Este documento trata sobre los conceptos básicos de los traductores, incluyendo autómatas finitos, gramáticas formales, y las fases de un compilador. Explica los tipos de autómatas como autómatas finitos deterministas y no deterministas, autómatas de pila, y gramáticas regulares y libres de contexto. También describe las principales fases de un compilador como análisis léxico, sintáctico y semántico, y la generación de código.

1. Índice
1. Introducción ................................................................................................................................ 7
1.1 Tipos de traductores ......................................................................................................... 7
1.2 Autómatas ........................................................................................................................... 10
1.2.1 Autómatas finitos (FA – finite automata) .................................................................... 10
1.2.1.1 Autómatas finitos deterministas (DFA – deterministic finite automata) .............. 11
1.2.1.2 Autómatas finitos no deterministas (NFA – nondeterministic finite automata) ... 12
1.2.2 Autómata de Pila (PDA – push-down automaton) ...................................................... 13
1.2.2.1 Autómatas de pila ................................................................................................. 13
1.3 Gramáticas formales ........................................................................................................... 14
1.3.1 Gramática Regular ....................................................................................................... 15
1.3.2 Gramática libre de contexto (CFG – Context Free Grammar) .................................... 16
1.4 Fases de un compilador ....................................................................................................... 16
2. Análisis Léxico ......................................................................................................................... 21
2.1 Definición de un reconocedor de cadenas no trivial ........................................................... 22
2.1.1 Las operaciones regulares ............................................................................................ 23
2.1.2 Definición formal de una expresión regular ................................................................ 23
2.2 Programar sistemáticamente el reconocedor en lo referente a la obtención del autómata,
almacenarlo eficientemente y manejar adecuadamente el archivo fuente ................................ 24
2.2.1 Conversión de una expresión regular a un autómata finito no determinista (NFA) .... 24
2.2.2 Conversión de un autómata finito no determinista (NFA) a su correspondiente
autómata finito determinista (DFA) ...................................................................................... 34
2.2.3 Codificación de un DFA en pseudocódigo .................................................................. 41
3. Análisis sintáctico ..................................................................................................................... 45
3.1 Construcción de tablas parse LR(1) .................................................................................... 52
Algoritmo para construir el FA que servirá de base para la tabla parse LR(1) ........................ 52
3.2 Análisis sintáctico LALR(1) ............................................................................................... 56
3.2.1 Primer principio del análisis sintáctico LALR(1) ........................................................ 56
3.2.2 Segundo principio del análisis sintáctico LALR(1) ..................................................... 56
3.3 Análisis sintáctico LR(1) canónico ..................................................................................... 57
3.3.1 Autómatas finitos de elementos LR(1) ........................................................................ 57
3.3.3 Definición de transiciones LR(1) (parte 1) .................................................................. 58
3.4 Conjuntos primero .............................................................................................................. 59
4. Análisis Léxico ......................................................................................................................... 61
4.1 Planteamiento del problema ................................................................................................ 61
4.2 Solución .............................................................................. ¡Error! Marcador no definido.
4.2.1 Análisis ........................................................................ ¡Error! Marcador no definido.
4.2.2 Diseño .......................................................................... ¡Error! Marcador no definido.
4.2.2.1 Expresiones regulares y NFA's ............................. ¡Error! Marcador no definido.
4.2.2.2 DFA....................................................................... ¡Error! Marcador no definido.
4.3 Implementación................................................................... ¡Error! Marcador no definido.
4.3.1 main.cpp (primera parte) .............................................. ¡Error! Marcador no definido.

2. 4.3.2 Código referente al análisis léxico (compilador.cpp primera parte) . ¡Error! Marcador
no definido.
4.3.3 Implementación alternativa en Flex ............................. ¡Error! Marcador no definido.
5. Análisis sintáctico ..................................................................................................................... 62
5.1 Planteamiento del problema ................................................................................................ 62
5.2 Solución .............................................................................. ¡Error! Marcador no definido.
5.2.1 Análisis ........................................................................ ¡Error! Marcador no definido.
5.2.2 Diseño .......................................................................... ¡Error! Marcador no definido.
5.3 Implementación................................................................... ¡Error! Marcador no definido.
5.3.1 main.cpp ....................................................................... ¡Error! Marcador no definido.
5.3.2 compilador.ui ............................................................... ¡Error! Marcador no definido.
5.3.3 compilador.h ................................................................ ¡Error! Marcador no definido.
5.3.4 Código referente al análisis sintáctico (compilador.cpp parte 2) . ¡Error! Marcador no
definido.
5.3.5 Implementación alternativa Bison ............................... ¡Error! Marcador no definido.

3. Índice de figuras
Fig. 1: Proceso de interpretación .................................................................................................... 9
Fig. 2: Un compilador ..................................................................................................................... 9
Fig. 3: Árbol sintáctico para............................................................................................................ 9
Fig. 4: Traductor híbrido para
.................................. 10
Fig. 5: DFA que reconoce cadenas que contienen ........................................................................ 11
Fig. 6: NFA que reconoce a la cadena vacía o cadenas que tienen .............................................. 12
Fig. 7: PDA que reconoce lenguajes del tipo
..................................................................... 14
Fig. 8: Ejemplo de reglas gramaticales ......................................................................................... 15
Fig. 9: Ejemplo de reglas permitidas en una gramática regular (izquierda) y de reglas no
permitidas en una gramática regular (derecha) ............................................................................. 15
Fig. 10: Ejemplo de una CFG ....................................................................................................... 16
Fig. 11: Fases de un compilador ................................................................................................... 17
Fig. 12: Árbol sintáctico de la expresión a [ index ]  4  2 ........................................................ 18
Fig. 13: Árbol semántico (corregir este árbol) de la expresión a [ index ]  4  2 ...................... 19
Fig. 14: Optimizador de código fuente ......................................................................................... 19
Fig. 15: código objeto en ensamblador generado a partir de la representación intermedia de la

Fig. 14 ........................................................................................................................................... 20

Fig. 16: Código objeto optimizado ............................................................................................... 20
Fig. 17: Un pequeño ejemplo de un programa fuente ................................................................... 21
Fig. 18: un pequeño ejemplo de un programa fuente con un error léxico .................................... 21
Fig. 19: un pequeño ejemplo de un programa fuente sin error léxico .......................................... 22
Fig. 20: Un NFA que reconoce a la cadena vacía o cadenas que tienen cualquier número de a´s25
Fig. 21: Construcción de un NFA para reconocer A1  A2 .......................................................... 27
Fig. 22: Construcción de M para reconocer A1  A2 .................................................................... 28
Fig. 23: Construimos M para que reconozca A* ......................................................................... 29
Fig. 24: Autómata que reconoce a z . ........................................................................................... 30
Fig. 25: Autómata que reconoce a y ............................................................................................ 30
Fig. 26: Autómata que reconoce a x ............................................................................................ 30
Fig. 27: Autómata que reconoce z  y ........................................................................................ 30
Fig. 28: Autómata que reconoce ( z  y)* .................................................................................... 31
Fig. 29: Autómata que reconoce
.................................................................................. 32
Fig. 30: Ejemplo de un NFA ......................................................................................................... 35
Fig. 31: Estado inicial del DFA q1 ............................................................................................... 37
Fig. 32: Segundo estado del DFA ................................................................................................. 37
Fig. 33: Siguiente estado del DFA ................................................................................................ 37
Fig. 34: NFA correspondiente a ( z  y)* x .................................................................................. 38
Fig. 35: Estado inicial del DFA .................................................................................................... 38
Fig. 36: Nuevo estado del DFA generado por la transición x del NFA en q1 ............................ 38
Fig. 37: Estado 3 del DFA ............................................................................................................ 39
Fig. 38: Estado 4 del DFA ............................................................................................................ 39
Fig. 39: Agregación de estado de ERROR ................................................................................... 39
Fig. 40: Transición del estado 3 al estado 2 .................................................................................. 40

4. Fig. 41: Transición del estado 3 a él mismo ................................................................................. 40
Fig. 42: Transición del estado 3 al estado 4 .................................................................................. 40
Fig. 43: Transición del estado 4 añ estado 2 ................................................................................. 41
Fig. 44: Algún título ...................................................................................................................... 41
Fig. 45: Transición del estado 4 a él mismo ................................................................................. 41
Fig. 46: DFA representando la sintaxis de un nombre de variable (identificador) ....................... 42
Fig. 47: PDA que reconoce lenguajes del tipo
................................................................... 45
Fig. 48: Estados del PDA .............................................................................................................. 46
Fig. 49: Introducción de la primera transición (q0 ,  , ; p, # ) ................................................... 47
Fig. 50: Introducción de la segunda transición ( p,  , ; q, S ) .................................................... 47
Fig. 51: Introducir transiciones por cada regla de producción ...................................................... 47
Fig. 52: Introducir una transición por cada símbolo terminal ....................................................... 47
Fig. 53: PDA para la gramática dada. ........................................................................................... 48
Fig. 54: Gramática ........................................................................................................................ 48
Fig. 55: PDA del Ejercicio 1 ......................................................................................................... 49
Fig. 56: PDA del ejercicio 2 ......................................................................................................... 49
Fig. 57: PDA del ejercicio 3 ......................................................................................................... 49
Fig. 58: Establecimiento de 4 estados ........................................................................................... 50
Fig. 59: Primeras dos transiciones ................................................................................................ 50
Fig. 60: Una transición por cada símbolo terminal ....................................................................... 51
Fig. 61: Una transición por cada regla gramatical ........................................................................ 51
Fig. 62: Última transición ............................................................................................................. 51
Fig. 63: Gramática ........................................................................................................................ 52
Fig. 64: Estado inicial del FA cerradura de S '  S ..................................................................... 53
Fig. 65: Segundo estado ................................................................................................................ 53
Fig. 66: Tercer estado ................................................................................................................... 54
Fig. 67: Estado 4 del AF ............................................................................................................... 54
Fig. 68: Estado 5 del AF ............................................................................................................... 54
Fig. 69: Transición x ..................................................................................................................... 55
Fig. 70: Transición del estado 3 al estado 4 con ........................................................................ 55
Fig. 71: Ultimo estado del AF....................................................................................................... 55
Fig. 72: LR(0) ............................................................................................................................... 56
Fig. 73: Otra figura ...................................................................................................................... 56
Fig. 74: DFA de A  ( A) | a ........................................................................................................ 57
Fig. 75: LR(1) ............................................................................................................................... 57
Fig. 76: Algún título ...................................................................................................................... 58
Fig. 77: Algún título ...................................................................................................................... 59
Fig. 78: NFA que reconoce una letra ............................................ ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 79: NFA que reconoce un dígito............................................ ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 80: NFA que reconoce un identificador ................................ ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 81: NFA que reconoce un dígito............................................ ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 82: NFA que reconoce un punto y coma ............................... ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 83: NFA que reconoce el operador de asignación (:=) .......... ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 84: NFA que reconoce un paréntesis abierto ......................... ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 85: NFA que reconoce un paréntesis cerrado ........................ ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 86: Autómata finito que reconoce algún operador de suma .. ¡Error! Marcador no definido.

5. Fig. 87: Autómata finito que reconoce algún operador de multiplicación ... ¡Error! Marcador no
definido.
Fig. 88: Autómata Finito no Determinista .................................... ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 89: Autómata Finito Determinista ......................................... ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 90: Algún título ...................................................................... ¡Error! Marcador no definido.
Fig. 91: Interfaz de usuario ........................................................... ¡Error! Marcador no definido.

6. Índice de tablas
Tabla 1: Salida del analizador léxico para la expresión
................................... 18
Tabla 2: Tokens del programa fuente de la Fig. 17 ...................................................................... 21
Tabla 3: Resultado de la función de transición para el NFA de la Fig. 20 ................................... 25
Tabla 4: Secuencia de instrucciones sugerida por el diagrama de transición de la Fig. 46. ......... 43
Tabla 5: Tabla de transición construida del diagrama de transición de la figura 9. ..................... 43
Tabla 6: Análisis léxico basado en la Tabla 4 de transiciones ...................................................... 44
Tabla 7: Tabla parse LL(1) para la gramática de la izquierda ...................................................... 48
Tabla 8: Rutina parse LL(1) genérica ........................................................................................... 48
Tabla 9: Tabla LALR(1) ............................................................................................................... 57
Tabla 10: Tabla LR(1) .................................................................................................................. 57
Tabla 11: Algoritmo ...................................................................................................................... 59
Tabla 12: Algún título ................................................................................................................... 60
Tabla 13: Tabla de cerraduras de los elementos del NFA de laFig. 88 ........ ¡Error! Marcador no
definido.
Tabla 14: Código escrito en Flex .................................................. ¡Error! Marcador no definido.
Tabla 15: Gramática ...................................................................................................................... 62
Tabla 16: Gramática re-escrita ...................................................... ¡Error! Marcador no definido.
Tabla 17: Tabla parse (parte 1) ..................................................... ¡Error! Marcador no definido.
Tabla 18: Tabla parse (parte 2) ..................................................... ¡Error! Marcador no definido.
Tabla 19: Tabla parse (parte 3) ..................................................... ¡Error! Marcador no definido.
Tabla 20: Tabla parse (parte 4) ..................................................... ¡Error! Marcador no definido.
Tabla 21: Código correspondiente al análisis sintáctico escrito en Bison .... ¡Error! Marcador no
definido.

