Post on 07-Jan-2016
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COMPILADORES
ANÁLISE SINTÁTICAGuilherme Amaral Avelino
gavelino@gmail.com
Analisador sintático (parser) é o responsável por verificar se as construções utilizados no programa estão gramaticalmente corretas
Analisador léxico
Analisador sintático
Programa fonte
Programa fonte
Envia token
Solicita novo token
Tabela de símbolos
Árvore de derivação
RECONHECIMENTO DE UMA LINGUAGEM Toda linguagem tem de ter regras que descrevem sua
estrutura sintática (ou sintaxe) A sintaxe pode ser descrita através de uma gramática ou pela
notação BNF Vantagens de se utilizar uma gramática:
Fornece uma especificação sintática precisa e fácil de entender
Para certas classes de gramáticas, podemos construir automaticamente um analisador sintático e o gerador automático pode certas ambigüidades sintáticas da LP, difíceis de serem identificadas diretamente pelo projeto do compilador
Novas construções que surgem com a evolução da linguagem podem facilmente ser incorporadas a um compilador se este tem sua implementação baseada em descrições gramaticais
DESCRIÇÃO DE UMA LINGUAGEM ATRAVÉS DE UMA GRAMÁTICA
Linguagens regulares não são capazes de identificar recursões centrais E = x | “(“ E “)”
Solução: Uso de gramáticas livres de contextos Uma Gramática Livre de Contexto é construída
utilizando símbolos terminais e não-terminais, um símbolo de partida e regras de produções, onde: Os terminais são os símbolos básicos a partir dos
quais as cadeias são formadas. Na fase de análise gramatical os tokens da linguagem representam os símbolos terminais. Ex: if, then, else, num, id, etc.
GRAMÁTICA LIVRE DE CONTEXTO
Os não-terminais as variáveis sintáticas que denotam cadeias de caracteres. Impõem uma estrutura hierárquica que auxilia na análise sintática e influencia a tradução. Ex: cmd, expr.
Numa gramática um não terminal é distinguido como símbolo de partida, e o conjunto que o mesmo denota é a linguagem definida pela linguagem. Ex: program
As produções de uma gramática especificam como os terminais e não-terminais podem se combinar para formas as cadeias da linguagem. Cada produção consiste em um não terminal seguido por uma seta (ou ::=), serguido por uma cadeia de não terminais e terminais
GRAMÁTICA LIVRE DE CONTEXTO Ex:
expr ::= expr op expr
expr ::= (expr)
expr ::= - expr
expr ::= id
op ::= +
op ::= -
op ::= *
op ::= / Simbolos terminais
id + - * / ( ) Símbolos não-terminais
expr e op , sendo expr o símbolo de partida
CONVENÇÕES NOTACIONAIS Símbolos Terminais
Letras minúsculas do inicio do alfabeto, tais como a, b c Símbolos de operadores, tais como +, -, etc Símbolos de pontuação, tais como parênteses e vírgulas Dígitos 0, 1, ..., 9 Cadeias em negritos como id ou if
Símbolos não-terminais Letras maiúsculas do início do alfabeto, tais como A, B, C A letra S, quando aparecer é usualmente símbolo
de partida Nomes em itálico formados por letras minúsculas,
como expr ou cmd A menos que seja explicitamente estabelecido, o lado
esquerdo da primeira produção é o símbolo de partida
GRAMÁTICAS Produções para o mesmo símbolo não terminal a esquerda
podem ser agrupadas utilizando “|”. Ex: A::= +|-|... Exemplo:
expr ::= expr op exprexpr ::= (expr)expr ::= - exprexpr ::= idop ::= +op ::= -op ::= *op ::= /
E ::= E A E|(E)|-E| idA ::= +|-|*|/
GRAFOS DE SINTAXE
Grafo direcionado contendo dois tipos de vértices Vértices em elipse para representar os símbolos
terminais Vértices retangulares para não terminais
ÁRVORES GRAMATICAIS
Representação gráfica de uma derivação Dá forma explícita a estrutura hierárquica
que originou a sentença Dada uma GLC, a árvore de derivação é
obtida: A raiz da árvore é o símbolo inicial da gramática Os vértices interiores são obrigatoriamente não-
terminais. Ex: Se A ::= X1X2...Xn é uma produção da gramática, então A será um vétice interior e X1, X2, ..., Xn serão os filhos (da esquerda para a direita)
Símbolos terminais e a palavra vazia são as folhas
A
X1 X2 Xn...
