UNIVERSIDAD NACIONAL DE EDUCACIÓN A DISTANCIA Escuela Técnica Superior de Ingeniería Informática Procesadores de Lenguajes. Tema 4

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Alfonso Aranda Soriano
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1 UNIVERSIDAD NACIONAL DE EDUCACIÓN A DISTANCIA Escuela Técnica Superior de Ingeniería Informática Procesadores de Lenguajes Tema 4 Análisis Sintáctico Ascendente Javier Vélez Reyes jvelez@lsi.uned.es Objetivos del Tema Entender la estrategia de reducción-desplazamiento desplazamiento Presentar las gramáticas LR Entender la arquitectura de un analizador LR Entender el algoritmo de análisis LR Aprender a construir analizadores LR Presentar una clasificación general de gramáticas

2 Índice General Introducción Análisis ascendente reducción - desplazamiento Analizador ascendente SLR Clasificación de gramáticas Introducción Análisis sintáctico ascendente Parte de la cadena de entrada para construir la inversa de una derivación por la derecha. Genera el árbol de análisis sintáctico partiendo de las hojas hasta alcanzar el axioma R1. E := E + E R2. E := id id + id r2 r2 r1 id + id <- E + id <- E + E <- E Cuando puede reducirse por una parte izquierda lo que parece ser la parte derecha de una regla? Puede haber partes derechas comunes Puede haber producciones ε

3 Índice General Introducción Análisis ascendente reducción desplazamiento Tipos de gramáticas Analizadores por reducción desplazamiento Algoritmo de análisis Analizador ascendente SLR Clasificación de gramáticas Tipos de gramáticas Gramáticas LR Conjunto más amplio de gramáticas que LL(1) Expresión más sencillas Tipos de gramáticas LR(1) Analizadores LR(1) Condiciones SLR LALR Analizadores LALR SLR Analizadores SLR SLR LALR (1) Se comprueban al construir el analizador LR (1)

4 Análizadores reducción-desplazamiento desplazamiento Análizadores por reducción desplazamiento Los analizadores son tabulares Se diferencian por el algoritmo de construcción de la tabla Analizador LR Analizador LALR Analizador SLR El algoritmo de análisis es común id + id * id $ 0 Pila de estados Tabla (gramática) Análizadores reducción-desplazamiento desplazamiento Utiliza una tabla para decidir Un estado de pila por fila Una función Acción (s, a) = dj r k dj. Desplazar al siguiente token y apilar el estado j r k. Reducir por regla k. Una función IrA(si,, A) = sj id + id * id $ T {$} N 0 Pila de estados Tabla (gramática) Estados Desplazar j Reducir k Aceptar Error Estados

5 Algoritmo de análisis Algoritmo de análisis push (0) (0) a := := token(); REPEAT Sea Sea s el el estado en en el el tope tope de de la la pila pila IF IFAcción [s, [s, a] a] = dj dj push (j) (j) a := := token (); (); ELSEIF Acción [s,a] = rk rk FOR FORi i := := 1 TO TO Longitud (Parte derecha de de k) k) pop pop (); (); p = cima cima (); (); Sea Sea A parte izquierda de de k push (ira (ira[p, A]) A]) ELSEIF Acción [s,a] = aceptar Terminar con con éxito ELSE error UNTIL true true Índice General Introducción Análisis ascendente reducción - desplazamiento Analizador ascendente SLR Términos comunes Funciones comunes Colección Canónica del conjunto de elementos Autómatas reconocedores de prefijos viables Construcción de tablas SLR Conflictos en las tablas SLR Errores en analizadores SLR Clasificación de gramáticas

6 Términos comunes Elemento. Una regla de producción que incorpora en alguna posición de su parte derecha un punto B:= aa B:=. a A B:= a. A B:= a A. A:= ε A:=. Prefijo viable. La parte situada a la izquierda del punto de algún elemento Prefijo viable S := B A. end Funciones comunes Clausura (I) IrA (s, A) Clausura (I) (I) = II SI SI A := := α.. Bβ Bβє Clausura (I) (I) ^ B є N ^ B := := δ1 δ1 δ2 δ2 δn δn ENTONCES Clausura (I) (I) = Clausura (I) (I) {B {B:= :=.. δi} δi} i i = 1..n 1..n Repetir esta esta regla hasta que que no no se se pueda aumentar II FOR FORtodos los los elementos B := := α.. Aβ Aβє I I DO DO IrA IrA (s, (s, A) A) = IrA IrA (s, (s, A) A) Clausura({B := := α A.β A.β }) })