7. 1. Introducción
Idealmente, un curso de compiladores debería llevarse en 2 semestres. Durante el primero
de éstos, se revisarían con detenimiento las técnicas asociadas a los diferentes tipos de análisis
que involucra la construcción de un compilador: autómatas de estados finitos y gramáticas
regulares para el análisis léxico, y autómatas de pila y gramáticas libres de contexto para el
análisis sintáctico y semántico. Durante el segundo semestre, se revisarían las técnicas asociadas
a la generación de código: grafos dirigidos acíclicos y código de tres direcciones para la
generación de código intermedio, asignación de registros y grafos de flujo para la generación de
código, y transformaciones para la optimización de código, entre otras. Además, hay que
mencionar que en ambos semestres se deben revisar las técnicas para la construcción de las
tablas de literales y de símbolos, así como para el módulo de manejo de errores pues todos ellos
guardan una estrecha relación con cada una de las fases de análisis y síntesis (esta última es la
encargada de la generación de código). En la realidad, en general, un curso de compiladores se
lleva en sólo un semestre. Esto hace que el material del curso se tenga que revisar rápidamente y
que con frecuencia dicho material no pueda cubrirse en su totalidad. Hay que mencionar también
que un curso de compiladores se enseña a los estudiantes que están cursando los últimos
semestres de su carrera pues se necesitan varios cursos pre-requisito para entenderlo:
matemáticas discretas, algoritmos y estructuras de datos, lenguajes de programación,
programación de sistemas, teoría de la computación, arquitectura de computadoras e ingeniería
de software, como mínimo. En la medida de lo posible, el material expuesto en el presente libro
será autocontenido; esto con la finalidad de revisar más rápidamente los temas aquí incluidos.
Sin embargo, es necesario hacer hincapié en que, dada la complejidad de un curso de esta
naturaleza, el estudiante lo aprovechará más si realiza por su cuenta los ejercicios de cada
capítulo así como si refuerza cada tema consultando fuentes complementarias. Por si esto fuera
poco, un curso de compiladores no sólo exige al estudiante desarrollar sus saberes teóricos sino
también los prácticos: para entender con mayor claridad el poder de un compilador, es necesario
no sólo comprender los conceptos teóricos a partir de los cuales se construye sino además
implementar dichos conceptos que lo harán darse cuenta que, al menos en este tópico en
particular, la teoría no está muy alejada de la práctica. Hay que decir, finalmente, que la
construcción de un compilador comercial involucra un equipo de al menos decenas de personas:
desarrolladores, diseñadores, ingenieros y arquitectos de software, „testers‟, etc. Es por esto que
un curso de compiladores a nivel licenciatura sólo puede aspirar a proveer al estudiante con las
técnicas básicas necesarias para la construcción de un compilador sencillo que pueda mostrar el
potencial de dichas técnicas en la construcción de un compilador comercial. Si el estudiante
entiende claramente todas estas técnicas, no le será muy difícil involucrarse en el proceso de
construcción de un compilador de este tipo, sea cual sea su participación.
En este capítulo, revisaremos brevemente los conceptos fundamentales sobre compiladores
y veremos cómo se aplican en cada una de las fases de un compilador. En cierta medida, es
como un resumen del resto del libro: presentaremos cómo un programa en código fuente es
traducido a su equivalente en código objeto, el cual puede ser entendido y ejecutado por la
computadora en cuestión. El resto de los capítulos exponen de manera más detallada cada una de
las técnicas para lograr este objetivo.
1.1 Tipos de traductores
Un lenguaje de programación sirve como canal de comunicación entre un usuario
humano y una computadora. Es decir, si un humano quiere implementar la solución de un

8. problema específico en una computadora, éste debe usar un lenguaje de programación. Hoy en
día es tan común la noción de lenguaje de programación (generalmente de alto nivel) que nos
olvidamos de que la computadora no “entiende” directamente dicho lenguaje: el lenguaje que
ésta entiende está formado por largas cadenas de ceros y unos. Para que la computadora
“entienda” y ejecute las instrucciones contenidas en un programa escrito en algún lenguaje de
programación, dichas instrucciones deben ser traducidas al lenguaje que sí entiende la máquina:
el lenguaje binario. Podríamos programar una computadora usando directamente estas largas
secuencias de ceros y unos pero esto involucra una ardua y difícil tarea que hace muy
complicada la interacción con ella. La idea fundamental es entonces construir un traductor que
tome como entrada un programa escrito en un lenguaje de programación (frecuentemente de alto
nivel) y lo convierta en una versión equivalente en lenguaje de máquina. El lenguaje de máquina
es una representación abreviada de las secuencias de ceros y unos usando códigos numéricos, los
cuales representan operaciones en la máquina anfitrión. Un lenguaje de máquina representa el
más bajo nivel de un lenguaje de programación. Por ejemplo,
C7 06 0000 0002
representa la instrucción para mover el número 2 a la ubicación 0000 (en sistema hexadecimal)
en los procesadores Intel 8x86 que se utilizan en las PC de IBM
En general, al programa de entrada se le conoce como programa fuente y al programa de
salida como programa objeto o programa destino. Es importante señalar que el programa fuente
está escrito en un lenguaje fuente (comúnmente de alto nivel) y que el programa objeto
pertenece a un lenguaje objeto (que bien puede ser lenguaje máquina, lenguaje ensamblador o
incluso otro lenguaje de alto nivel). Un compilador que toma como entrada un programa fuente
escrito en un lenguaje de alto nivel y produce como salida un programa objeto escrito también en
un lenguaje de alto nivel se le conoce como “source-to-source”. En este libro construiremos un
compilador para un lenguaje de programación sencillo cuyos programas objeto estarán en
lenguaje ensamblador. Esta práctica es útil ya que no sólo es más fácil producir programas en
ensamblador (pues se evita generar código para la arquitectura de una computadora en
particular) sino que también es más fácil depurar los programas objeto escritos en este lenguaje.
Nos concentraremos entonces en la generación de código en lenguaje ensamblador que puede a
su vez ser leído por un programa ensamblador (de los cuales existen varias versiones que pueden
descargarse de la red e instalarse de forma gratuita) y así éste traducirlo a código máquina. De
hecho, algunos diseñadores de lenguajes de programación van más allá de esta práctica al
construir compiladores “source-to-source” para programas cuyo código fuente es traducido a
código que está en algún lenguaje de alto nivel (como C). Así, ellos aprovechan los
compiladores existentes que reciben como entrada el código escrito en este lenguaje objeto y
pueden revisar rápidamente el funcionamiento del lenguaje de su propio diseño sin tener que
preocuparse demasiado por los detalles de la generación de código en lenguaje máquina.
Aunque por el momento hemos hablado solamente de compiladores como traductores,
existen también otros tipos: ensambladores e intérpretes.
Un ensamblador (assembler) es un traductor cuya entrada es un programa escrito en
lenguaje ensamblador (assembly language) y cuya salida es un programa escrito en lenguaje de
máquina. Una posible secuencia de código en lenguaje ensamblador es la siguiente:
MOV
MUL
MOV
ADD
R0,
R0,
R1,
R1,
index
2
&a
R0
;;
;;
;;
;;
valor de index  R0
duplica el valor en R0
dirección de a R1
sumar R0 a R1

9. MOV *R1, 6
;; constante 6 dirección en R1
Un intérprete es también un traductor que no genera código objeto (como lo hace un
compilador) sino que ejecuta el programa fuente inmediatamente. En otras palabras, un
intérprete procesa y ejecuta al mismo tiempo el programa fuente y los datos de entrada para éste.
La Fig. 1 muestra a grandes rasgos como funciona un intérprete.
Fig. 1: Proceso de interpretación
Como puede apreciarse, el proceso de traducción usando un intérprete se realiza cada vez
que éste es ejecutado. Por ende, en general, los intérpretes tienden a ser mucho más lentos que
los compiladores (hasta por un factor de 10 o más) [ref. Louden, p. 5]. Sin embargo, por otro
lado, un intérprete puede por lo regular proveer un mejor diagnóstico de errores que un
compilador toda vez que aquél ejecuta el programa fuente instrucción por instrucción.
Un compilador es, como mencionamos, un traductor que toma como entrada un programa
fuente y lo convierte a un programa objeto o destino. Este programa objeto es una traducción fiel
del programa fuente escrita en lenguaje máquina, lenguaje ensamblador o incluso en algún otro
lenguaje de programación. Una vez generado el programa objeto, éste es ejecutado al recibir sus
respectivas entradas (ver Fig. 2 y Fig. 3).
:=
suma
+
deposito_inicial
*
60
interes
Fig. 2: Un compilador
Fig. 3: Árbol sintáctico para
De haber errores en el programa fuente, el compilador deberá reportarlos y, de ser
posible, corregirlos. En comparación con un intérprete, un compilador traduce una sola vez el
programa fuente (el cual se convierte, después del proceso de traducción, en el programa objeto).
Así, cada vez que se ejecute el correspondiente programa objeto, ya no es necesario hacer de
nuevo otra traducción, lo cual ahorrará tiempo significativo de procesamiento. Es por esta razón
que un compilador es en general mucho más rápido que un intérprete. En la sección 1.4
mencionamos brevemente las fases de un compilador para que se pueda apreciar, entre otras
cosas, la complejidad en el proceso de traducción. El resto del libro (a partir del capítulo 2)
revisa con detalle cada una de estas fases.
Es importante mencionar que existen traductores híbridos, los cuales combinan el
proceso de interpretación con el de compilación. Los traductores para el lenguaje de
programación Java son un ejemplo de este tipo: un programa fuente escrito en Java puede
compilarse en una representación intermedia llamada “bytecodes” que después es interpretada

10. por una máquina virtual. El beneficio de este tipo de traductores es que la representación
intermedia puede compilarse en una computadora e interpretarse en otra distinta (revisar el
concepto de portabilidad). La Fig. 4 muestra un traductor híbrido.
Expresion de asignacion
identificador
:=
expresion
identificador
posicion
Expresion aditiva
expresion
+
expresion
*
expresion
identificador
expresion
inicial
identificador
numero
velocidad
60
Fig. 4: Traductor híbrido para
Finalmente, para cerrar esta sección, hay que decir que hay otros programas relacionados
estrechamente con los compiladores: preprocesadores, ligadores, cargadores, editores y
depuradores, entre otros. Todos estos programas complementan la labor de un compilador y
cuyas tareas van desde facilitar al programador la escritura del programa fuente hasta crear el
programa objeto y determinar los errores de ejecución en dicho programa. Para mayores detalles
sobre dichos programas, se sugiere al lector consultar [ref. Louden y dragón].
1.2 Autómatas
Aunque en la sección 1.4 mencionaremos las fases de las que típicamente consta un
compilador, en esta sección aprovechamos para revisar brevemente los modelos de cómputo que
se usan en las fases correspondientes al análisis: autómatas de estados finitos para el análisis
léxico y autómatas de pila para el análisis sintáctico y semántico. Por el momento, no entramos
en detalles sobre estos modelos pero sí presentamos sus correspondientes definiciones formales
para que el lector aprecie que un compilador está basado en fundamentos matemáticos sólidos.
En el capítulo 2 presentamos minuciosamente a los autómatas finitos y sus correspondientes
lenguajes y gramáticas asociados: lenguajes y gramáticas regulares. En los capítulos 3 y 5
revisamos a los autómatas de pila y sus correspondientes lenguajes y gramáticas asociadas:
lenguajes y gramáticas libres de contexto.
1.2.1 Autómatas finitos (FA – finite automata)
Los autómatas de estados finitos, o simplemente autómatas finitos, son el modelo más
sencillo de cómputo. Esto no significa que tienen poco poder: de hecho, los autómatas finitos
son poderosos reconocedores de patrones en los datos. Esto es precisamente lo que queremos
hacer en primer lugar con el programa fuente: reconocer en él ciertos patrones que nos permitan
clasificarlos en tokens (los tokens son conjuntos de caracteres que forman una entidad).

