c/c++#

源程序.c/.cpp -> preprocessor -> .i -> compiler(cc) -> .s -> assembler -> .o -> linker(ld) (+库代码.a) -> 机器代码

编译阶段的组合#

• 前端
  • 词法分析
  • 语法分析
  • 语义分析
• 中端
  • 中间代码生成
  • 代码优化
• 后端
  • 代码优化
  • 目标代码生成

词法分析#

• 从左至右扫描字符流的源程序，分解构成源程序的字符串，识别出一个个单词token(种别码，值)
• 词法分析的结果是二元组:(token种别码，token值)
• 词法分析的过程，其实就是对一个字符串进行模式匹配的过程
• 词法规则文件.l -> flex编译器 -> 词法分析源程序lex.yy.c -> gcc -> 词法分析器

语法分析#

• parsing，语法检查（规约或推导）
• 识别短语，并构造语法分析树，还可以进一步简化为抽象语法树AST

语义分析#

• 收集符号信息（种属/类型/长度/位置/值/作用域）
• 语义检查（类型匹配，类型转换，引用消解）

中间(IR)代码生成#

目标代码生成#

• 选择合适的指令，生成性能最高的代码
• 优化寄存器的分配，让频繁访问的变量（如循环变量）放到寄存器里，因为访问寄存器比访问内存快100倍左右
• 在不改变运行结果的情况下，对指令做重新排序，从而充分运用CPU内部的多个功能部件的并行计算能力

符号表管理与错误处理#

• 符号表管理
  • 记录源程序中使用的各种符号名称
  • 收集符号的属性信息，类型，作用域，分配存储信息
  • 登录：扫描到说明语句就将标识符等级在符号表中
  • 查找：在执行语句查找标识符的属性，判断语义是否正确
• 错误处理
  • 报告出错信息，排错
  • 恢复编译工作

规则#

• 数据类型只有整数类型
• 数据结构只支持简单变量和常熟
• 所支持的数字为最长9位的十进制数
• 标识符的有效长度位10
• 标识符引用前要先声明
• 过程无参数
• 过程可嵌套，最多嵌套3层
• 过程可递归调用
• 内层过程可以引用包围它的外层过程的标识符

EBNF表示#

1
<程序> ：：= <分程序>
2
<分程序> ::= [<常量说明部分>] [<变量说明部分>] [<过程说明部分>] <语句>
3
<常量说明部分> ::= CONST <常量定义> {, <常量定义>};
4
<常量定义> ::= <标识符> = <无符号整数>
5
<无符号整数> ::= <数字>{<数字>}
6
<变量说明部分> ::= VAR <标识符>{,<标识符>}
7
<标识符> ::= <字母> {<字母>|<数字>}
8
<过程说明部分> ::= <过程首部><分程序>{;<过程说明部分>};
9
<过程首部> ::= PROCEDURE <标识符> ;
10
<语句> ::= <赋值语句>|<条件语句>|<当型循环语句>|<过程调用语句>|<读语句>|<写语句>|<复合语句>|<空>
11
<赋值语句> ::= <标识符> := <表达式>
12
<复合语句> ::= BEGIN <语句> {;<语句>} END
13
<条件> ::= <表达式><关系运算符><表达式> | ODD <表达式>
14
<表达式> ::= [+|-] <项> {<加法运算符><项>}
15
<项> ::= <因子> {<乘法运算符><因子>}
16
<因子> ::= <标识符>|<无符号整数>|'('<表达式>')'
17
.....

语法树（推导树）#

• 文法G的任何一个句型，根据其推导都能构造一个语法树，或推导树。它是一个满足下列条件的多叉树
  • 文法的开始符S为数的根节点
  • 对任意产生式$A \rightarrow \alpha, \alpha \in (V_N \cup V_Y)^*$, $\alpha$的各符号严格依生产时的次序依次为A的子节点；文法符号为其节点标记（节点名）
• 语法的二义性
  • 如果文法G的某个句子存在至少两棵不同的语法树，则称文法G是二义性的
  • 如果文法是无二义性的，一个句子的语法树反映了该句子的全部推导过程
  • 如果文法是无二义性的，一个句子的最左（最右）推导是唯一的
• 语言的二义性
  • 文法的二义性，并不等同于语言的二义性
  • 因为二义性文法G，可能存在与之等价的无二义性的文法G’,即L(G)=L(G’)
  • 如果一个语言不存在无二义性的文法，则称该语言是先天二义性的
  • 二义性问题是不可判定问题，不存在一个算法，能在有限步骤内，确切判定一个文法是否是二义的

