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Análise Sintática
▪ Vejamos um exemplo, seja a seguinte instrução de atribuição:
▪ posicao = inicial + incremento * 60
▪ Na análise sintática tenta-se construir uma frase correta com os tokens produzidospela fase anterior. É usual construir uma estrutura em árvore para representar afrase obtida.
▪ A partir dos tokens cria uma representação intermediária tipo árvore (árvoresintática)
▪ mostra a estrutura gramatical da sequência de tokens
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Análise sintática
▪ Regras Sintáticas
▪ Especificam as sequências de símbolos que constituem estruturas sintáticas válidas;
▪ Estas regras permitem o reconhecimento de expressões e comandos;
▪ Exemplo:
▪ Pascal: atribuição → a:=b;
▪ C: atribuição → a=b;
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Análise sintática
As linguagens de programação possuem regras precisas para descrever a estruturasintática de programas bem formados;
Exemplo: Linguagem C
Funções➔ declaração e comando
Comando➔ expressões
A estrutura sintática das construções de uma linguagem de programação éespecificada pelas regras gramaticais de uma gramática livre de contexto
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Análise sintática
Benefícios para projetistas de linguagens:
▪ Uma gramática provê uma especificação sintática precisa e fácil de entenderpara as linguagens de programação;
▪ A partir de determinadas classes gramaticais, podemos construirautomaticamente um analisador sintático eficiente;
▪ Durante o processo de construção do analisador, podem ser detectadasambiguidades sintáticas;
▪ Uma gramática permite o desenvolvimento de uma linguagem iterativamente,possibilitando lhe acrescentar novas construções para realizar novas tarefas;
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Análise sintática
▪ Utiliza os tokens produzidos pela análise léxica e verifica a formação do programa com o uso de GLC (Gramáticas Livres de Contexto)
▪ A partir dos tokens é criada uma representação intermediária da árvore sintática ➔mostra a estrutura gramatical da sequência de tokens;
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Análise Sintática
▪ posicao = inicial + incremento * 60
<id, 1>, <=>, <id, 2>, <+>, <id, 3>, <*>, <numero, 60>
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Analisador Sintático<=>
<id, 1> <+>
<id,2> <*>
<id,3> 60
Árvore Sintática
Análise sintática
▪ O analisador sintático recebe do analisador léxico uma cadeia de tokensrepresentando o programa fonte e verifica se essa cadeia de tokenspertence à linguagem gerada pela gramática.
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Análise sintática
O analisador sintático constrói uma árvore de derivação e a passa aorestante do front-end do compilador para processamento.
Obs: na prática não é necessário construir a árvore de derivaçãoexplicitamente, pois as ações de verificação e tradução podem serimplementados em um único módulo.
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Análise sintática
Existem 3 estratégias gerais de análise sintática para o processamento degramáticas: Universal, Descendente (Top –Down) e Ascendente (Bottom –Up).
Em ambas as estratégias a entrada do analisador sintático é consumida daesquerda para a direita, um símbolo de cada vez
Os analisadores criados à mão normalmente utilizam gramáticas LL
Os analisadores sintáticos para a maioria de gramáticas LR geralmente sãoconstruídos utilizando ferramentas automatizadas
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Análise sintática
▪ Para descrever uma linguagem é necessário uma série de regras gramaticais;
▪ As regras são formadas por uma única estrutura do lado esquerdo seguida dometasímbolo “::=“ e por uma sequência de itens do lado direito (símbolos ouestruturas);
▪ Estruturas entre <> são chamadas de não terminais;
▪ Símbolos como garota e cachorro são chamados de terminais;
▪ As regras gramaticais são as produções.
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Análise sintática
▪ Exemplo de uma gramática para expressões aritméticas de adição emultiplicação:
▪ <exp>::= <exp>+<exp> | <exp>*<exp> | (exp) | <num>
▪ <num> ::= <num><digito> | <digito>
▪ <digito> ::= 0 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | 8 | 9
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Análise sintática
▪ BNF
▪ Sentenças simples consistem de uma frase nominal e de uma frase verbal seguida de um ponto, da seguinte maneira:
▪ <sentence> ::= <frase_nominal><frase_verbal>.