11. Ejemplos típicos de tokens son: nombres de variables (o identificadores), signos de agrupación
(como paréntesis, corchetes y llaves), símbolos de operaciones (suma, resta, multiplicación,
división), signos de puntuación (punto, coma, punto y coma) y números (enteros, reales), entre
otros. Para clarificar el concepto de token, en la sección 1.4 presentamos un ejemplo de cómo un
analizador léxico divide el programa fuente en dichos elementos. Además, en el capítulo 2,
revisaremos paso a paso cómo usar los autómatas finitos (y modelos equivalentes como las
expresiones y gramáticas regulares) para este fin. Por el momento, daremos las definiciones
formales de un FA para que el lector empiece a apreciar los fundamentos matemáticos que
soportan la construcción de un compilador.
La teoría sobre autómatas finitos suele revisarse en un curso de matemáticas discretas, de
teoría de la computación o de programación de sistemas. De cualquier manera, aquí repasaremos
estos conceptos pero nos concentraremos, en el capítulo 2, en cómo usarlos para construir un
analizador léxico.
Un FA puede ser de dos tipos: determinista (DFA) o no determinista (NFA). Aunque
estas definiciones difieren una de la otra principalmente en la función de transición, el poder de
cómputo de cada uno de estos tipos es equivalente: aquellas cadenas de símbolos que reconoce
uno las reconoce el otro y viceversa. De hecho, en el capítulo 2, revisamos un par de teoremas (y
sus respectivas demostraciones) que nos permiten construir, para cada NFA, su equivalente
DFA. En las secciones siguientes, damos la definición formal de DFA y NFA respectivamente.
1.2.1.1 Autómatas finitos deterministas (DFA – deterministic finite automata)
Un DFA es una 5-tupla (Q, ,  , q0 , F ) donde:
 Q es un conjunto finito llamado estados
  es un conjunto finito llamado alfabeto
  : Q Q es la función de transición


q0  Q es el estado inicial
F  Q es el conjunto de estados de aceptación
Un ejemplo de un DFA aparece en la Fig. 5
Fig. 5: DFA que reconoce cadenas que contienen
al menos 2 a´s (sin importar el orden)
Como puede observarse, este DFA contiene 3 estados (q‟1, q‟2, q‟3), 2 elementos en el
alfabeto (a, b), un estado inicial (q‟1, el cual está marcado por la flecha viniendo de ningún
lugar), un estado final (q‟3, el cual se identifica con un doble círculo) y una función de transición
determinista: para cada entrada compuesta por cualquier combinación entre un estado y un
elemento del alfabeto, existe una única salida (un estado). Esta función de transición es la que
caracteriza a los DFA. En el capítulo 2 revisaremos con detalle cada una de las partes de dicha

12. función. En la siguiente sección veremos que la función de transición que caracteriza a los NFA
contiene un ingrediente distinto al de los DFA: el no determinismo.
1.2.1.2 Autómatas finitos no deterministas (NFA – nondeterministic finite automata)
Un NFA es una 5-tupla (Q  , q , F) donde:
, ,
0
 Q es un conjunto finito de estados
  es un alfabeto finito
  : Q   P (Q ) es la función de transición



q0  Q es el estado inicial
F  Q es el conjunto de estados de aceptación
Un ejemplo de un DFA aparece en la Fig. 6

Fig. 6: NFA que reconoce a la cadena vacía o cadenas que tienen
cualquier número de a´s
Como puede observarse, este NFA contiene 4 estados (q1, q2, q3, q4), 1 elemento en el
alfabeto (a), un estado inicial (q1), un estado final (q4) y una función de transición no
determinista: en contraste con un DFA, un NFA no tiene necesariamente que tener, para cada
entrada compuesta por cualquier combinación entre un estado y un elemento del alfabeto, una
única salida (un estado). De hecho, la definición de la función de transición para un NFA
cualquiera contempla como salida un conjunto de estados (incluido por supuesto el conjunto
vacío). Es por esto que esta función de transición incluye la definición del conjunto potencia
sobre el conjunto de estados así como la posibilidad de tener la cadena vacía como entrada en
uno de los argumentos de dicha función. Esto significa, para el primer caso (la definición del
conjunto potencia sobre el conjunto de estados), que dados como entrada un estado y un
elemento del alfabeto (incluida la cadena vacía), la salida es un conjunto de estados: esta
característica es la que define principalmente a la propiedad de no determinismo. Por ejemplo,
para nuestro NFA de la Fig. 6, si el autómata se encuentra en el estado q1, éste puede saltar tanto
al estado q2 como al estado q4 con la cadena vacía. Para el segundo caso (la posibilidad de tener
la cadena vacía como entrada), tener transiciones con la cadena vacía como entrada significa que
el autómata puede pasar de un estado a otro sin tener que leer absolutamente nada de la cadena
de entrada. Además, un NFA permite que no necesariamente para cada combinación de entrada
(estado x elemento del alfabeto) exista una salida determinada. Para esta misma figura podemos
apreciar que no existe transición (por mencionar una de ellas) cuando se está en el estado q1 y se
tiene una „a‟. Las implicaciones de estas características las revisaremos con detalle en el capítulo
2. En esta sección sólo queremos introducir algunos conceptos fundamentales que servirán de
base para construir un analizador léxico. Para finalizar dicha sección, debemos decir nuevamente
que usaremos la teoría de autómatas finitos para construir un analizador léxico pasando por los
siguientes pasos:
Expresión regular  NFA  DFA  Programa

13. A partir de una expresión regular (la cual revisaremos en el capítulo 2 y que sirve para
representar los tokens de un programa fuente), podemos construir un NFA que represente esa
expresión; después, a partir de ese NFA, se construye su DFA equivalente, el cual sirve para
codificar, en algún lenguaje de programación, el reconocedor léxico para ese token en
específico. Una vez más, en el capítulo 2 revisaremos a detalle cada uno de estos pasos.
1.2.2 Autómata de Pila (PDA – push-down automaton)
Los autómatas de pila tienen un componente extra respecto a los FA (sean deterministas
o no deterministas): una memoria tipo pila. Los FA en general sólo cuentan con sus estados
como memoria; es por ello que los FA son el modelo más sencillo de cómputo. Cada estado en
un FA sólo “recuerda” el último elemento del alfabeto con el cual se llegó a dicho estado. Si
necesitáramos que el autómata recuerde una secuencia de estos elementos, es necesario entonces
agregarle explícitamente una memoria. Para los PDA, la memoria es de tipo pila (LIFO – last
input first output). Con este componente extra, es posible reconocer lenguajes que no pueden ser
reconocidos por los FA. A los lenguajes aceptados/reconocidos por un PDA se les conoce como
lenguajes libres de contexto. Un ejemplo de un PDA con su correspondiente lenguaje libre de
contexto que reconoce se presenta en la Fig. 7. El lenguaje reconocido por este autómata es
(con
), es decir, dicho PDA reconoce cadenas conformadas por un número específico
de ceros (denotado por ) seguido del mismo número de unos. Es importante mencionar que no
existe un FA que reconozca dicho lenguaje: es aquí donde queda de manifiesto su limitación
para reconocer lenguajes que no son regulares. Por supuesto que se revisarán a detalle los
conceptos de lenguajes/gramáticas regulares y libres de contexto en los capítulos 2 y 3
respectivamente. Por el momento, el lector puede intentar construir un FA que reconozca este
lenguaje. Al intentarlo, podrá notar que lo mejor que podrá hacer es construir un FA con
instancias específicas de este lenguaje:
,
, etc., pero no logrará construir un solo NFA
que pueda contender con el caso general; i.e., con cualquier valor de n. Dicho sea de paso,
cuando
, entonces la cadena resultante es la cadena vacía. Esta cadena cumple con la
condición que impone este lenguaje: un número específico de ceros (en este caso ninguno)
seguido del mismo número de unos. Entonces, para poder reconocer este lenguaje, se necesita un
elemento extra: la pila. Los PDA son la base para construir analizadores sintácticos. Para el caso
concreto de un compilador, un analizador sintáctico sirve para verificar que la estructura del
programa fuente sea la correcta; i.e., que el programa fuente esté correctamente escrito. Como
los lenguajes de programación están basados en gramáticas libres de contexto, y éstas son
definiciones equivalentes a los autómatas de pila, éstos entonces pueden ser usados para
reconocer que la estructura de un programa fuente (escrito en algún lenguaje de programación)
sea correcta. En el capítulo 3 revisamos cómo se logra esto. Por el momento, veamos la
definición formal de un PDA para que el lector empiece a familiarizarse con este tipo de
autómata.
1.2.2.1 Autómatas de pila
Un PDA es una 6-tupla (Q, , , , q0 , F) donde Q ,  ,  y F son todos conjuntos
finitos y:




Q es el conjunto finito de estados.

 es el alfabeto de entrada.
 es el alfabeto de la pila.
 : Q      P (Q   ) es la función de transición.


14. 
q0  Q es el estado inicial.

F  Q es el conjunto de estados de aceptación.
0, ε  0
q1
ε, ε  $
q2
1, 0  ε
q4
ε, $  ε
q3
1, 0  ε
Fig. 7: PDA que reconoce lenguajes del tipo
Como puede observarse en la definición, un PDA consta de 6 partes. La parte extra con
respecto a los FA es la pila, la cual acepta un alfabeto específico que bien puede ser diferente al
alfabeto de entrada. Por ejemplo, en el PDA de la Fig. 7, el alfabeto de entrada
* +,
mientras que el alfabeto de la pila es
* +. Por otro lado, tenemos a la función de transición
que, debido a la pila, se vuelve más compleja: la entrada de dicha función está formada por un
elemento de los estados del autómata, un elemento del alfabeto de entrada (incluida la cadena
vacía) y uno de la pila respectivamente (incluida la cadena vacía), y la salida por un elemento en
el conjunto de estados y un elemento en la pila (incluida la cadena vacía). Aunque revisaremos a
detalle los PDA en el capítulo 3, podemos mencionar aquí brevemente el significado de la
función de transición. Tomando como referencia a la Fig. 7, podemos decir por ejemplo que para
que el autómata pase del estado
al , tienen que cumplirse 2 condiciones: que no se lea nada
de la entrada (esto es, que se lea la cadena vacía - representada por ) y que no se lea nada de la
pila (representado también por ); el resultado será entonces pasar al estado q2 desde el estado q1
modificando el contenido de la pila al meter a ésta el símbolo especial $. Las operaciones de
lectura y escritura de la pila se conocen comúnmente como “pop” y “push” respectivamente. En
el capítulo 3 construiremos un analizador sintáctico a partir de la teoría de autómatas de pila y
gramáticas libres de contexto (éstas últimas son una definición equivalente a los PDA). En la
siguiente sección, presentamos brevemente los dos tipos de gramáticas que usaremos para el
análisis léxico y sintáctico respectivamente: gramáticas regulares y gramáticas libres de
contexto.
1.3 Gramáticas formales
Antes de hablar de gramáticas formales, debemos mencionar brevemente qué es un
lenguaje formal. A diferencia de un lenguaje natural (como el inglés, español, francés, etc.), un
lenguaje formal está definido por reglas preestablecidas; ejemplos de lenguajes formales son los
lenguajes de programación, el álgebra y la lógica proposicional. Para el caso de un lenguaje de
programación, esta característica de los lenguajes formales permite la construcción eficiente de
un traductor automático (por ejemplo, un compilador). Para el caso de un lenguaje natural, es la
falta de estas reglas preestablecidas la que hace una tarea compleja la construcción de un
traductor automático para dicho lenguaje. Son precisamente estas reglas las que conforman
principalmente una gramática. Una gramática permite entonces verificar si un enunciado está
correctamente escrito dado un lenguaje específico. En nuestro caso, un enunciado será un

15. programa fuente escrito en algún lenguaje de programación. Utilizaremos un tipo de gramática
conocida como gramática regular para verificar si los tokens de un programa fuente pertenecen
al lenguaje de programación en cuestión; usaremos una gramática conocida como gramática
libre de contexto para verificar que la sintaxis de un programa fuente es correcta, de acuerdo a
dicho lenguaje de programación. En las siguientes secciones revisamos brevemente las
definiciones de una gramática regular y una gramática libre de contexto respectivamente.
1.3.1 Gramática Regular
En general, una gramática consiste en un conjunto de reglas de sustitución o de reescritura conocidas también como producciones. Cada regla aparece en una línea de la gramática
conteniendo un símbolo (variable) del lado izquierdo de una flecha y una cadena de símbolos
(que pueden ser variables y símbolos terminales) del lado derecho de dicha flecha (Fig. 8). Las
variables están comúnmente representadas por letras mayúsculas mientras que los símbolos
terminales por letras minúsculas, números o símbolos especiales (los símbolos terminales son
análogos al alfabeto de entrada). Además, una de las variables se designa como el símbolo
inicial de la gramática y frecuentemente se escribe del lado izquierdo de la primera regla de la
gramática. Para el caso de la Fig. 8, la única variable es la letra S, la cual, por ende, coincide con
ser el símbolo inicial de la gramática. Los símbolos terminales son las letras x, y, z. Para el caso
específico de una gramática regular, las reglas de re-escritura se conforman de acuerdo a las
siguientes restricciones: el lado izquierdo de cualquiera de estas reglas de re-escritura debe
consistir en un solo no-terminal y el lado derecho debe ser un terminal seguido por un noterminal, un solo terminal o la cadena vacía (representada por  o ). Las reglas de la Fig. 8
conforman una gramática regular así como las de la Fig. 9 (izquierda). Las reglas de la derecha
de esta última figura no son permitidas en una gramática regular pues no cumplen con las
restricciones antes mencionadas.
S  xS
Sy
Sz
Fig. 8: Ejemplo de reglas gramaticales
Z  yX
Z x
W 

Reglas
permitidas en
una
gramática
regular
yW  X
X  Zy
YX  WyZ
Reglas no
permitidas
en una
gramática
regular


 Fig. 9: Ejemplo de reglas permitidas en una gramática regular (izquierda) y de reglas no permitidas en una

gramática regular (derecha)
Formalmente, una gramática regular es una 4-tupla (V , , R, S ) donde:
1. V es un conjunto finito, llamado variables (o no-terminales).
2.  es un conjunto finito disjunto de V, llamado terminales.
3. R es un conjunto finito de reglas, con cada regla siendo una variable y una cadena de
variables y terminales conforme a las restricciones antes mencionadas.
4. S es la variable inicial.