自顶向下分析法#

• 从文法开始符号出发，反复使用规则，寻找匹配符号串（推导）的句型，直到推导出句子或穷尽规则也不能推导出。进行每步推导时，存在两个选择问题
  • 选择句型中哪一个非终结符进行推导
  • 选择非终结符的哪一个规则进行推导
• 最左推导，琼剧规则
  • 推导过程中一旦出现符号串$\alpha$: $\alpha$是合法的句子
  • 穷尽规则，不存在$\alpha$的推导过程: $\alpha$是不合法的句子

自底向上的分析法#

• 从输入符号串$\alpha$开始，逐步进行“归约”，直至归约出文法的开始符号S，则输入串$\alpha$是文法G定义的语言的句子，否则不是
  • 归约是推导的逆过程
  • 每步归约时，粗野你在如何选择句型$\alpha$的子串$\beta$进行归约的问题
• 方案：按句柄归约-规范归约（移进-归约）
  • 简单优先分析法SLR(1)
  • LR分析法
• 短语，直接短语和句柄
  • 文法G[S]有$S \Rightarrow^* \alpha A \delta \Rightarrow^* \alpha \beta \delta$，且$A =+> \beta$
    • $\beta$是句型$\alpha \beta \delta$相对于非终结符A的短语
      • 任一子树的叶子节点符号串皆为短语
      • 特别的，$S \Rightarrow^* \alpha A \delta => \alpha \beta \delta$，即$A => \beta$
    • $\beta$是句型$\alpha \beta \delta$相对于规则$A \rightarrow \beta$的直接短语（简单短语）
      • 若子树的根是子树所有叶节点的父亲，则叶节点符号串为简单短语；
      • 右句型的最左直接短语，称为该句型的句柄

DFA形式化定义#

• 确定有限自动机(DFA)，M是一个五元组，$M=(K, \Sigma, f, S, Z)$
  • K: 有穷状态集
  • $\Sigma$: 输入字母表(有穷), 输入符号集
  • f: 状态转换（移）函数，为$K \times \Sigma \rightarrow K$的单值部分映射，$f(k_i, a) = k_j$表示：当现行状态为$k_i$，输入字符串为a时，将状态转换到下一个状态$k_j$，将$k_j$称为$k_i$的一个后继状态
  • $S \in K$: 初始状态
  • $Z \subseteq K$: 终态集，也称为可接受状态或结束状态
• DFA的扩展状态转移函数
  • $f': K \times \Sigma ^* \rightarrow K$映射，设$a \in \Sigma, \beta \in \Sigma^*, q \in K$，则
  • $f'(q, a\beta) = f(q, a),\quad if \beta = \epsilon$
  • $f'(q, a\beta) = f'(f(q, a), \beta),\quad if \beta != \epsilon$
• DFA识别的语言
  • 设DFA $M=(K, \Sigma, f, S, Z)$,如果$\alpha \in \Sigma ^*, f'(S, \alpha) \in Z$，则称符号串$\alpha$是DFA M所接受（或识别）的。DFA M所接受的符号串的集合记为L(M)
  • $L(M) = {\alpha | \alpha \in \Sigma ^*}, f'(S, \alpha) \in Z$
  • $\Sigma$上的一个符号串集$V \subseteq \Sigma ^*$是正规的，如果存在一个$\Sigma$上的DFA，使得V=L(M)

