A folha mais à esquerda, rotulada c, reconhece o primeiro símbolo
de w e, por conseguinte, avançamos o apontador da entrada para a, o segundo
símbolo de w, e consideramos a próxima filha, rotulada A. Em seguida, expandimos
A usando a sua primeira alternativa, obtendo a árvore da figura (b). Temos agora
um reconhecimento para o segundo símbolo da entrada e, conseqüentemente,
avançamos para o apontador da entrada para d, o terceiro símbolo da entrada, e
comparamos d com a próxima folha, rotulada b. Como b não é igual a d, reportamos
uma falha e retornamos a A a fim de verificar se existe uma outra alternativa
que não tenhamos tentado ainda, mas que poderia produzir um reconhecimento.
Ao irmos de volta para A, precisamos restabelecer o apontador da
entrada para a posição 2, aquela que o mesmo detinha quando passamos pela
primeira vez por A, o que significa que o procedimento para A precisa armazenar
o apontador da entrada numa variável local. Tentamos agora a segunda alternativa
de A afim de obter a árvore na figura (c). A folha a reconhece o segundo símbolo
de w e a folha d o terceiro. Uma vez que produzimos uma árvore gramatical para
w, paramos e anunciamos o término com sucesso da análise sintática.
Uma gramática recursiva à esquerda pode levar um analisador
sintático de descendência recursiva, mesmo com retrocesso, a um laço infinito.
Isto é, quando tentamos expandir A, podemos eventualmente nos encontrar de novo
tentando expandir A sem ter consumido nenhum símbolo da entrada.
5 ANALISADORES SINTÁTICOS PREDITIVOS
Em muitos casos, escrevendo-se cuidadosamente uma gramática,
eliminando-se a recursão a esquerda e fatorando-se à esquerda a gramática
resultante, podemos obter uma nova gramática processável por um analisador
sintático de descendência recursiva que não necessite de retrocesso, isto é, um
analisador preditivo. Para construir um analisador sintático preditivo,
precisamos conhecer, dado o símbolo corrente de entrada a e o não terminal A a
ser expandido, qual das alternativas de produção A à α1 | α2 |... | αn é a única
que deriva uma cadeia começando por a. Ou seja, a alternativa adequada precisa
ser detectável examinando-se apenas para o primeiro símbolo da cadeia que a
mesma deriva. As construções de controle de fluxo na maioria das linguagens de
programação, com suas palavras-chave distintivas, são usualmente detectáveis
dessa forma. Por exemplo, se tivermos as produções:
cmd
à
if
expr then cmd else cmd
| while expr do cmd
| begin lista_de_comandos
end
então as palavras-chave if, while e begin
nos informam qual alternativa é a única que possivelmente teria sucesso, se
quiséssemos encontrar um comando.
5.1 Diagramas de Transições para Analisadores Sintáticos
Preditivos
As várias diferenças entre os diagramas de transições para um
analisador léxico e um analisador sintático preditivo são imediatamente
aparentes. No caso de um analisador sintático, existe um diagrama para cada não
terminal. Os rótulos dos lados são tokens e não terminais. Uma transição em um
token (terminal) significa que devemos realizá-la se aquele token for o próximo
símbolo da entrada. Uma transição num não-terminal A é chamada de procedimento
para A.
Para construir um diagrama de transições de um analisador
sintático preditivo a partir de uma gramática, eliminamos primeiro da gramática
a recursividade à esquerda e, em seguida, a fatoramos à esquerda. Para cada
não-terminal A, então fazemos o seguinte:
-
Criamos um estado inicial e um final (de retorno).
-
2. Para cada produção A à X1,X2...Xn, criamos um percurso a
partir do estado inicial até o estado final, com os lados rotulados
X1,X2,...,Xn.
O analisador preditivo ao trabalhar sobre os diagramas de
transições se comporta como segue. Começa no estado inicial para o símbolo de
partida. Se após algumas ações estiver no estado s, o qual possui um lado
rotulado pelo terminal a apontado para o estado t, e se o próximo símbolo de
entrada for a, move o cursor de entrada uma posição à direita e vai para o
estado t. Se, de outra feita, o lado for rotulado pelo não terminal A, vai para
o estado de partida A, sem movimentar o cursor de entrada. Se em algum instante
for atingido o estado final de A, vai imediatamente para o estado t, tendo como
efeito, “lido” A a partir da entrada, durante o tempo em que se movia do estado
s para t. Finalmente, se existir um lado de s para t rotulado Є, vai, a partir
do estado s, imediatamente para o estado t, sem avançar na entrada.
