Introducción
En sexta unidad se pretende dar a conocer los siguientes
puntos de la temática de investigación como su concepto y algunos ejemplos asi
como algunas referencias para reforzar el entendimiento del punto y
algunas referencias de video para la comprensión de ejemplos.
En concepto veremos lo que es Gramática
Libre de Contexto y un ejemplo; son
lenguajes libres de contexto y están definidos por medio de gramáticas libres
de contexto. Árboles de derivación, permite mostrar gráficamente cómo se
puede derivar cualquier cadena de un lenguaje a partir del símbolo distinguido
de una gramática que genera ese lenguaje. Forma Normal de Chomsky es Una sentencia w se denomina ambigua si puede obtenerse por
más de un árbol de derivación.
Al igual veremos lo
que son los diagramas de sintaxis y algunos ejemplos seguidos de la eliminación
de la ambigüedad y sus ejemplos también la generación de matriz predictiva
(calculo First y follow) y los tipos de analizadores sintácticos y el manejo de
errores y por último los generadores de analizadores sintácticos estos con los
puntos de los temas que veremos a continuación.
Lenguaje libre del
Contexto
La mayoría lenguajes de programación, son lenguajes libres
de contexto y están definidos por medio de gramáticas libres de contexto. Contexto
se refiere al entorno en que se encuentra, como influye el entorno en el
significado de cada parte.
Puede ser reconocido por autómatas de pila.
Está definido dentro de la jerarquía de Chomsky en el Tipo
2.
Es una gramática formal en la que cada
regla de producción es de la forma:
N →
w
Donde N es un símbolo no terminal y w es una cadena de
terminales y/o no terminales. El término libre de contexto se refiere al hecho
de que el no terminal N puede siempre ser sustituido por w sin tener en cuenta
el contexto en el que ocurra. Un lenguaje formal es libre de contexto si hay
una gramática libre de contexto que lo genera.
Definición de la
Gramática
Es una cuádrupla G = (N,T,P,S) donde:
N es un alfabeto de símbolos no terminales (variables).
T es un alfabeto de símbolos terminales (constantes).
Pueden ser cadenas de lenguaje.
Es una gramática formal en la que cada
regla de producción es de la forma:
N →
w
Donde N es un símbolo no terminal y w es una cadena de
terminales y/o no terminales. El término libre de contexto se refiere al hecho
de que el no terminal N puede siempre ser sustituido por w sin tener en cuenta
el contexto en el que ocurra. Un lenguaje formal es libre de contexto si hay
una gramática libre de contexto que lo genera.
Definición de la
Gramática
Es una cuádrupla G = (N,T,P,S) donde:
N es un alfabeto de símbolos no terminales (variables).
T es un alfabeto de símbolos terminales (constantes).
Pueden ser cadenas de lenguaje.
S Є N es el símbolo inicial o axioma de la gramática.
P es el conjunto de reglas de producción, P N (T U N)*
Producción
Donde
cualquier símbolo No Terminal del lado derecho de la producción puede ser
remplazado por cualquier definición de ese mismo terminal del lado derecho.
Ejemplo: S → E
E → E + E
E → num
Ejemplo
Un
ejemplo de una Gramática Libre del contexto que reconoce operaciones de suma y
multiplicación con números enteros, como {5, 52+3, (1+3)*4}
·
Donde E es una expresión
Numérica
·
Num es un número
·
Digito es cualquier
entero de 0 a 9
Arboles
de derivación
Un árbol de derivación permite mostrar gráficamente cómo se
puede derivar cualquier cadena de un lenguaje a partir del símbolo distinguido
de una gramática que genera ese lenguaje.
Un árbol es un conjunto de puntos, llamados nodos, unidos
por líneas, llamadas arcos. Un arco conecta dos nodos distintos. Para ser un
árbol un conjunto de nodos y arcos debe satisfacer ciertas propiedades:
- Hay un único nodo distinguido, llamado raíz (se dibuja en la parte superior) que no tiene arcos incidentes.
- Todo nodo c excepto el nodo raíz está conectado con un arco a otro nodo k, llamado el padre de c (c es el hijo de k). El padre de un nodo, se dibuja por encima del nodo.