NFA的形式化定义#

• 一个非确定有限自动机(NFA) M是一个五元式$M=(K, \Sigma, f, S, Z)$
  • K: 有穷状态集
  • $\Sigma$: 输入字母表(有穷)
  • f: 状态转换（移）函数，为$K \times (\Sigma \cup {\epsilon}) \rightarrow P(K)$的部分映射，P(K)表示K的幂集
  • $S \in K$: 初始状态
  • $Z \subseteq K$: 终态集，也称为可接受状态或结束状态
• DFA与NFA的区别
  • NFA弧上的标记可以是$\epsilon$
  • NFA同一个字母可能出现在同一状态射出的多条弧上
  • DFA是NFA的特例
• NFA扩展状态转移函数
  • $f(q, a) \rightarrow Move(I, a) \rightarrow f'(I, s)$
  • $f': P(K) \times \Sigma^* \rightarrow P(K)$映射。其中$a\in \Sigma, \quad s, \beta \in \Sigma^*, I \subset K$
  • $Move(I, a) = \cup _{q \in I} f(q, a)$
  • $f'(I, a\beta) = Move(I, a), \quad if \beta == \epsilon$
  • $f'(I, a\beta) = f'(Move(I, a), \beta), \quad if \beta != \epsilon$
• NFA识别的语言
  • 设NFA $M=(K, \Sigma, f, S, Z)$,如果$\alpha \in \Sigma ^*, f'(S, \alpha) \cap Z != \varnothing$，则称符号串$\alpha$是DFA M所接受（或识别）的。DFA M所接受的符号串的集合记为L(M)
  • 自动机的等价: 对于任何两个有限自动机M和M’,如果L(M)=L(M’)，则称M与M’等价
  • 对于每个NFA M存在一个DFA M’,使得L(M)=L(M’)，反之亦然
  • DFA与NFA描述能力相同
• 状态集I的转换运算
  • 设NFA $M=(K, \Sigma, f, S, Z)$, $I \subseteq K$, $a \in \Sigma \cup {\epsilon}$，则Move(I, a)定义为$Move(I, a) = \cup _{q \in I} f(q, a)$
• 状态集I的$\epsilon$闭包
  • $\epsilon - Closure(I) = I$
  • $\epsilon- Closure(I) \cup = Move(\epsilon - Closure(I), \epsilon)$
  • 重复上一个步骤，直到$\epsilon-Closure(I)$不再扩大为止

1
while (在D中存在未标记的状态T){
2
    标记T;
3
    for (a \in \Sigma) {
4
        U = \epsilon-closure(move(T, a));
5
        Dtran[T, a] = U;
6
        if (U不在D中) {
7
            将U加入到D中，且不加标记
8
        }
9
    }
10
}

FIRST集——串首（终结）符号集#

• 设文法$G = (V_N, V_T, P, S)$，则$FIRST(\alpha) = {a | \alpha \Rightarrow^* a \beta, a \in V_T, \alpha, \beta \in V*}$
  • 特别地，$\alpha \Rightarrow^* \epsilon$,约定$\epsilon \in FIRST(\alpha)$
• 同一非终结符的多个产生式，若右部的FIRST集无交集，则推导式确定的

FOLLOW(A)——非终结符的后继（终结）符号集#

• 设文法$G = (V_N, V_T, P, S)$, $A \in V_N$, 则$FOLLOW(A) = {a | S \Rightarrow^* \alpha A \beta, a \in V_T, a \in FIRST(\beta), \alpha, \beta \in V*}$
• 或者说，$FOLLOW(A) = {a | S \Rightarrow^* ...Aa..., a \in V_T}$
• 若$S\Rightarrow^*...A$，或者上述模式中的$\beta \Rightarrow^* \epsilon$,则句末符$\sharp \in FOLLOW(A)$
• FOLLOW(A)是由任意句型中紧邻非终结符A之后出现的终结符a组成的集合
• 如果对非终结符A，有一条空规则，则A的FOLLOW集合和A的非空右部的FIRST集合两两相交为空，可以使用确定的最左推导
• #什么时候也要添加到FOLLOW集中
  • $\sharp \in FOLLOW(S)$,S为文法的开始符号
  • $S \Rightarrow^* ... A$,则$\sharp \in FOLLOW(A)$,#为输入串的结束符
  • $S \Rightarrow^* ... A\beta$,且$\beta \Rightarrow^* \epsilon$,亦有$\sharp \in FOLLOW(A)$
  • $A \Rightarrow^* ... B$，或$A \Rightarrow^* ... B \beta, \beta \Rightarrow^* \epsilon$,则$FOLLOW(A) \subseteq FOLLOW(B)$

SELECT(A$\rightarrow\alpha$)-产生式的可选集#

设文法$G = (V_N, V_T, P, S), A \in V_N, A \rightarrow \alpha \in P$，则 $SELECT(A \rightarrow \alpha) = FIRST(\alpha), if \alpha !\Rightarrow^* \epsilon, else (First(\alpha) - {\epsilon}) \cup FOLLOW(A)$ $SELECT(A \rightarrow \epsilon) = FOLLOW(A)$

