Compiladores

Prof. Bruno Moreno

Aula 9 – 06/05/2011

Como transformar uma

expressão regular em um

AFN?

Exp. Regular para AFN

Para E

Para a

Para s | t

Exp. Regular para AFN

Para st

Para s*

Exemplo

R = (a|b)*abb s | t

st

s*

SAÍDA DO ANALISADOR

LÉXICO

Saída do Analisador Léxico

Fornece dois elementos para cada símbolo

Símbolo propriamente dito (posição na memória)

Ou apontando para ele

Um número que identifica a classe do símbolo

Saída do Analisador Léxico

Tabela de Símbolos (exemplo)

SÍMBOLO ID_CLASSE

Indefinido 0

Identificador 1

Inteiro 2

Begin 3

Abs 4

End 5

( 6

) 7

+ 8

- 9

* 10

/ 11

** 12

:= 13

beginab + (x2*y)/35 /* expressão aritmética */

end

CHAMADA SAÍDA SIGNIFICADO

1ª 3, “begin” begin

2ª 1, “ab” ab

3ª 8, “+” +

4ª 6, “(“ (

5ª 1, “x2” x2

6ª 10, “*” *

7ª 1, “y” y

8ª 7, “)” )

9ª 11, “/” /

10 2, “35” 35

11ª 5, “end” end

O ANALISADOR SINTÁTICO

O Analisador Sintático

O analisador sintático obtém uma cadeia de

tokens proveniente do analisador léxico

O Analisador Sintático

Verifica se esta cadeia pode ser gerada pela

gramática da linguagem-fonte

O Analisador Sintático

Relata erros de sintaxe

Recupera-se do erro para que a compilação

continue

Função do analisador sintático

Verificar se as construções usadas no programa

estão gramaticalmente corretas

Em uma linguagem natural é semelhante a

avaliar a construção frasal que obriga ter, por

exemplo, sujeito, verbo e predicado

Analisador Sintático

Já estudamos previamente os principal

artefatos de investigação utilizados pelo

Analisador Sintático

Árvores de decisão e Gramáticas

Analisador Sintático

Existem duas formas de realizar a análise

sintática

Análise descendente (top-down)

Constroem as árvores de cima para baixo (raiz para folhas)

Análise ascendente (bottom-up)

Constroem as árvores de baixo para cima (folhas para raiz)

Em ambos os casos, a entrada é varrida da

esquerda para a direita, um símbolo de cada vez

Analisador Sintático

Normalmente, as estruturas sintáticas válidas

são especificadas através de uma gramática

livre de contexto

Descreve as regras de formação de sentenças da

linguagem

A gramática é formada por regras de produções

Cada produção é uma regra de formação,

mostrando como um símbolo pode gerar (ou

produzir) outros

Gramática Livre de Contexto

Produções na forma

A → a

Por que “Livre de Contexto”?

Não terminal A pode ser substituído por a em

qualquer contexto, sem depender de qualquer

análise dos símbolos que sucedem ou

antecedem A

Diferente das gramáticas sensíveis ao

contexto

a → b, com a ∈ (N U T)+ e b ∈ (N U T)*

Gramática Livre de Contexto

Qualquer gramática G = {N, T, P, S}

N – Conjunto de símbolos não terminais

T – Conjunto de símbolos terminais

P – Conjunto de regras

S – Símbolo inicial

Gramática Livre de Contexto

Exemplo

G = ({E}, {+, -, *, /, ), (, x}, P, E}

P = E → E + E | E – E | E * E | E / E | (E) | x

Sentença: x+x*x

E

E + E

x E * E

x x

Gramática Livre de Contexto

Exemplo

G = ({<num>, <digit>}, {0, 1, ..., 9}, P, <num>)

P = <num> → <num><digit> | <digit>

<digit> → 0, 1, ..., 9

Sentença: 45 <num>

<num> <digit>

<digit> 5

4

Derivação mais à esquerda

É a seqüência de formas sentenciais que se

obtém derivando sempre o símbolo não-

terminal mais à esquerda

Exemplo

G = ({E}, {+, -, *, /, ), (, x}, P, E}

P = E → E + E | E – E | E * E | E / E | (E) | x

Sentença: x+x*x E → E + E → x + E → x + E * E → x + x * E → x + x * x

Derivação mais à direita

É a sequencia de formas sentenciais que se

obtém derivando sempre o símbolo não-

terminal mais à direita

Exemplo

G = ({E}, {+, -, *, /, ), (, x}, P, E}

P = E → E + E | E – E | E * E | E / E | (E) | x

Sentença: x+x*x E → E + E → E + E * E → E + E * x → E + x * x → x + x * x

Gramática Ambígua

É a gramática que permite construir mais de uma árvore

de derivação para uma mesma sentença

Exemplo

G = ({E}, {+, -, *, /, ), (, x}, P, E}

P = E → E + E | E – E | E * E | E / E | (E) | x

E

E + E

x E * E

x x

E

E * E

E + E x

x x

Gramáticas Ambíguas

Qual o problema de uma gramática

ambígua?