- Todos los nodos están conectados al nodo raíz mediante un único camino.
- Los nodos que no tienen hijos se denominan hojas, el resto de los nodos se denominan nodos interiores.
Propiedades de un árbol de derivación.
Sea G = (N,T,S,P) una gramática libre de contexto, sea A Є
N una variable. Diremos que un árbol TA = (N,E) etiquetado es un árbol de
derivación asociado a G si verifica las propiedades siguientes:
- La raíz del árbol es un símbolo no terminal
- cada hoja corresponde a un símbolo terminal o λ.
- cada nodo interior corresponde a un símbolo no terminal.
Para cada cadena del lenguaje generado por una gramática es
posible construir (al menos) un árbol de derivación, en el cual cada hoja tiene
como rótulo uno de los símbolos de la cadena.
Para cada cadena del lenguaje generado por una gramática es
posible construir (al menos) un árbol de derivación, en el cual cada hoja tiene
como rótulo uno de los símbolos de la cadena.
Si un nodo está etiquetado con una variable X y sus
descendientes (leídos de izquierda a derecha) en el árbol son X1,…,Xk ,
entonces hay una producción X → X1…Xk en G.
Sea G=(N,T,S,P) una GLC. Un árbol es un árbol de derivación
para G si:
T U N U {λ}
1. Todo vértice tiene una etiqueta tomada de
2. La etiqueta de la
raíz es el símbolo inicial S
3. Los vértices interiores tienen etiquetas de N
4. Si un nodo n tiene etiqueta A y n1n2...nk
respectivamente son hijos del vértice n, ordenados de izquierda a derecha, con
etiquetas x1,x2..xk respectivamente, entonces: A→ x1x2...xk debe ser una
producción en P
5. Si el vértice n tiene etiqueta λ, entonces n es una hoja
y es el único hijo de su padre.
Ejemplo
Sea G=(N,T,S,P) una GLC con P: S→ ab|aSb
La derivación de la cadena aaabbb será: 
y el árbol de derivación:
Relación entre
derivaciones y árboles
Si leemos las etiquetas de las hojas de izquierda a derecha
tenemos una sentencia. Llamamos a esta cadena la producción del árbol de
derivación.
Teorema. Sea G=(N,T,S,P) una GLC. Entonces 
(de S se deriva α) si y sólo si hay un árbol de derivación
en la gramática G con la producción α.
(de S se deriva α) si y sólo si hay un árbol de derivación
en la gramática G con la producción α.
Si w es una cadena de L(G) para la gramática libre de
contexto G, entonces w tiene al menos un árbol de derivación. Referido a un
árbol de derivación particular,w tendrá una única derivación a la izquierda y
otra única a la derecha.
Ejemplo
Derivación
a la izquierda: 
Derivación
a la derecha: 
Forma
Normal de Chomsky
MYMY Gramática
ambigua.
Una sentencia w se denomina ambigua si puede obtenerse por
más de un árbol de derivación (o equivalentemente, más de una derivación más a
la izquierda o más a la derecha).
Una gramática G se denomina ambigua si el lenguaje que
genera contiene alguna sentencia ambigua.
Lenguaje inherentemente
ambiguo
Un lenguaje se denomina inherentemente ambiguo si no existe
una gramática no ambigua que lo genere.
Una GLC se dice que está en Forma Normal de Chomsky (FNC)
si todas sus producciones son de la forma: 
Excepcionalmente se permite la producción
La idea de la transformación de una gramática limpia a FNC
se ejecuta en dos pasos:
- Hacer que en la parte derecha de las producciones de longitud mayor o igual que dos sólo haya terminales.
- Trocear estas producciones para que tengan longitud dos.
