编译原理 概念小结

一、忘了标题。

1. 将某一种 程序设计语言 写的 程序 翻译成等价的 另一种语言 的 程序 的程序, 称之为编译程序(compiler) 。
2. 遍：对源程序或源程序的中间形式从头到尾扫描一遍，并做有关的分析加工，生成新的源程序的中间形式或生成目标程序。

二、形式语言与自动机基础

1. BNF : 用来表示语法 eg. <句子> -> <主语><谓语>

2. 字母表（符号集）：字母表是元素的非空有穷集合。字母表中的元素
   称为符号或字符，因此字母表也称为符号集，用大写字母A或希腊字母∑表示

3. 符号串：由字母表中的符号组成的任何有穷序列称为符号串，也称为串或字符串。用小写希腊字母表示符号串，如如 ω =STR

   1. 前缀： ω 是一个符号串，从 ω 的尾部删去0个或若
      干个符号之后剩余的部分称为 ω 的前缀。 (真前缀不是原符号串)
   2. 后缀：从 ω 的首部删去0个或若干个符号之后剩余的部 分称为ω 的后缀。(真后缀不是原符号串)
   3. 子符号串：从一个符号串中删去它的一个前缀 和一个后缀之 后剩余的部分称为该符号串的子符号串或子串。

4. 符号串的连接：设 ω 和 υ是两个符号串，如果将符号串 υ 直接拼接在符号串 ω 之后，则称此操作为符号串 ω 和 υ的连接，记作 ω υ。

   eg. ω=abc，υ =xyz则 ω υ=abcxyz

5. 符号串的方幂：设 ω 是某字母表上符号串，把 ω 自身连接 n 次得 到符号串 υ ，即 υ = ω ω … ω (n个 ω ) ，称 υ 是符号 串 ω 的n次幂，记作 υ = ω ^n。

6. 符号串集合的乘积：设A、B 是两个符号串集合，AB表示A与B的乘积，则有定义 AB={ ω υ| ( ω ∈A)∧( υ∈B) }

   如：设A={ab,c}, B={d,ef}, 则 AB={abd, abef, cd, cef}

7. 符号串集合的方幂：设A是符号串集合，A自身的乘积可以用方幂表示。A0= { ε } A^1=A A^2=AA A^3= A^2A =AAA

8. 符号串集合的并（并集）

9. 符号串集合的闭包：

   1. 正闭包：设A为符号串集，A的正闭包记作A+，有 A+= A1∪ A2∪…∪ An∪…
   2. 自反闭包：A*定义为A的自反闭包，有 A*= A0∪ A+= { ε }∪ A+= A+∪{ ε }

10. 文法：一部文法G是一个四元组 G =（ VN, VT, S, P）

    1. VN：非空有限的非终结符号集(一般用大写字母表示)。其中 的元素称为非终结符，或语法变量，代表了一个语法范畴
    2. VT：非空有限的终结符号集（一般用小写字母表示）。
    3. S：文法的开始符号或识别符号，亦称公理，S ∈VN。S代表 语言最终要得到的语法范畴。
    4. P：有限产生式集。
       产生式就是按一定格式书写的定义语法范畴的文法规则，它是一部文法的实体。

11. 语言的非形式化定义：给定一部文法G, 从G的开始符号S出发，反复使 用产生式对非终结符进行替换，最后所得到的终结符 号串的全体，即为文法G所描述的语言L(G)。

    如：设有文法G： S → P | aPb，P → ba | bQa，Q → ab ；

    L(G)={ba, baba, abab, ababab}

12. 直接推导=>：有 ν = α Aβ=> α γβ= ω ( α ,β,γ∈(VN∪VT)*),当且 仅当P中存在一条规则A ->γ，称 ν 直接推导出 ω （或 ω 直接归约到 ν ），记作： ν => ω 。