▪ Deve-se saber descrever a estrutura de uma frase nominal e de uma frase verbal:
▪ <frase_nominal> ::= <artigo><substantivo>
▪ <artigo> ::= um | a
▪ <substantivo> ::= garota | cachorro
▪ <frase_verbal> ::= <verbo> <frase_nominal>
▪ <verbo> ::= viu | abraça
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Análise sintática
▪ Cada regra gramatical apresentada consiste de uma string colocada entre “<“ e“>”, esta string é o nome da estrutura que está sendo descrita;
▪ O símbolo ::= pode ser lido como “consiste de” ou “é o mesmo que”;
▪ Após o símbolo ::=, temos uma sequência de outros nomes e símbolos;
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Análise sintática
▪ Construção de uma sentença legal:
▪ Inicia-se com o símbolo <sentença> e prossegue-se trocando o lado esquerdo poralternativas do lado direito nas regras;
▪ Este processo criará uma derivação na linguagem;
▪ Desta forma, podemos construir a sentença: “A garota viu um cachorro”;
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Análise sintática
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▪ Montando a derivação da sentença: “a garota viu um cachorro”▪ <sentença> → <frase_nominal><frase_verbal>.▪ → <artigo><substantivo><frase_verbal>.▪ → a <substantivo><frase_verbal>.▪ → a garota <frase_verbal>.▪ → a garota <verbo><frase_nominal>.▪ → a garota viu <frase_nominal>.▪ → a garota viu <artigo><substantivo>.▪ → a garota viu um <substantivo>.▪ → a garota viu um cachorro.
▪ Pode-se começar com a sentença “a garota viu um cachorro”, e voltar até <sentença> para provar que é uma sentença válida da linguagem.
Análise sintática - Extensão da BNF ➔ EBNF (Extend BNF)
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Definição EBNF para uma linguagem de programação simples
Definição EBNF para uma calculadora Definição de sintaxe para uma linguagem
Análise sintática – Recursão a Esquerda
Na gramática a seguir, o não-terminal E representa expressões consistindoem termos separados pelo operador +; T representa termos consistindo emfatores separados pelo operador *; e F representa fatores que podem serexpressos entre parênteses ou identificadores.
E→ E+T | T
T→ T*F | F
F→ (E) | id
Essa gramática não pode ser usada com o método de análise descendentepois é recursiva a esquerda.
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Análise sintática – Recursão a Esquerda
Gramáticas são recursivas à esquerda se possui um não-terminal A para o qualexistam derivações do tipo A➔Aα para uma cadeia α.
Para o par de produções recursivas à esquerda
A➔ Aα|β
A substituição abaixo elimina a recursão
imediata à esquerda:
A➔ βA’
A’➔ αA’ | ε
Nenhuma outra modificação é requerida a partir de A.
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Análise sintática – Recursão a Esquerda
Gramática para expressões simples:
E → E + T | T
T → T * F | F
F → ( E ) | id
Aplicando transformação na Primeira Regra
E → E + T | T é do tipo
A ➔ Aα | β
Obtemos:
A ➔ βA’
E ➔TE’
A’ ➔ αA’ | ε
E’ ➔ +TE’ | ε
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Análise sintática – Recursão a Esquerda
Gramática para expressões simples:
E → E + T | T
T → T * F | F
F → ( E ) | id
Aplicando transformação na Segunda Regra
E → T * F | F é do tipo
A ➔ Aα | β
Obtemos:
A ➔ βA’
T ➔FT’
A’ ➔ αA’ | ε
E’ ➔ *FT’ | ε
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Análise sintática – Recursão a Esquerda
Assim, obtemos a partir de:
E → E + T | T
T → T * F | F
F → ( E ) | id
A gramática equivalente sem recursão à esquerda:
E → TE’
E’ → +TE’
T → FT’T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
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Análise sintática – Recursão a Esquerda
Exemplo 2:
A→ Aa | b
Exemplo 3:
S → SS+ | SS* | a
Exemplo 4:
S → Sa | B
B → Bb | c
Para o par de produções recursivas à esquerda
A ➔ Aα|β
Considere para eliminar a recursão
A ➔ βA’
A’ ➔ αA’ | ε
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Análise sintática – Recuperação de erro
O recuperador de erros em um analisador sintático possui objetivos simples, masdesafiadores:
▪ Informar a presença de erros de forma clara e precisa;
▪ Recuperar-se de cada erro com rapidez suficiente para detectar errossubsequentes;
▪ Acrescentar um custo mínimo no processamento de programas corretos.
Como um recuperador de erro deve informar a presença de um erro?
No mínimo ele precisa informar o local no programa fonte onde o erro foidetectado, pois existe uma boa chance de que o local exato do erro seja em umdos tokens anteriores.
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Análise sintática – Recuperação de erro
Recuperação em nível de frase
Ao detectar um erro, o analisador sintático pode realizar a correção localsobre o restante da entrada.