Um programa de análise sintática preditiva baseado num diagrama
de transições tenta reconhecer símbolos terminais na entrada e faz uma chamada
de procedimento potencialmente recursiva sempre que precisar seguir um lado
rotulado por um não terminal. Uma implementação não recursiva pode ser obtida
empilhando-se o estado s quando existir uma transição em um não terminal para
fora de s e removendo-se o topo da pilha quando o estado final para o não
terminal for atingido.
A abordagem acima funcionará se o diagrama de transições dado for
determinístico, isto é, não existir mais de uma transição de um mesmo para
outros à mesma entrada. Se a ambigüidade ocorrer, deveremos estar capacitados a
resolvê-la de uma forma ad-hoc. Se o não determinismo não puder ser eliminado,
não poderemos construir um analisador sintático preditivo, mas poderemos
construir um analisador de descendência recursiva com retrocesso, de forma a
tentar sistematicamente todas as possibilidades, se esta fosse a melhor
estratégia de análise que pudéssemos encontrar.
5.2 Análise Sintática Preditiva Não-Recursiva
É possível construir um analisador preditivo não-recursivo
mantendo explicitamente uma pilha, ao invés de implicitamente através de
chamadas recursivas. O problema-chave durante a análise preditiva é determinar
que produção deve ser aplicada a um dado não terminal.
Um analisador sintático preditivo dirigido por uma tabela possui
um buffer de entrada, uma pilha, uma tabela sintática e um fluxo de saída. O
buffer de entrada possui a cadeia a ser analisada, seguida por um $ à direita
para indicar o fim da cadeia de entrada. A pilha contém uma seqüência de
símbolos gramaticais, com $ indicando o fundo da pilha. Inicialmente, a pilha
contém o símbolo de partida da gramática acima de $. Uma tabela sintática é um
array bidimensional M[A,a], onde A é um não terminal e a é um terminal ou outro
símbolo $.
O analisador sintático é controlado por um programa que se
comporta como segue. O programa considera X o símbolo ao topo da pilha e a o
símbolo corrente de entrada. Esses dois símbolos determinam a ação do
analisador. Existem três possibilidades:
-
Se X=A=$, o analisador pára e anuncia o término com sucesso
da análise sintática.
-
Se X=a≠$, o analisador sintático remove X da pilha e avança o
apontador da entrada para o próximo símbolo.
-
Se X é um não terminal, o programa consulta a entrada M[X,a]
da tabela sintática M. Essa entrada será uma produção – X da gramática ou
uma entrada de erro. Se, por exemplo, M[X,a]={X à UVW}, o analisador
substitui X no topo da pilha por WVU (com U ao topo). Como saída, iremos
assumir que o analisador sintático simplesmente imprima a produção usada; de
fato, qualquer outro código poderia ser executado aqui. Se M[X,a]=erro, o
analisador chama uma rotina de recuperação de erros.
O comportamento do analisador sintático pode ser descrito em
termos de suas configurações, que dão o conteúdo da pilha e a entrada restante.
5.2.1 Primeiro e Seguinte
A construção de um analisador sintático preditivo é auxiliada por
duas funções associadas à gramática G. Essas funções, Primeiro e Seguinte, nos
permitem preencher as entradas de uma tabela sintática preditiva para G, sempre
que possível. Os conjuntos de tokens produzidos pela função seguinte podem
também ser usados como tokens de sincronização durante a recuperação de erros na
modalidade do desespero.
Se α for qualquer cadeia de símbolos gramaticais, seja
primeiro(α) o conjunto de terminais que começam as cadeias derivadas a partir de
α. Definamos seguinte(A), para o não terminal A, como sendo um conjunto de
terminais a que podem figurar imediatamente à direita de A em alguma forma
sentencial, isto é, o conjunto de terminais a tais que exista uma derivação para
algum α e β. Se A puder ser o símbolo mais à direita em alguma forma sentencial,
então $ está em SEGUINTE(A).