Algoritmo FNC:
- Para cada producción de la forma
- Se añade la producción Ca → a
- Se cambia αi por Ca en A → α1..αn
2. Para cada producción de la forma A →
B1...Bm, m ≥ 3
(a) Se añaden (m-2) no terminales D1, D2, ...,
Dm-2 (distintos para cada producción)
(b) La producción A → B1...Bm se reemplaza por
A → B1D1, D1 → B2D2, ... Dm-2 → Bm-1Bm
FORMA NORMALES DE CHOMSKY
Las gramáticas se pueden expresar de diferentes formas, en
ocasiones podemos llegar al mismo resultado utilizando gramáticas que difieren
en su estructura, una norma para estandarizar la gramática es la Forma Normal
de Chomsky.
A continuación el teorema 2.4
Si L es un lenguaje independiente del contexto que no
contiene la cadena vacía, entonces existe una gramática G independiente del
contexto tal que L(G)=L y el lado derecho de cualquier regla de reescritura en
G consiste en un solo terminal o exactamente dos no terminales.
Se dice que una gramática cuyas reglas de reescritura se
adhieren a las restricciones del teorema 2.4 tiene la FORMA NORMAL DE CHOMSKY
(FNC o CNF), llamada así en honor a Noam Chomsky. Por ejemplo la siguiente
gramática cuyo símbolo inicial es S tiene la forma normal de Chomsky.
S XM
M SY
X x
Y y
Mientras que la siguiente gramática que genera el mismo
lenguaje no la tiene
S xSy
S xy
Para obtener la forma normal de Chomsky
ejemplo: Considere la siguiente gramática
S zMz
M N
M yMy
N x
S zMz zyMyz zyNyz zyxyz .
Paso 1
Introducir los nuevos no terminales YZ y convertir la
gramática anterior en la siguiente:
S ZMZ
M N
Z z
Y y
N x
Paso 2
Lo siguiente es reemplazar la regla S ZMZ por el par de
reglas S ZR; R MZ, mientras que M YMY se reemplaza por M YP; P MY para obtener
la siguiente gramática:
S ZR
R MZ
M N
M YP
P MY
Z z
Y y
N x
Paso 3
Finalmente la regla M N se reemplaza por la regla M x,
produciendo así la siguiente gramática ya que tiene la forma normal de Chomsky.
S ZR
R MZ
M x
M YP
P MY
Z z
Y y
N x
S ZR zMZ zYPZ zyPZ
zyMYZ zyxYZ zyxyZ zyxyz
Ambigüedad Transitoria:
Este tipo de ambigüedad puede llegar a
ser eliminada realizando una serie de transformaciones sobre la gramática
original. Una vez que se logra lo anterior, la gramática queda lista para ser
reconocida por la mayor parte de los analizadores sintácticos. (Se le considera
"ambigüedad" porque existen métodos para realizar análisis sintáctico
que no aceptan gramáticas con estas características)
Dónde se presenta la Ambigüedad
Transitoria generalmente la ambigüedad se presenta cuando existen producciones
con factores comunes (distintas alternativas para un símbolo no-terminal que
inician de la misma forma); ó cuando existen producciones que son recursivas
izquierdas (producciones para un símbolo no-terminal en las cuales el primer
símbolo de su forma sentencial es ese mismo símbolo no-terminal).
¿Cómo solucionar el problema de la
Ambigüedad Transitoria?
Para eliminar este tipo de ambigüedad,
es necesario, primero eliminar:
- Factores comunes izquierdos
inmediatos y No-inmediatos.
- Recursividad izquierda inmediata y
No-inmediata.
ELIMINACIÓN DE LA
AMBIGÜEDAD.
– No existe un algoritmo que nos
indique si una GIC es ambigua
– Existen LIC que sólo tienen GIC
ambiguas: inherentemente ambiguos
– Para las construcciones de los
lenguajes de programación comunes existen técnicas para la eliminación de la
ambigüedad
– Ejemplo: causas de ambigüedad en la
siguiente gramática
• No se respeta la precedencia de
operadores
• una secuencia de operadores idénticos
puede agruparse desde la izquierda y desde la derecha. Lo convencional es agrupar
desde la izquierda.