Uma correção local típica compreende a substituição de uma vírgula por umponto-e-vírgula, exclusão de um ponto-e-vírgula desnecessário.
A escolha da correção local fica a critério do projetista do compilador.
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Análise sintática – Recuperação de erro
Produções de Erro
Nesta estratégia de recuperação de erro podemos estender a gramática dalinguagem em mãos com produções que geram construções erradas,antecipando assim os erros mais comuns.
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Análise sintática
▪ Não é possível enumerar a sintaxe de todos os programas das mais diferenteslinguagens;
▪ É necessário uma maneira de definir um conjunto infinito usando uma descriçãofinita:▪ A sintaxe de uma linguagem é definida através de uma gramática;
▪ Gramática: conjunto de regras que definem todos os construtores que podem seraceitos na linguagem.
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Análise sintática
▪ Fortran foi definido através da especificação de algumas regras em inglês;
▪ Algol 60 foi definido através de uma gramática livre de contexto desenvolvida porJonh Backus;▪ Essa gramática ficou conhecida como BNF (Backus-Naur Form);
▪ BNF foi utilizada posteriormente na definição de várias linguagens como C, Pascale Ada;
▪ BNF é uma metalinguagem pois consiste numa linguagem para descrição deoutras linguagens.
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Análise sintática
▪ Observe os dois trechos de código a seguir, sendo o código a. em C e o código b. em Pascal
a. b.
while(x!=y) while x<>y do
{ begin
... ...
} end
▪ Ambas possuem a mesma estrutura conceitual, porém, diferem na aparência léxica;
▪ Quando duas construções diferem apenas no nível léxico, se diz que elas seguem a mesmasintaxe abstrata e diferem na sintaxe contreta.
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Análise sintática
▪ Com tudo isso, é possível concluir que a descrição sintática de uma linguagem:
▪ Ajuda o programador a saber como escrever um programa sintaticamente correto;
▪ Pode ser usada para determinar se um programa está sintaticamente correto ➔ este é exatamente o trabalho do compilador!
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Análise sintática - Análise Top-Down
▪ Como reconhecer se uma sentença está de acordo com uma gramática?
▪ Pode-se implementar reconhecedores de sentença
▪ Recursivamente, com retrocesso
▪ Com mecanismo preditivo▪ First e Follow
▪ Para usar os reconhecedores, primeiramente deve-se transformar a Gramática Livre de Contexto
▪ Eliminação de produções vazias
▪ Eliminação de recursividade a esquerda
▪ Fatoração de uma gramática
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Análise sintática – Conjuntos First
▪ First(α)▪ Definição informal: conjunto de todos os terminais que começam com qualquer
sequência derivável de α▪ Definição formal
▪ Se existe um t ∈ T e um β ∈ V* tal que α ⇒* t β então t ∈ First(α)
▪ Se α ⇒* ε então ε ∈ First(α)
A → B | C | D first(A) = {b, c, d}
B → b first(B)= {b}
C → c first(C)= {c}
D → d first(D)= {d}
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Análise sintática – Conjuntos First
▪ Para determinar o FIRST(A):
▪ Se a é terminal, então o first(a) = a;
▪ Se A é não terminal e A→aα é uma produção, então se acrescenta a ao conjunto defirst de A, logo: first(A)=a;
▪ Se A→ε é uma produção ε, logo first(A)=ε;
▪ Se A→Y1Y2...Yk é uma produção, então todo i tal que todos Y1...Yi-1 são nãoterminais e FIRST(Yj) contém ε, onde j=1,2...i-1. acrescente todo símbolo diferentede ε de FIRST(Yj) a FIRST(A). Se ε ∈ FIRST(A), para todo i=1,2..k. então acrescente ε aFIRST(A).