Reconhecedores de linguagens exigem

derivações unívocas para obter um bom

desempenho

E também para concluir a derivação sintática

Gramáticas Ambíguas

Qual o problema lógico, de interpretação, nas

duas árvores de derivação a seguir?

E

E + E

x E * E

x x

E

E * E

E + E x

x x

+ é executado em primeiro lugar * é executado em primeiro lugar

Gramáticas Ambíguas

Resolução de ambiguidade

Não existe um procedimento geral para retirar

ambigüidade de uma linguagem

Além disso, existem gramáticas em que é

impossível eliminar produções ambíguas

Linguagens Inerentemente Ambíguas

LINGUAGENS

INERENTEMENTE AMBÍGUAS

Linguagens Inerentemente

Ambíguas

São aquelas que qualquer GLC que a

descreva é ambígua

Exemplo

{ w | w = anbncmdm | anbmcmdn, n ≥ 1, m ≤ 1}

Para n =1, m = 2

w = abc2d2 ou ab2c2d

RECURSIVIDADE

Gramática recursiva à

esquerda

Permite a derivação

A → Aa para algum A ∈ N

Um não terminal (A) deriva ele mesmo, de forma

direta ou indireta, como símbolo mais à

esquerda

Reconhecedores top-down exigem que a

gramática não seja recursiva à esquerda

Quando a recursão é direta, a eliminação é

simples

Gramática recursiva à

esquerda

Quando a recursão é indireta, a eliminação

requer que a gramática seja inicialmente

simplificada

Gramática simplificada

É uma GLC que não apresenta símbolos inúteis

TRANSFORMAÇÃO DE GLCS

Transformação de GLCs

O processo de transformação de uma GLC

se caracteriza por transformar uma gramática

sem que ela perca a qualidade de gerar a

mesma linguagem

Gramáticas que geram mesma linguagem

utilizando regras de produção diferentes são

chamadas de gramáticas equivalentes

ELIMINAÇÃO DE RECURSIVIDADE

À ESQUERDA

Eliminação de Recursividade à

Esquerda

Para recursividade direta

Pode ser eliminada manualmente

Para recursividade indireta

Primeiramente, a gramática deve ser simplificada

Recursividade à Esquerda

Eliminação da recursividade direta

Substituir cada regra da forma

A → Aa1 | Aa2 | ... | Aan| b1 | b2 | ... | bm

onde nenhum bi começa por A, por

A → b1X | b2X | ... | bmX

X → a1X | a2X | ... | anX | E

Se produções vazias não são permitidas, a

substituição deve ser:

A → b1 | b2 | ... | bm | b1X | b2X | ... | bmX

X → a1 | a2 | ... | an | a1X | a2X | ... | anX

Recursividade à Esquerda

(Exemplo 1)

Linguagem: b(a)*

Com recursividade

A → Aa | b

b, ba, baa, baaa, ...

1º Passo: Identificar recursão

Recursividade à Esquerda

(Exemplo 1)

Linguagem: b(a)*

Com recursividade

A → Aa | b

A → bA’

b, ba, baa, baaa, ...

1º Passo: Identificar recursão

2º Passo: Para cada produção com

recursão

A → bA’

2.1: O não terminal que gera a regra de

produção deve receber agora a parte não

recursiva concatenada com um novo não

terminal

Recursividade à Esquerda

(Exemplo 1)

Linguagem: b(a)*

Com recursividade

A → Aa | b

A → bA’

A’ → aA’ | E

b, ba, baa, baaa, ...

1º Passo: Identificar recursão

2º Passo: Para cada produção com

recursão

A → bA’

2.1: O não terminal que gera a regra de

produção deve receber agora a parte não

recursiva concatenada com um novo não

terminal

A’ → aA’ | E

2.2: O novo não terminal deve receber a

direita da produção recursiva

concatenada com o próprio novo não

terminal e também a regra gerando vazio

Recursividade à Esquerda

(Exemplo 2)

E → E + T | T

T → T * F | F

F → (E) | id

1º Passo: Identificar recursão

Recursividade à Esquerda

(Exemplo 2)

E → E + T | T

T → T * F | F

F → (E) | id

E → TE’

E’ → +TE’ | E

1º Passo: Identificar recursão

2º Passo: Para cada produção com

recursão

E → TE’

2.1: O não terminal que gera a regra de

produção deve receber agora a parte não

recursiva concatenada com um novo não

terminal

E’ → +TE’ | E

2.2: O novo não terminal deve receber a

direita da produção recursiva

concatenada com o próprio novo não

terminal e também a regra gerando vazio

Recursividade à Esquerda

(Exemplo 2)

E → E + T | T

T → T * F | F

F → (E) | id

E → TE’

E’ → +TE’ | E

T → FT’

T’ → *FT’ | E

F → (E) | id

1º Passo: Identificar recursão

2º Passo: Para cada produção com

recursão

T → FT’

2.1: O não terminal que gera a regra de

produção deve receber agora a parte não

recursiva concatenada com um novo não

terminal

T’ → *FT’ | E

2.2: O novo não terminal deve receber a

direita da produção recursiva

concatenada com o próprio novo não

terminal e também a regra gerando vazio