编译器中间表示

源程序像带墙壁和房间名称的建筑图，机器指令像施工后的管线；IR 是工程中间的结构图。它会舍弃某些源级细节，也会把原先隐含的事实显式化。例如表达式 “a+b*c” 在树形 IR 中保留嵌套，在低层 IR 中可拆成两个带临时量的指令；条件语句则常拆成比较、条件跳转和若干基本块。改变画法本身不保证程序正确，关键是每次重画都能说明可观察行为如何对应。

IR 设计的核心是为变换提供稳定契约。语法决定变换能重排哪些节点，控制流决定到达关系和合流点，语义决定溢出、陷阱、内存访问与外部调用是否可观察。若只给语法而没有语义，“把加法结合律用于整数加法”无法判断在有符号溢出会陷阱的语言中是否合法；若只给指令语义而没有良构 CFG，又无法排除跳到块中部或传错块参数。

考虑源片段 “若 p 则 x:=a+1，否则 x:=a-1；返回 x”。一个块式 IR 可含入口块 $B_0$、两个分支块 $B_t,B_f$ 和汇合块 $B_j$。$B_0$ 的终结指令依据 $p$ 选择后继；两支分别计算临时值；$B_j$ 接收所选结果并返回。令状态为 $(B,i,\rho ,\mu )$，其中 $\rho$ 是临时量环境、$\mu$ 是内存，则一条加法指令把 $i$ 前移并更新 $\rho$，跳转指令更换 $B$ 与参数绑定。这段可手算轨迹同时使用了语法、CFG 和状态转移。

边界首先出现在内存和副作用。把两次读取同一地址合并，只有在中间没有可能写该地址、该地址不是易失设备寄存器且语言允许时才成立。IR 若以单一 “load” 节点掩盖 volatile、原子序和可能陷阱，优化证明会建立在错误接口上。其次，调试位置、栈展开信息与资源消耗是否属于观察，也必须由编译契约决定；它们有时是元数据，有时直接影响可见行为。

IR 也不等于某一种具体形态。三地址码公理库三地址码Three-address code · TAC · 三地址中间码把复杂表达式拆为至多两个输入和一个结果的简单指令，并以显式跳转组织控制流的中间表示。、栈式字节码、续延表示和“节点之海”图式都可以成为 IR；能打印成文本不使它成为“三地址”，处在编译器内部也不自动使任意缓存成为一门 IR。判断标准是它是否具有明确的合法程序集合与阶段间语义责任。

把 IR 明确为语言后，每个 pass 都可写成部分函数 $P:{\mathrm{Prog}}_{\mathcal{I}}\rightharpoonup {\mathrm{Prog}}_{\mathcal{J}}$，失败表示拒绝非法输入或资源不足，成功则承担良构性与语义关系。这样，局部优化、指令选择和寄存器分配可以通过共同的入口、终止与行为定义组合，而不必把“测试能运行”当成阶段契约。

多层 IR 还允许逐层选择证明粒度：高层保留结构便于证明类型与异常，SSA 层暴露定义—使用关系，低层暴露机器约束。层越低并不天然越精确；它只是显式化另一组事实，同时可能遗忘源级名称。可靠编译依赖每次遗忘都有一份可陈述、可复核的对应，而非依赖 IR 名称带来的直觉。