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Análise sintática – Conjuntos First
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
First(E) = { ? }
First(E’) = { ? }
First(T) = { ? }
First(T’) = { ? }
First(F) = { ? }
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Análise sintática – Conjuntos First
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
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Análise sintática – Conjuntos First
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
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Se F derivasse em ε seria preciso incluir o first(T’)
em first(T)
Análise sintática – Conjuntos First
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
H → E’T
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(H) = { ? }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
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Análise sintática – Conjuntos First
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
H → E’T
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(H) = { First(E’) U First(T) }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
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Análise sintática – Conjuntos First
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
H → E’T
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(H) = { +, (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
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Análise sintática – Conjuntos Follow
▪ Se A é um não-terminal, o follow(A) é o conjunto de terminais imediatamenteseguintes (à direita) de A
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Análise sintática – Conjuntos Follow
▪ Para determinar follow(A)
1. Colocar $ em follow(S) se S é o símbolo de partida. $ é o marcador de fim deentrada durante análise
2. Se existe uma produção A→αBβ e β ∉ ε então tudo que estiver em first(β), excetoε, deve ser adicionado em follow(B)
3. Se existe uma produção A→ αB ou A→ αBβ onde first(β) contem ε (β → ε), entãotudo que está em follow(A) está em follow(B)
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Análise sintática – Conjuntos Follow
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
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First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
Follow(E) = { ), $ }
Follow(E’) = Follow(E) = { ), $ }
Follow(T) = First(E’) U Follow(E) U Follow(E’) = { +, ), $}
Follow(T’) = Follow(T) = {+, ), $}
Follow(F) = First(T’) U Follow(T) U Follow(T’) = { *, +, ), $}
Análise sintática – Conjuntos Follow
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
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First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
Follow(E) = { ), $ }
Follow(E’) = Follow(E) = { ), $ }
Follow(T) = First(E’) U Follow(E) U Follow(E’) = { +, ), $}
Follow(T’) = Follow(T) = {+, ), $}
Follow(F) = First(T’) U Follow(T) U Follow(T’) = { *, +, ), $}
Regra 2 e regra 1
Análise sintática – Conjuntos Follow
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
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First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
Follow(E) = { ), $ }
Follow(E’) = Follow(E) = { ), $ }
Follow(T) = First(E’) U Follow(E) U Follow(E’) = { +, ), $}
Follow(T’) = Follow(T) = {+, ), $}
Follow(F) = First(T’) U Follow(T) U Follow(T’) = { *, +, ), $}
Regra 3
Análise sintática – Conjuntos Follow
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
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First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
Follow(E) = { ), $ }
Follow(E’) = Follow(E) = { ), $ }
Follow(T) = First(E’) U Follow(E) U Follow(E’) = { +, ), $}
Follow(T’) = Follow(T) = {+, ), $}
Follow(F) = First(T’) U Follow(T) U Follow(T’) = { *, +, ), $}
Regra 2 e Regra 3
Análise sintática – Conjuntos Follow
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
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First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
Follow(E) = { ), $ }
Follow(E’) = Follow(E) = { ), $ }
Follow(T) = First(E’) U Follow(E) U Follow(E’) = { +, ), $}
Follow(T’) = Follow(T) = {+, ), $}
Follow(F) = First(T’) U Follow(T) U Follow(T’) = { *, +, ), $}
Regra 3
Análise sintática – Conjuntos Follow
E → TE’
E’ → +TE’ | ε
T → FT’
T’ → *FT’ | ε
F → (E) | id
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First(E) = First(T) = First(F) ={ (,id }
First(E’) = { +, ε}
First(T) = First(F) = { (, id }
First(T’) = { *, ε }
First(F) = { (, id }
Follow(E) = { ), $ }
Follow(E’) = Follow(E) = { ), $ }
Follow(T) = First(E’) U Follow(E) U Follow(E’) = { +, ), $}
Follow(T’) = Follow(T) = {+, ), $}
Follow(F) = First(T’) U Follow(T) U Follow(T’) = { *, +, ), $}
Regra 2 e Regra 3
Análise sintática – First Follow
S→AB first(S)={c} follow(S)={ $ }
A→c | ε first(A)={c, ε} follow(A)={ c }
B→ cbB | ca first(B)={c} follow(B)={ $ }
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Análise sintática – Analisador Top-Down
▪ A análise top-down é realizada da raiz para as folhas
▪ Parte-se de um não-terminal que é o símbolo inicial da gramática em direção aos terminais
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Análise sintática preditiva não-recursiva
▪ O símbolo da cadeia de entrada, em análise, é suficiente para determinar qual regra de produção deve ser escolhida