16. En el capítulo 2 revisaremos la manera detallada de construir la siguiente secuencia:
Expresión regular  NFA  DFA  Programa
Por el momento, podemos decir que una expresión regular es equivalente a una gramática
regular (buscar teorema). Dichas expresiones regulares pueden usarse para definir los tokens de
nuestros programas fuente (basados en algún lenguaje de programación específico) y, a partir de
éstas, construir un autómata finito que reconozca dichos tokens. Una vez hecho esto, es posible
escribir un programa que identifique estos tokens y así verificar que cada uno de éstos sean
expresiones válidas dentro de nuestro lenguaje de programación de referencia.
1.3.2 Gramática libre de contexto (CFG – Context Free Grammar)
Una CFG es una 4-tupla (V , , R, S ) donde:
5. V es un conjunto finito, llamado variables (o no-terminales).
6.  es un conjunto finito disjunto de V, llamado terminales.
7. R es un conjunto finito de reglas, con cada regla siendo una variable a la izquierda de la
flecha y una cadena de variables y terminales a la derecha de la flecha.
8. S es la variable inicial.
Un ejemplo de una CFG aparece en la Fig. 10.
S  zMNz
M
aMa
M z
N  bNb
N z

Fig. 10: Ejemplo de una CFG
En el capítulo 3 revisaremos diferentes técnicas para construir un analizador sintáctico

basado en una CFG. Por el momento, podemos decir que la mayoría de los lenguajes de
programación están basados en una CFG, lo cual nos permite utilizar a los PDA para verificar si
un programa fuente, escrito en algún lenguaje de programación específico, está escrito
correctamente o, dicho de otra manera, si su estructura gramatical es la correcta.
1.4 Fases de un compilador
En esta sección revisaremos brevemente las fases de un compilador (ver ¡Error! No se
encuentra el origen de la referencia.).

17. Código fuente
Analizador léxico
o rastreador
Tokens
Analizador
sintáctico
Árbol sintáctico
Analizador
semántico
Tabla de
literales
Árbol con anotaciones
Tabla de
símbolos
Optimizador de
código fuente
Código intermedio
Manejador
de errores
Generador de
código
Código objetivo
Optimizador de
código objetivo
Código objetivo
Fig. 11: Fases de un compilador
En primer lugar, el programa fuente (escrito en algún lenguaje de programación
determinado) sirve de entrada al analizador léxico o rastreador [ref.]. Como ejemplo, digamos
que nuestro programa fuente consta de la siguiente línea:
a[index] = 4+2
La salida del analizador léxico es un conjunto de tokens que forman parte del lenguaje de
programación en cuestión (ver Tabla 1):
Lexema1
1
Tipo de token
Un lexema es un conjunto de caracteres del programa fuente que representan una secuencia
significativa

18. a
identificador
[
corchete izquierdo
index
identificador
]
corchete derecho
4
número
+
operador de adición
2
Número
Tabla 1: Salida del analizador léxico para la expresión ,
-
Como se puede apreciar en la Tabla 1, el analizador léxico ignora los espacios en blanco.
Toca ahora el turno del analizador sintáctico, el cual toma como entrada los tokens
producidos en la fase anterior y genera con ellos un árbol sintáctico (ver Fig. 12).
expresion
Expresion de asignacion
expresion
=
expresion
Expresion de subindice
expresion
Identificador
a
[
expresion
Identificador
index
Expresion aditiva
]
expresion
+
numero
4
expresion
numero
2
Fig. 12: Árbol sintáctico de la expresión a [ index ]  4  2
Como se puede apreciar en la Fig. 12, la línea de código del presente ejemplo se
representa en forma de un árbol, en el cual los nodos internos de dicho árbol representan una

operación y los hijos de cada uno de estos nodos representan los argumentos de sus respectivas
operaciones.
La tercera fase corresponde al analizador semántico, el cual toma como entrada el árbol
sintáctico y produce como salida un árbol con anotaciones (ver Fig. 13). Éstas incluyen las
declaraciones y la verificación de tipos.

19. Fig. 13: Árbol semántico (corregir este árbol) de la expresión a [ index ]  4  2
La cuarta fase corresponde al optimizador de código fuente (Fig. 14). Esta fase toma
como entrada el árbol con anotaciones y produce como salida una representación intermedia (o

código intermedio) entre el programa fuente y el programa objeto, el cual optimiza (siempre que
sea posible) las operaciones representadas en el árbol sintáctico. Por ejemplo, en el árbol de la
Fig. 14, la rama derecha de dicho árbol es el resultado de colapsar el subárbol derecho de la Fig.
12. Es importante mencionar que aunque muchas optimizaciones se pueden llevar a cabo
directamente sobre el árbol, en varios casos se utiliza una representación lineal de éste conocida
como código en tres direcciones (pues contiene hasta tres operandos por instrucción, tal y como
sucede en las instrucciones en lenguaje ensamblador). Este tipo de representación se revisará
más a detalle en el capítulo 5.
Fig. 14: Optimizador de código fuente
La quinta fase se refiere a la generación de código. Ésta toma como entrada la
representación intermedia generada en la fase anterior y produce su correspondiente código para
la máquina objeto. Como mencionamos ya en la sección 1.1, en este libro construiremos un
compilador para un lenguaje de programación sencillo cuyos programas objeto estarán en
lenguaje ensamblador. El código en un hipotético lenguaje ensamblador (considerar agregar
código en ensamblador real producido en el compilador de Louden) que se genera a partir de la
representación intermedia mostrada en la Fig. 14, se presenta en la Fig. 15.
MOV
MUL
MOV
ADD
R0,
R0,
R1,
R1,
index
2
&a
R0
;; Valor de index  R0
;; Doble valor en R0
;; Dirección de a  R1
;; Sumar R0 a R1

20. MOV *R1, 6
;; Constante 6  dirección en R1
Fig. 15: código objeto en ensamblador generado a partir de la representación intermedia de la Fig. 14
Para este ejemplo específico, &a es la dirección de a y *R1 significa direccionamiento
indirecto de registro, por lo que la última instrucción guarda el valor 6 en la dirección apuntada
por R1. En el capítulo 6 revisaremos con detalle cómo generar código objeto a partir de una
representación intermedia.
La última fase propiamente dicha es la optimización de código objeto, la cual intenta
mejorar el código que ha sido generado en la fase anterior. La optimización incluye, en términos
generales, que se sustituyan instrucciones lentas por otras más rápidas así como que se eliminen
operaciones redundantes o innecesarias. La Fig. 16 muestra la optimización del código objeto de
la Fig. 15.
Optimizador de código objeto
MOV R0, index
SHL R0
MOV &a[R0], 6
;; Valor de index  R0
;; doble valor en R0
;; constante 6  dirección a + R0
Fig. 16: Código objeto optimizado
Como se puede apreciar en la Fig. 16, el optimizador ha reducido el número de líneas con
respecto al código de la Fig. 15 manteniendo el mismo significado del programa pero reduciendo
el tiempo de ejecución. En el capítulo 7 revisaremos con detalle las técnicas para la optimización
de código objeto.
Para terminar esta sección, es importante mencionar que cada una de las fases de un
compilador interactúan con 3 componentes, tal y como lo muestra la ¡Error! No se encuentra el
origen de la referencia.: la tabla de literales, la tabla de símbolos y el manejador de errores.
Brevemente podemos mencionar que la tabla de literales se utiliza básicamente para almacenar
constantes y cadenas que se usan a lo largo de un programa, la tabla de símbolos guarda la
información asociada con los identificadores (tales como funciones, variables, constantes y tipos
de datos) mientras que el manejador de errores es el módulo que se encarga no sólo de reportar
claramente los problemas generados en cada fase del compilador sino también de corregirlos. En
los capítulos 3 y 4 veremos algunas técnicas para la recuperación de errores sintácticos y la
construcción de tablas de símbolos respectivamente. En el siguiente capítulo, revisaremos las
técnicas para construir la primera fase de un compilador: el analizador léxico.

21. 2. Análisis Léxico
En esta unidad revisaremos a detalle las técnicas asociadas a la fase de análisis léxico de
un compilador. Básicamente lo que queremos lograr es construir la siguiente secuencia:
Expresión regular  NFA  DFA  Programa
Recordemos que el trabajo del analizador léxico es dividir en tokens (unidades
significativas del lenguaje en cuestión) el programa fuente y reconocer si dichos tokens forman
parte del lenguaje para el cual se está llevando a cabo el proceso de traducción. Por ejemplo,
dado el siguiente programa:
comienza
a:=b3;
termina;
Fig. 17: Un pequeño ejemplo de un programa fuente
Nuestro analizador deberá reconocer los siguientes tokens:
Lexema
Tipo
comienza
palabra clave
a
identificador
:=
operador de asignación
b3
identificador
;
termina
Símbolo especial
palabra clave
Tabla 2: Tokens del programa fuente de la Fig. 17
Si algún token no estuviera previamente incluido en la definición de nuestro lenguaje de
programación como un token válido, entonces la labor de nuestro analizador léxico es detectar a
dicho token como inválido. Por ejemplo, podemos observar que el operador de asignación está
formado por el símbolo compuesto :=. Si el programa estuviera escrito de la siguiente forma
(Fig. 18):
comienza
a=b3;
termina;
Fig. 18: un pequeño ejemplo de un programa fuente con un error léxico
Y suponiendo que el símbolo = (sin los dos puntos) no ha sido incluido como símbolo
válido en la definición de nuestro lenguaje de programación, entonces nuestro analizador léxico
deberá producir un mensaje de error cuando encuentra dicho símbolo en el programa fuente. Por
otro lado, suponiendo que el paréntesis izquierdo y el paréntesis derecho son símbolos válidos
dentro de nuestro lenguaje de programación, entonces en programas como el de la Fig. 19 no
existe error léxico:
comienza
a=b3));
termina

22. Fig. 19: un pequeño ejemplo de un programa fuente sin error léxico
La razón es porque al dividir en tokens el programa de la Fig. 19, el analizador léxico
reconocerá los 2 paréntesis derechos que aparecen en la línea 2 como tokens válidos. La fase que
debería reconocer este error (asumiendo que tener 2 paréntesis que cierran sin sus
correspondientes paréntesis que abren es un error estructural del programa fuente) es la fase de
análisis sintáctico (los detalles de esta fase los veremos en el capítulo 3). Mientras tanto,
revisaremos paso a paso las técnicas necesarias para poder construir la secuencia de arriba y así
poder llegar a codificar, como paso final de dicha secuencia, nuestro analizador léxico.
2.1 Definición de un reconocedor de cadenas no trivial
Antes de definir un reconocedor de cadenas no trivial, necesitamos algunos conceptos
que servirán de fundamento para construir nuestra conocida secuencia:
Expresión regular  NFA  DFA  Programa
En primer lugar, debemos mencionar que las cadenas de caracteres representan bloques
de construcción fundamentales dentro de la Ciencia de la Computación. El alfabeto sobre el cual
dichas cadenas se encuentran definidas puede variar de aplicación en aplicación. Para nuestro
primer propósito (la construcción de un analizador léxico), definimos un alfabeto como un
conjunto finito no vacío de símbolos. En general, usamos las letras griegas y para designar
alfabetos como se muestra a continuación:
*
+
*
+
Una cadena definida sobre un alfabeto es una secuencia finita de símbolos tomados de
ese alfabeto, usualmente escritos uno junto al otro y no separados por comas. Por ejemplo, si 
es el alfabeto mostrado arriba, entonces 011101 es una cadena sobre dicho alfabeto. Si  es el
alfabeto mostrado arriba también, entonces abracadabra es una cadena sobe ese alfabeto. Si w
es una cadena sobre , la longitud de dicha cadena es el número de símbolos que contiene y se
representa como
. Es importante mencionar que la cadena que no contiene símbolos (es decir,
de longitud cero) se le llama cadena vacía y se escribe comúnmente o . Así que un lenguaje
es un conjunto de cadenas definidas sobre un alfabeto que cumplen cierta condición. Por
ejemplo, el lenguaje
*
+ definido sobre el alfabeto
*
+
contiene todas las cadenas de
y
que cumplan con la condición de que dichas cadenas
contengan al menos
2. Así que las cadenas abaaabb y bbbbaaaa son elementos del
lenguaje
mientras que las cadenas bbbbb y bbbbbabbbb no lo son. Hay que notar que el
conjunto de cadenas pertenecientes al lenguaje
es infinito. Para nuestro caso específico
(análisis léxico), el tipo de lenguaje que nos atañe es el de los lenguajes regulares. Los lenguajes
regulares pueden ser descritos usando expresiones regulares, lo que hace que podamos construir
nuestro analizador léxico usando nuestra conocida secuencia:
Expresión regular  NFA  DFA  Programa
El teorema 2.1 asegura que podamos representar un lenguaje regular mediante una
expresión regular:

23. Teorema 2.1: Un lenguaje es regular si y sólo si alguna expresión regular lo describe.
Aunque no demostraremos aquí dicho teorema, podemos apreciar que éste nos permite
pasar de una representación a otra con la seguridad de que ambas son equivalentes. El lector
interesado en la demostración puede consultar [ref. libro Sipser]. Antes de dar la definición
formal de una expresión regular, necesitamos definir las operaciones regulares de las que dicha
definición hace uso.
2.1.1 Las operaciones regulares
La siguiente definición y su respectivo ejemplo los tomamos de [ref. Sipser]. Sean A y
B lenguajes. Definimos las operaciones regulares unión, concatenación y estrella (Kleene)
como sigue:
UNION: A  B  { x | x  A  x  B }
CONCATENACIÓN: A  B  { x y | x  A  y  B }
ESTRELLA: A*  {x1 x2 x3  xk | k  0 y cada xi  A}
Ejemplo: Sea  el alfabeto estándar de 26 letras { a, b, c, , x, y, z } . Si A  { good, bad } y
B  { boy, girl } entonces:
A  B  { good , bad , boy, girl }
A  B  { goodboy, goodgirl , badboy, badgirl }

A*  {  , good , bad , goodgood , goodbad , badgood , badbad , goodgoodbad , goodgoodgood , }
Una vez definidas las operaciones regulares, podemos definir una expresión regular.
Dicha definición también está tomada de [ref. Sipser].
2.1.2 Definición formal de una expresión regular
Decimos que R es una expresión regular si R es:
1. a para cualquier a  
2. 
3. 
4. ( R1  R2 ) , donde R1 y R2 son expresiones regulares
5. (R1  R2 )
6. ( R *1 ) donde R1 es una expresión regular
Para el punto 1, cualquier elemento que pertenezca al alfabeto es una expresión regular.
 En este caso, la expresión regular a representa el lenguaje a. Para el punto 2, la expresión
regular formada por la cadena vacía (representada por ) representa el lenguaje . Para el
punto 3, la expresión regular  representa el lenguaje vacío. Es importante aclarar que la
expresión regular  representa el lenguaje que contiene una sola cadena: la cadena vacía;
mientras que la expresión regular  representa el lenguaje que no contiene ninguna cadena
(incluida la cadena vacía). Se deja como ejercicio al lector diseñar un autómata finito que acepte
el lenguaje representado por  y el lenguaje representado por  respectivamente. Para los puntos
4, 5, y 6, las expresiones regulares representan los lenguajes obtenidos al aplicar las operaciones
regulares de unión, concatenación y estrella respectivamente.