ÁRVORES DE DERIVAÇÃO Exemplo: -(id + id)
E
- E
( E )
+ EE
Id id
E::=-E
E::=(E)
E::=E+E
E::=id E::=id
DERIVAÇÕES
Processo através do qual as regras de produções da gramática são aplicadas para formar uma palavra ou verificar se esta pertence a linguagem
Símbolo não terminal é substituído pelo lado direito da produção correspondete
Ex: -( id + id )
E => -E => -(E) => -(E+E) => -(id + E) => -(id + id)
Dois passos: Qual terminal será escolhido para derivar
Derivação mais a esquerda Derivação mais a direita
Qual regra utilizar
AMBIGÜIDADE Se uma gramática possui mais de uma árvore
gramatical para uma mesma sentença é dita ambígua Parte do significado dos comandos de uma linguagem
podem estar especificado em sua estrutura sintática Ex: id + id * id possui duas derivações mais a esquerda
E
id E
* EE
id id
+
E
E
* EE
id id
+ id
AMBIGÜIDADE
Regras de precedência Reescrita da gramática
expr ::= expr op exprexpr ::= idop ::= +op ::= -op ::= *op ::= /
expr ::= term | term op1 termterm ::= fator | fator op2 fatorfator ::= id | (expr)op1 ::= +op1 ::= -op2 ::= *op2 ::= /
cmd ::= if expr then cmd|if expr then cmd else cmd|outro
if E1 then S1 else if E2 then S2 else S3
cmd
cmd cmdexprif then else
E1 S1
cmd cmdexprif then else
E2 S2 S3
cmd
cmdexprif then
cmd cmdexprif then else
E1
E2 S1 S2
cmd
cmd cmdexprif then else
E1 S2
cmdexprif then
E2 S1
if E1 then if E2 then S1 else S2
cmd ::= if expr then cmd|if expr then cmd else cmd|outro
Regra geral: associar cadaelse ao then anterior mais próximo
REESCREVENDO A GRAMÁTICA Todo enunciado entre um then e um else precisa
ser “associado”, isto é não pode terminar com um then ainda não “associado”
Um enunciado associado ou é um enunciado if-then-else contendo somente enunciados associados ou é qualquer outro tipo de enunciado incondicional
cmd ::= cmd_associado |cmd_não_associado
cmd_associado ::= if expr then cmd_associado else cmd_associado
|outrocmd_não_associado ::= if expr then cmd
| if expr then cmd_associado else cmd_não_associado
ELIMINAÇÃO DE RECURSÃO A ESQUERDA Uma gramática é recursiva a esquerda se possui um
não-terminal A, tal que, exista uma derivação A => Aα para alguma cadeia α
É importante para permitir o processamento top-down Método:
Agrupamos os produções recursivas1. A ::= Aα1|Aα2|... |Aαn |β1|β2|...|βn
Onde nenhum β começa com um A
2. Substituímos as produções-A por A ::= β1A’| β2A’| ...|βnA’ A’ ::= α1A’| α2A’|...| αnA’|ε
Ex:E ::= E + T|TT ::= T * F|FF ::= (E)|id
E ::= TE’E’ ::= +TE’ | εT ::= FT’T’ ::= *FT’ | εF ::= (E) | id
ELIMINAÇÃO DE RECURSÃO A ESQUERDA
Recursão não-imediataS ::= Aa | b
A ::= Ac | Sd | ε
A ::= Ac | Aad | bd | ε
S ::= Aa | bA ::= bdA’ | A’A’ ::= cA’ | adA’ | ε
S ::= Sda | bS ::= bS’S’ ::= daS’| ε
A ::= Ac | Sd | εA ::= SdA‘A’ ::= cA’ | ε
S ::= bS’S’ ::= daS’| εA ::= SdA‘A’ ::= cA’ | ε
‘
FATORAÇÃO À ESQUERDA
Transformação que facilita a análise sintática Deve ser realizada quando a escolha entre
duas opções começa com uma cadeia comum
Neste caso deve se adiar a escolha Regra geral:
Se A ::= αβ1 | αβ2 forem duas produções e a entrada começar com uma cadeia não vazia derivada de α, não sabemos se A deve ser expandida para αβ1 ou αβ2
Devemos, então, adiar a decisão expandido A para αA’ e após ler a entrada derivada de α, expandir A’ para β1 ou β2.
