三地址码

三地址码把一口气完成的表达式拆成流水线上的小工序。源式 $(a+b)\times (c-d)$ 可拆为

中间结果有名字后，公共子表达式消除、常量传播和活跃性分析可以直接谈论哪次定义供哪次使用。复杂控制结构也被还原为标签和跳转，使路径而非语法缩进成为分析对象。

这种拆分没有规定每个源变量只能赋值一次。临时量可以复用，循环计数器也可反复更新；因此 TAC 不等于静态单赋值形式理路静态单赋值形式Static single-assignment form · SSA form · 静态单赋值用同一循环图推导支配边界、φ 放置与栈式改名，再经关键边拆分和复制环消解逐边证明语义保持。。SSA 常建立在类似 TAC 的指令集之上，再通过版本化名字与合流操作施加额外不变量。把二者混称会掩盖 SSA 构造和消解真正完成的工作。

对 “x:=f(a)+g(b*c)” 且求值顺序固定为从左到右，可得

若 $f$ 或 $g$ 有副作用，先算 $b\times c$、甚至交换两次调用，都可能改变结果；TAC 的拆分不能凭借“表达式数学上相同”任意重排。手算时令初始 $a=2,b=3,c=4$，$f$ 把全局计数器加一并返回 $a$，$g$ 读取计数器再加到参数上，则不同调用顺序会产生不同 $t_3$，清楚展示语义边界。

“三地址”也不是严格要求每条指令文本出现三个词。一元负号只有一个输入，复制没有运算，条件跳转可能同时写比较两数。真正约束是把复杂运算分解为有限元的简单原语。相反，一条 “x:=sort(a)” 虽表面只有两个名字，却把任意复杂计算藏进原语；它是否属于所讨论 TAC 取决于指令集规范，而不是计数字符串中的操作数。

内存操作尤其需要分开。$t:=\mathrm{load}(p)$ 读取当前存储，$\mathrm{store}(p,v)$ 改变存储；不能像纯临时量赋值那样仅靠名字版本判断依赖。未知别名使两个不同指针可能指向同一单元，TAC 本身不会消除这种不确定性。

TAC 的细粒度让局部优化能以短窗口描述。若连续出现 $t:=2\times 3$ 与 $x:=t+4$，在无陷阱的整数语义下可折叠为 $x:=10$；若 $t$ 之后还有使用，则不能简单删除其定义。基本块内可用顺序扫描，跨块则必须结合 CFG 的到达定义与路径条件。

当一部分输入要到运行时才提供，统一绑定时间分析理路统一绑定时间分析Uniform binding-time analysis · 统一静态动态二分从未知输入沿赋值依赖求最小动态集合，为按静态存储分版本的流图专门化准备统一二分，并区分局部可计算性、全局常量与生成终止。先沿赋值依赖求最小动态集合；记忆化流图专门化理路记忆化流图专门化Memoized flowchart specialization · Polyvariant flowchart specialization以源标签和完整静态存储为键生成残余基本块，用逐块状态对应保持返回与发散，并把有限变体、代码膨胀及预算失败分开处理。再把不同静态存储编进不同残余标签。它在纯总整数模型中交付实际代码与逐块对应，动态分支的两种静态值必须分版本保留，不能只在原标签上覆盖一个常量。

公共子表达式消除理路公共子表达式消除Common subexpression elimination · CSE在全路径表达式可用之外验证结果载体仍有效，以支配复用或新临时量接线删除重复计算，同时保留操作语义。将“表达式可用”与“结果载体仍有效”分开检查；复制传播理路复制传播Copy propagation · Available-copy analysis以可用复制对证明替换点两个变量仍同值，在任一端重定义时失效，并把跨分支的可靠替换与后续死代码删除分开。在任一端重定义时撤销同值事实，再由死代码消除理路死代码消除Dead-code elimination · DCE · Dead assignment elimination删除结果不再需要且计算纯粹总定义的赋值，重新计算需求直至稳定，保留控制流、陷阱、副作用和终止行为。删除纯总的无用计算。它们在OPT-8同一图任务中实际发出三份中间IR，保留分支路径并把每次运行的加法从5次降为2次。

后端可把一条 TAC 指令扩成多条机器指令，也可把数条融合成一个寻址模式。这里没有一对一对应：目标机器可能只允许寄存器—寄存器运算，常量范围也有限。TAC 提供的是清楚的中间语义接口；指令选择仍需单独证明扩展或融合保持相同观察。

过程间 TAC 还必须决定调用如何表示。若 call 只写一个返回临时量，却省略可能读取和写入的内存、异常后继与被破坏状态，局部公共子表达式消除可能错误跨过调用复用旧 load。显式 effect token、调用摘要或保守 clobber 都可解决接口问题；单纯增加第四个“地址”字段并不能。