5.3 Recuperação de Erros na análise Preditiva
A pilha de um analisador preditivo não recursivo torna explícitos
os terminais e não terminais que o mesmo espera reconhecer com o restante da
entrada. Iremos conseqüentemente nos referir aos símbolos na pilha do analisador
da discussão que se segue. Um erro é detectado durante a análise preditiva
quando o terminal ao topo da pilha não reconhece o próximo símbolo de entrada ou
quando o não terminal A está ao topo da pilha, a é o próximo símbolo de entrada
e a entrada da tabela sintática M[A,a] está vazia.
A recuperação de erros na modalidade do desespero está baseada na
idéia de se pular símbolos na entrada até que surja um token pertencente a um
conjunto pré selecionado de tokens de sincronização. Sua efetividade depende da
escolha do conjunto de sincronização. Os conjuntos deveriam ser escolhidos de
tal forma que o analisador se recuperasse rapidamente dos erros que tendessem a
ocorrer na prática. Algumas técnicas heurísticas são:
-
Como ponto de partida, podemos colocar todos os símbolos de
SEGUINTE(A) no conjunto de tokens de sincronização para o não terminal A. Se
pularmos tokens até que um elemento de SEGUINTE(A) seja visto e removermos A
da pilha, é provável que a análise sintática possa continuar.
-
Não é suficiente usar SEGUINTE(A) como o conjunto de
sincronização para A. Por exemplo, se os pontos-e-vírgulas terminarem os
enunciados, como em C, então as palavras-chave que iniciam os enunciados não
devem aparecer no conjunto SEGUINTE do não-terminal que gera expressões. Um
ponto-e-vírgula ausente após uma atribuição pode conseqüentemente resultar
na omissão da palavra chave que inicia o próximo enunciado. Freqüentemente,
existe uma estrutura hierárquica nas construções da linguagem; por exemplo,
as expressões aparecem dentro de enunciados, que figuram dentro de blocos e
assim por diante. Podemos adicionar ao conjunto de sincronização de uma
construção mais baixa os símbolos que começam as construções mais altas. Por
exemplo, poderíamos adicionar palavras-chave que iniciam comandos aos
conjuntos de sincronização para os não-terminais que geram expressões.
-
Se adicionarmos os símbolos em PRIMEIRO(A) ao conjunto de
sincronização para o não terminal A, pode ser possível retornar a análise a
partir de A, se um símbolo em PRIMEIRO(A) figurar na entrada.
-
Se um não terminal puder gerar a cadeia vazia, então a
produção que deriva Є pode ser usada como default. Agindo-se assim, pode-se
postergar a detecção de algum erro, mas não se pode fazer com que um erro
seja perdido. Esse enfoque reduz o número de não terminais que tenham de ser
considerados durante a recuperação de erros.
-
Se um terminal ao topo da pilha não puder ser reconhecido,
uma idéia simples é a de removê-lo, emitir uma mensagem informando da
remoção e prosseguir a análise sintática. Com efeito, este enfoque faz com
que o conjunto de sincronização de um token consista em todos os demais
tokens.
6 ANÁLISE SINTÁTICA BOTTOM-UP
A análise sintática bottom-up é conhecida como análise de
empilhar e reduzir. A análise gramatical de empilhar e reduzir tenta construir
uma árvore gramatical para uma cadeia de entrada começando pelas folhas (o
fundo) e trabalhando árvore acima em direção à raiz (o topo). Podemos pensar
neste processo como o de “reduzir” uma cadeia w ao símbolo de partida de uma
gramática. A cada passo de redução, uma subcadeia particular, que reconheça o
lado direito de uma produção, é substituída pelo símbolo à esquerda daquela
produção e, se a subcadeia tiver sido escolhida corretamente a cada passo, uma
derivação mais à direita terá sido rastreada na ordem inversa.
Exemplo:
Considerando a gramática
SàaABe
AàAbc | b
Bà d
A sentença abbcde pode ser reduzida a S pelos seguintes passos:
Aabbcde
aAbcde
aAde
aABe
S
Podemos esquadrinhar abbcde procurando por uma subcadeia que
reconheça o lado direito de alguma produção. As subcadeias b e d se qualificam.