A ::= αA’
A’ ::= β1 | β2
cmd ::= if expr then cmd else cmd|if expr then cmd|outro
cmd ::= if expr then cmd cmd’| outrocmd' ::= else cmd | ε
α
ANÁLISE GRAMATICAL
Processo através do qual é verificado se uma cadeia pode ser gerado pela gramática Análise Top-Down ou Descendente
Inicia-se na raiz da árvore gramatical e segue em direção as folhas
Em cada passo um lado esquerdo de uma regra de produção é substituído pelo direito até produzir todos os símbolos folha da palavra
Análise Botton-Up A análise é feita a partir das folhas em direção a raiz Em cada passo um lado direito de uma regra de
produção é substituído por um símbolo não-terminal (redução) até obter o símbolo inicial S (raiz)
S S S S
a S a
a
S
S
S
a
a
S
c
S ::= aS|cw = aac
S
S
S
aa c
S ::= aS|cw = aac
S
S
aa c
S
aa caa c
ANALISADOR SINTÁTICO TOP-DOWN (DESCENDENTE)
Produz uma derivação mais a esquerda para uma cadeia de entrada
Tem como principal problema determinar, a cada passo, qual produção deve ser aplicada para substituir um o símbolo não-terminal
Quando uma produção é escolhida, o restante do processo de análise consiste em casar os símbolos terminais da produção com o a cadeia de entrada
ANÁLISE SINTÁTICA DE DESCIDA RECURSIVA
Consiste em um conjunto de procedimentos, um para cada não terminal da gramática
1. void A(){2. escolheProdução-A(); // A:: X1,X2,...Xk
3. for (i=1 até k){4. if (Xi é um não terminal)5. executa Xi();6. else if (Xi igual a símbolo de entrada a)7. avança na entrada para o próximo símbolo;8. else /*ocorre um erro*/9. }10. }
ANÁLISE SINTÁTICA DE DESCIDA RECURSIVA Pode exigir retrocesso, resultando em repetidas
leituras sobre a entrada (Tentativa e erro) Deve-se permitir a escolha de mais de uma produção Um erro no reconhecimento não deve gerar um erro, mas
sim a tentativa de uma nova produção Um erro só deve ocorrer quando não houver mais
nenhuma produção a ser testada Para tentar uma nova produção é necessário colocar o
apontador de entrada na posição que estava no inicio do processo
S ::= cAdA ::= ab | a
S
c A d
a ba
*Obs: Uma gramática recursivaà esquerda pode fazer com queum analisador recursivo à esquerda entre em loop infinito
FUNÇÕES FIRST E FOLLOW
Funções que auxiliam a construção de analisadores sintáticos
Permitem escolher qual produção deve ser aplicada baseada no próximo símbolo de entrada
First Define o conjunto de símbolos que iniciam derivações
a partir de uma seqüência de símbolos terminais e não-terminais
c está em First(A) Follow
Define o conjunto de símbolos que se pode seguir a derivar após um dado símbolo não terminal
a está em Follow(A) ...
