m_nMaxOffset;//函数内形参和局部变量总字节数的最大值，生成汇编指令时用于分配堆栈空间
public:
void Gen(FunIr* pFunIr, Btab& symTab);//为函数体内所有语句生成中间代码
void UpdateOffset(int nOffset);//更新m_nMaxOffset
……
};
class FunDecl//函数声明
{
private:
Name* m_pName;//函数名，其m_pType成员指示了函数的返回类型
typedef vector<Name*> Paras;
Paras m_paras;//形参列表，
……
}
语法分析器每解析一个函数的声明，便分配一FunDecl对象加入顶层符号表，遇到函数调用时到符号表中查找该函数名，这样，即使函数尚未定义，仍然可以调用（比如对于外部函数）。
每扫描到一个函数体，便分配一Fun对象加入Ast::m_funs，它将是中间代码生成的对象。
（二）语句的AST结点
class Stmt: public AstNode//语句结点的基类
{
private:
int m_nNextLabel;//该语句下一条语句的标号，生成中间代码时以获得该语句的出口
static const Stmt NUL;//表示一个空语句或有错的语句，它们在生成中间代码时被忽略
public:
virtual void Gen(FunIr* pFunIr, Btab& symTab, int nFirstLabel, int nNextLabel) const;//为该条语句生成中间代码
……
}
各类语句都从stmt继承，并加入自己需要的成份，例如if-else语句结点如下定义：
class IfElse: public Stmt//if-else语句的AST结点
{
private:
const Expr* m_pExpr;//条件表达式
const Stmt* m_pStmt1;//条件表达式为真时执行的语句
const Stmt* m_pStmt2;//条件表达式为假时执行的语句
public:
virtual void Gen(FunIr* pFunIr, Btab& symTab, int nFirstLabel, int nNextLabel) const;//为该条语句生成中间代码
……
};
而break语句结点定义为：
class Break: public Stmt//break语句的AST结点
{
private:
const Stmt* m_pOut;//指向自己外层语句结点（如for, while），生成中间代码时跳往m_pOut->m_nNextLabel
public:
virtual void Gen(FunIr* pFunIr, Btab& symTab, int nFirstLabel, int nNextLabel) const;//为该条语句生成中间代码
……
};
其它从stmt继承的AST结点有
class DoWhile: public Stmt
class ExprStmt: public Stmt//表达式语句
class For: public Stmt
class In: public Stmt//cin语句
class If: public Stmt
class Out: public Stmt//cout语句
class PutCh: public Stmt//putch语句
class Return: public Stmt
class While: public Stmt
在分析过程中，函数列表Ast::m_funs的尾结点（假设为curFun）对应当前正在解析的函数，语法分析器每解析出一条语句，便将其AST结点加入列表curFun.m_stmts，列表内的语句将用来生成中间代码。
（三）表达式的AST结点
class Expr: public AstNode//表达式结点的基类
{
private:
const Type* m_pType;//表达式的类型
static const Expr ERR;//代表有错的表达式，它可作为一些解析函数的返回值
public:
virtual IrAssign* Gen(FunIr* pFunIr) const;//为该表达式生成中间代码
virtual const wstring GetRep() const;//返回该常量或变量在汇编指令中的表示
……
};
class Const: public Expr//整型常量、浮点常量、布尔常量对应的AST结点
{
private:
static const Const TRUE;//代表布尔常量true
static const Const FALSE;//代表布尔常量false
const int m_nNo;//指示该常量在汇编数据段中的序号（仅用于浮点常量）
public:
virtual const wstring GetRep() const;//返回该常量在汇编指令中的表示，对布尔常量返回0和1，对浮点常量返回其符号名，其它返回立即数
……
};
class Name: public Expr//变量名、数组名、函数名
{
public:
enum Storage//变量或函数的存储类别
{
STATIC,//静态的
EXTERN,//外部的
DEFAULT//缺省的，对全局变量和函数默认为extern，对局部变量默认为auto
};
private:
const Storage m_eStorage;//存储类别
const FunDecl* m_pDecl;//如果是函数名，则该函数的原型
int m_nOffset;//变量在堆栈中相对位置(偏移量)，生成汇编指令时用
int m_nNo;//若是静态变量，则其编号(不同函数和语句块内可能会定义同名的static变量)
const bool m_bGlobal;//是否为全局变量
const int m_bPara;//是否为函数的形参
public:
virtual const wstring GetAddr() const;//根据m_nOffset得到局部变量或形参在栈中的地址，如[ebp-4]
virtual const wstring GetRep() const;//根据局部变量或形参的类型，返回前面带有PTR操作符的寻址串，如dword ptr [ebp-4]
const wstring GetAsmName() const;//返回该变量在汇编指令中的名字，其格式为：局部变量为[ebp +/- 偏移量]。全局变量和extern变量名字前加下划线，以防止与符号常量重名。静态变量为"@+名字+编号"，@用于防止与全局变量、extern变量、符号常量重名，编号在源文件内唯一，以防止不同作用域的静态变量重名
……
};
此外还从Expr派生出表示与、或、非、关系运算的Logic结点，表示算术、赋值、函数调用、数组下标计算的Oper结点，这里就不一一列举了。
待改进
从Name派生出Var（变量名）和Func（函数名）二个子类。
四 语法分析过程
class Parser//语法分析器
{
private:
Lexer& m_lex;//使用的词法分析器
Err& m_err;//错误对象，用于管理错误信息
Ast* m_pAst;//要输出的抽象语法树
Btab* m_pBtab;//要输出的后端符号表
Ftab* m_pNames;//当前作用域的符号表
const Token* m_pNext;//向前看记号
public:
Parser(Lexer& lex, Err& err);//构造分析器
bool Parse(Ast& ast, Btab& symTab, wistream& inStream);//启动一次分析过程
void NextToken();//调用m_lex.GetNextToken()移入下一个记号
void Skip();//跳往下一个能使分析继续进行下去的记号，如分号，右花括号
bool Matched(int nTag, bool bMove=true, wstring sErr=L"");//比较记号m_pNext的类别是不是nTag，否则根据sErr产生错误信息，并根据bMove决定是否移进下一个记号
void ParseDecl();//解析下一个全局的定义或声明（函数、全局变量等）
void ParseFun(const Token* pToken, const Type* pType, Name::Storage eStorage)//处理函数pToken的声明或定义，其返回类型为pType，存储类别为eStorage
const Stmt* ParseStmt();//解析下一条语句，返回相应语句子类的AST结点
const Expr* ParseExpr();//解析下一个表达式，返回相应表达式子类的AST结点
……
};
bool Parser::Parse(Ast& ast, Btab& btab, wistream& inStream)//启动一次分析过程
{
m_pAst=*
m_pBtab=&btab;
m_lex.Reset(inStream);//预置要扫描的输入流、行号初始化为0
m_pNames=new Ftab(NULL);//分配当前作用域（顶层）的符号表
m_pNext=m_lex.GetNextToken();//移入第1个记号
while(m_pNext->m_nTag!=Token::END)//当输入流未结束时
{
ParseDecl();//解析下一个声明
}
delete m_pNames;//释放当前作用域（顶层）的符号表
return m_err.m_nErr==0;//根据错误数目m_nErr得知源程序是否有错
}
从“编译流程”一节的Compile函数可知，构造分析器时传入扫描器，和错误对象：