Generación de matriz predictiva (cálculo first y follow)
FIRST: Si α es cualquier cadena de símbolos gramaticales, se considera FIRST (α) como el conjunto de terminales que encabezan las cadenas derivadas de α. Si α = * => λ, entonces λ también está en FIRST (α). Para calcular FIRST(X) para algún símbolo X de la gramática, se aplican las siguientes reglas hasta que no se pueda añadir nada nuevo al conjunto
FIRST: Si α es cualquier cadena de símbolos gramaticales, se considera FIRST (α) como el conjunto de terminales que encabezan las cadenas derivadas de α. Si α = * => λ, entonces λ también está en FIRST (α). Para calcular FIRST(X) para algún símbolo X de la gramática, se aplican las siguientes reglas hasta que no se pueda añadir nada nuevo al conjunto
FIRST: Sea G:= (V; ∑; Q0; P) una gramática
libre de contexto. Para cada forma sentencial α Є (V U ∑)* y para cada k Є N
definiremos la función.
En otras palabras, el operador FIRST k
asocia a cada forma sentencial los primeros k símbolos de cualquier forma
terminal alcanzable desde α mediante derivaciones “masa a izquierda".
1. Si X es terminal, entonces FIRST(X) es {X}.
2. Si X es no terminal y existe la producción X
→ λ, entonces añadir λ a FIRST(X).
3. Si X
es no terminal y X → Y1 Y2... . Yk
Es una
producción entonces, para todo i (con i variando desde 1 hasta k) tal que Y1 ,
Y2 , ..., Yi-1 sean todos no terminales y FIRST(Y1), FIRST(Y2), ...,
FIRST(Yi-1) contengan todos λ, se añaden todos los símbolos no nulos de
FIRST(Yi ) a FIRST(X). Finalmente, si λ está en FIRST (Yj) para j = 1, 2, ...,
k (o sea, en todos), entonces se añade λ a FIRST(X). Dicho de otra forma, lo
anterior significa que todos los elementos de FIRST (Y1), excepto λ, pertenecen
también a FIRST(X). Si Y1 no deriva λ, entonces ya ha terminado el cálculo de
FIRST(X), pero en caso contrario, es decir, si Y1= * => λ, entonces todos
los elementos de FIRST (Y2) excepto λ pertenecen también a FIRST(X), y así
sucesivamente. Finalmente, si todos los Yi derivan λ, entonces λ se añade a
FIRST(X).
FOLLOW: Se define FOLLOW(A), para él no terminal A, como el
conjunto de terminales a que pueden aparecer inmediatamente a la derecha de A
en alguna forma sentencia, es decir, el conjunto de terminales a tal que haya
una derivación de la forma S= * =>αAaβ para algún α y β. Si A puede ser el
símbolo de más a la derecha en alguna forma sentencia, entonces $ está en
FOLLOW(A).
Para calcular FOLLOW(A)
para un símbolo no terminal A, se aplican las siguientes reglas hasta que no se
pueda añadir nada más al conjunto FOLLOW.
1. $ está en FOLLOW(S), siendo S el axioma
de G.
2. Si existe una producción A → αBβ,
entonces todo lo que esté en FIRST (β), excepto λ, está en FOLLOW (B).
3. Si existe la producción A → αBβ y FIRST
(β) contiene λ (es decir, β= * =>λ), o bien si existe una producción A → αB,
entonces todo lo que esté en FOLLOW(A) está en FOLLOW (B).
Con las mismas notaciones anteriores,
para cada forma sentencia α Є (V U ∑)* definiremos la función FOLLOWG
GK (α) del modo siguiente.
De nuevo nos ocuparemos solamente de FOLLOW: =
FOLLOW1. Obsérvese que FOLLOW k (α) ⊂ ∑* y que para cada x Є FOLLOW (α), Ixl ≤ k. Obsérvese que para
cada variable A Є V, FOLLOW(A) son todos los símbolos terminales que pueden
aparecer a la derecha de A en alguna forma sentencia de la gramática.
ANÁLISIS SINTÁCTICO DESCENDENTE
En
éste analizador las entradas son de izquierda a derecha, y construcciones de
derivaciones por la izquierda de una sentencia o enunciado.
