Teoría de lenguajes y compiladores

Presentación del tema: "Teoría de lenguajes y compiladores"— Transcripción de la presentación:

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 Contenidos Generalidades Gramáticas LL Análisis sintáctico tabular
Estrategia descendente recursiva

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

8 ANALISIS SINTACTICO Generalidades 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

9 TIPOS DE ANALIZADORES SINTACTICOS
Generalidades 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)

10 ANALISIS SINTÁCTICO DESCENDENTE
Generalidades 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.

11 ANALISIS SINTÁCTICO DESCENDENTE
Generalidades 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

12 PROBLEMAS DE LOS ANALIZADORES SINTÁCTICO DESCENDENTE
Generalidades 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

13 Gramáticas LL 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).

14 CONJUNTO PRIMERO(1/3) Gramáticas LL
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 T Є = 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.

15 CONJUNTO PRIMERO(2/3) Gramáticas LL
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.

16 CONJUNTO PRIMERO(3/3) Gramáticas LL 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 }

17 CONJUNTO SIGUIENTE(1/2)
Gramáticas LL 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).

18 CONJUNTO SIGUIENTE(2/2)
Gramáticas LL 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’

19 GRAMÁTICAS LL(1) Gramáticas LL
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. 

20 GRAMÁTICAS LL(1) Gramáticas LL
Ejemplo: Considerar una gramática que permita la generación de frases como: program declaracion; begin 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} ¿Es una gramática de tipo LL(1)? p = programa d = declaracion b = begin s = proposicion e = end

21 GRAMÁTICAS LL(1) Gramáticas LL 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. 

22 CONSTRUCCIÓN DE TABLAS LL(1)(1/2)
Análisis Sintáctico Tabular 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.

23 CONSTRUCCIÓN DE TABLAS LL(1)(2/2)
Análisis Sintáctico Tabular CONSTRUCCIÓN DE TABLAS LL(1)(2/2) En la gramática anterior: No Terminal Símbolo de entrada id + * ( ) $ E E  T E’ E’ E’  +TE’ E’  Є T T  F T’ T’ T’  Є T’  *FT’ F F  id F  ( E )

24 ALGORITMO REGURSIVO GUIADO POR TABLA (1/2)
Análisis Sintáctico Tabular 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” 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 “Error “ Hasta X = $ /* la pila esta vacía */

25 ALGORITMO REGURSIVO GUIADO POR TABLA (2/2)
ALGORITMO REGURSIVO GUIADO POR TABLA (2/2) Análisis Sintáctico Tabular Ejemplo:   Analizar si: id + id * id es valida para la gramática anteriormente presentada. PILA ENTRADA SALIDA $E id + id * id $ $E’T E  TE’ $E’T’F T  FT’ $E’T’id F  id $E’T’ + id * id $ $E’ T’  Є $E’T+ E’  +TE’ id * id $ * id $ $E’T’F* T’  *FT’ id $ $ E’  Є

26 ESTRUCTURA DE UN ANALIZADOR SINTACTICO DESCENDENTE RECURSIVO
Estrategia descendente recursiva 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.

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

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

29 s1 s2 sm CORRESPONDENCIA ENTRE GRAFOS SINTACTICOS Y LOS PROGRAMAS
Estrategia descendente recursiva REGLA 1: Representación de alternativas. s1 s2 sm 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;

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

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

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

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

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

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