13. 直接推导序列： 则 ν 经过n步(n>0)可以推导出ω ，记作:ν =(+)>ω 。当ν=>ω 或 ν=ω ，记作： ν(*)=>ω

14. 句型：设有文法G[S]，若 S =(*)> α ( α ∈(VT∪VN)*)，则称
    α 为G[S]的句型

15. 句子：设有文法G[S] , 若S =(*)>α ( α∈VT*) ，则称 α 为G[S]的句子。

16. 最左(右)推导

17. 规范推导/规范句型/规范归纳：最右推导也称为规范推导 。仅用规范推导得到的句型称为规范句型 。规范推导的逆序为规范归约。

18. 递归文法：设有文法G，A→ γ是G的产生式，若 γ 具有 α A β的形式，或 γ
    =(+)>α A β ，则称G是递归文法。

    1. 若 α = ε ，则G为左递归文法。
    2. 若 β=ε ，则G为右递归文法

19. 语言：文法 G所产生（描述）的语言L(G)： L(G) = { α | α ∈VT*∧ S =(+)> α ，S是文法 Ｇ 的开始符号 }

20. 文法等价：若 L(G1)= L(G2)，则称文法G1和G2是等价的

21. EBNF：扩充BNF，假如{} () []

22. 语法图：

    1. 由一组图组成，每个图定义了一个非终结符的产生式 。
    2. 每个图都有一个起始结点和一个终止结点，其他的结点标记为 文法符号。
    3. 终结符结点用圆形表示。
    4. 非终结符结点用方形表示。
    5. 从起始结点到终止结点的所有路径（标记为结点序列）定义候 选式。

23. 语法分析树

24. 二义文法：对一部文法G，如果至少存在一个句子,有两棵 ( 或两棵以上 )不同的分析树，则称该句子是二义性的。包含有二义性句子的文法称为二义文法。否则，该文法是无二义性的

    1. 文法二义与语义二义无关

25. 文法二义性消除：构造G1′ ，使L( G1）=L( G1′)

26. 文法分类：

    1. 0型（短语）文法：如果对文法G中的规则 α → β 不加任何限制，则称G 为0型文法或短语文法。
    2. 1型文法（上下文有关文法）：设文法G=(VN,VT,S,P)，对P中的每个产生式（除 S → ε 外，但此时S不得出现在任何产生式的右部 ） 限制为形如：α A β → α γ β其中，A∈VN， α , β ∈(VT∪VN)﹡， γ ∈(VT∪VN)+， 则称文法G为1型文法或上下文有关文法。
    3. 2型文法（上下文无关文法）：设文法G =（VN,VT, S , P），对P中的每个产生 式限制形如： A→ α 其中，A∈VN， α ∈(VT∪VN)* 则称文法G为2型文法。
    4. 3型文法（正则文法、线性文法）：设文法G=（VN,VT, S, P），对P中的每个产生式 形如： A→ α B 或A→ α 或者（A→B α 或 A→ α） 其中，A，B∈ VN， α ∈VT*，则称文法G为3型文法 （正则文法或线性文法）。

27. 确定的有限状态自动机DFA：一个确定的有限自动机M ( DFA M)是一个五 元组 M =（Q, ∑ , f, q0, Z）

    1. Q：状态的有限集合，每个元素qi(qi∈Q) 称为一 个状态。

    2. ∑ ：输入字符的有限集合(或有穷字母表)。

    3. f：状态转换函数：从Q× ∑ →Q的映射。 例如, f（p,a）=q, q、p∈Q, a∈ ∑ 。表示了在状 态p读入字符a后转入状态q。q也称为p的 后继状态

    4. q0：M的唯一初态（也称开始状态），q0∈Q

    5. Z： M的终态集（或接受状态集） Z⊆Q。

       形式定义<->状态转换图 <-> 状态转换表

       DFA识别机制：（识别方法）

       L(M) 为全部接收的字符串

28. 非确定的有限状态自动机NFA：一个非确定的有限自动机M ( NFA M)是一个五元组M =（Q,∑ , f, q0, Z）

    1. Q，∑ ， Z， q0同DFA
    2. f：状态转换函数。 从Q×( ∑ ∪{ ε }) →2Q的映射。这里的后继状态不 是唯一的，它是状态集Q的子集。

    识别机制：L(M) 为全部接收的字符串

29. NFA确定化

    1. 对任何一个NFA M，都存在一个DFA M ’ , 使 L(M’ )=L(M)。

    确定化的算法-子集法：I是NFA M’ 状态集Q的一个子集。(即I⊆Q)， 则ε-closure(I)为~~~

    状态集合I的α弧转换Ia : Ia=ε-closure({p|∃q∈ ε -close(I)，p∈f(q，a)})。

30. DFA化简

    通过删除无关状态，合并等价状态的规约过程，直至得到规约机( 最小的DFA)