LL(1)文法#

• 文法G是LL(1)的，当且仅当对每个$V_N$, A的两个不同产生式$A \rightarrow \alpha, A \rightarrow \beta$，满足$SELECT(A\rightarrow\alpha) \cap SELECT(A \rightarrow \beta) = \varnothing$, 其中$\alpha, \beta$不能同时推导出$\epsilon$
• LL(1)代表
  • Left to right parsing 从左到右分析token
  • Left most derivation 最左推导
  • 1: 只需向右看1个符号便可以决定选择哪个产生式进行推导
• 确定的，无二义性的

判断非终结符是否能推出空串#

• $\rightarrow \epsilon$的非终结符，直接标记Yes，并划掉其所有产生式
• 如果一个非终结符的所有产生式右侧至少有一个非$\epsilon$的终结符，它就不可能推导出$\epsilon$。直接标记No，并花掉其所有产生式。剩下的产生式中，但凡右侧有一个非$\epsilon$的终结符，也不可能推到出$\epsilon$。这样的产生式也划掉
• 在剩下的产生式中，把所有能$=>\epsilon$的非终结符，替换成$\epsilon$，化简，结果$=\epsilon$，标yes，否则no

FIRST(X)的算法#

$X \in V$

• 若$X \in V_T$, FIRST(X) = {X};
• 若$X \rightarrow \epsilon$, $FIRST(X) \cup = \{\epsilon\}$
• 对于所有形如$X \rightarrow a...$规则，且$a \in V_T, FIRST(X) \cup = {a}$
• 对于所有形如$X \rightarrow Y_1Y_2...Y_n$规则，$Y_i \in V_N$
  • 如果$Y_1 \Rightarrow^* \epsilon, Y_2 \Rightarrow^* \epsilon, ..., Y_{i-1} \Rightarrow^* \epsilon ,(i <= n)$，则$FIRST(X) \cup = (FIRST(Y_1)\cup FIRST(Y_2)...\cup FIRST(Y_i)) - \{\epsilon\}$
  • 如果$Y_1 \Rightarrow^* \epsilon, Y_2 \Rightarrow^* \epsilon, ..., Y_n \Rightarrow^* \epsilon$，则$FIRST(X) \cup = (FIRST(Y_1) \cup FIRST(Y_2) ... \cup FIRST(Y_i)) \cup \{\epsilon\}$
• 重复上一个步骤，直到FIRST()不再扩大为止

求FIRST($\alpha$)的算法#

$\alpha \in V^*, |\alpha| = n, \alpha = Y_1Y_2...Y_n \in (V_N \cup V_T)*$，先置$FIRST(\alpha) = \varnothing$

• 如果$Y_1 \in V_T$，则$FIRST(\alpha) = \{Y_1\}$
• 如果$Y_1 \Rightarrow^* \epsilon, Y_2 \Rightarrow^* \epsilon, ..., Y_{i-1}\Rightarrow^* \epsilon, (1 < i <= n)$, 则$FIRST(\alpha) = (FIRST(Y_1)\cup FIRST(Y_2)... \cup FIRST(Y_i)) - {\epsilon}$
• 如果$Y_1 \Rightarrow^* \epsilon, ..., Y_n \Rightarrow^* \epsilon$, 则$FIRST(\alpha) = (FIRST(Y_1)\cup ... \cup FIRST(Y_n)) \cup \{\epsilon\}$

求FOLLOW(A)的算法#

$A \in V_N$

• 置$FOLLOW(A) = \varnothing$,置$FOLLOW(S) = \{ \sharp \}$
• 若有产生式$B \rightarrow \alpha A \beta, B \in V_N$, 则$FOLLOW(A) \cup = (FIRST(\beta) - {\epsilon})$
• 若有产生式$B \rightarrow \alpha A$或$B \rightarrow \alpha A \beta$,且$\beta \Rightarrow^* \epsilon$，则$FOLLOW(A) \cup = FOLLOW(B)$
• 重复上面两个步骤，直到FOLLOW(A)不再扩大为止

