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Teoría de lenguajes y compiladores

Unidad I. Analizador Sintáctico. Teoría de lenguajes y compiladores. Semana 8. Temas. Análisis Sintáctico Descendente. Objetivo General.

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Teoría de lenguajes y compiladores

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Presentation Transcript

  1. Unidad I Analizador Sintáctico Teoría de lenguajes y compiladores Semana 8 Temas Análisis Sintáctico Descendente

  2. Objetivo General El alumno al finalizar el curso podrá desarrollar aplicaciones que le permitan determinar si una estructura gramatical corresponde a una sentencia valida en la definición de un lenguaje en particular, teniendo en cuenta el contexto sintáctico y semántico. Así mismo estará capacitado para proponer nuevas formas estructurales en la definición de lenguajes de programación.

  3. Objetivos Específicos • Diseñar e implementar un analizador lexicográfico. • Diseñar e implementar un analizador sintáctico. • Diseñar e implementar un analizador semántico.

  4. Objetivos Instruccionales • Aplicar el método descendente para la creación de analizadores sintácticos.

  5. ANALIZADOR SINTÁCTICO DESCENDENTE • Se basa en gramáticas LL, construyendo árboles de análisis sintáctico desde arriba (raíz) hasta abajo (hojas). • La primera “L” significa que la entrada será leída de izquierda a derecha y la segunda “L” indica derivaciones por la izquierda. Generalidades

  6. Para cada producción de la forma: • A  α1 | α2 | α3 | … | αn • Siempre debemos ser capaces de elegir la alternativa correcta para la generación de un árbol de análisis sintáctico. • Para cumplir esta regla necesitamos información adicional, a saber: • El conjunto de todos los símbolos terminales que pueden aparecer al principio de una frase que puede derivarse de una secuencia arbitraria de símbolos. • El conjunto de todos los símbolos terminales que pueden aparecer después de uno no terminal. • “Estos son los conjuntos llamados PRIMERO y SIGUIENTE” Gramáticas LL

  7. CONJUNTO PRIMERO(1) • Sea G(N,T,P,S) una gramática y α secuencia arbitraria de símbolos, es decir α Є (NUT)*, entonces; • Primero(α) = { t / t Є TЄ ^ α t α ‘} , donde TЄ = T U { Є } • Para calcular Primero(X) para todos los símbolos gramaticales X, aplíquense las reglas siguientes hasta que no se puedan añadir mas terminales o Є a ningún conjunto Primero. • 1.Si X es terminal, entonces primero(X) es {X} • 2.Si X  Є es una producción, entonces añadase Є a Primero(X) • 3.a. Si X es no terminal y X  Y1 Y2 … Yk , es una producción, entonces póngase “a” en Primero(X) si para alguna i, “a” esta en Primero(Yi) y Є esta en todos los Primero(Y1)…Primero(Yi-1) ; es decir Y1..Yi-1 Є • b. Si Є esta en primero(Yj) para toda i = 1,2,…,k, entonces añadase Є a primero(X). • Por ejemplo, todo lo que esta en Primero(Y1) sin duda esta en Primero(X). Si Y1 no deriva a Є, entonces no se añade nada más a Primero(X). Pero si Y1 Є, entonces se le añade Primero(Y2), y así sucesivamente. Gramáticas LL

  8. CONJUNTO PRIMERO(2) Ahora se puede calcular el conjunto Primero para cualquier cadena X1X2…Xn de la siguiente forma: añádase a Primero(X1X2…Xn) todos los símbolos distintos de Є de Primero(X1). Si Є esta en Primero(X1), añádase también los símbolos distintos de Є de Primero(X2); si Є esta tanto en Primero(X1) y Primero(X2) añádanse también los símbolos distintos de Є de Primero(X3) y así sucesivamente. Por ultimo añádase Є a Primero (X1X2…Xn) si para toda i Primero(Xi) contiene Є. Gramáticas LL

  9. CONJUNTO PRIMERO(3) Ejemplo: Considérese la gramática siguiente: E  TE’ E’  +TE’ | Є T  F T’ T’  *F T’ | Є F  ( E ) | id Entonces : Primero(E) = { ( , id } Primero(E’) = { + , Є } Primero(T) = { ( , id } Primero(T’) = { * , Є } Primero(F) = { ( , id } Gramáticas LL

  10. CONJUNTO SIGUIENTE(1) • Sea G(N,T,P,S) una gramática y α secuencia arbitraria de símbolos, es decir α Є (NUT)*, entonces; • Siguiente(X) = { t / t Є TЄ ^ S α X t β} • Para calcular Siguiente(A) para todos los no terminales A, aplíquense las reglas siguientes hasta que no se pueda añadir nada mas a ningún conjunto siguiente. • 1.Póngase $ en Siguiente(S), donde S es el símbolo inicial y $ es el delimitador derecho de la entrada. • 2. Si hay una producción A  α B β, entonces todo lo que este en Primero(β) excepto Є se pone en Siguiente(B). • 3.Si hay una producción A  α B o una producción A  α B β donde Primero(β) contenga Є ( es decir β Є), entonces todo lo que este en Siguiente(A) se pone en Siguiente(B). Gramáticas LL