    1. 无关状态或多余状态或无用状态

       如果从DFA M的初态开始，任何输入序列都不能到达的那些状态称为无关状态

    2. 等价状态、可区分状态

       设DFAM的两个不同状态 q1，q2，如果对任意 输入字符串ω，从q1，q2状态出发，总是同时到达接收状态或拒绝状态之中，称q1，q2是等价的。

31. 正则文法与有限自动机

    设文法G=(VN, VT, S, P)为一右线性文法(左线性文法结论相同)，则存在一有限自动机M=（ Q, ∑ , f, q0, Z），使得：L(M)=L(G)

    构造

    1. ∑ = VT
    2. q0= S
    3. Q= VN∪{qz}， qz为一附加状态且qz∉ VN
    4. Z= {qz}
    5. f:若P中有产生式B →a， 则qz∈f(B,a) 若P中有产生式B →aC，则C∈f(B,a) a∈VT∪{ε}

32. 正规式与正规集

    1. ε和Ф是∑上的正规式，它们表示的正规集分别 为{ε}和Ф；
    2. 对任何a∈∑,a是∑上的正规式,它表示的正规集为{a}；
    3. 若r,s都是正规式 , 对应的正规集分别为R和S , 则 (r|s)、(r·s)、(r)*也是正规式，它们表示的正规集分别是：R∪S，RS，R*。
    4. 有限次使用上述三条规则构成的表达式，称为∑上 的正规式，仅由这些正规式表示的集合为正规集

33. 正规式与有限自动机的等价

    1. 字母表∑上的有限自动机M所接受的语言 L(M) 是∑上的一个正规集；
    2. 对于∑上的每一个正规式 r，存在一个∑上的有 限自动机M，使得：L(M)=L(r)。

三、词法分析

1. 属性字：对所识别的单词的数据结构表示。

   L1= （ T(Token)，C(Code)）

2. 扫描器设计与实现

   作为扫描器的状态转换图(FA)的构造

   1. 对语言的各类单词分别构造状态图
   2. 将各类状态图合并，构成一个能识别该语言所有单词的状态图。
      
      1. 将各类单词的状态图的初态合并为一个惟一初态；
      2. 调整冲突编号。

   状态转换图实现之一：数据中心法

   将状态转换图看成一种数据结构(状态表)，用总控程序控制输入的源程序串在其上运行。

   1. 主表： 数据项= 状态 + 分表地址或子程序入口
   2. 分表： 数据项= 当前输入字符 + 转换状态

   状态转换图实现之二：程序中心法

   将状态转换图看成一个流程图，从初态开始对 它的每个节点（状态）编写一函数或直接跟踪状态 图从初态开始的转换完成所有分支的跟踪来编写程 序。

四、语法分析–自上而下分析法

1. 不确定性

   消除直接左递归：对P→P α|β， α 、 β ∈(VT∪VN)* 修改为P→ β P′， P′→ α P′|ε

   消除间接左递归：

   1. 把间接左递归文法改写为直接左递归文法；

      依次按照C，B，A的顺序向前带入，注意只替换A->Ba这种形式，A->aB无需替换

   2. 用消除直接左递归的方法改写文法

   消除回溯：利用First和Follow

2. First集

   设G是二型文法，则G中的任意 α∈V*的终结首符集FIRST( α )为 FIRST ( α ) = { a |α=> a ……，a∈VT } 若α =>ε, 则ε∈FIRST( α ) 。

   算法：

   1. 计算FIRST(X)(X∈V)

      1. 若X是终结符,则FIRST(X)＝{X};
      2. 若X是非终结符，X的FIRST为其所有候选式的 FIRST集合的并集。

   2. 计算FIRST( α )( α ∈V*)

      设 α =X1X2… Xk (Xi∈V)

      1. FIRST(X1)中的所有终结符号加到FIRST( α )中；
      2. 若对于某个i，a∈ FIRST(Xi)且X1X2… Xi－1⇒ ε， 则将a加到FIRST( α )中；
      3. 若对于所有的j＝1，2，…，k， ε ∈ FIRST(Xj)， 则将 ε 加到FIRST( α )中

   对非终结符A的多个候选式的FIRST( αi)的相互两个彼此交集≠Φ，一般是因为 αi中有公共左因子，可 以通过提取左公因子来改造文法。(由BNF范式改 EBNF范式)