Vamos escolher o b mais à esquerda e substituí-lo por A, o lado esquerdo da
produção Aàb; obtemos dessa forma a cadeia aAbcde. Agora as subcadeias Abc, b e
d reconhecem o lado direito de alguma produção. Apesar de b ser a subcadeia mais
à esquerda que reconheça o lado direito de alguma produção, escolhemos
substituir a subcadeia Abc por A, o lado esquerdo da produção AàAbc. Obtemos
agora aAde. Com a substituição de d por B, o lado esquerdo da produção Bàd,
obtemos aABe. Podemos agora substituir toda esta cadeia por S. Conseqüentemente,
através de uma seqüência de quatro reduções, estamos capacitados a reduzir
abbcde a S. Essas reduções, de fato, rastreiam a seguinte derivação mais à
direita, na ordem reversa:
S à aABe à aAde à aAbcde à abbcde
7 HANDLES
Informalmente, um handle é uma subcadeia que reconhece o lado
direito de uma produção e cuja redução ao não terminal do lado esquerdo da
produção representa um passo ao longo do percurso de uma derivação mais à
direita. Em muitos casos, a subcadeia β mais à esquerda que reconhece o lado
direito de uma produção Aà β não é um handle, porque uma redução pela produção
Aà β produz uma cadeia que não pode ser reduzida ao símbolo de partida.
7.1 A Poda do Handle
Uma derivação mais à esquerda na ordem inversa pode ser obtida
“podando-se os handles”. Ou seja, começamos pela primeira cadeia de terminais w
que desejamos decompor. Se w for uma sentença da gramática em questão, então w=yn,
onde yn é a enésima forma sentencial à direita de alguma derivação
mais à direita ainda desconhecida.
Para reconstruir esta derivação na ordem inversa, localizamos o
handle βn em yn e substituímos βn pelo lado direito de
alguma produção An à βn de modo a obtermos a enésima menos
uma forma sentencial à direita yn-1.
Repetimos, em seguida, esse processo. Isto é, localizamos o
handle Βn-1 em yn-1 e o reduzimos de forma a obter a forma
sentencial à direita yn-2. Continuando esse processo, produzimos uma
forma sentencial à direita consistindo somente no símbolo de partida S e então
paramos e anunciamos o término com sucesso da análise sintática. O reverso da
seqüência de produções usadas nas reduções é uma derivação mais à direita para a
cadeia de entrada.
8 IMPLEMENTAÇÃO DE PILHA DA ANÁLISE SINTÁTICA
DE EMPILHAR E REDUZIR
Existem dois problemas que precisam ser resolvidos se estivermos
dispostos a analisar sintaticamente através da poda de handles. O primeiro é o
de localizar a subcadeia a ser reduzida numa forma sentencial à direita e o
segundo é o de determinar que produção escolher no caso de existir mais de uma
produção com aquela subcadeia no lado direito.
Uma forma conveniente de implementar um analisador sintático de
empilhar e reduzir é usar uma pilha para guardar os símbolos gramaticais e um
buffer de entrada para a cadeia w a ser decomposta. Usamos $ para marcar o fundo
da pilha e também o final à direita da entrada. Inicialmente, a pilha está vazia
e a cadeia w está à entrada como segue
Pilha Entrada
$ w$
O analisador sintático opera empilhando zero ou mais símbolos (na
pilha) até que um handle β surja no topo da pilha. Reduz, então, β para o lado
esquerdo da produção apropriada. Repete este ciclo até que tenha detectado um
erro ou que a pilha contenha o símbolo de partida e a entrada esteja vazia:
Pilha Entrada
$S $
Após entrar nesta configuração, pára e anuncia o término com
sucesso da análise sintática.
8.1 Prefixos Viáveis
Os prefixos de uma forma sentencial à direita que podem figurar
na pilha deu m analisador sintático de empilhar e reduzir são chamados de
prefixos viáveis. Uma definição equivalente de um prefixo viável é a de ser um
prefixo de uma forma sentencial à direita, o qual não se estende para além do
limite à direita do handle mais à direita, daquela forma sentencial. Por esta
definição é sempre possível adicionar símbolos terminais ao final de um prefixo
viável de modo a obter uma forma sentencial à direita. Por conseguinte, não há
aparentemente erro na medida em que a porção da entrada enxergada até um dado
ponto possa ser reduzida a um prefixo viável.
9 ANÁLISE SINTÁTICA DE PRECEDÊNCIA DE OPERADORES
A mais ampla classe de gramáticas, para a qual os analisadores
sintáticos de empilhar e reduzir podem ser construídos com sucesso são as
gramáticas LR. Entretanto, para uma pequena, porém importante classe de
gramáticas, podemos facilmente construir manualmente eficientes analisadores
sintáticos de empilhar e reduzir. Essas gramáticas possuem a propriedade (dentre
outras exigências essenciais) de que nenhum lado direito de produção seja Є, ou
tenha dois não terminais adjacentes. Uma gramática com a última propriedade é
chamada de uma gramática de operadores.