  11. CONJUNTO SIGUIENTE(2) • Ejemplo: • Considerando la gramática anterior: • E  TE’ Se determinó que: • E’  +TE’ | Є Primero(E) = { ( , id } • T  F T’ Primero(E’) = { + , Є } • T’  *F T’ | Є Primero(T) = { ( , id } • F  ( E ) | id Primero(T’) = { * , Є } •   Primero(F) = { ( , id } • Entonces: • Siguiente(E) = { ) , $ } Regla 1 • Regla 2 aplicada a F  ( E ) • Siguiente(E’) = { ) , $ } Regla 3 aplicada a E  T E’ • Siguiente(T) = { + , ) , $ } Regla 2 aplicada a E’  +TE’ • Regla 3 aplicada a E’  +TE’ • Siguiente(T’) = { + , ) , $ } Regla 3 aplicada a T  F T’ • Siguiente(F) = { + , * , ) , $ } Regla 2 aplicada a T’  *FT’ • Regla 3 aplicada a T’  *FT’ Gramáticas LL

  12. GRAMÁTICAS LL(1) Una gramática independiente del contexto G(N,T,P,S) se denomina gramática LL(1) si tiene las siguientes características: C1) Para cada producción A  α1 | α2 | α3 | … | αn Se requiere: Primero(αi) ∩ Primero(αi) = Ø Para todo i <> j C2) si puede derivarse la cadena vacía (Є) de un símbolo no terminal X, Se requiere que: Primero(X) ∩ Siguiente(X) = Ø Una gramática cuya tabla de análisis sintáctico no tiene entradas con definiciones múltiples se define como LL(1). Queda la cuestión de lo que se debe hacer cuando la tabla de análisis sintáctico tiene entradas con múltiples definiciones. Un recurso es transformar la gramática eliminando la recursión por la izquierda y factorizando por la izquierda siempre que sea posible, con la esperanza de producir una gramática para la cual la tabla de análisis sintáctico no tenga entradas con múltiples definiciones.  Gramáticas LL

  13. GRAMÁTICAS LL(1) Ejemplo: Considerar una gramática que permita la generación de frases como: program declaracion; declaracion; begin proposicion; proposicion; proposicion; end. La gramática G viene dada por: T = { b , d , e , p , s , ; , . } N = { A , X , Y } P = { A  pX X  d ; X | bsYe Y  Є | ; sY S = {A} ¿Es una gramática tipo LL(1)? p = programa d = declaracion b = begin s = proposicion e = end Gramáticas LL

  14. GRAMÁTICAS LL(1) Solución: Primero(A) = { p } Siguiente(A) = { $ } Primero(X) = { d , b } Siguiente(X) = { $ } Primero(Y) = { Є , ; } Siguiente(Y) = { e , $ } Luego: Por C1) Primero(d;X) ∩ Primero(bsYe) = { d } ∩ { b } = Ø Primero(Є) ∩ Primero(;sY) = { Є } ∩ { ; } = Ø Por C2) Primero(Y) ∩ Siguiente(Y) = { Є , ; } ∩ { Є } = Ø Entonces a partir de la definición de LL(1) se concluye que esta gramática es no ambigua y nunca puede ser recursiva izquierda. Esto es obvio ya que una gramática G es ambigua si hay una palabra en L(G) que posea 2 derivaciones por la izquierda (a partir del símbolo inicial). EN CONCLUSION: Las gramáticas LL(1) se usan preferentemente para el análisis sintáctico descendente.  Gramáticas LL

  15. ESTRUCTURA DE UN ANALIZADOR SINTACTICO DESCENDENTE RECURSIVO • Implantación: • Se asocia un procedimiento a cada no terminal de la gramática. • El árbol sintáctico esta dado implícitamente por la secuencia de llamadas a procedimientos. Estrategia descendente recursiva

  16. ESTRUCTURA DE UN ANALIZADOR SINTACTICO DESCENDENTE RECURSIVO PROGRAM Analizador_sintactico; PROCEDURE Error (…); PROCEDURE N0; PROCEDURE N1; … … PROCEDURE Nm; BEGIN Leer_simbolo; N0; END. Estrategia descendente recursiva

  17. CORRESPONDENCIA ENTRE GRAFOS SINTACTICOS Y LOS PROGRAMAS REGLA 1: Representación de alternativas. Estrategia descendente recursiva s1 s2 IF ch IN PRIMERO(S1) THEN P(S1) ELSE IF ch IN PRIMERO(S2) THEN P(S2) ELSE … IF ch IN PRIMERO(Sm) THEN P(Sm) ELSE Error; sm