提取左公共因子#

• 对形如$A \rightarrow \alpha \beta | \alpha \gamma$进行等价变换为$A \rightarrow \alpha ( \beta | \gamma)$
  • 进一步变换为$A \rightarrow \alpha A'; A' \rightarrow \beta | \gamma$
• 对形如$A \rightarrow \alpha \beta_1 | \alpha \beta_2 | ... | \alpha \beta_n$进行等价变换
  • $A \rightarrow \alpha A'; A' \rightarrow \beta_1 |... | \beta_n$
• 若$A' \rightarrow \beta_1 | \beta_2 | ... | \beta_n$中仍含左公共因子，再次提取，直至所有的产生式不再有左公共因子
• 文法中不含左公共因子只是LL(1)文法的必要条件

递归文法#

• 对于文法G，形如$A \rightarrow \alpha A \beta$的规则称为文法G的直接递归规则。特别的，如果$\alpha = \epsilon$时候，则称为文法G的直接左递归规则。如果$\beta = \epsilon$时，则称文法G的直接右递归规则
• 设文法G，如果存在推导$A \rightarrow \alpha \Rightarrow^* \lambda A \mu$，则称规则$A \rightarrow \alpha$为文法G的间接递归规则。特别的，如果$\lambda = \epsilon$时，称为文法G的间接左递归规则。如果$\mu = \epsilon$时，则称文法G的间接右递归规则

消除直接左递归#

消除文法中一切左递归的算法（无有害规则，无空产生式）

将$V_N$中的非终结符按任意顺序线性排列,$A_1, ..., A_n$

1
for (i = 1; i <= n; i++) {
2
  for (j = 1; j <= i-1; j++) {
3
    若Aj的产生式为 A_j -> \dleta_1 | ... | \delta_k
4
    则形如A_i -> A_j \gamma的产生式变为A_i -> \delta_1 \gamma | \delta_2 \gamma | ... | delta_k \gamma
5
  }
6
  消除A_i的直接左递归
7
}
8
删除无用产生式

递归下降子程序法的基本思想#

• 将每个非终结符编写称一个递归子程序，完成选择规则、推导和匹配的功能
• 若非终结符A有多个产生式，则根据产生式的SELECT集选择相应的规则推导
• 对规则$A\rightarrow Y_1...Y_n$，依次调用右部非终结符的子程序或匹配终结符，$Y_i$为非终结符则调用$Y_i$对应的子程序，若$Y_i$为终结符，则与当前token匹配。匹配成功则调用词法分析程序取下一个token，匹配失败或当前token不属于任何SELECT集时，报告语法错误
• 按照递归子程序法构造的语法分析程序是由一个总控子程序和一组非终结符对应的递归子程序组成的

应急恢复#

• 栈顶终结符与输入符号不匹配
• 在空的M[A, a]指定同步符号，一旦遇到这种错误，就跳过输入符号，直到遇到同步符号位置
• 当分析栈顶位A，一旦错误发生
  • 跳过输入串中的一些符号，直到遇到FOLLOW(A)中的符号，然后A退栈。相当于跳过A能推导出的所有符号，A的推导完成。
  • 跳过输入串中的一些符号，直到遇到FIRST(A)中的符号。相当于从A开始推导。

短语层恢复#

• 每个非终结符，开始分析时，使用一个符号集合BeginSym;分析结束时，使用一个符号集合EndSym

LR(0)项目#

• 移进项目: $A \rightarrow \alpha \cdot a \beta$
• 待约项目: $A \rightarrow \alpha \cdot X \beta$
• 归约项目: $A \rightarrow \cdot$
• 接受项目: $S' \rightarrow \alpha \cdot, S' \rightarrow S \cdot$

LR(0)文法#

• 如果文法G的LR(0)项目集规范族不存在移进-归约冲突或归约-归约冲突的项目集，则文法G为LR(0)文法
  • 如果文法G是LR(0)文法，则G可采用LR(0)分析法
  • 如果文法G是LR(0)文法，则G是无二义性的
• LR(0)分析表ACTION表中每格仅会是移进、归约和报错三种动作之一

SLR(1)文法#

• 设文法G的LR(0)项目集规范族C中任意含有m个移进项目和n个归约项目的冲突项目集$I_K$的一般形式为
• $I_K = \{A_1 \rightarrow \alpha_1 \cdot a_1 \beta_1, A_2 \rightarrow \alpha_2 \cdot a_2 \beta_2, ..., A_m \rightarrow \alpha_m \cdot a_m \beta_m, B_1 \rightarrow \gamma_1 \cdot, B_2 \rightarrow \gamma_2 \cdot, ..., B_n \rightarrow \gamma_n \cdot, ... \}$
• 如果移进符号集$\{a_1, ..., a_m\}$和$FOLLOW(B_1), ..., FOLLOW(B_n)$两两相交均为空集，则文法G称为SLR(1)文法
• SLR(1)文法无二义性
• LR(0)文法，一定也是SLR(1)文法