CARÁCTERISTICAS
El análisis
sintáctico descendente (ASD) intenta encontrar entre las producciones de la
gramática la derivación por la izquierda del símbolo
Ø inicial para una cadena de entrada.
Ø Parte del axioma de la gramática.
Ø Procesa la entrada de izquierda a derecha.
Ø Escoge reglas gramaticales.
ELIMINAR AMBIGUEDAD: Para
eliminar la ambigüedad se debe reescribir la gramática.
ELIMINAR RECURSIVIDAD POR LA IZQUIERDA: Una
gramática es recursiva por la izquierda si tiene un nodo Terminal a tal que
existe una derivación A->Aα para alguna cadena. Es decir por simple
observación podemos identificar.
Para
eliminar la recursividad por la izquierda se utiliza la siguiente formula.
Factorizar: Se trata de
rescribir las producciones de la gramática con igual comienzo para retrasar la
decisión hasta haber visto lo suficiente de la entrada como para elegir la
opción correcta.
EJEMPLO
Análisis Sintáctico Descendente Con Retroceso.
El método parte del axioma inicial y aplica
todas las posibles reglas al no terminal más a la izquierda.
Ø Se usa el retroceso para resolver la incertidumbre.
Ø Sencillo de
implementar.
Ø Muy eficiente.
Análisis Sintáctico
Descendente Predictivo (Asdp)
El
analizador debe realizar la previsión de la regla a aplicar sólo con ver el
primer símbolo que produce para que el algoritmo tenga una complejidad lineal.
Las
gramáticas que son susceptibles de ser analizadas sintácticamente de forma
descendente mediante un análisis predictivo y consultando un únicamente un
símbolo de entrada pertenecen al grupo LL (1).
A
partir de gramáticas LL (1) se pueden construir analizadores sintácticos
descendentes predictivos (ASDP), que son ASD sin retroceso.
ANÁLISIS SINTÁCTICO ASCENDENTE
El objetivo de un análisis ascendente consiste en construir el árbol sintáctico desde abajo hacia arriba, esto es, desde los tokens hacia el axioma inicial, lo cual disminuye el número de reglas mal aplicadas con respecto al caso descendente (si hablamos del caso con retroceso) o amplía el número de gramáticas susceptibles de ser analizadas (si hablamos del caso LL (1)).
Tipos
Análisis ascendente con retroceso
Al igual que ocurría con el caso descendente, este tipo de análisis intenta probar todas las posibles operaciones (reducciones y desplazamientos) mediante un método de fuerza bruta, hasta llegar al árbol sintáctico, o bien agotar todas las opciones, en cuyo caso la cadena se rechaza.
En
el análisis con retroceso no se permiten las reglas ԑ, puesto que estas se
podrán aplicar de forma indefinida.
Análisis Ascendente sin Retroceso
ü El
análisis ascendente sin retroceso busca una derivación derecha de la cadena de
entrada de forma determinista
ü La
L viene de la lectura de la cadena de entrada de izquierda a derecha.
ü La R de producir un árbol de derivación derecho.
ü La k indica el número de símbolos que es
necesario leer a la entrada para tomar la decisión de qué producción emplear.
ü Un parser del tipo shift-reduce puede verse
como un autómata de pila determinista extendido que realiza el análisis de
abajo hacia arriba.
ü Dada
una cadena de entrada w, simula una derivación más a la derecha.
¿Cuál es su diferencia?
Ø
En el análisis sintáctico
descendente: se construye el árbol sintáctico arriba hacia abajo y se utiliza
más reglas.
Ø
En el análisis sintáctico
ascendente: se construye el árbol sintáctico de abajo hacia arriba, lo cual
disminuye el número de reglas mal aplicadas con respecto al caso descendente.
Otros
• Analizador sintáctico descendente recursivo
• Chart parser
• Left corner parser
• Analizador sintáctico LR
• Analizador sintáctico LL
• Analizador sintáctico descendente recursivo
• Chart parser
• Left corner parser
• Analizador sintáctico LR
• Analizador sintáctico LL
Manejo de errores sintácticos
Si un compilador tuviera
que procesar sólo programas correctos, su diseño e implementación se
simplificarían mucho. Las primeras versiones de los programas suelen ser
incorrectas, y un buen compilador debería ayudar al programador a identificar y
localizar errores. Es más, considerar desde el principio el manejo de errores
puede simplificar la estructura de un compilador y mejorar su respuesta a los
errores.