Exemplo:
A seguinte gramática para expressões
E à EAE | (E) | -E |id
A à + | - | * | / | ↑
Não é uma gramática de operadores porque o lado direito EAE
possui dois (de fato três) não terminais consecutivos. Entretanto, se
substituirmos A por cada uma de suas alternativas, obtemos a seguinte gramática
de operadores:
E à E + E | E –E | E * E| E / E | E ↑ E | (E) | -E | id
Descrevemos agora uma técnica de análise sintática fácil de
implementar chamada de análise sintática de precedência de operadores.
Historicamente, esta técnica foi primeiramente descrita como uma manipulação
sobre tokens sem qualquer referência a uma gramática subjacente. De fato, uma
vez que tenhamos terminado de construir um analisador sintático de precedência
de operadores a partir de uma gramática, podemos ignorar esta última usando os
não terminais na pilha apenas como marcadores de lugar para os atributos
associados aos não terminais.
Como uma técnica geral de análise sintática, a de precedência de
operadores possui uma série de desvantagens. Por exemplo, é difícil tratar os
tokens como o sinal de menos, que possui duas diferentes precedências
(dependendo de ser unário ou binário). Sobretudo, uma vez que o relacionamento
entre a gramática para a linguagem analisada e o analisador sintático de
precedência de operadores é tênue, não se pode estar sempre certo de que o
analisador aceite exatamente a linguagem desejada. Finalmente, somente uma
pequena classe de gramáticas pode ser decomposta usando as técnicas de
precedência de operadores.
Apesar de tudo, em virtude de sua simplicidade, numerosos
compiladores usando as técnicas de análise sintática de precedência de
operadores têm sido construídos com sucesso. Freqüentemente, esses analisadores
são de descendência recursiva. Analisadores sintáticos de precedência de
operadores tem sido construídos até mesmo para linguagens inteiras.
10 ANALISADORES SINTÁTICOS LR
Uma técnica eficiente de análise sintática bottom-up, que pode
ser usada para decompor uma ampla classe de gramáticas livres de contexto é
chamada análise sintática LR(k); o”L” significa varredura da entrada da esquerda
para a direita (left-to-right), o “R”, construir uma derivação mais à direita ao
contrário (right)most derivation) e o k, o número de símbolos de entrada de
lookahead que são usados ao se tomar decisões na análise sintática. Quando (k)
for omitido, k é assumido ser 1. A técnica de análise sintática LR é atrativa
por uma série de razões.
-
Analisadores sintáticos LR podem ser elaborados para
reconhecer virtualmente todas as construções de linguagens de programação
para as quais as gramáticas livres de contexto podem ser escritas.
-
O método de decomposição LR é o mais geral dentre os métodos
sem retrocesso de empilhar e reduzir conhecidos e ainda pode ser
implementado tão eficientemente quanto os demais métodos de empilhar e
reduzir, .
-
A classe de gramáticas que podem ser decompostas usando-se os
métodos LR é um superconjunto próprio da classe de gramáticas que podem ser
decompostas usando-se analisadores sintáticos preditivos.
-
Um analisador sintático LR pode detectar um erro sintático
tão cedo quanto possível numa varredura da entrada da esquerda para a
direita.
A principal desvantagem deste método está em ser muito trabalhoso
construir um analisador sintático LR manualmente para uma gramática típica de
linguagem de programação. Necessita-se em geral de uma ferramenta especializada
– um gerador de analisadores LR. Felizmente, muitos de tais geradores estão
disponíveis. Com um tal gerador, podemos escrever uma gramática livre de
contexto e usá-lo para produzir automaticamente um analisador sintático para a
mesma. Se a gramática contiver ambigüidades ou outras construções que sejam
difíceis de decompor, numa varredura da entrada da esquerda para a direita, o
gerador de analisadores pode localizá-las e informar ao projetista do compilador
de suas ocorrências.
10.1 O Algoritmo de Análise Sintática LR
Consiste em uma entrada, uma saída, uma pilha, um programa
diretor e uma tabela sintática que possui duas partes (ação e desvio). O
programa diretor é o mesmo para todos os três tipos de analisadores LR; somente
a tabela sintática muda de um analisador para o outro. O programa de análise
sintática lê os caracteres provenientes de um buffer de entrada, um de cada vez.
