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Teoría de lenguajes y compiladores

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

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Teoría de lenguajes y compiladores

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  1. Teoría de lenguajes y compiladores Unidad II Analizador Sintáctico Semana 8 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 un analizador sintáctico.

  4. Objetivos Específicos Aplicar métodos de desarrollo descendente para la construcción de analizadores sintácticos

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

  6. ANALIZADOR SINTÁCTICO Sentencias Sentencia ; Sentencias Sentencia Asignación Generalidades Variable := Expresión Asignación x Variable + Expresión Variable Expresión := y b Variable Variable * Expresión Variable c e d

  7. ANALISIS SINTACTICO Función: • Comprobar que la secuencia de tokens cumple con las reglas de la gramática • Generar el árbol sintáctico Ventajas de utilizar gramáticas: • Las gramáticas son especificaciones sintácticas y precisas de lenguajes de programación • A partir de una gramática se puede generar automáticamente un analizador • El proceso de construcción puede llevar a descubrir ambigüedades • Una gramática imparte estructura a un lenguaje de programación, siendo mas fácil generar código y detectar errores • Es mas fácil de ampliar/modificar el lenguaje si esta descrito con una gramática Generalidades

  8. TIPOS DE ANALIZADORES SINTACTICOS Descendentes (Top-Down): Parten del axioma y aplican las reglas de la gramática hasta llegar a secuencia de símbolos terminales (tokens): • Analizadores LL(1) • Analizadores recursivos Ascendentes (Bottom-Up): Parten de las hojas (conjunto de tokens) para llegar a la raíz (axioma de la gramática): • Analizadores de Precedencia de Operador • Analizadores LR(1) Generalidades

  9. ANALISIS SINTÁCTICO DESCENDENTE • Se basa en gramáticas LL, que construyen árboles de análisis sintáctico de arriba (raíz) hacia 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

  10. ANALISIS SINTÁCTICO DESCENDENTE Algoritmo: • Poner el axioma como raíz del árbol de derivación • Hasta que solo haya símbolos terminales, derivar mas a la izquierda Ejemplo: Entrada: Id * Id + id Gramática: Expresion::= Expresion * Termino | Expresion + Termino | Termino Termino ::= id | Numero Derivación: Expresion Expresion + Termino  Expresion * Termino + Termino  Termino * Termino + Termino  Id * Termino + Termino  Id * Id + Termino  Id * Id + id Generalidades

  11. PROBLEMAS DE LOS ANALIZADORES SINTÁCTICO DESCENDENTE • Mas de una opción: A ::= a|β • Retroceso • Analizar los siguientes elementos de entrada • Recursividad izquierda • Eliminación de la recursividad • Ambigüedad • Factorización por la izquierda Generalidades

  12. 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 (CONJUNTO PRIMERO). • El conjunto de todos los símbolos terminales que pueden aparecer después de uno no terminal (CONJUNTO SIGUIENTE). Gramáticas LL

  13. CONJUNTO PRIMERO(1/3) • 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 a‘ } , 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 añádase 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 añádase 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

  14. CONJUNTO PRIMERO(2/3) 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 todo i=1..n, Primero(Xi) contiene al Є. Gramáticas LL

  15. CONJUNTO PRIMERO(3/3) 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

  16. CONJUNTO SIGUIENTE(1/2) • 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

  17. CONJUNTO SIGUIENTE(2/2) 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

  18. 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 las producciones de la forma: A α1 | α2 | α3 | … | αn se requiere: Primero(αi) ∩ Primero(αj) = 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

  19. GRAMÁTICAS LL(1) Ejemplo: Considerarunagramáticaquepermita la generación de frasescomo: 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  ; sY |Є S = {A} ¿Esunagramática de tipo LL(1)? p = programa d = declaracion b = begin s = proposicion e = end Gramáticas LL

  20. 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

  21. CONSTRUCCIÓN DE TABLAS LL(1)(1/2) • 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

  22. 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 ) CONSTRUCCIÓN DE TABLAS LL(1)(2/2) En la gramática anterior: Análisis Sintáctico Tabular

  23. ALGORITMO REGURSIVO GUIADO POR TABLA (1/2) 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. 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 entonces 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 vacía */ Análisis Sintáctico Tabular

  24. 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 ALGORITMO REGURSIVO GUIADO POR TABLA (2/2) Ejemplo:   Analizar si: id + id * id es valida para la gramática anteriormente presentada. Análisis Sintáctico Tabular

  25. 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

  26. ESTRUCTURA DE UN ANALIZADOR SINTACTICO DESCENDENTE RECURSIVO Procedure F c=GetToken; case c ‘(‘: write(“(“); E; c=GetToken(); if c = ‘)’ then write(‘)’); write(“F”); else Fail; error; Id: write(“Id”); write(“F”); otherwise: Fail; error; Ejemplo: E ::= T E’ E’ ::= + T E’ | Є T ::= F T’ T’ ::= * F T’ | Є F ::= (E) | Id Procedure E T; E’; write(“E”) Estrategia descendente recursiva Procedure E’ c=GetToken; if c = ‘+’ then write(‘+’); T; E’; else rectract; write(“E’”)

  27. 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

  28. 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

  29. 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;

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

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

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

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

  34. Teoría de lenguajes y compiladores Unidad II Analizador Sintáctico Semana 8 Análisis Sintáctico Descendente

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