24. A primera vista, la definición anterior parece ser una definición circular ya que parece
que definimos las expresiones regulares en términos de sí mismas. Sin embargo, las expresiones
regulares R1 y R2 son siempre más pequeñas que R, lo que nos permite evitar la circularidad en
la definición. A una definición de este tipo se le llama definición inductiva. Los paréntesis en las
expresiones regulares pueden omitirse: la evaluación entonces se hace usando la precedencia de
los operadores: estrella, concatenación y unión.
Una vez que se tienen los conceptos y definiciones anteriores, es posible entonces definir
un reconocedor de cadenas no trivial usando una expresión regular. Esto lo haremos en la
siguiente sección.
2.2 Programar sistemáticamente el reconocedor en lo referente a la obtención
del autómata, almacenarlo eficientemente y manejar adecuadamente el
archivo fuente
Para construir nuestro analizador léxico, debemos cubrir los siguientes pasos: a)
conversión de una expresión regular a un autómata finito no determinista (NFA), b) conversión
de un NFA a un autómata finito determinista (DFA), y c) codificación del DFA resultante en un
programa (pseudocódigo). Una vez que se tiene el programa en pseudocódigo es posible, sin
mayores complicaciones, la codificación de éste en un lenguaje de programación propiamente
dicho. En las siguientes secciones, describiremos a detalle cada uno de estos pasos.
2.2.1 Conversión de una expresión regular a un autómata finito no determinista
(NFA)
Antes de hacer la conversión propiamente dicha de una expresión regular a un NFA,
recordemos la definición de este tipo de autómata vista en el capítulo 1.


Un NFA es una 5-tupla (Q  , q0, F) donde:
, ,
 Q es un conjunto finito de estados
  es un alfabeto finito
  : Q   P (Q ) es la función de transición
 q 0  Q es el estado inicial
 F  Q es el conjunto de estados de aceptación
Un ejemplo de un NFA aparece en la Fig. 20.

25. q1
a
b
ε
a
q2
a, b
q3
Fig. 20: Un NFA que reconoce a la cadena vacía o cadenas que tienen cualquier número de a´s
Analicemos cada una de las partes de este NFA.
1. Q = q1, q2, q3
2.  = a,b
3. Revisemos con detenimiento la función de transición. Una función es un objeto que
define una relación de entrada-salida; i.e., una función recibe una cierta entrada y
produce una salida específica. El lado izquierdo de la flecha en la función de transición
es la entrada para esa función y el lado derecho de la flecha denota la salida. Así que la
función de transición toma como entrada un par ordenado cuyo primer elemento es un
elemento de Q y cuyo segundo elemento es un elemento de  (i.e.,   ). Este conjunto
de pares ordenados está definido por el producto cartesiano, representado por Q  ,
entre el conjunto de estados y el alfabeto (incluida la cadena vacía). Así que el producto
cartesiano de dos conjuntos, digamos Q y , es el conjunto de todos los pares ordenados
cuyo primer elemento pertenece a Q y cuyo segundo elemento pertenece a . Note que
el orden de los elementos de un par ordenado, a diferencia del orden de los elementos de
un conjunto, sí importa, por lo que en general, dados 2 conjuntos A y B, A  B  B  A.
Ahora bien, la salida de la función de transición es un elemento del conjunto potencia del
conjunto de estados. El conjunto potencia de un conjunto A es el conjunto de todos los
subconjuntos de A. Para este caso específico, el conjunto potencia de Q, denotado (Q) =
, q1, q2, q3, q1,q2, q1,q3, q2,q3, q1,q2,q3. Con estas definiciones en
mano, podemos ya saber cuál es la salida de la función de transición para cada par
ordenado. Dado el NFA de la Fig. 20, las entradas y salidas correspondientes a dicha
función las representamos en la Tabla 3: Resultado de la función de transición para el
NFA de la Fig. 20
a
b

q1
q2
q3

q2
q2,q3
q3

q3
q1


Tabla 3: Resultado de la función de transición para el NFA de la Fig. 20
Como se puede observar, el resultado de cualquier combinación estado-elemento del
alfabeto es un conjunto de estados que pertenece al conjunto potencia. Además, note que el
conjunto potencia nos permite representar el no-determinismo: por ejemplo, dado el estado q2 y

26. una entrada a, el NFA nos permite quedarnos en ese estado o ir al estado q3 lo cual lo
representamos como el estado combinado q2,q3; o bien, el conjunto potencia nos permite
representar que no hay transición definida para el estado q1 y una entrada a, representándola
como .
4. El estado inicial q0 = q1
5. El conjunto de estados de aceptación F = q1
Para realizar la conversión de una expresión regular a su correspondiente NFA, necesitamos
la ayuda de 3 teoremas, los cuales presentamos a continuación [ref. Sipser].
Teorema 1: La clase de lenguajes regulares es cerrada bajo la operación de unión.
Sean A1 y A2 dos lenguajes regulares, queremos probar que A1  A2 es regular. La idea
es tomar dos NFA‟s, M 1 y M 2 para A1 y A2 , respectivamente, y combinarlos en un nuevo NFA
que llamaremos M .
La máquina M debe aceptar una estrada si M 1 o M 2 aceptan esa entrada. La nueva
máquina tiene una nuevo estado inicial, con una transición  al estado inicial de M 1 y otra
transición  al estado inicial de M 2 . De esta manera la nueva máquina adivina no
deterministicamente cuál de las dos máquinas acepta dicha entrada. Si una de ellas acepta una
entrada M la aceptará también.
Representamos esta construcción en la Fig. 21. En la parte superior podemos ver a las
dos máquinas M 1 y M 2 , en cada una se encuentran el estado inicial, el o los estados finales (en
doble circulo) y algunos estado intermedios. La parte inferior muestra a la máquina M , la cual
contiene tanto a M 1 como a M 2 , además de tener un estado “adicional” que contiene dos
transiciones  , una a M 1 y otra a M 2 .

27. Fig. 21: Construcción de un
NFA para reconocer A1  A2
Demostración
Sean M1  (Q1, , 1, q1, F1 ) que reconoce a A1 y M 2  (Q2 , ,  2 , q2 , F2 ) que reconoce a
A2 . Construyamos M  (Q, ,  , q0 , F ) para que reconozca a A1  A2
1. Q  {q0 }  Q1  Q2
Los estados de M son todos los estados de M 1 y M 2 , con la adición de un nuevo estado
q0 .
2. El estado q0 es el estado inicial de M .
3. El conjunto de estados de aceptación F  F1  F2 .
Los estados de aceptación M son todos los estados de aceptación de M 1 y M 2 . De esta
manera M acepta si lo hacen M 1 o M 2
4. Definimos  de manera tal que para cualquier q  Q y cualquier a    .
 1 (q, a) q  Q1
 (q, a) q  Q

2
 ( q, a )   2
{q1 , q2 } q  q0 y a  

q  q0 y a  

Teorema 2: La clase de lenguajes regulares es cerrada bajo la concatenación.
Tenemos dos lenguajes regulares A1 y A2 queremos probar que A1  A2 es regular. La
idea es tomar dos NFA' s , M 1 y M 2 para A1 y A2 , respectivamente, y combinarlos en un nuevo

28. NFA que llamaremos M , como lo hicimos en el caso de la unión, pero ésta vez de una manera
un poco diferente, como se muestra en la Fig. 22.
Asignaremos a M en estado inicial
de M 1 . Los estados de aceptación de
M 1 tendrán transiciones  que
permitan
no
determinísticamente
“anclar” a M 2 con M 1 , es decir, dichas
transiciones irán de los estados finales
de M 1 al estado inicial de M 2 ; de esta
manera, cada vez que nos encontremos
en un estado de aceptación de M 1
significa que éste ha encontrado una
pieza inicial de la entrada que
constituye un carácter en A1 . Los
estados de aceptación de M serán sólo
los estados de aceptación de M 2 . Por lo
tanto, M
Fig. 22: Construcción de M para reconocer
A1  A2
Acepta una cadena cuando la entrada puede ser dividida en dos partes, la primera
aceptada por M 1 y la segunda por M 2 .
Demostración
Sean M1  (Q1, , 1, q1, F1 ) que reconoce a A1 y M 2  (Q2 , ,  2 , q2 , F2 ) que reconoce
a A2 . Construyamos M  (Q, ,  , q0 , F ) para que reconozca a A1  A2 .
1. Q  Q1  Q2
Los estados de M son todos los estados de M 1 y M 2 .
2. El estado q1 es el estado inicial de M 1 .
3. El conjunto de estados de aceptación F  F2 .
Los estados de aceptación M son todos los estados de aceptación de M 2
4. Definimos  de manera tal que para cualquier q  Q y cualquier a    .
 1 (q, a)
 (q, a)

 ( q, a )   1
 1 (q, a)  {q2 }
 2 (q, a)

q  Q1
y q  F1
q  F1
y a
q  F1
y a 
q  Q2
Teorema 3: La clase de lenguajes regulares es cerrada bajo la estrella de Kleene.

29. Tenemos
un lenguaje
regular A1 y lo modificamos
para que reconozca A1* , como se
muestra en la figura 3.
Fig. 23: Construimos M para que reconozca
A*
Demostración
Sea M1  (Q1, , 1, q1, F1 ) que reconoce a A1 . Construyamos M  (Q, ,  , q0 , F ) para
que reconozca a A1* .
1. Q  {q0 }  Q1
Los estados de M son todos los estados de M 1 mas un nuevo estado inicial.
2. El estado q0 es el nuevo estado inicial.
3. El conjunto de estados de aceptación F  {q0 }  F1 .
Los estados de aceptación M son todos los estados de aceptación de M 1 , con los que ya
contaba, más el nuevo estado inicial.
4. Definimos  de manera tal que para cualquier q  Q y cualquier a    .
 1 (q, a)
 (q, a)

 ( q, a )   1
 1 (q, a)  {q1}


q  Q1
y q  F1
q  F1
y a
q  F1
y a 
q  q0 y a  
Una vez teniendo estos 3 teoremas, contamos con las herramientas necesarias para
convertir una expresión regular en su correspondiente NFA. A continuación presentamos un
ejemplo, paso a paso, de cómo realizar dicha conversión.
Convertir la siguiente expresión regular en su correspondiente NFA:
( z  y)* x
1.1. Construimos los autómatas que reconocen a
(Fig. 24),
(Fig. 25) y
(Fig. 26)

30. Fig. 24: Autómata que
reconoce a z .
Fig. 25: Autómata que
reconoce a y
Fig. 26: Autómata que
reconoce a x
1.2. Construimos el autómata que reconoce a z  y .
Siguiendo el
Teorema 1,
agregamos un nuevo estado inicial,
q 2 en nuestro caso, y llevamos una
transición vacía al autómata que
reconoce a z , y otra transición vacía
al autómata que reconoce a (Fig.
27)
Fig. 27: Autómata que reconoce z  y

31. 1.3. Construimos el autómata que reconoce ( z  y)*
Siguiendo el Teorema 3,
agregaremos un nuevo estado inicial
q1 que además será un estado final.
Agregamos transiciones vacías de
todos los estados finales de z  y al
estado inicial de z  y ( q 2 ), además
de una transición vacía de q1 a
(Fig. 28)
Fig. 28: Autómata que reconoce ( z  y )
*

32. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
1.4. Finalmente, concatenamos el autómata anterior con el autómata que reconoce al carácter
x . Como se vio en el Teorema 2, debemos llevar los estados de aceptación de ( z  y)*
con el estado inicial del autómata que reconoce a x a través de transiciones  . Como se
menciona en el teorema, los únicos estados de aceptación que existen son los de x ( q8 ),
y el estado inicial del nuevo autómata será el estado inicial de ( z  y)* , a saber
29).
Fig. 29: Autómata que reconoce (
(Fig.
)
En los ejemplos que presentamos a continuación, construimos directamente un NFA a
partir de la expresión regular correspondiente. Quedan como ejercicios para el lector, la
construcción paso a paso de dichos NFA.
2. ( z  y)* x*
32

33. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
3. x* ( y  z )*
4. 0*10*
5. 0110 .
6. 01* 1* .
7. (a  b)* aba
33

34. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
8. (0 1)0*
9. letra ( letra | digito )* .
2.2.2 Conversión de un autómata finito no determinista (NFA) a su
correspondiente autómata finito determinista (DFA)
Para completar el recorrido de nuestra conocida secuencia,
Expresión regular  NFA  DFA  Programa
nos hace falta convertir un NFA en su correspondiente DFA y éste a su vez codificarlo en forma
de programa. En esta sección revisamos las herramientas necesarias para convertir un NFA en su
correspondiente DFA. Para lograr esto, afortunadamente contamos con el siguiente teorema:
Teorema 4: Cada NFA tiene un DFA equivalente
Existen al menos 2 demostraciones que nos permiten pasar de un NFA a su
correspondiente DFA [ref. Sipser y Louden]. Aquí mencionaremos sólo una de ellas que se
conoce como construcción de subconjuntos [ref. Louden]. Antes de ver formalmente dicha
demostración, es importante mencionar que para que un DFA acepte las mismas cadenas que un
NFA, necesitamos una manera de eliminar tanto las transiciones  como las transiciones
múltiples que caracterizan a los NFA de tal forma que éstas puedan representarse
34

35. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
determinísticamente. Para recordar los elementos y propiedades de un DFA vistos en el capítulo
anterior, escribimos nuevamente la definición de un DFA.
Un DFA es una 5-tupla (Q, ,  , q0 , F ) donde:
 Q es un conjunto finito llamado estados
  es un conjunto finito llamado alfabeto
  : Q Q es la función de transición
 q0  Q es el estado inicial

F  Q es el conjunto de estados de aceptación

Como podemos observar, la función de transición de un DFA, a diferencia de la de un
NFA, nos permite ir, dados un estado y un símbolo del alfabeto, a uno y sólo un estado. Así que

la pregunta es: ¿cómo podemos eliminar las transiciones  y las transiciones múltiples que se
presentan en los NFA?
Primero que nada necesitamos definir la cerradura  de un conjunto de estados. La
siguiente definición la tomamos de [ref. Louden]. La cerradura  de un estado simple s es el
conjunto de estados alcanzables por una serie de cero o más transiciones . A este conjunto lo
denotamos como s . Para ejemplificar más claramente este concepto de cerradura, usamos la
figura 9, la cual es un NFA que representa la expresión regular a*.

Fig. 30: Ejemplo de un NFA
La cerradura  del conjunto de estados del NFA de la Fig. 30 se muestra a continuación:
q1  {q1, q2, q4 }
q2  {q2}
q3  {q2, q3, q4 }
q4  {q4 }
Para este ejemplo específico, la cerradura  de q1 es el conjunto de estados a los que se
puede llegar desde q1 con cero o más transiciones . Siguiendo estos mismos pasos, podemos
y
arriba.
 entonces encontrar la cerradura  de q2, q3 q4 como se muestra

Ahora definimos la cerradura  ya no de un solo estado sino de un conjunto de estados
como sigue:
S  { U s}
sS
Donde S es un conjunto de estados. Por ejemplo, para el NFA de la Fig. 30:
{ q1q3}  q1 q3  {q1, q2, q4 }{q2, q3, q4 }  {q1, q2, q3, q4 }


Una vez que se tienen estas definiciones, es posible describir el procedimiento para la
construcción de un DFA M a partir de un NFA N.
35

36. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
PASO 1: Calcular la cerradura  del estado inicial de N (consideramos el NFA de la Fig. 30):
q1  {q1, q2, q4 }
PASO 2: Calcular para todo s  S y para toda a  
S'a  {t | para cualquier s  S existe una transición de s a t con a}

En otras palabras, el conjunto S'a es un conjunto de estados que cumplen con la
condición de pertenecer a S y de tener una transición hacia cualquier otro estado t con cualquier

elemento del alfabeto a. Para nuestro ejemplo en particular, consideremos el estado inicial de
nuestro NFA:

S'a  {q1,q2,q4}a = {q3}
Es decir, consideramos todos los estados a los que se pueden llegar desde q1, q2 y q4 con
a. Como puede observarse, el único estado al que se puede llegar con a desde este conjunto de


estados es q3.
PASO 3: Calculamos S 'a : la cerradura  de S'a . Esto define un nuevo estado para el DFA junto
con una nueva transición S'a  S 'a con a  . En nuestro ejemplo:
S 'a  {q1,q2,q4}a = {q 3} = {q2,q3,q4}



Este paso se aplica repetidamente a cada nuevo estado creado hasta que ya no se crean
nuevos estados o transiciones. Además, los estados de aceptación de este DFA resultante son



aquéllos que contengan en cualquiera de sus estados un estado de aceptación del NFA original.

Como se puede apreciar, el DFA resultante no contiene transiciones  ya que todo estado
en este DFA se construye como una cerradura . Además, la función de transición es
determinista pues el procedimiento nos asegura que existe uno y sólo un estado al que ir desde
cualquier estado con un elemento específico del alfabeto.
Para ilustrar mejor lo anterior, tomemos nuevamente de ejemplo el NFA mostrado en la Fig.
30. Debemos transformarlo a su correspondiente DFA siguiendo los pasos anteriores y tomando
en cuenta que   {a} .
1. Obtengamos la cerradura de cada uno de los estados:
q1  {q1, q2, q4 }

q2  {q2}
q3  {q2, q3, q4 }
q4  {q4 }
2. El estado inicial de nuestro DFA será la cerradura  del estado inicial del NFA
(cerradura de q1 ) , como se muestra en la Fig. 31. En este momento verificamos si



alguno de los estados de q1 es un estado de aceptación en el DFA, de ser así también lo
será q1 en el NFA. Para este ejemplo q 4 es estado de aceptación del DFA y como
q4  q1 , entonces q1 será estado de aceptación.
36

37. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 31: Estado inicial del DFA
q1
3. Para definir el segundo estado en el DFA (Fig. 32), verificamos para cada estado de q1 si
existen transiciones “no vacías” en el NFA a otros estados con cada uno de los elementos
de  ; es decir, q1  {q1 , q2 , q4 } , verificamos si en q1 existe alguna transición distinta de
 hacia algún estado en el NFA, cómo esto no sucede seguimos con el siguiente estado
de q1 . Ahora verificaremos si q2 tiene alguna transición distinta de épsilon hacia algún
estado en el NFA, en este caso si existe una transición diferente de  y es aquella que va
del estado q2 a q3 a través de una a . Por último, verificamos si q 4 tiene alguna
transición diferente de  hacia algún estado en el NFA, lo cual no sucede. Por lo tanto,
nuestro siguiente estado en el DFA será q3 a través de una transición con a . Si más
estados hubieran resultado de ir de un estado a otro con transiciones diferentes de  con
a , entonces la unión de las cerraduras de todos esos estados hubiera sido el siguiente
estado en el DFA. Nuevamente, verificamos si alguno de los elementos de q3 es un
estado de aceptación en el NFA también lo será q3 en el DFA.
Fig. 32: Segundo estado del DFA
4. Verificamos las transiciones existentes en el NFA con los elementos de q3  {q2 , q3 , q4 } .
Realizamos los mismos pasos que en el inciso anterior y observamos que sólo existe una
transición en el NFA diferente de  que es de q2 a q3 con a . Así el siguiente estado
será de q3 a q3 con (Fig. 33).
Fig. 33: Siguiente estado del DFA
5. Aquí termina la construcción del DFA, pues ya no existen nuevos estados que agregar o
nuevas transiciones.
Hagamos otro ejercicio para reforzar los conceptos involucrados en la transformación de un
NFA en un DFA.
Transforme el NFA de la Fig. 34 en su respectivo DFA, con   {x, y, z}
37

38. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 34: NFA correspondiente a ( z  y) x
*
1. Obtenemos las cerraduras  para cada estado del NFA.
q1  {q1 , q2 , q3 , q5 , q7 }
q2  {q2 , q3 , q5 }
q3  {q3 }
q4  {q2 , q3 , q4 , q5 , q7 }
q5  {q5 }
q6  {q2 , q3 , q5 , q6 , q7 }
q7  {q7 }
q8  {q8 }
Dibujamos el estado inicial del DFA que será q1 (Fig. 35).
Fig. 35: Estado inicial del DFA
2. Verificamos las transiciones de cada elemento de q1 con cada elemento del alfabeto  .
2.1. Verificamos si los elementos de q1 tienen transiciones a otros estados en el NFA para
x   , en este caso sólo q7 va a q8 con x , por lo tanto q8  {q8 } será el estado 2 del
DFA (Fig. 36). Por ser q8 estado de aceptación en el NFA entonces también lo será en
el DFA
Fig. 36: Nuevo estado del DFA generado
por la transición x del NFA en q1
2.2. Verificamos si los elementos de q1 tienen transiciones a otros estados en el NFA para
y   , en este caso sólo q5 va a q6 con y , por lo tanto q6  {q2 , q3 , q5 , q6 , q7 } será el
estado 3 del DFA (Fig. 37).
38

39. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 37: Estado 3 del DFA
2.3. Verificamos si los elementos del estado 1 del DFA tienen transiciones a otros estados en
el NFA para z   , en este caso sólo q3 va a q4 con y , por lo tanto
q4  {q2 , q3 , q4 , q5 , q7 } será el estado 4 del DFA (Fig. 38).
Fig. 38: Estado 4 del DFA
3. Como ya no existen elementos en el alfabeto, realizamos el mismo proceso para el estado 2
del DFA. Como podemos observar sólo tiene un elemento, q8 , verificamos en el NFA si q8
tiene alguna transición a otro estado para x   , no la hay entonces creamos una transición a
un estado  (estado 5) que nos indica error. Hacemos lo mismo para y   , pero
nuevamente no hay más transiciones, igual sucede con z   ; por lo tanto, se crean
transiciones hacia el estado  para y (Fig. 39).
Fig. 39: Agregación de estado de ERROR
4. Como ya no existen elementos en el alfabeto, realizamos el mismo proceso para el estado 3
del DFA.
5.1. Verificamos los elementos del estado 3 que tienen transiciones a otros elementos en el
NFA para x   , sólo q 7 tiene una transición a q8 con x , por lo tanto, el DFA va a q8 ,
que es el estado 2 (Fig. 40).
39

40. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 40: Transición del estado 3 al estado 2
5.2. Hacemos el procedimiento anterior pero ahora para y   ; sólo q 5 tiene una transición
a q 6 con x , por lo tanto, el DFA va a q 6 , que es el estado 3 (Fig. 41)
Fig. 41: Transición del estado 3 a él mismo
5.3. Finalmente verificamos para z   . Sólo q 3 tiene una transición a q 4 con x , por lo
tanto, el DFA va a q 4 , que es el estado 4 (Fig. 42).
Fig. 42: Transición del estado 3 al estado 4
5. Como ya no existen elementos en el alfabeto, realizamos el mismo proceso para el estado 4
del DFA.
6.1. Verificamos los electos del estado 4 que tienen transiciones a otros elementos en el NFA
para x   , sólo q 7 tiene una transición a q8 con x , por lo tanto, el DFA va a q8 , que
es el estado 2 (Fig. 43).
40

41. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 43: Transición del estado 4 añ estado 2
6.2. Hacemos el procedimiento anterior pero ahora para y   ; sólo q 5 tiene una transición
a q 6 con x , por lo tanto, el DFA va a q 6 , que es el estado 3.
Fig. 44: Algún título
6.3. Finalmente verificamos para z   . Sólo q 3 tiene una transición a q 4 con x , por lo
tanto, el DFA va a q 4 , que es el estado 4 (Fig. 45).
Fig. 45: Transición del estado 4 a él mismo
Aquí ha terminado la construcción del DFA
2.2.3 Codificación de un DFA en pseudocódigo
Para terminar nuestro recorrido por la conocida secuencia,
Expresión regular  NFA  DFA  Programa
41

42. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
nos hace falta codificar el correspondiente DFA en forma de programa (pseudocódigo). Aquí
mostramos 2 diferentes maneras de hacerlo. Para la primera, podemos escribir pseudocódigo
directamente del DFA correspondiente. Consideremos el DFA de la ¡Error! No se encuentra el
origen de la referencia. que reconoce un nombre de variable o identificador válido así como su
pseudocódigo correspondiente (ver Tabla 4):
Fig. 46: DFA representando la sintaxis de un nombre de variable (identificador)
Como podemos apreciar, es posible escribir rutinas (programa) a partir de un DFA. Sin
embargo, el código que se genera a partir de este diagrama de transiciones no representa
necesariamente una solución óptima al problema de codificación. Esto es debido a que, para
cada estado, sus posibles opciones de transición se manejan con estructuras condicionales
anidadas lo que hace que el programa crezca significativamente en función del número de
estados y el número de elementos en el alfabeto. Es principalmente por esta razón que se
propone una mejor solución basada en el uso de tablas de transición: esta es la segunda manera
de escribir código a partir de un NFA. Un ejemplo de esto se muestra en la Tabla 5 que toma
como entrada la tabla de transición de la Tabla 4. Es importante mencionar que la Tabla 4 se
construyó a partir del DFA de la figura Fig. 46. EOS en la Tabla 5 significa fin de cadena (endof-string).
42

43. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Estado := 1;
LEER(siguiente Símbolo de entrada);
MIENTRAS ( ! FinDeCadena ) HACER
CASE Estado DE
1: SI Símbolo = letra ENTONCES
Estado := 3;
SI NO
SI Símbolo = dígito
ENTONCES
Estado := 2;
SI NO
Salir a RutinaError
FIN-SI
FIN-SI
2: Salir a RutinaError
3: SI Símbolo = letra ENTONCES
Estado := 3;
SI NO
SI Símbolo = dígito
ENTONCES
Estado := 3;
SI NO
Salir a RutinaError
FIN-SI
FIN-SI
FIN-case
LEER(siguiente Símbolo de entrada)
FIN-MIENTRAS
SI Estado ! = 3 ENTONCES
Salir a RutinaError;
Tabla 4: Secuencia de instrucciones sugerida por el diagrama de transición de la Fig. 46.
letra
número EOS
1
3
2
Error
2
Error
Error
Error
3
3
3
ACCEPT
Tabla 5: Tabla de transición construida del diagrama de transición de la figura 9.
43

44. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Estado := 1;
REPETIR
LEER(siguiente Símbolo de entrada);
CASE Símbolo DE
letra : Entrada := “letra”;
dígito: Entrada := “dígito”;
MarcadorDeFinDeCadena: Entrada := “EOS”;
NingunoDeLosAnteriores: Salir A RutinaError;
FIN-CASE
Estado := Tabla [Estado, Entrada] ;
SI Estado = Error ENTONCES
SalirRutinaError;
FIN-SI
HASTA Estado = “ACCEPT”
Tabla 6: Análisis léxico basado en la Tabla 4 de transiciones
44

45. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
3. Análisis sintáctico
Verificar si la cadena
SzMN
z
M a M
a
z az abz es generada por la gramática mostrada en el
bz
cuadro de la izquierda.
M z
N  b Nb
N z
1. Comenzamos escribiendo la regla perteneciente a la
variable inicial:
2. Aplicamos, para M la regla
M a M
 zaM aN
 z
a
 za zaz
N
3. Aplicamos, para M la regla M  z
4. Aplicamos, para N la regla
Sz N
Mz

N  b Nb
 zazabbz
N
5. Aplicamos, para N la regla N  z
z a z a b z b z
Un autómata de pila (PDA – Push Down Automaton) es una 6-tupla (Q, , ,  , q 0 , F )
donde Q ,  ,  y F son todos conjuntos finitos y:
1.
2.
3.
4.
5.
6.
Q es el conjunto finito de estados.
 es el alfabeto de entrada.
 es el alfabeto de la pila.
 : Q      P (Q   ) es la función de transición.
q0  Q es el estado inicial.
F  Q es el conjunto de estados de aceptación.
Recuerde que      { } y     { }
0, ε  0
q1
ε, ε  $
q2
1, 0  ε
q4
ε, $  ε
q3
1, 0  ε
Fig. 47: PDA que reconoce lenguajes del tipo
Una gramática libre de contexto (CFG, Context Free Grammar) es una 4-tupla (V , , R, S )
donde:
1. V es un conjunto finito llamado las variables.
2.  es un conjunto finito llamado los terminales
45

46. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
3. R es un conjunto finito de reglas, con cada regla siendo una variable y una cadena de
variables y terminales.
4. S  V es la variable inicial.
Teorema: Para cada CFG existe un PDA M tal que C (G)  L(M )
Demostración
Dada una CFG construimos un PDA M como sigue:
1. Designe el alfabeto de M como los símbolos terminales de G y los símbolos de la pila
como los terminales y no terminales de G junto con el símbolo especial # (asumimos que
# no es ni terminal ni no-terminal en G).
2. Designe los estados de M como q0 , p, q y f , siendo q 0 el estado inicial y f el único
estado de aceptación.
3. Introduzca la transición (q0 ,  , ; p, # ) .
4. Introduzca una transición ( p,  , ; q, S ) , donde S es el símbolo inicial en G.
5. Introduzca una transición de la forma (q,  , N ; q, w) para cada regla de reescritura
N  w en G (aquí estamos usando nuestra convención que permite a una transición
simple meter más de un símbolo a la pila. En particular, w puede ser una cadena de cero
o más símbolos incluyendo terminales y no terminales).
6. Introduzca una transición de la forma (q, x, x; q,  ) para cada Terminal x en G (es
decir, para cada símbolo en el alfabeto de M).
7. Introduzca la transición (q,  , # ; f ,  ) .
Veamos el teorema anterior aplicado a la siguiente gramática:
S  zMNz
M  aMa
M z
N  bNb
Nz
1. Sea   {S , M , N , z, a, b, #} el alfabeto.
2. Designamos los estados q0 , p, q y f , siendo q 0 el estado inicial y f el único estado de
aceptación (Fig. 48).
Fig. 48: Estados del PDA
3. Introducimos la transición (q0 ,  , ; p, # ) , es decir, una transición de q0 a p que tenga
como entrada el par ( ,  ) y como “salida” el símbolo # que será introducido a la pila
(Fig. 49).
46

47. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 49: Introducción de la primera transición (q0 ,  , ; p, # )
4. Introducimos la transición ( p,  , ; q, S ) , donde S es el símbolo inicial en G, es decir,
una transición de p a q , que tiene como entrada el par ( ,  ) y como salida el símbolo
S , que será metido a la pila (Fig. 50).
Fig. 50: Introducción de la segunda transición ( p,  , ; q, S )
5. Introducimos una transición de la forma (q,  , N ; q, w) para cada regla de reescritura
N  w en G. Para nuestro ejemplo, introduciremos las transiciones (q,  , S ; q, zMNz) ,
(q,  , M ; q, aMa) , (q,  , M ; q, z ) , (q,  , N ; q, bNb) , (q,  , N ; q, z) (Fig. 51).
Fig. 51: Introducir transiciones por cada regla de producción
6. Introducimos una transición de la forma (q, x, x; q,  ) para cada Terminal x en G, en
nuestro caso, los terminales son a , b y z (Fig. 52).
Fig. 52: Introducir una transición por cada símbolo terminal
7. Introducir la transición (q,  , # ; f ,  ) , es decir, la transición que une al estado q con el
estado f (Fig. 53).
47

48. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 53: PDA para la gramática dada.
De esta manera hemos comprobado que para cada CFG existe un PDA M tal que
C (G)  L(M )
Una tabla parse para un parser LL(1) es un arreglo bidimensional. Los renglones se
etiquetan con los no terminales de la gramática y las columnas con los terminales de la gramática
más una columna adicional llamada EOS (End Of String).
La (m, n) -ésima entrada de la Tabla 7 indica que acción debe llevarse a cabo cuando el
no-terminal m aparece hasta arriba de la pila y el símbolo hacia delante es n .
S  zMNz
M  aMa
M z
N  bNb
Nz
Fig. 54: Gramática
S
M
N
a
ERROR
aMa
ERROR
b
ERROR
ERROR
bNb
z
zMNz
Z
z
EOS
ERROR
ERROR
ERROR
Tabla 7: Tabla parse LL(1) para la gramática de la izquierda
push (s)
read (symbol)
while (snack_not_empty) do
case top_of_stack of
terminal: if top_of_stack = symbol then
pop stack and read (symbol.)
else
exit_to_error_routine;
non-terminal: if table[top_of_stack, symbol] ≠
error then
replace top_of_stack with
table[top_of_stack, symbol]
else
exit_to_error_routine;
end-case
end-while
if symbol not end_of_string marker then
exit_to_error_routine
Tabla 8: Rutina parse LL(1) genérica
48

49. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
1. Ejercicio 1: Dibujar el PDA correspondiente a la gramática:
SxS y
S 
(Fig. 55)
Fig. 55: PDA del Ejercicio 1
SxS z
2. Ejercicio 2: Dibujar el PDA correspondiente a la gramática: S  y S z (Fig. 56)
S 
Fig. 56: PDA del ejercicio 2
3. Ejercicio 3: Dibujar el PDA correspondiente a la gramática:
S  xS y
(Fig. 57)
S xy
Fig. 57: PDA del ejercicio 3
Teorema: Para cada CFG existe un PDA M tal que L(G) = L(M)
Demostración
1. Establecer cuatro estados, un estado inicial llamado q 0 , un estado final llamado f y
otros dos estados p , q .
2. Introduzca la transiciones (q0 ,  , ; p, # ) y (q,  , # ; f ,  ) , donde asumimos que # es
un símbolo que no ocurre en la gramática.
49

50. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
3. Para cada símbolo Terminal x de la gramática, introduzca la transición ( p, x, ; p, x) .
Estas transiciones permiten al autómata transferir los símbolos de entrada a la pila,
mientras que permanece en el estado p . La ejecución de esta operación de llama
operación de cambio (shift operation), ya que su efecto es cambiar un símbolo de la
entrada a la pila.
4. Para cada regla de reescritura N  w (donde w representa una cadena de 1 o más
símbolos) de la gramática, introduzca la transición ( p,  , w; p, N ) (aquí permitimos a
una transición remover más de un símbolo de la pila). Así que para ejecutar la transición

( p,  , xy; p, z) un autómata debe tener una y hasta arriba de la pila con una x debajo
de ella. La presencia de éstas transiciones significa que si los símbolos de la parte de más
arriba de la pila concuerdan con el lado derecho de una regla de reescritura entonces
dichos símbolos pueden reemplazarse con el único no-terminal del lado izquierdo de esa
regla. La ejecución de tal transición se llama operación de reducción (reduce operation)
ya que su efecto es el de reducir el contenido de la pila a una forma más simple.
5. Introduzca la transición ( p,  , S ; q,  ) donde S es el símbolo inicial de la gramática.
Veamos el teorema anterior aplicado a la siguiente gramática:
S  zMNz
M  aMa
M z
N  bNb
Nz
1. Establecer cuatro estados, un estado inicial llamado q 0 , un estado final llamado f y
otros dos estados p , q (Fig. 58).
Fig. 58: Establecimiento de 4 estados
2. Introducir las transiciones (q0 ,  , ; p, # ) y (q,  , # ; f ,  ) , donde asumimos que # es
un símbolo que no ocurre en la gramática (Fig. 59).
Fig. 59: Primeras dos transiciones
3. Para cada símbolo Terminal x de la gramática, introduzca la transición ( p, x, ; p, x) .
La ejecución de esta operación de llama operación de cambio (shift operation), ya que
su efecto es cambiar un símbolo de la entrada a la pila (Fig. 60).
50

51. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 60: Una transición por cada símbolo terminal
4. Para cada regla de reescritura N  w (donde w representa una cadena de 1 o más
símbolos) de la gramática, introduzca la transición ( p,  , w; p, N ) (Fig. 61)
Fig. 61: Una transición por cada regla gramatical
5. Introducir la transición ( p,  , S ; q,  ) donde S es el símbolo inicial de la gramática (Fig.
62).
Fig. 62: Última transición
51

52. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
3.1 Construcción de tablas parse LR(1)
S  zMNz
M  aMa
M z
N  bNb
1. Introducir un nuevo símbolo inicial S ' y una nueva regla S '  S .
2. Introducimos el marcador ^ para indicar el estatus del proceso de
análisis sintáctico. Por ejemplo, usando el marcador podemos
escribir: S  z ^ MNz para indicar que se ha leído la primera z y se
prepara para leer el resto de la regla: MNz
Nz
Fig. 63: Gramática
S ^ zMNz
Forma inicial
S  z ^ MNz
S  zM ^ Nz
S  zMN ^ z
S  zMNz ^
Forma terminal
3. Cerradura de un conjunto de reglas marcadas. Formamos dicha cerradura al encontrar
primero todos los no-terminales que aparezcan de inmediato a la derecha de un marcador en
alguna regla del conjunto.
Entonces añadimos al conjunto las formas iniciales de todas las reglas de la gramática
cutos lados izquierdos consistan en esos no-terminales. Si algunas de estas reglas añadidas
tienen no-terminales que aparezcan inmediatamente a la derecha de un marcador, agregamos
las formas iniciales de esas reglas para esos no-terminales también. Continuamos éste
proceso hasta que algún no-terminal nuevo aparezca inmediatamente a la derecha de un
marcador.
¿Cuál es la cerradura del conjunto que contiene a las 2 reglas
S  zM ^ Nz
M  a ^ Ma
?
Respuesta: S  M ^ Nz, M  a^ Ma, N ^ bNb, N ^ z, M  a^ Ma, M  z
Algoritmo para construir el FA que servirá de base para la tabla parse LR(1)
1. Forme la cerradura del conjunto que contiene solamente la regla marcada S ^ S ' .
Establezca este conjunto como el estado inicial del diagrama de transición.
2. Mientras sea posible, sin redundancia haga lo siguiente:
a. Seleccione un símbolo s (Terminal o no-terminal) que aparezca inmediatamente a la
derecha del marcador en una regla de algún estado A .
b. Sea X la colección de todas las reglas marcadas en A que tengan s inmediatamente
a la derecha de sus marcadores.
c. Sea Y el conjunto de reglas marcadas obtenidas al mover el marcador de cada regla
en X a la derecha del símbolo s .
d. Si la cerradura de Y no se ha establecido como estado, hágalo.
e. Dibuje un arco etiquetado como s desde A hacia la cerradura de Y .
3. Sea cada estado representado por reglas marcadas en su forma Terminal, un estado de
aceptación en el autómata.
52

53. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Ejercicio: Construir el AF para la gramática
S  xS z
Sy
1. Introducimos un nuevo símbolo inicial S ' y una nueva regla S '  S , así como un
marcador que indique la forma inicial de cada regla gramatical.
S ' ^ S
S ^ x S z
S ^ y
2. Formamos la cerradura de la regla S '^ S , ésta servirá como primer estado (Fig. 64).
Fig. 64: Estado inicial del FA cerradura de
S' S
3. Seleccionamos s  S , con lo cual X  {S ' ^ S} y Y  {S '  S ^ } , observamos que
S '  S ^ se encuentra en su forma Terminal, con lo cual Y  Y . Agregamos ese nuevo
estado (estado 2) y una transición a él con el símbolo S (Fig. 65).
Fig. 65: Segundo estado
4. Escogemos para el estado 1 s  x , con lo cual X  {S ^ x S z} y Y  {S  x^ S z} .
Obtenemos la cerradura de Y .
Y  {S  x^ S z, S ^ x S z, S  y}
Como no existe un estado con esas reglas gramaticales se agrega al AF (estado 3), junto
con una transición de 1 a 3 para el símbolo x (Fig. 66).
53

54. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 66: Tercer estado
5. Sea s  y , el último símbolo para el estado 1. Por lo que X  {S ^ y} , Y  {S  y ^ } ,
con lo que Y  Y . Como Y no se encuentra en el AF lo agregamos (estado 4). Como
además la regla se encuentra en su estado Terminal, el estado 4 será de aceptación (Fig.
67).
Fig. 67: Estado 4 del AF
6. Como ya no existen más símbolos en el estado 1 y el estado 2 ya es un estado de
aceptación, hacemos el mismo proceso para el estado 3.
Sea s  S , con lo cual X  {S  x^ S z} y Y  {S  x S ^ z} . Debido a que no
existen reglas de producción que comiencen con símbolos terminales Y  Y . Como Y no
existe como estado en el AF se agrega (estado 5), junto con una transición del estado 3 al
estado 5 con el símbolo S (Fig. 68).
Fig. 68: Estado 5 del AF
7. Sea
s  x , con lo cual X  {S ^ x S z} y Y  {S  x ^ S z} . De lo cual
Y  {S  x^ S z, S ^ x S z, S ^ y} que es el mismo estado 3. Con lo cual, sólo
agregamos una transición a él mismo con el símbolo x (Fig. 69).
54

55. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 69: Transición x
8. Sea s  y , con lo cual X  {S ^ y} y Y  {S  y ^}  Y que es el estado 4, con lo
cual, agregamos una transición del Estado 3 al estado 4 con el símbolo y (Fig. 70).
Fig. 70: Transición del estado 3 al estado 4 con
9. Como ya no existen más símbolos en el estado 3 y el estado 4 ya es un estado de
aceptación, hacemos el mismo proceso para el estado 5.
Sea s  z , con lo cual X  {S  x S ^ z} y Y  {S  x S z ^}  Y . Como no
existe Y en el AF se agrega como estado (estado 6), junto con una transición con el
símbolo z . Como además es una regla en su estado terminal, el estado 6 es un estado de
aceptación (Fig. 71).
Fig. 71: Ultimo estado del AF
55

56. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
3.2 Análisis sintáctico LALR(1)
Este análisis está basado en la observación de que en muchos casos el tamaño del DFA
de conjuntos de elementos LR(1) se debe en parte a la existencia de muchos estados diferentes
que tienen el mismo conjunto de primeros componentes en sus elementos, mientras que difieren
sólo en sus segundos componentes (los símbolos de búsqueda hacia adelante).
El algoritmo de análisis sintáctico LALR(1) expresa el hecho de que tiene sentido
identificar todos esos estados y combinar sus búsquedas hacia delante. Al hacerlo así, siempre
debemos finalizar con un DFA que sea idéntico el DFA de los elementos LR(0) excepto si cada
estado se compone de elementos con conjuntos de búsqueda hacia delante.
Considere la siguiente gramática: A  ( A) | a
‟
Fig. 72: LR(0)
Fig. 73: Otra figura
3.2.1 Primer principio del análisis sintáctico LALR(1)
El núcleo de un estado del DFA de elementos LR(1) es un estado del DFA de elementos
LR(0).
3.2.2 Segundo principio del análisis sintáctico LALR(1)
Dados dos estados s1 y s2 del DFA
de elementos LR(1) que tengan el mismo
núcleo, suponga que hay una transición con
el símbolo x desde s1 a un estado t1 .
Entonces existe también una transición con
x del estado s2 al estado t 2 , y los estados t1
y t 2 tienen el mismo núcleo.
Considere la siguiente gramática
A  ( A) | a cuyo DFA es:
56

57. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 74: DFA de A  ( A) | a
0
1
2
3
4
5
A
1
a
3
(
2
4
2
)
$
Algún texto
3
5
Tabla 9: Tabla LALR(1)
0
1
2
3
4
5
6
7
8
9
A
1
a
3
(
2
4
6
)
$
5
ACCEPT
Aa
Aa,)
8
6
5
Aa,)
A(A)
8
A(A)
A(A)
Tabla 10: Tabla LR(1)
Fig. 75: LR(1)
3.3 Análisis sintáctico LR(1) canónico
3.3.1 Autómatas finitos de elementos LR(1)
La dificultad con el métodos SLR(1) es que aplica las búsquedas hacia delante después
de construir el DFA de elementos LR(0), una construcción que ignora búsquedas hacia adelante.
La potencia del método LR(1) general (canónico) se debe a que utiliza un nuevo DFA que tiene
las búsquedas integradas en su construcción desde el inicio.
Este DFA utiliza elementos que son una extensión de los elementos LR(0) se conocen
como elementos LR(1), es un par compuesto de un elemento LR(0) un token de búsqueda hacia
adelante simple en cada elemento. Más exactamente, un elemento LR(1) es un par compuesto de
un elemento LR(0) y un token de búsqueda hacia adelante. Escribimos elementos LR(1)
utilizando corchetes como:
[ A     , a]
Donde A     es un elemento LR(0) y a es un token (la búsqueda hacia adelante)
57

58. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Para completar la definici+on del autómata utilizado para el análisis sintáctico LR(1)
general, necesitamos definir las transiciones LR(0), excepto por que también se mantienen al
tanto de las búsquedas hacia delante. Como con los elementos LR(0) que incluyen transiciones
 , es necesario construir un DFA cuyos estados sean conjuntos de elementos que sean
cerraduras  . La diferencia principal entre los autómatas LR(0) y LR(1) viene en la definición
de las transiciones  . Daremos primero la definición del caso más fácil (las transiciones no  ),
que son esencialmente idénticas a las correspondientes al caso LR(0).
3.3.3 Definición de transiciones LR(1) (parte 1)
Dado un elemento LR(1) [ A    X , a] donde X es cualquier símbolo (Terminal o
no-terminal), existe una transición con X al elemento [ A  X   , a] .
Observe que en este caso la misma a de búsqueda hacia adelante aparece en ambos
elementos. De este modo, estas transiciones no provocan la aparición de nuevas búsquedas hacia
adelante. Sólo las transiciones  “crean” nuevas búsquedas hacia delante de la manera siguiente:


Dado un elemento LR(1) [ A    B , a] , donde B es un no Terminal, existen
transiciones  para elementos [ B   , b] para cada producción B   y para cada
token b en Pr imero(a)
Un elemento LR(0) de una CFG es una regla de producción con una posición distinguida
en su lado derecho. Indicaremos esta posición distinguida mediante un punto. De este
modo si A   es una regla de producción, y si  y  son dos cadenas cualesquiera de
símbolos (incluyendo  ), tales como    , entonces A     es un elemento LR(0).
Estos se conocen como elementos LR(0), por que no contienen referencia explícita a la
búsqueda hacia delante.
Considere la siguiente CFG
S ' S
S  (S )S
S 
S '  S
S ' S 
S  ( S ) S
S  (S ) S
S  ( S ) S
S  (S )  S
S  (S )S 
S 
Fig. 76: Algún título
58

59. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
Fig. 77: Algún título
3.4 Conjuntos primero
Si x es un símbolo de la gramática (terminal o no-terminal) o  , entonces el conjunto
primero(x) compuesto de terminales y posiblemente de  , se define de la siguiente manera:
1. Si x es un terminal o  , entonces primero( x)  {x}
2. Si x es un no-terminal entonces, para cada selección de producción x  x1 , x2 , , xn ,
primero(x) contiene primero( x1 )  { } . Si también para cualquier i  n , todos los
conjuntos primero( x1 ),, primero( xn ) , primero( x1 ) contiene  , entonces primero(x)
contiene primero( xi 1 )  { } . Si todos los conjuntos primero( x1 ),, primero( xn )
contienen  , entonces primero(x) también contiene 
Ahora definamos primero( ) para cualquier cadena   x1 x2  xn (una cadena de
terminales y no-terminales) de la siguiente manera.

primero( ) contiene primero( x1 )  { } para cada i  2, , n . Si primero( xk ) contiene
 para toda k  1, , i  1 , entonces primero( ) contiene primero( xi )  { } .
Finalmente, si para toda i  1, , n , primero( xi ) contiene  , primero( ) contiene  .
Algoritmo simplificado para calcular primero(A) para todos los no-terminales A en
ausencia de producciones  (Tabla 11).
for
todos_los_no_terminales_A do
primero( A) : {};
while existan_cambios_para_cualquier_primero(A) do
for cada_seleccion_de_producción A  x1 x2  xn do
Agregue primero( x1 ) a primero(A) ;
Tabla 11: Algoritmo
Calcular los conjuntos primero(A) para la siguiente CFG
59

60. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
exp  exp opSuma term
exp  term
opSuma  
opSuma  
term  term opMult factor
term  factor
opMult  *
opMult  /
factor  (exp)
factor  número
Algoritmo para calcular primero(A) para todos los no-terminales A (Tabla 12).
for
todos_los_no_terminales_A do
primero( A) : {};
while existan_cambios_para_cualquier_primero(A) do
for cada_seleccion_de_producción A  x1 x2  xn do
k : 1;
continuar : verdadero;
While (continuar=verdadero) and ( k  n ) do
agregue primero( xk )  { } a primero(A) ;
if (   primero( xk ) ) then
continuar:=falso;
k=k+1;
if(continuar=verdadero) then
agregue  a primero(A) ;
Tabla 12: Algún título
60

61. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
4. Análisis Léxico
4.1 Planteamiento del problema
Ada es un lenguaje de programación orientado a objetos, diseñado por Jean Ichbiah de CII
Honeywell Bull por encargo del Departamento de Defensa de los Estados Unidos. Los siguientes
son tokens de un muy pequeño subconjunto de ADA:comienza










termina
;
:=
+
-



*
/
(
)
mod
rem
identificadores
enteros
Se pretende realizar un Analizador Léxico para determinar las clasificaciones de los tokens
anteriores como sigue:
1. Un identificador se ha definido como una letra seguida por un número arbitrario de letras
o dígitos
2. Las palabras comienza y termina son palabras reservadas.
3. Los símbolo punto y coma (;), paréntesis abierto y paréntesis cerrado son símbolos
permitidos.
4. Un entero ha sido definido como un dígito seguido por una secuencia de dígitos
5. Los símbolos + y - han sido denominados como OpSuma
6. Los símbolos *, / y las palabras mod y rem serán identificados como OpMultiplicacion.
7. El símbolo := se definió como Asignación.
En la etapa de pruebas se ejecutará el analizador léxico en (a) el programa siguiente, y (b)
un programa arbitrario.
comienza
a:=b3;
xyz := a + b + c
-p / q;
a := xyz * (p + q);
p:= a - xyz - p;
termina;
La salida esperada es la siguiente:
Tipo
Palabra clave
Identificador
Asignación
…
Lexema
comienza
a
:=
…
61

62. Compiladores
Nicandro Cruz Ramírez
5. Análisis sintáctico
5.1 Planteamiento del problema
Considere la siguiente gramática
Programa  Comienza SecuenciaDeSentencias termina;
SecuenciaDeSentencias  Sentencia{Sentencia}
Sentencia  SentenciaSimple
SentenciaSimple  SentenciaDeAsignacion
SentenciaDeAsignacion  Nombre:=Expresion;
Nombre  NombreSimple
NombreSimple  Identificador
Expresion  Relación
Relacion  ExpresionSimple
ExpresionSimple  Termino{OpSuma Termino}
Termino  Factor{OpMul Factor}
Factor  Primario
Primario  Nombre
Primario  LiteralNumerica
Primario  (Expresion)
OpSuma  +
OpSuma  OpMul  *
OpMul  /
OpMul  Mod
OpMul  rem
LiteralNumerica  LiteralDecimal
LiteralDecimal  Entero
S  aZb;
Z Y
YX
X W
W  V : E;
V T
T c
ER
R Q
Q  PMP
P  FNF
F L
L V
LK
L  (E )
M 
M 
N *
N /
N m
N r
K J
J e
Tabla 13: Gramática
Diseñe un analizador sintáctico LR(1) que implementará esta gramática. Ejecute su
analizador sintáctico con el programa siguiente, y en un programa de su propio diseño:
comienza
a:=b3;
xyz := a + b + c
-p / q;
a := xyz * (p + q);
p:= a - xyz - p;
termina;
62