3. 状态图构造（为文法G的每个VN ）

   1. 建立1个初态和1个终态(函数返回态)；
   2. 为每个产生式 A→ x1x2 … xn 建立从初态到终 态的路径，弧标记为x1，x2， …，xn ；

4. 化简递归下降分析器（化简状态图）

5. LL(1)分析法

   1. 显式地维护一个状态栈，而不是通过隐式的递归调用来做自上而下的语法分析
   2. 逻辑结构：总控程序，LL(1)分析表，分析栈

6. Follow集

   1. 设上下文无关文法G，S是文法的开始符 号，对于文法G的任何非终结符A FOLLOW(A)＝｛a|S=>…Aa…，a∈VT｝ 若S=>…A，则令＃∈FOLLOW(A)。
   2. FOLLOW(A)的含义是指，在文法G的句型中，能够紧跟着A之后的一切终结符或“＃”
   3. 算法：
      
      1. 对文法的开始符号S，令＃∈FOLLOW(S) ；
      2. 若文法G中有形如A→ α Bβ的规则，且β≠ε， 则将FIRST(β)中的一切非ε符号加入 FOLLOW(B)；
      3. 若G中有形如 A→α B 或 A→α Bβ的规则，且ε∈FIRST(β)，则FOLLOW(A)中的全部元素 属于FOLLOW(B)

7. LL(1)分析表的构造

   1. 对文法G，若G中对非终结符A的产生式形如 A→ α | β 且 α 和 β 均不推出ε，则可产生LL(1)分析表的A行为：
      
      1. 对∀ a∈FIRST( α ) ，a列即 Ｍ (A，a) = { A→ α }
      2. 对∀ b∈FIRST( β ) ，b列即 Ｍ (A，b) = { A→ β }
   2. 对A→ α | β 且α 或 β 推出ε的情况，产生LL(1)分 析表的A行为，
      
      1. 若 α =>ε 对∀ a∈FIRST( α )∪FOLLOW(A)， a列即 Ｍ (A，a) = { A→ α }
      2. 若 α 不推出空串， 对∀ a∈FIRST( α ) ，a列即 Ｍ (A，a) = { A→ α}
      3. 若 β=>ε 对∀ b∈FIRST( β )∪FOLLOW(A)， b列即 Ｍ (A，b) = { A→ β }
      4. 若 β 不推出空串， 对∀ b∈FIRST( α ) ，b列即 Ｍ (A，b) = { A→β }

8. LL(1)重要性质

   1. 任何LL(1)文法是无二义性的。
   2. 若一文法为左递归文法，则它必然是非 LL(1)文法。
   3. 非LL(1)语言是存在的。
   4. 存在一种算法，它能判定任一文法是否为 LL(1)文法。
   5. 不存在这样的算法，它能判定上下文无关 语言能否由LL(1)文法产生。

9. 非左递归文法G为LL(1)文法⇔G的任何一个非 终结符 A，设关于A的产生式为 A→ α 1 | α 2 |…| α n 满足下面的条件:

   1. 每个候选式 α i，FIRST( α i)两两彼此互不相 交。
   2. 若有 α i =>0，则FIRST(α) ∩ FOLLOW(A) = ∅。

五、语法分析–自下而上分析法

1. 短语：S是文法G的开始符号，α β δ 是G的一个句型，若 S =>α A δ 且A =(+)>β,则 β 是句型 α β δ 相对于A的短语

2. 直接短语：S是文法G的开始符号,α β δ 是G的一个句型，若 S =>α A δ 且A→ β ,则 β 是句型 α β δ 相对于A的直接短语

3. 句柄：一个句型的最左直接短语称为句柄

   （所有短语根据子树的叶子节点判断即可）

4. 算符优先分析法

   1. 基本思想：对给定的G按照一定原则求出G的文法符号间的优先关系，按照优先关系确定可归约子串实施归约。

5. 算符文法（OG）:设有一文法G，如果G中没有 U→…VW… 的规则，其中V，W，U∈ ＶN，则称文法G 是算符文法(OG)

   算符文法的任何句型都不会含有两个相邻的非终结符

6. 算符优先文法（OPG）

   设G是一不含P→ε形式规则的算符文法，则对于任何a，b有：

   1. a≐b，当且仅当文法G中有形如 A→… ab… 或 A→… aBb…的规则：
   2. a⋖b，当且仅当文法G中有形如A→… aB…的规 则，其中B=>b… 或 B=> Cb… ；
   3. a⋗b，当且仅当文法G中有形如A→… Bb…的规 则，其中B => … a或 B=> … aC

7. 算符优先关系表构造（貌似不考。）

8. 素短语：设G是一个算符文法， β 是句型 α β δ 关于A 的短语且 β 含有至少一个终结符号，并且除自身外不再含有任何更小的带终结符号的短语，则 β 是句型 α β δ 关于A的素短语。