▪ São construídos utilizando gramáticas LL ( 1 ) ▪ Cadeia de entrada é analisada da esquerda para a direita ( Left-toright)
▪ A derivação das produções é feita mais a esquerda ( Leftmost)
▪ A cada passo é observado um ( 1) símbolo a frente para determinar que ação deve ser tomada
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Análise sintática preditiva não-recursiva
▪ Condições
▪ Eliminar a recursividade a esquerda
▪ Fatorar a gramática
▪ Construir o conjunto first e follow
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Análise sintática preditiva não-recursiva
▪ Construção da tabela preditiva
▪ Dimensão1: não terminal X
▪ Dimensão2: símbolo de entrada (terminal) t
▪ A entrada (X, t) contém a regra da produção a aplicar → obtida a partir dosconjuntos first e follow
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
S→cAa first(S)={c} follow(S)={ $ }
A→cB | B first(A)={b, c, ε} follow(A)={ a }
B→ bcB | ε first(B)={b, ε} follow(B)={ a }
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
Topo da pilha SS deriva em c?Sim: S→ cAa
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
S→ cAasubstitui na pilha o S por
cAa
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
O topo da pilha é igual ao valor do topo de entrada
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
A deriva em b?Sim: A→B
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
Substitui o A na pilha por B
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
B deriva em b?Sim: B→bcB
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$ B→bcB
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
B deriva em b?Sim: B→bcB
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$ B→bcB
bcBa$ bca$ casar(b)
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
O topo da pilha é igual ao valor do topo de entrada
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$ B→bcB
bcBa$ bca$ casar(b)
cBa$ ca$ casar(c)
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
O topo da pilha é igual ao valor do topo de entrada
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$ B→bcB
bcBa$ bca$ casar(b)
cBa$ ca$ casar(c)
Ba$ a$ B→ε
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
B deriva em a?SIM: quando B→ε
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$ B→bcB
bcBa$ bca$ casar(b)
cBa$ ca$ casar(c)
Ba$ a$ B→ε
a$ a$ casar(a)
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
O topo da pilha é igual ao valor do topo de entrada
Análise Sintática – Tabela Preditiva
Pilha Entrada Ação
S$ cbca$ S→cAa
cAa$ cbca$ casar(c)
Aa$ bca$ A→B
Ba$ bca$ B→bcB
bcBa$ bca$ casar(b)
cBa$ ca$ casar(c)
Ba$ a$ B→ε
a$ a$ casar(a)
$ $ aceita
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Não Terminal Símbolo de Entrada
a b c
S erro erro S→ cAa
A A→B A→B A→cB
B B→ε B→bcB erro
Entrada: cbca
O topo da pilha é igual ao valor do topo de entrada
Análise sintática – Analisador Bottom-up
▪ A análise top-down é realizada das folhas para a raiz
▪ Parte-se dos símbolos terminais em direção ao símbolo inicial da gramática
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Análise sintática – Analisador Bottom-up
id * id
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F * id
id
T * id
F
id
T * F
F id
id
T
T * F
F id
id
E
T
T * F
F id
id
E → E + T | T T → T * F | F F → (E) | id
Entrada: id*id
Análise sintática – Analisador Bottom-up
▪ O processo de análise sintática ascendente pode ser encarado como um processode “reduzir” uma cadeia w para o símbolo inicial da gramática
▪ Redução : operação de substituição do lado direito de uma produção pelo não-terminal correspondente do lado esquerdo
▪ Para a regra A→ α , α pode ser reduzido em A
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Análise sintática – Analisador Bottom-up
▪ Analisadores sintáticos Bottom-up
▪ Analisadores conhecidos como empilha-reduz (shift-reduce)
▪ Etapas do reconhecimento: determinar quando reduzir e determinar a produção aser utilizada para que a análise prossiga
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Análise sintática – Analisador Bottom-up
▪ Componentes do analisador bottom-up▪ Pilha, onde os símbolos a serem reduzidos são empilhados▪ Tabela sintática, que guia o processo de shift e reduce
▪ Processo de reconhecimento de uma sentença1. Empilhar símbolos da cadeia de entrada2. Quando um lado direito apropriado de uma produção aparece, ele é reduzido
(substituído) pelo lado esquerdo da produção3. Se a análise tiver sucesso, esse processo ocorre até que os símbolos da cadeia de
entrada sejam todos consumidos e a pilha fique apenas com o símbolo inicial dagramática
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Análise sintática – Analisador Bottom-up
Gramática:
S→(L) | a
L→ L+S | S
Entrada: a+a
Pilha Cadeia Regra
$ (a+a)$
$ (a+a)$ shift (
$( a+a)$ shift a
$(a +a)$ reduce S→a
$(S +a)$ reduce L→S
$(L +a)$ shift +
$(L+ a)$ shift a
$(L+a )$ reduce S→a
$(L+S )$ reduce L→L+S
$(L )$ shift )
$(L) $ reduce S→(L)
$S $ aceita
Análise sintática – Analisador Bottom-up
▪ Operações durante a análise:
▪ Shift: coloca-se no topo da pilha o primeiro símbolo da cadeia de entrada
▪ Reduce: substitui-se o lado direito do handle pelo seu lado esquerdo
▪ Aceita: a cadeia de entrada é reconhecida
▪ Erro: a cadeia de entrada não é reconhecida
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