Parser parser(lex, err);
再定义ast和后端符号表：
Ast ast;
Btab symTab;
之后调用Parser::Parse()启动分析过程：
if(!parser.Parse(ast, symTab, srcFile))
{
……
}
从函数ParseDecl()开始，递归向下进行解析，对前述文法中的每个产生式，通常都对应有Parse函数。
每解析一个出一个表达式，分配对应表达式的AST结点，该结点用于构造其所在语句的AST结点。
每解析出一条语句，分配对应语句的AST结点（如for），加入当前函数的AST结点。
每解析一个函数，分配一Fun结点，加入m_pAst->m_funs。
当分析完成后，便建立了一棵以m_pAst为根的抽象语法树，后端要使用的符号也包含在symTab中。
五 语义分析
在Doctors中，语义检查是在语法分析同时完成的，这样做主要原因是：
1在设计AST时，我们期望解析出抽象语法树能够提供给其它软件使用（比如一个代码格式化工具），不能输出有错误的AST。
2否则在语法分析后，要遍历这颗AST，进行单独的语义检查。由于AST结构的复杂性，当查出一个错误的AST结点后，要将它从千丝万缕的枝叶中剥离出来再delete掉是不容易的。
事实上，边解析边检查是自然的，比如识别了一个赋值表达式后，立刻检查左、右值类型是否匹配，不匹配时忽略这个表达式。与其分配有病AST结点再想办法释放，不如不分配这个结点。
只要采取了适当的错误恢复机制（见下节），语义错误并不会打乱预定的分析过程。
六 错误恢复
（一）错误的应对
从分析器角度而言，源程序中的错误可分为：
1词法错误
的词法分析器常常将不识别标点记号返回给语法分析器，负责任的词法分析器应尽量将非法记号修补正确，如字符串末尾缺少引号时自动补上。
2语义错误
通常，语义错误对分析过程并不构成威协，例如对赋值句i=j; 如果i与j类型不匹配，当前函数只需返回错误标志&Stmt::NUL，通知上层函数忽略这条语句，后者便可以从容识别后续的记号流。
3语法错误
对于简单的分析程序，是按照其“自我欲望”来工作的，它每读取一个记号，便与“内心期望的”相比较，一旦比较不符，便造成了“心理错位”，即使后面的记号流完全合法，也可能会报告一大堆错误，例如分析器遇到关键字if时，它会按预定的步骤匹配：
（1） match（“if”）
（2） match（左括号）
（3） match（表达式）
（4） match（右括号）
（5） match（语句）
假若输入串是if 3>2) stmt，它可能会拿3去匹配第2项，发现不匹配，再拿>去匹配第3项，仍然不匹配，接着拿2和右括号分别匹配第4、5项。由于缺少了一个左括号，导致分析器接而连三地报告虚假的错误，因此，语法错误对分析过程是致命的。
（二）错误恢复机制
一旦源程序中出现上述错误，错误恢复机制期望做到：
1继续分析下去
如果发现一个错误就停止分析，似乎被认为太懒惰了，为能够继续下去，Doctors中采取了以下几种方法：
（1）假设、虚构
例如对：
intt i;//类型标识符写错了，假设其为整型
例如对：
int fun;
void fun(){}//名字已被占用，为该函数生成一个不存在的名字（如fun2）
（2）忽略、推迟
例如对：
cout 3 5;//二次缺少了分隔符<<，忽略之
对：
while(b)//假设b未定义
{
cout<<true;
}
当发现b未定义时，仍然继续向下识别后面的语句块，完成后向上层函数返回&Stmt::NUL，以表示该while语句有错误。
（3）跳跃
发生错误时跳到下一个特殊记号，在下面叙述。
（4）调整文法
从上面可知，语法错误会扰乱后续输入串的识别，而语义错误通常不会，因此在设计文法时可以放宽某些产生式，使一些语法错误转化为语义错误。例如Doctors中要求if的条件应是布尔表达式，如果我们将if的产生式写为：
if_stmt: IF ( or_expr ) stmt
这当然正确，但它在面对输入串if(a=3)时会误报一堆错误。反之，如果我们将产生式改为：
if_stmt: IF ( expr ) stmt
则该串便能正常解析，之后再用一段语义例程去检查表达式“a=3”是否为布尔类型、报错、再从容识别后面的语句。
待改进
当一个标识符未定义时，到记号表中查找一个与它最匹配的，并假设就是它，例如
iff(3>5)
{
bol flag;
flagg=tru;
}
采用此法，记号if, bool, flag, true都能正确被识别，从而有效解决用户录入程序时的疏误。至于查找时匹配的方法，可以统计每个字符出现概率。
2防止误报
为防产生无价值的错误信息，当遇到非法记号时，立刻从错误状态中恢复过来是很有必要的，可考虑以下几种方法：
（1）不移入下一记号，将下一个语法元素与这个记号相比较，例如
putch 97);//少打了一个左括号