9. 最左素短语：文法G的句型 α 的最左边的素短语为最左 素短语。

10. 优先函数表的构造（貌似也不考。）

11. 算符优先分析器

    1. 组成：总控程序+分析栈+优先函数表

12. LR分析技术是编译系统中语法分析器实现最常用、最有效的一种分析方法。

    1. LR->自左向右，最右推导的逆序(规范规约)
    2. LR分析器结构：
       
       1. 组成：总控程序+分析栈+LR分析表
       2. 实例

13. 活前缀：规范句型的不含句柄之后任何符号的前缀，称为该句型的活前缀

14. LR(0)项目：在文法G的每个产生式的右部(候选式)的任何位置上添加一个圆点，这样构成的每个产生式称为LR(0)项目。

    圆点的位置标记相应的候选式已被匹配（放入栈中）了多少

    项目分类：

    1. 规约项目
    2. 接受项目
    3. 移进项目
    4. 待约项目

15. 构造识别文法G的所有活前缀的非确定有限自动机NFA+识别文法G的所有活前缀的DFA

16. 文法G的LR(0)项目集规范族：识别文法G的活前缀的DFA，其状态中包含的LR(0)项目集的全体

    1. 构造方法一：
       
       1. 构造文法G的LR(0)项目；
       2. 基于LR(0)项目，构造识别文法 G所有活前缀的NFA
       3. NFA确定化为DFA，该DFA的各个状态所包含的项目集的集合，即构成了G的LR(0)项目集规范族。
    2. 构造方法二：(closure（项目集闭包）函数+GO（项目集转移）函数)
       
       1. 拓广文法。设G是一文法，S是它的开始符 号，则将产生式S′→S加入到G中构成新的文 法G′，S′为 G′的开始符号，G′称为G的拓广文 法(使文法开始符号的侯选式惟一)
       2. 构造文法G的LR(0)项目集规范族。

17. 项目集闭包

    构造方法：

    1. I中的每一个项目皆属于closure(I)；
    2. 若形如A→ α ·Bβ(B∈VN) 的项目属于I， 则对G中的任何产生式 B → γ 的第一个 LR(0)项目（B→· γ ）也属于closure(I)；
    3. 重复上述步骤，直至不再有新的项目加入 closure(I)为止；

18. 项目集转换函数GO( I , X)

    若 I 是文法G的一个项目集，X为G 的 符号，则GO(I , X)＝closure(J)。 其中 J={形如A→αX·β的项目|∃A→ α ·Xβ∈I}。(注意 · 的位置)

19. LR(0)文法：若一个文法G的识别活前缀的DFA的每一个 状态(项目集规范族中的的每一个LR(0)项目集) 中不存在 ① 即含移进项目又含归约项目； 和 ② 含有多个归约项目； 则每个项目集的项目相容，称G是一个 LR(0)文法。

20. 构造LR(0)分析表

    算法一（根据DFA）

    1. 若f (K，a)＝j(a∈ Ｖ T)，则置 action(K , a)＝Sj；
    2. 若f (k ，A)＝j (A∈ Ｖ N)，则置 GOTO(K，A)＝j ；
    3. 若A→ α ·∈k，则对所有终结符a和结束符“＃”， 置action(K , a)＝rj和 action(K , ＃)＝rj。 (其中假设产生式A→ α ·是文法第 j 个产生式)
    4. 若S ′→ S · ∈k，则置action(K , ＃)＝acc
    5. 表中空白置出错标志

    算法二（根据GO函数以及项目集规范族）

    1. 若GO (Ik ,a)＝Ij(a∈ Ｖ T)，则置 action(K , a)＝Sj
    2. 若GO (Ik ,A)＝Ij(A∈ Ｖ N)，则置 GOTO(K，A)＝j ；
    3. 若A→ α ·∈Ik，则对所有终结符a和结束符 “＃”，置action(K , a)＝rj和 action(K , ＃)＝rj。 (其中假设产生式A→ α ·是文法第 j 个产生式)
    4. 若S ′→S · ∈Ik，则置action(K , ＃)＝acc；
    5. 表中空白置出错标志

21. 项目集存在归约－归约冲突

    在识别活前缀的DFA某一状态(项目集规 范族的某一项目集）中，若既含有圆点不在 最后的移进项目，又含有圆点在最后的归约项 目，则称该项目集存在移进－归约冲突。若含 有两个或两个以上圆点在最后的归约项目，则 称该项目集存在归约－归约冲突