  18. CORRESPONDENCIA ENTRE GRAFOS SINTACTICOS Y LOS PROGRAMAS REGLA 2: Secuencia de llamada a procedimientos. Estrategia descendente recursiva S1 S2 Sn BEGIN P(S1); P(S2); ….; P(S3) END;

  19. CORRESPONDENCIA ENTRE GRAFOS SINTACTICOS Y LOS PROGRAMAS REGLA 3: Proposición de repetición. Estrategia descendente recursiva S WHILE ch IN PRIMERO(S) DO P(S);

  20. CORRESPONDENCIA ENTRE GRAFOS SINTACTICOS Y LOS PROGRAMAS REGLA 4: Proposición condicional. Estrategia descendente recursiva S IF ch IN PRIMERO(S) THEN P(S);

  21. CORRESPONDENCIA ENTRE GRAFOS SINTACTICOS Y LOS PROGRAMAS REGLA 5: Llamada a procedimiento S Estrategia descendente recursiva P(S);

  22. CORRESPONDENCIA ENTRE GRAFOS SINTACTICOS Y LOS PROGRAMAS REGLA 6: Lectura condicional S Estrategia descendente recursiva IF ch = “t” THEN read(ch) ELSE Error;

  23. CONSTRUCCIÓN DE TABLAS DE ANÁLISIS SINTÁCTICO(1) • Sea G una gramática ; supóngase que A  α , es una producción con “a” en Primero(α). Entonces, el analizador sintáctico expandirá A por α cuando el símbolo actual de entrada sea “a”. • Algoritmo: Construcción de una tabla de análisis sintáctico predictivo • Entrada: Una gramática G • Salida: La tabla de análisis sintáctico M • Método: • Para cada producción A  α de la gramática dense los pasos 2 y 3. • Para cada terminal “a” de primero(α) , añádase A  α a M[A,a] • a.Si Є esta en Primero(α), añádase A  α a M[A,b] para cada terminal b de Siguiente(A). • b.Si Є esta en Primero(α) y $ esta en Siguiente(A), añádase A α • a M[A,$] • 4. Hágase que cada entrada no definida de M sea error. Análisis Sintáctico Tabular

  24. CONSTRUCCIÓN DE TABLAS DE ANÁLISIS SINTÁCTICO(2) No Terminal Símbolo de entrada id + * ( ) $ E E  T E’ E  T E’ E’ E’  +TE’ E’  Є E’  Є T T  F T’ T  F T’ T’ T’  Є T’  *FT’ T’  Є T’  Є F F  id F  ( E ) En la gramática anterior: Análisis Sintáctico Tabular

  25. ANÁLISIS SINTÁCTICO PREDICTIVO NO RECURSIVO(1) • Algoritmo: • Entrada: Una cadena W y una tabla de análisis sintáctico M para la gramática G • Salida: Si W esta en L(G) , una derivación por la izquierda de W; de lo contrario una indicación de error. • Método: • Al principio, el analizador sintáctico esta en una configuración en la que tiene a $S en la pila S, el símbolo inicial de G en el tope y W$ en el buffer de entrada. • Apuntar ptr al primer símbolo de W$ • Repetir • Sea X el símbolo de la cima de la pila y a el símbolo apuntado por ptr • Si X es un terminal o $ entonces •   Si X = a entonces • Extraer X de la pila y avanzar ptr • Caso contrario • “Error” • Caso contrario • Si M[X,a] = X  Y1Y2…Yk entoces • Extraer X de la pila • Meter Yk,Yk-1,…,Y1 en la pila con Y1 en la cima • Emitir la producción X  Y1Y2…Yk • Caso contrario • “Error “ • Hasta X = $ /* la pila esta vacia */ Análisis Sintáctico Tabular

  26. ANÁLISIS SINTÁCTICO PREDICTIVO NO RECURSIVO(2) PILA ENTRADA SALIDA $E id + id * id $ $E’T id + id * id $ E  TE’ $E’T’F id + id * id $ T  FT’ $E’T’id id + id * id $ F  id $E’T’ + id * id $ $E’ + id * id $ T’  Є $E’T+ + id * id $ E’  +TE’ $E’T id * id $ $E’T’F id * id $ T  FT’ $E’T’id id * id $ F  id $E’T’ * id $ $E’T’F* * id $ T’ *FT’ $E’T’F id $ $E’T’id id $ F  id $E’T’ $ $E’ $ T’  Є $ $ E’  Є Ejemplo:   Analizar si: id + id * id es valida para la gramática anteriormente presentada. Análisis Sintáctico Tabular

  27. Unidad I Analizador Sintáctico Teoría de lenguajes y compiladores Semana 8 Temas Análisis Sintáctico Descendente

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