当匹配了putch后，它发现下一记号97与期望中的左括号不符，便忽略这次比较，将记号97与内心期望的下一语法元素（表达式）相比较，结果顺序匹配，便从错误中恢复过来了。
但此法对另一个输入串却行不通：
putch{97);//误写为左花括号
i=(1+2)*3;
当左花括号不匹配’(‘后，它会不断将该左花括号与表达式、右括号、分号相匹配（都不符），结果误匹配了下一句中的左括号，这显然是不期望的。最坏的情况是，如果源程序下面没有左括号了，那么分析程序可能会死锁，所以该法只能有限制地使用。
（2）移入下一记号，将下一记号与当前语法元素相比较，例如
putch(();//多打了一个左括号，缺少了97
采用此法可以忽略多出左括号的错误（且不会造成死锁），但对缺少的表达式又无能为力了。
（3）放弃当前语句，不断移入，直到看见了能使分析继续进行下去的记号，通常有
分号’;’（语句结束符）
右括号’)’（函数调用和表达式结束符）
右花括号’}’（语句块结束符）
这虽然漏报了一些错误，但误报的数量明显减少了，此法用在表达式解析中十分有效。
遗憾的是，如果函数声明中有错，那么该函数体中每条语句都成为“不期望的”，没什么有效办法能够“跳到下个函数”。
可见，上面的方法都有其局限性，源程序中的错误千变万化，很难找到包治百病的良药，有时编译器只能采取一些无奈的方法：
（1）将某些错误宣布为“致命”的，如#include指定的头文件打不开时，中止当前文件的解析。
（2）达到一定错误次数后停止分析，例如，一个正常程序通常不会有100处错误，否则分析器很可能已陷入错误泥潭了。
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
第八节 中间代码的设计
一 中间代码的结构
与AST中每个函数结点相对应，中间代码（以下简称IR）首先是函数的列表：
class Ir//中间表示
{
private:
typedef vector<const FunIr*> FunIrs;
FunIrs m_funIrs;//若干函数的list
public:
void Out(wostream& outStream) const;//输出所有中间代码到outStream
void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab) const;//对所有中间代码生成汇编指令
……
};
其中每个FunIr才是中间代码的list：
class FunIr//中间代码中的函数
{
private:
typedef list<const IrCode*> Codes;
Codes m_codes;//若干条中间代码的list
int m_nLabelNo;//函数内当前的标号数量
int m_nTempNo;//函数内当前临时变量的数量
AstFun* m_pAstFun;//在IR生成过程中，如果分配了临时变量，则需要更新m_pAstFun->m_nMaxOffset
public:
void Add(const IrCode* pIrCode);//添加一条Ir
void AddLabel(int nLabel);//添加一条标号Ir
void AddJmp(int nLabel);//添加一条无条件跳转Ir
void Out(wostream& outStream) const;//输出函数内所有IR到outStream
void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab) const;//对函数内所有IR生成汇编指令
……
};
class IrCode//所有中间代码的抽象基类
{
public:
virtual ~IrCode();
virtual void Out(wostream& outStream) const=0;//以易读的方式输出该条中间代码
virtual void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab, const FunDecl* pDecl) const=0;//为该条中间代码生成汇编指令
……
};
二 中间代码具体格式
中间代码具体有二十多种格式，但它们都隶属于赋值、标号、跳转这3种。
（一）赋值
class IrAssign: public IrCode//赋值中间码（抽象基类），它仅指出被赋值的变量
{
private:
const Name* m_pDst;//被赋值的变量
bool m_bReserved;//当该条IR的结果不会使用时，该IR是否必须保留(例如函数调用必须保留，即使其返回值未被使用)，该成员用于IR优化
……
};
赋值操作又分为以下4种
1一元赋值
class UnaryAssign: public IrAssign//一元赋值（抽象基类），即只有一个源操作数的赋值
{
private:
const Expr* const m_pSrc;//源操作数
……
};
一元赋值的具体类有：
Mov：执行m_pDst=m_pSrc
Neg：执行m_pDst= - m_pSrc
以后还可加入其它一元运算对应的IR，如取地址、类型转换等。
2二元赋值
class BinaryAssign: public IrAssign//二元赋值（抽象基类），即有二个源操作数的赋值
{
private:
const Expr* const m_pSrc1;//源操作数1
const Expr* const m_pSrc2;//源操作数2
……
};
二元赋值的具体类有：
Add：执行m_pDst=m_pSrc1+m_pSrc2
Sub：执行m_pDst=m_pSrc1-m_pSrc2
Mul：执行m_pDst=m_pSrc1*m_pSrc2
Div：执行m_pDst=m_pSrc1/m_pSrc2
以后还可加入其它运算对应的IR，如求余、位运算等。
3函数调用
class Call: public IrAssign//函数调用，它的“源操作数”是函数名和实参列表，返回值保存在IrAssign::m_pDst中
{
private:
const FunDecl* const m_pDecl;//指向要调用函数的声明
typedef vector<const Expr*> Args;
Args m_args;//实参列表，无实参时列表为空
public:
virtual void Out(wostream& outStream) const;//提供了实现
virtual void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab, const FunDecl* pDecl) const;//提供了实现
virtual int PushArg(Asm& asms, const Expr* pArg) const;//生成实参pArg的值入栈的汇编指令，子类InIr重载了该函数，将pArg的地址入栈
virtual int PushAfterArgs(Asm& asms, const Btab& symTab) const;//在各个实参入栈后、call指令前执行的操作，子类InIr和OutIr重载了该函数，以将格式串的地址入栈
……
};
从Call中又派生出InIr（输入cin）、OutIr（输出cout）、GetCh（输入字符）、PutCh（输入字符），从Call继承的Gen函数会自动为它们生成调用对应库函数的汇编指令序列。
4数组元素访问
class ArrayAccess: public IrAssign//数组访问操作m_pArray[m_pIndex]（抽象基类）
{
public:
const Expr* const m_pIndex;//偏移量
const wstring GenElemAddr(Asm& asms, const Name* pArray) const;//根据数组首地址nBase、元素偏移地址m_pIndex，及元素类型pElemType，生成将元素有效地址放入ebx的指令，并返回元素寻址字符串，如dword ptr[ebx]
……
};
从ArrayAccess又派生出ReadArray（读数组元素）和WriteArray（写数组元素），它们在生成IR时共享基类的方法。
（二）标号
class LabelIr: public IrCode//标号中间码
{
private:
const int m_nLabel;//标号由一个整数指定
public:
virtual void Out(wostream& outStream) const;//输出”L”+m_nLabel
virtual void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab, const FunDecl* pDecl) const;//生成当前汇编文件中唯一的标号，格式为"L"+m_nLabel+函数名
……
};
当一条中间代码带有标号时，在其前面放置一条LabelIr中间码，作为各种跳转IR的目标。
也许你意识到，每条中间码可能都会对应标号，为什么不在每个中间代码类中添加一个Label成员呢？这主要是考虑到以后的优化，在优化过程中，一些IR会被删去，如果要删除一条带有标号（假定为N）的IR，我们必须到其下一条IR，获得其标号（假定为M），再将所有跳往N的IR的跳转目标修改为M，这样即麻烦又易错。
现在将标号从IR中抽出来后，优化时只需删除要删的IR，所有标号IR原地不动。而且带标号的IR毕竟是少数，不需要每条IR都加一个Label成员。
（三）跳转
class IrJmp: public IrCode//跳转IR（抽象基类）
{
private:
int m_nLabel;///目标标号由一个整数指定
……
};
跳转IR又分为无条件跳转和条件跳转二大类：