22. 构造SLR(1)分析表 （上面第3步时先判断输入符号是否属于某个follow集）

    算法：

    1. 若GO (Ik ,a)＝Ij(a∈ Ｖ T)，则置 action(K , a)＝Sj
    2. 若GO (Ik ,A)＝Ij(A∈ Ｖ N)，则置 GOTO(K，A)＝j ；
    3. 若A→ α ·∈Ik，则对所有a∈FOLLOW(A)， 置action(K , a)＝rj。 (其中假设产生式A→ α ·是文法第 j 个产生式)
    4. 若S ′→S · ∈Ik，则置action(K , ＃)＝acc；
    5. 表中空白置出错标志

23. 按照SLR(1)方法构造的文法G的LR分析 表，如果每个入口不含多重定义，则称它为G 的SLR(1)分析表。具有SLR(1)分析表的文法G 称为SLR(1)文法。使用SLR(1)分析表的语法分 析器称作SLR(1)分析器

    SLR(1)分析表构造= SLR(1)方法+ LR(0)分析表构造

    SLR(1)方法 =有归约项目的状态中归约动作的设置。

24. LR(k)项目：文法G的一个LR(k)项目是 ［A→ α ·β，a1a2 … ak ］其中： A→α ·β是一个LR( 0 )项目； ai∈ VT∪{#} ； a1 a2 … ak：搜索符串

25. LR(1)有效项目

    若文法G的一个LR(1)项目［A→α ·β，a］对活前缀 γ 是有效的，当且仅当存在规范推导 S=(*)> δ Aω=(*)> δ α β ω 其中：ω∈VT*， γ = δ α ，a∈FIRST( ω )或 a为’#’(当 ω = ε )，称a为搜索符

六、语义分析与中间代码生成

1. 语法制导翻译：为文法的每一个产生式配一个相应的语义子程序（或语义规则描述的语义动作），并在语法分析的同时调用它。
2. 属性翻译文法：把语义引入文法，给产生式中的文法符号附加“属性”，构成涉及语义的翻译文法
3. 综合属性 ：分析树中,如果一个结点的属性值是通过 子结点的属性值计算得到则称为综合属性。
4. 继承属性 ：分析树中,如果一个结点的属性值是由该 结点的父结点和(或)兄弟结点的属性定义的 称为继承属性
5. 中间语言：
   
   1. 逆波兰式
   2. N元式
      
      1. 三元式（三元式表）
      2. 间接三元式（间接码表+三元式表）
      3. 四元式 NO. ( OP, ARG1 , ARG2 ，Result)
   3. 图（树）
      
      1. 一个三元式 <–> 一棵子树
      2. OP <–> 子树根
      3. ARG1 <–> 子树左叶节点
      4. ARG2 <–> 子树右叶节点
6. 符号表->整个编译过程中动态地采集、记录、变更、引用
   
   1. 定义：存放源程序中有关标识符的属性信息的 数据结构。
   2. 结构：名称域+属性信息域
   3. 作用：收集标识符属性信息；语义检查依据； 代码生成时地址分配依据
   4. 标识符类的主要属性和作用
      
      1. 标识符名。作用：查重(考虑作用域和可视性前提)
      2. 类型。作用：存储空间分配；可施加运算的检查等
      3. 存储类别。作用：提供语义处理、检查、存储 分配的依据。
      4. 作用域、可视性。作用：动态活动环境支持，提 供量所在层次；
7. 语句标号表LT
   
   1. 构成：标号名 + 定义否(flag) + addr（1表示定义性出现，0表示使用性出现）
8. 拉链反填技术：处理标号先引用后定义的情况，适用于一边扫描的编译器

八、代码优化

1. 基本块
   
   1. 特点1：唯一入口和唯一出口
   2. 特点2：没有转进转出，分叉会合
2. 基本块划分
   
   1. 确定每个基本块的入口语句。
   2. 根据确定的基本块的入口语句，构造 其所属的基本块
   3. 凡是未包含在基本块中的语句，都是程序 的控制流不可到达的语句，直接从程序中删除。
3. 程序的控制流图
4. DAG 无环路的有向图 ->确认的式基本块内各四元式间的关系
5. 循环
   
   1. 强连通性
   2. 入口唯一
6. 必经节点：ni DOM nj -> 到达nj的任意通路都经过ni
7. 必经节点集：D(n)
8. 回边：a→b是流图G中一条有向边，如果b DOM a， 则称a→b是流图G中的一条回边。记作