Usa uma pilha para armazenar as cadeias sob a forma s0X1s1X2s2...Xmsm
onde sm está ao topo. Cada Xi é um símbolo gramatical e cada si,
um símbolo chamado de estado. Cada estado sumariza a informação contida na pilha
abaixo do mesmo e a combinação do símbolo do estado no topo da pilha e o símbolo
corrente de entrada é usada para indexar a tabela sintática e determinar a
decisão de empilhar ou reduzir durante a análise. Numa implementação, os
símbolos gramaticais não precisam figurar na pilha; entretanto, iremos sempre
incluí-los em nossas discussões, a fim de auxiliar a explicação do comportamento
de uma analisador sintático LR.
A tabela sintática consiste em duas partes, uma unção de ações
sintáticas, ação, e uma função de desvio, desvio. O programa diretor do
analisador LR se comporta como se segue. Determina sm, o estado
correntemente no topo da pilha, e ai, o símbolo corrente de entrada.
Consulta, então ação[sm,ai], a entrada da tabela de ações
sintáticas para o estada sm e a entrada ai, que pode ter
um dos seguintes valores:
-
empilhar s, onde s é um estado,
-
reduzir através da produção gramatical A à β,
-
aceitar, e
-
erro.
A função desvio toma um estado e um símbolo gramatical como
argumentos e produz um estado como saída. Veremos que a função desvio de uma
tabela sintática, construída a partir de uma gramática G, usando os métodos SLR,
LR canônico ou LALR, é a função de transição de um autômato finito
determinístico que reconhece os prefixos viáveis de G. Relembremos que os
prefixos viáveis de G são aqueles das formas sentenciais à direita que podem
aparecer na pilha de um analisador sintático de empilhar e reduzir, porque os
mesmos não se estendem para depois do handle mais à direita. O estado inicial
deste AFD é o estado inicialmente colocado no topo da pilha do analisador
sintático LR.
Uma configuração de um analisador sintático LR é um par cujo
primeiro componente é o conteúdo da pilha e cujo segundo componente é a entrada
ainda não consumida:
(s0X1S1x2S2...Xmsm,aiai+1...an$)
Esta configuração representa a forma sentencial à direita
X1X2...Xmaiai+1...an
Essencialmente da mesma maneira que um analisador de empilhar e
reduzir faria: somente a presença dos estados na pilha é inovadora.
O próprio movimento do analisador é determinado pela leitura de ai,
o símbolo corrente da entrada e de sm, o estado no topo d pilha, e
pela consulta à entrada da tabela de ações, ação[sm,a i].
As configurações resultantes após cada um dos quatro tipos de movimentos são
como se segue:
-
Se ação [sm,a i]=empilhar s, o
analisador executa um movimento e empilhar, entrando na configuração
(s0X1s1X 2s2...Xmsm,ais,ai+1...an$)
Aqui, o analisador sintático empilhou tanto o símbolo corrente de
entrada como o próximo estado s, que é dado por ação[sm,a i];
ai+1 se torna o símbolo corrente da entrada.
-
Se ação[sm,a i]=reduzir A à β, o
analisador executa um movimento de redução, entrando na configuração
(s0X1s1X 2s2...Xm-rsm-r,As,ai
ai+1...an$)
onde s=desvio[sm-r,A] e r é o comprimento de β, o lado
direito da produção. Aqui o analisador sintático remove primeiro 2r símbolos
para fora da pilha (r símbolos de estados e r símbolos gramaticais), expondo o
estado sm-r. Em seguida, empilha tanto A, o lado esquerdo da
produção, quanto s, a entrada para desvio[sm-r,A]. Para os
analisadores sintáticos LR que iremos construir, Xm-r+1... Xm,
a seqüência de símbolos gramaticais removidos da pilha irá sempre reconhecer β,
o lado direito da produção redutora.
A saída de um analisador sintático LR é gerada após um movimento
de redução, através da execução de uma ação semântica associada à produção
redutora. Para o momento, assumiremos que a saída consista somente na impressão
da produção redutora.
-
Se ação[sm,a i]=aceitar, a análise
sintática está completa.
-
Se ação[sm,a i]=erro, o analisador
sintático descobriu um erro e chama um procedimento de recuperação de erros.
-
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