1无条件跳转
class Jmp: public IrJmp//无条件跳转
{
public:
virtual void Out(wostream& outStream) const;//输出”goto L”+m_nLabel
virtual void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab, const FunDecl* pDecl) const;//生成汇编指令jmp，它转向标号m_nLabel
};
从无条件跳转又派生出二种return中间码，它们在代码生成时共享基类的方法：
class RetIr: public Jmp//对应无返回值的return语句，return也要做无条件跳转
{
public:
virtual void Out(wostream& outStream) const;//输出“return”
//继承基类的Gen()实现
……
};
class Ret: public RetIr//对应有返回值的return语句
{
private:
const Expr* const m_pExpr;//返回值，可以是常量、变量或表达式
public:
virtual void Out(wostream& outStream) const;//输出“return”+m_pExpr
virtual void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab, const FunDecl* pDecl) const;//先生成将m_pExpr的值放入EAX或浮点栈顶的指令，再调用基类的Gen()生成无条件跳转指令
……
};
2条件跳转
class CondJmp: public IrJmp//条件跳转（抽象基类）
{
public:
virtual CondJmp* Reverse()=0;//条件翻转
};
从条件跳转又派生出：
（1）布尔跳转
class BoolJmp: public CondJmp//布尔跳转（抽象基类）
{
private:
const Expr* const m_pSrc;//根据何值做布尔判断
const wstring m_sName;//源操作数与0相比较后，执行的跳转指令
public:
virtual void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab, const FunDecl* pDecl) const;//为该布尔跳转生成汇编指令
……
};
布尔跳转有2种具体类：
Jz：m_pSrc为0时跳转
Jnz：m_pSrc非0时跳转
（2）关系跳转
class RelJmp: public CondJmp//关系跳转（抽象基类）
{
private:
const Expr* const m_pSrc1;//源操作数1
const Expr* const m_pSrc2;//源操作数1
const wstring m_sIntName;//若源操作数是整型的(整型比较)，则对应的跳转指令，如JG，JGE
const wstring m_sFloatName;//若源操作数是浮点型的(浮点型比较)，则对应的跳转指令，如JP，JNP
const int m_nTestVal;//若源操作数是浮点型的(浮点型比较)，则在执行跳转指令m_sFloatName前，test指令要测试的值
public:
virtual void Gen(Asm& asms, const Btab& symTab, const FunDecl* pDecl) const;//为该整型或浮点型关系跳转生成汇编指令
……
};
关系跳转对应6种具体类：
Jg：m_pSrc1>m_pSrc2时跳转
Jge：m_pSrc1>=m_pSrc2时跳转
Jl：m_pSrc1<m_pSrc2时跳转
Jle：m_pSrc1<=m_pSrc2时跳转
Je：m_pSrc1==m_pSrc2时跳转
Jne：m_pSrc1!=m_pSrc2时跳转
它们的界面都类似，具体代码就不一一列举了。
从上面可以看出，AST关注的对象是表达式、语句、函数这些高层语法结构，到了中间代码层后，关注对象已经被分解为赋值、跳转、标号这些低级结构了（这当然是出于优化的需要），到了目标代码层会变为指令串这类更低级的结构。
由于篇幅有限，所有内容只能介绍到这里，如果要进一步了解IR的生成，可以看编译器输出的.ir文件。
从上面各IR类的成员和函数，也许你已联想到目标代码的生成方式，以及运行时全局、静态、局部变量和数组的存储分配，这可进一步看编译器输出的.asm文件。
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附录：参考资料
1 龙书
2 ISO-IEC 14882
3 ISO-IEC 9899
[全文完]