Los errores en la programación pueden ser de
los siguientes tipos:
Ø Léxicos: producidos al escribir mal un identificador, una palabra clave o un
operador.
Ø Sintácticos: por una expresión aritmética o paréntesis no equilibrados.
Ø Semánticos: como un operador aplicado a un operando incompatible. • Lógicos, puede
ser una llamada infinitamente recursiva.
Ø De corrección: cuando el programa no hace lo que el programador realmente deseaba.
Errores de corrección no
pueden ser detectados por un compilador, ya que en ellos interviene el concepto
abstracto que el programador tiene sobre el programa que construye, lo cual es
desconocido, y probablemente incognoscible, por el compilador. La detección de
errores lógicos implica un esfuerzo computacional muy grande en tanto que el
compilador debe ser capaz de averiguar los distintos flujos que puede seguir un
programa en ejecución lo cual, en muchos casos, no sólo es costoso, sino
también imposible. Los compiladores actuales se centran en el reconocimiento de
los tres primeros tipos de errores. Los errores de sintaxis, que son los que
pueden impedir la correcta construcción de un árbol sintáctico.
El manejo de errores de
sintaxis es el más complicado desde el punto de vista de la creación de
compiladores. Nos interesa que cuando el compilador encuentre un error, no
cancele definitivamente la compilación, sino que se recupere y siga buscando
errores. Recuperar un error no quiere decir corregirlo, sino ser capaz de
seguir construyendo el árbol sintáctico a pesar de los errores encontrados. El
manejador de errores de un analizador sintáctico debe tener como objetivos:
- Indicar los errores de forma clara y precisa. Debe informar mediante los correspondientes mensajes del tipo de error y su localización
- Recuperarse del error, para poder seguir examinando la entrada
- Distinguir entre errores y advertencias. Las advertencias se suelen utilizar para informar sobre sentencias válidas pero que, por ser poco frecuentes, pueden constituir una fuente de errores lógicos
- No ralentizar significativamente la compilación.
Un buen compilador debe
conocer los errores que se pueden producir, con lo que se consigue simplificar
su estructura. Si el propio compilador está preparado para admitir incluso los
errores más frecuentes, entonces se puede mejorar la respuesta ante esos
errores incluso corrigiéndolos.
Generadores de
analizadores sintácticos ****YACC****
Yacc convierte una gramática independiente
del contexto y el código traducido en un conjunto de tablas para un LR (1)
analizador y traductor. La gramática puede ser ambigua; reglas de prioridad
especificados se utilizan para romper las ambigüedades.
El archivo de salida, y.tab.c, debe ser
compilado por el compilador C para producir un programa de yyparse. Este
programa debe ser cargado con una función del Analizador Léxico, yylex (void)
(a menudo generada por la lex (1)), con un main (int argc, char * argv []) del
programa, y con la rutina de manejo de errores, yyerror (char *).
Transiciones
de estado.
-V.- Crear
y.output archivo, que contiene una descripción de las tablas de análisis
sintáctico y de los conflictos que surgen de las ambigüedades de la gramática.
-D.- Crea
y.tab.h archivo, que contiene declaraciones #define que asocian yacc-asignado
códigos simbólicos `` 'con nombres de token-declarada por el usuario'.
Incluirlo en los archivos de base distintos de y.tab.c para dar acceso a los
códigos simbólicos.
-s stem
.- y cambiar el prefijo de la y.tab.c nombres de
archivo, y.tab.h, y.debug, y y.output para frenar.
-S.-
Escribir un analizador que utiliza Stdio en lugar de las rutinas de
impresión en libc.
La especificación de yacc en sí es
esencialmente el mismo que la versión UNIX se describe en las referencias
mencionadas. Además de la opción -D, las principales diferencias relevantes
son:
La interfaz con el medio ambiente C es de
forma predeterminada a través <libc h> en lugar de <stdio.h>; la
opción -S invierte este.