S
α A a β
c γ
FUNÇÃO FIRST - REGRAS
Para calcular FIRST(X) de todos os símbolos X da gramática, as seguintes regras devem ser aplicadas até que não haja mais terminais ou ε:
Se X é um símbolo terminal, então FIRST(X)={X} Se X é um símbolo não-terminal e X::= Y1Y2...Yk é
uma produção p/ algum k≥1, então: acrescente a a First(X) se, para algum i, a estiver em
FIRST(Yi), e ε estiver em todos os FIRST(Y1),... FIRST(Yi-1).
adicione ε se ε está em FIRST(Yj) para todo j = 1,2,...k
Se Y1 não derivar ε, nada mais deve ser acrescentado a FIRST(X)
Se X::= ε é uma produção, então acrescente ε a FIRST(X)
FUNÇÃO FIRST - EXEMPLO
Dada a Gramática G=({+,*,(,),id}, {E,T,F,T’,E’}, E, {E::=TE’; E’::=+TE’|ε; T::=FT’; T’=*FT’|ε; F::=(E)|id}), determine: FIRST(T) =
FIRST(E’) =
FIRST(T’) =
FIRST(F)FIRST(() U FIRST(id){(,id}
FIRST(+) U FIRST(ε){+, ε}
FIRST(*) U FIRST(ε){*, ε}
FUNÇÃO FIRST - EXEMPLO
Dada a Gramática G=({a,b,c}, {I,A,B}, I, {I::=aBa|BAc|ABc; A::=aA|ε; B::=ba|c}), determine: FIRST(aBa) = FIRST(BAc) =
FIRST(ABc) =
{a}
FIRST(ba) U FIRST(c){b} U {c}{b,c}
FIRST(aA) U FIRST(ε) U FIRST(Bc){a} U {ε} U FIRST(ba) U FISRT(c){a} U {ε} U {b} U {c}{a,b,c, ε}
FUNÇÃO FOLLOW - REGRA
Para calcular FOLLOW(A) de todos os não-terminais A, as seguintes regras devem ser aplicadas até que nada mais possa ser acrescentado a nenhum dos conjuntos FOLLOW: Coloque $ em FOLLOW(S), onde $ é o marcador
de fim da entrada Se houver uma produção A::αBβ, então tudo em
FIRST(β) exceto ε está em FOLLOW(B) Se houver uma produção A::αB, ou uma produção
A::= αBβ, onde o FIRST(β) contém ε, então inclua o FOLLOW(A) em FOLLOW(B)
FUNÇÃO FOLLOW - EXEMPLO
G=({+,*,(,),id}, {E,T,F,T’,E’}, E, {E::=TE’; E’::=+TE’|ε; T::=FT’; T’=*FT’|ε; F::=(E)|id}) FOLLOW(E) =
FOLLOW(T) =
FOLLOW(F) =
FOLLOW()) U {$}{),$}
FIRST(E’) U FOLLOW(E){+} U {),$}{+,),$}
FIRST(T’) U FOLLOW(T){*} U {+,),$}{*,+,),$}
FUNÇÃO FOLLOW - EXEMPLO
G=({a,b,c}, {I,A,B}, I, {I::=aBa|BAc|ABc; A::=aA|ε; B::=ba|c} FOLLOW(I) = FOLLOW(A) =
FOLLOW(B) =
{$}
FIRST(c) U FIRST(Bc) U FOLLOW(A){c} U {b,c} U ({c} U {b,c} U ...){b,c}
FIRST(a) U FIRST(Ac) U FIRST(c){a} U {a,c} U {c} {a,c}
CENAS DO PRÓXIMO CAPÍTULO
Gramáticas LL(1) Construção de tabela preditiva