Compiladores. Análise Sintática

(1)

Compiladores

(2)

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 produzidos pela fase anterior. É usual construir uma estrutura em árvore para representar a frase obtida.

▪ A partir dos tokens cria uma representação intermediária tipo árvore (árvore sintática)

(3)

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;

(4)

Análise sintática

As linguagens de programação possuem regras precisas para descrever a estrutura sintática de programas bem formados;

Exemplo: Linguagem C

Funções ➔ declaração e comando Comando ➔ expressões

A estrutura sintática das construções de uma linguagem de programação é especificada pelas regras gramaticais de uma gramática livre de contexto

(5)

Análise sintática

Benefícios para projetistas de linguagens:

▪ Uma gramática provê uma especificação sintática precisa e fácil de entender para as linguagens de programação;

▪ A partir de determinadas classes gramaticais, podemos construir automaticamente um analisador sintático eficiente;

▪ Durante o processo de construção do analisador, podem ser detectadas

ambiguidades sintáticas;

▪ Uma gramática permite o desenvolvimento de uma linguagem iterativamente, possibilitando lhe acrescentar novas construções para realizar novas tarefas;

(6)

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;

(7)

Análise Sintática

▪ posicao = inicial + incremento * 60

<id, 1>, <=>, <id, 2>, <+>, <id, 3>, <*>, <numero, 60>

Analisador Sintático <=> <id, 1> <+> <id,2> <*> <id,3> 60 Árvore Sintática

(8)

Análise sintática

▪ O analisador sintático recebe do analisador léxico uma cadeia de tokens

representando o programa fonte e verifica se essa cadeia de tokens

(9)

Análise sintática

O analisador sintático constrói uma árvore de derivação e a passa ao

restante do front-end do compilador para processamento.

Obs: na prática não é necessário construir a árvore de derivação

explicitamente, pois as ações de verificação e tradução podem ser

implementados em um único módulo.

(10)

Análise sintática

Existem 3 estratégias gerais de análise sintática para o processamento de gramáticas: Universal, Descendente (Top –Down) e Ascendente (Bottom –Up).

Em ambas as estratégias a entrada do analisador sintático é consumida da

esquerda 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 são construídos utilizando ferramentas automatizadas

(11)

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 do metasímbolo “::=“ e por uma sequência de itens do lado direito (símbolos ou estruturas);

▪ Estruturas entre <> são chamadas de não terminais;

▪ Símbolos como garota e cachorro são chamados de terminais; ▪ As regras gramaticais são as produções.

(12)

Análise sintática

▪ Exemplo de uma gramática para expressões aritméticas de adição e multiplicação:

▪ <exp>::= <exp>+<exp> | <exp>*<exp> | (exp) | <num> ▪ <num> ::= <num><digito> | <digito>

(13)

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>

em termos separados pelo operador +; T representa termos consistindo em

fatores separados pelo operador *; e F representa fatores que podem ser

expressos 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 descendente

pois é recursiva a esquerda.

(19)

Análise sintática – Recursão a Esquerda

Gramáticas são recursivas à esquerda se possui um não-terminal A para o qual existam 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

(20)

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

(21)

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

(22)

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

(23)

Análise sintática – Recursão a Esquerda

Para o par de produções recursivas à esquerda A ➔ Aα|β

Considere para eliminar a recursão A ➔ βA’

(24)

Análise sintática – Recuperação de erro

O recuperador de erros em um analisador sintático possui objetivos simples, mas desafiadores:

▪ Informar a presença de erros de forma clara e precisa;

▪ Recuperar-se de cada erro com rapidez suficiente para detectar erros subsequentes;

▪ 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 foi detectado, pois existe uma boa chance de que o local exato do erro seja em um dos tokens anteriores.

(25)

Análise sintática – Recuperação de erro

Recuperação em nível de frase

Ao detectar um erro, o analisador sintático pode realizar a correção local

sobre o restante da entrada.

Uma correção local típica compreende a substituição de uma vírgula por um

ponto-e-vírgula, exclusão de um ponto-e-vírgula desnecessário.

(26)

Análise sintática – Recuperação de erro

Produções de Erro

Nesta estratégia de recuperação de erro podemos estender a gramática da

linguagem em mãos com produções que geram construções erradas,

antecipando assim os erros mais comuns.

(27)

Análise sintática

▪ Não é possível enumerar a sintaxe de todos os programas das mais diferentes linguagens;

▪ É necessário uma maneira de definir um conjunto infinito usando uma descrição finita:

▪ A sintaxe de uma linguagem é definida através de uma gramática;

▪ Gramática: conjunto de regras que definem todos os construtores que podem ser aceitos na linguagem.