El analizador acepta entrada de texto UTF
(ver utf (6)), que tiene un par de efectos. En primer lugar, el valor de
retorno de yylex () ya no cabe en un corto; segundo, el valor de partida para
no terminales es ahora 0xe000 en lugar de 257.
El analizador generado puede ser recursiva:
acciones pueden llamar a yyparse, por ejemplo, para poner en práctica una
especie de instrucción # include en un intérprete.
YACC
- Tipo de analizador: Ascendente, LALR(1).
- Código generado: C, C++.
- Características adicionales:
·
Se puede
integrar con Lex dejando a éste el análisis léxico.
·
La precedencia
se puede definir al margen de la gramática, manteniendo ésta más simple.
Conclusión
En este documento encontramos e investigamos sobre los
puntos establecido en esta unidad que son Gramática Libre de Contexto,
Árboles de derivación, Formas normales de Chomsky, Diagramas de sintaxis, Eliminación
de la ambigüedad , Generación de matriz predictiva (cálculo First y follow),
Tipos de analizadores sintácticos, Manejo de errores, Generadores de analizadores
sintácticos y se eligió uno en
particular, entenderlo después explicarlo o realizar algún tipo de ejemplo para
el mejor manejo gracias a estos tipos de ejemplos esta unidad se comprendió y
se entendió ya que se dieron a conocer algunos ejemplos en este documento y que
se resumió todos los archivos que se encontraron asta poder entender lo que
posiblemente sea entendible y comprensible para cualquier estudiante o
cualquier persona que necesite de algún documento que hable sobre analizadores
léxicos y otros tipos de lexemas el documento que se establece es para mejorar
y reforzar la gramática de entendimiento de tipos de lenguajes sintácticos y
sus tipos de usos que se dan a conocer.
FICHA BIBLIOGRAFICA
·
Evander
Flores. (Mar 06, 2015). Gramáticas Libres del Contexto. marzo del 20125, de
ninguno Sitio web: http://documents.mx/documents/gramaticas-libres-de-contexto.html
·
Ma.
Alejandra. (lunes, 14 de marzo de 2011). Arboles de derivación . 14 de marzo, de 23:36 Sitio web: http://teodelacomp.blogspot.mx/2011/03/forma-normal-de-chomsky.html
·
Ma.
Alejandra. (lunes, 14 de marzo de 2011). Forma Normal de Chomsky. 14 de marzo,
de 23:36 Sitio web: http://teodelacomp.blogspot.mx/2011/03/forma-normal-de-chomsky.html
·
Instituto tecnológico de Cd. Victoria
educación a distancia
·
Escobedo Valdez Rubén
Ramírez Ovalle Aldo Enrique
Córdova Vargas Kristhian Josué (martes, 29 de marzo de 2011)
Ramírez Ovalle Aldo Enrique
Córdova Vargas Kristhian Josué (martes, 29 de marzo de 2011)
·
Enlaces compartidos: (Hopcroft,
J. E., Motwani, R., y Ullman, J. D. “Introducción a la Teoría de Autómatas,
Lenguajes y Computación”. Addison Wesley. 2002. )
·
Link de PDF
·
Link de diapositiva
·
Análisis Sintáctico
Realizados por: María del Mar Aguilera Sierra y Sergio Gálvez Rojass sitio web:
http://www.escet.urjc.es/~procesal/analizadores.html
·
Teoría de Autómatas y
lenguajes formales Federico Simmross Wattenberg (fedesim@infor.uva.es)
Universidad de Valladolid sitio web: http://www.infor.uva.es/~mluisa/talf/docs/labo/L8.pdf
·
Gálvez Rojas, S (2011), Traductores,
Compiladores e Intérpretes OCW-universidad de Málaga Bajo licencia Creative
Commons Attibution-Non-Comerciales-Sharealike sitio web http://ocw.uma.es/ingenierias/traductores-compiladores-e-interpretes/material-de-clase-1/Capitulo_3.pdf
No hay comentarios.:
Publicar un comentario