7 Colección Canónica del conjunto de elementos Colección de todos los conjuntos de elementos C = { I 0, I 1, } Construcción Ampliar la la gramática con con S S := := S C = Clausura ({S ({S := :=.S}) = II 0 0 Para Para cada cada conjunto Ii Iiє C y para para cada cada A є {T {T N} N} para para el el que que exista en en Ii Ii un un elemento de de tipo tipo B := := α.. Aβ Aβ C = C IrA IrA (Ii, (Ii, A) A) Repetir el el paso paso anterior hasta que que C no no pueda ampliarse. Autómatas reconocedores de prefijos viables Los estados Sj del autómata son los conjuntos Ij de C Las transiciones son los símbolos N T {$} Construcción S0 S0 = Clausura ({S ({S := :=.S}) REPEAT FOR FORcada A є N T // Existe B := := α.. Aβ Aβє Si Si DO DO Crear un un estado nuevo Sn Sn = IrA IrA (Si, (Si, A) A) (si (si no no existe) Crear una una transición de de Si Si a Sn Snetiquetada con con A En En cada cada iteración considerar como Si Si cada cada Sn Snnuevo

8 Construcción de tablas SLR Obtener C = {I0, {I0, I1, I1,,, In} In} Cada Ij Ijє C se se corresponde con con el el estado j j del del analizador Construir la la tabla IrA IrA [s, [s, A] A] Si SiIrA (Ii, (Ii, A) A) = Ij IjEntonces IrA IrA [i, [i, A] A] = jj Construir la la tabla Acción [s, [s, A] A] Para Para todo todoa := := α.. aβ aβє Ii Iiexiste Ij Ij // ira ira (Ii, (Ii, a) a) = Ij Ijhacer Acción [i,a] [i,a] = dj dj Para Para todo todoa := := β. β. o A := :=.. є Ii Iihacer Calcular SIG SIG (A) (A) Para Para todo todoa є SIG SIG (A) (A) hacer Acción [i, [i, a] a] = rk rk (k (k = número de de regla) Si Si S S := := S. S. Є Ii IiAcción [i, [i, $] $] = Aceptar Todas las las demás entradas de de Acción [k, [k, s] s] = error Construcción de tablas SLR a partir del autómata Las Las transiciones de de Si Si a Sj Sjetiquetas con con A hacen IrA IrA [i, [i, A] A] = jj Las Las transiciones de de Si Si a Sj Sjetiquetas con con a hacen Acción [i, [i, a] a] = jj Las Las reducciones se se calculan como antes solo solo que que se se usan usan los los estados del del autómata

9 Conflictos en las tablas SLR Existen múltiples entradas para la entrada acción Causas La gramática No es SLR (LRA, LR(1) u otra) La gramática es ambigua Tipos Conflicto reducción desplazamiento Forzar una elección S := if S S := if S else S S := other Ij = {S := if S., S := if S. else S} r1 dk Conflictos en las tablas SLR Existen múltiples entradas para la entrada acción Causas La gramática No es SLR (LRA, LR(1) u otra) La gramática es ambigua Tipos Conflicto reducción - reducción S := id A id B fin B := print A fin ε A := other ε r3 r2 Ij = {A :=., B :=.} SIG (A) Λ SIG (B) Ф

10 Errores en analizadores SLR Cada celda vacía de la tabla de acción es un error Reducción de mensajes de error En las casillas de error de los estados que reduzca siempre por la misma regla forzar la reducción. El error se propaga hasta el siguiente desplazamiento. Expresar un mensaje de error por cada estado a partir de las acciones correctas de dicho estado. Recuperación Eliminar el menor número posible de la entrada antes de reanudar el análisis Pasar a un estado consistente Índice General Introducción Análisis ascendente reducción - desplazamiento Analizador ascendente SLR Clasificación de gramáticas

SETHI, ULLMAN: Compiladores: Principios, técnicas y herramientas,: Addison-Wesley Iberoamericana, 1990

11 Clasificación de gramáticas Gramáticas Independientes de contexto Gramáticas Independientes de contexto LL (k) LR (k) LR (1) Lenguajes No Deterministas LALR LL (1) LR(0) SLR Bibliografía [AJO] AHO, SETHI, ULLMAN: Compiladores: Principios, técnicas y herramientas,: Addison-Wesley Iberoamericana, 1990 [GARRIDO] A. Garrido, J. Iñesta, F. Moreno y J. Pérez Diseño de compiladores. Universidad de Alicante.

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