(28)

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 por Jonh Backus;

▪ Essa gramática ficou conhecida como BNF (Backus-Naur Form);

▪ BNF foi utilizada posteriormente na definição de várias linguagens como C, Pascal e Ada;

▪ BNF é uma metalinguagem pois consiste numa linguagem para descrição de outras linguagens.

(29)

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 mesma sintaxe abstrata e diferem na sintaxe contreta.

(30)

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

(31)

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

(32)

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}

(33)

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 de first 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 não terminais e FIRST(Yj) contém ε, onde j=1,2...i-1. acrescente todo símbolo diferente de ε de FIRST(Yj) a FIRST(A). Se ε ∈ FIRST(A), para todo i=1,2..k. então acrescente ε a FIRST(A).

(34)

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) = { ? }

(35)

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 }

(36)

Análise sintática – Conjuntos First

First(T) = First(F) = { (, id } First(T’) = { *, ε }

First(F) = { (, id }

Se F derivasse em ε seria

preciso incluir o first(T’)

(37)

Análise sintática – Conjuntos First

E → TE’ E’ → +TE’ | ε T → FT’ H → E’T T’ → *FT’ | ε F → (E) | id

First(T) = First(F) = { (, id }

First(H) = { ? }

First(T’) = { *, ε } First(F) = { (, id }

(38)

Análise sintática – Conjuntos First

First(H) = { First(E’) U First(T) }

(39)

Análise sintática – Conjuntos First

First(H) = { +, (, id }

(40)

Análise sintática – Conjuntos Follow

▪ Se A é um não-terminal, o follow(A) é o conjunto de terminais imediatamente seguintes (à direita) de A

(41)

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 de entrada durante análise

2. Se existe uma produção A→αBβ e β ∉ ε então tudo que estiver em first(β), exceto ε, deve ser adicionado em follow(B)

3. Se existe uma produção A→ αB ou A→ αBβ onde first(β) contem ε (β → ε), então tudo que está em follow(A) está em follow(B)

(42)

Análise sintática – Conjuntos Follow

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’) = { *, +, ), $}

(43)

Análise sintática – Conjuntos Follow

(44)

Análise sintática – Conjuntos Follow

(45)

Análise sintática – Conjuntos Follow

(46)

Análise sintática – Conjuntos Follow

(47)

Análise sintática – Conjuntos Follow

(48)

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)={ $ }

(49)

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

(50)

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

(51)

Análise sintática preditiva não-recursiva

▪ Condições

▪ Eliminar a recursividade a esquerda ▪ Fatorar a gramática

(52)

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 dos conjuntos first e follow

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 }

(53)

Análise Sintática – Tabela Preditiva

Pilha Entrada Ação

S$ cbca$

a b c

Entrada: cbca

Topo da pilha S

Entrada: cbca

B deriva em b?

Sim: B→bcB

(59)

Análise Sintática – Tabela Preditiva

S$ cbca$ S→cAa

Aa$ bca$ A→B

Ba$ bca$ B→bcB

a b c

Entrada: cbca

B deriva em b?

Sim: B→bcB

(60)

Análise Sintática – Tabela Preditiva

S$ cbca$ S→cAa

S$ cbca$ S→cAa

Aa$ bca$ A→B

cBa$ ca$ casar(c)

Ba$ a$ B→ε

a$ a$ casar(a)

a b c

Entrada: cbca

O topo da pilha é igual ao

valor do topo de entrada

(64)

Análise Sintática – Tabela Preditiva

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

a b c

Entrada: cbca

O topo da pilha é igual ao

valor do topo de entrada

(65)

Análise sintática – Analisador Bottom-up

▪ A análise top-down é realizada das folhas para a raiz

(66)

Análise sintática – Analisador Bottom-up

id * id _{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

(67)

Análise sintática – Analisador Bottom-up

▪ O processo de análise sintática ascendente pode ser encarado como um processo de “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

(68)

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 a ser 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 sentença

1. Empilhar símbolos da cadeia de entrada

2. Quando um lado direito apropriado de uma produção aparece, ele é reduzido (substituído) pelo lado esquerdo da produção

3. 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 da gramática

(70)

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

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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

(72)

Referências

▪ SEBESTA, Robert W. Conceitos de linguagens de programação. 9ª ed. Porto Alegre: Bookman, 2011. 792 p. ISBN 978-85-7780-791-8.