LR(1)项目#

• 附加搜索符$(\in V_T \cup \{ \sharp \})$的LR(0)项目称为LR(1)项目
  • [LR(0)项目，搜索符]
  • LR(0)项目-LR(1)项目的心
  • 对于同心的LR(1)项目简记：[LR(0)项目，搜索符1|搜索符2|…|搜索符m]
  • “搜索符1|…|搜索符m”称为搜索集
• 形如$[A \rightarrow \alpha \cdot, a]$的项表示仅在下一个输入符号等于a时才可以按照$A \rightarrow \alpha$进行归约
• 这样的a的集合总是FOLLOW(A)的子集，通常是真子集
• 搜索符的继承与传播
  • $[A \rightarrow \alpha \cdot B \beta, a], 又有B \rightarrow \gamma \in P, \Rightarrow [B \rightarrow \cdot \gamma, b], b \in FIRST(\beta \alpha)$
  • 当$\beta \Rightarrow^+ \epsilon$时，此时b=a叫继承的搜索符，否则叫自生的搜索符

LR(1)项目集族的构造#

• 设I是文法G的LR(1)项目子集，则MOVE1(I, X)定义如下
  • $Move1(I, X) = \{[A \rightarrow \alpha X \cdot \beta, a] | [A \rightarrow \alpha \cdot X \beta, a] \in I\}$
• 设I是文法G的LR(1)项目子集，closure1(I)定义如下
  • $I \subset closure1(I)$
  • $\{[B \rightarrow \cdot \gamma, b] | [A \rightarrow \alpha \cdot B \beta, a] \in closure1(I), b \in FIRST(\beta a)\} \subset closure1(I)$
  • 重复上一个步骤，直到closure1(I)不再扩大为止

LR(1)分析表的构造#

LR(1)的冲突#

• 设文法G的LR(1)项目集规范族C中任意含有m个移进项目和n个归约项目的冲突项目集$I_K$的一般形式为$I_K=\{[A_1 \rightarrow \alpha_1 \cdot a_! \beta_1, S_1 '], ..., [A_m \rightarrow \alpha_m \cdot a_m \beta_m, S_m'],[B_1 \rightarrow \gamma_2 \cdot , S_1], ..., [B_m \rightarrow \gamma_n \cdot, S_n], ...\}, A_i, B_j \in V_n, a_i \in V_T, \alpha_i, \beta_j, \gamma_j \in (V_N \cup V_T)*, S_i', S_j$为搜索集
• 如果移进符号集$\{a_1, a_2, ..., \alpha_m\}$和搜索集$S_1, ..., S_n$两两相交均为空集，则文法G称为LR(1)文法
• 结论
  • 如果文法G是LR(1)文法，则G可采用LR(1)分析法
  • 如果文法G是LR(1)文法，则G是无二义性的
  • 如果文法G是SLR(1)文法，则G一定是LR(1)

属性文法#

• 在基础文法的基础上
  • 为每个文法符号（终结符或非终结符）配备若干相关属性，代表与文法符号相关信息，如类型、值、代码片段、符号表内容等
  • 对于文法的每个产生式都配备了一组属性的语义规则（动作），对属性进行计算和传递
• 翻译模式(SDT): 明确语义计算的时机
  • 把{语义动作}插入到产生式右部恰当位置，按照分析的进程执行相应的语义计算

语义计算顺序#

• 属性依赖
  • 对应于每个产生式$A \rightarrow \alpha$都有一套与之相关联的语义规则，每条规则的形式位$b := f(c_1, ..., c_K)$
  • 属性b依赖于属性$c_1, ..., c_k$
    • b是A的一个综合属性并且$c_1, ..., c_k$是产生式右部文法符号的属性
    • b是产生式右边某个文法符号的一个继承属性并且$c_1, ..., c_k$是A或产生式右边文法符号的属性
  • 过程调用也当属性
• 语义规则建立了属性之间的依赖关系，再堆语法分析树节点的一个属性求值之前，必须首先计算出这个属性值所依赖的所有属性值