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3-AlgoSyntaxique important

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Compilation
Algorithmes d'analyse syntaxique
Préliminaires
●
Si A est un non-terminal et γ une suite de terminaux et
de non-terminaux, on note :
A ―›› γ
si en partant de A on peut arriver à γ par dérivations
successives (y compris aucune donc A ―›› A).
Préliminaires
●
Non-terminaux : E
●
Terminaux : '+' 'n' 'id'
●
E ::= E '+' E | 'id' | 'n'
E ―› E '+' E ―› 'id' '+' E ―› 'id' '+' E '+' E ―› 'id' '+' E '+' 'n'
E ―›› E
E ―›› 'id' '+' E '+' E
E ―›› 'id' '+' E '+' 'n'
'id' '+' E ―›› 'id' '+' E '+' 'n'
Algorithmes d'analyse syntaxique
●
Il existe deux principaux types algorithmes d'analyse
syntaxique :
–
prédictifs ou descendants ou LL
●
–
Left-to-right Leftmost
ascendants ou LR
●
Left-to-right Rightmost
Algorithmes d'analyse syntaxique
●
Ces deux algorithmes nécessitent de calculer, à partir de
la grammaire algébrique :
–
l'ensemble Annulable (nullable)
–
la fonction Premier (first)
–
la fonction Suivant (follow)
Annulable, premier et suivant
●
Les algorithmes pour calculer ces trois objets ont tous le
même déroulement :
–
On dispose de propriétés caractéristiques sur ces objets
–
On applique les propriétés pour obtenir des équations
ensemblistes entre ces objets
–
On résoud le système d'équations ensemblistes
Annulable, premier et suivant
●
Dans les propriétés qui suivent :
–
On apprend quelque chose sur X
–
[à l'aide de Y]
–
[quand les Zi sont annulables]
L'ensemble Annulable
●
L'ensemble Annulable contient l'ensemble des non
terminaux annulables, c'est-à-dire ceux qui peuvent se
dériver en ε, éventuellement en appliquant plusieurs
productions :
X ∈ Annulable si X ―›› ε
L'ensemble Annulable
●
Non-terminaux : S X Y
●
Terminaux : 'a' 'c' 'd'
●
Productions :
–
S ::= X Y S | 'd'
–
Y ::= 'c' | ε
–
X ::= Y | 'a'
Annulable = {X,Y}
Propriétés de Annulable
●
Propriétés :
1)Si X ::= ε est une productions, alors X est annulable
2)Si X ::= Z1 Z2 … Zk est une production, et que tous les nonterminaux Zi sont annulables, alors X est annulable.
●
Remarques :
●
●
●
S'il n'y a aucune production de type X ::= ε, aucun nonterminal n'est annulable
Seules les production dont le membre droit est ε ou ne
contient que des non-terminaux sont à considérer
Les productions qui donnent des informations sur X sont
celles dont le membre gauche est X
Calcul de Annulable
●
●
●
On commence par déclarer annulable les non-terminaux
X pour lesquels il y a une production X ::= ε
À l'aide des productions dont le membre droit ne
contient que des non-terminaux, ajouter à l'ensemble
Annulable les non-terminaux rendus annulables par la
propriété 2)
Remarques
–
Une fois que l'on sait un non-terminal annulable, on n'a plus
besoin de considérer les productions associées
Exemple
●
Non-terminaux : S X Y
●
Terminaux : 'a' 'c' 'd'
●
Productions :
–
S ::= X Y S | 'd'
–
Y ::= 'c' | ε
–
X ::= Y | 'a'
1)Y est annulable avec
Y ::= ε
2)Les productions
potentiellement utiles
sont X ::= Y et S ::= X Y S
3)X est annulable avec
X ::= Y
4)On n'apprend plus rien
donc seuls X et Y sont
annulables
La fonction Premier
●
La fonction Premier associe à un non-terminal
l'ensemble des terminaux qui peuvent apparaître en
premier une fois appliquées une ou plusieurs
dérivations à partir de ce non-terminal :
a ∈ Premier(X) si X ―›› aγ
γ est une suite de terminaux et non-terminaux,
éventuellement vide
La fonction Premier
●
●
●
Non-terminaux : S E T F
Terminaux : '+' '-' '×' '*'
'(' ')' 'id' 'n' '$'
Productions :
–
S ::= E '$'
–
E ::= E '+' T | '-' T | T
–
T ::= T '×' F | '*' F | F
–
F ::= 'id' | 'n' | '(' E ')'
Premier(E) = {'(','id','n','*','-'}
Premier(T) = {'(','id','n','*'}
Premier(F) = {'(','id','n'}
Propriétés de Premier
●
Propriétés :
1)Si X ::= 'a' γ est une production alors 'a' ∈ Premier(X)
2)Si X ::= Y γ est une production alors Premier(X) contient tous
les terminaux de Premier(Y)
3)Si X ::= Z1 Z2 … Zk 'a' γ est une production et que les Zi sont
annulables alors 'a' ∈ Premier(X) (et Premier(X) contient tous
les terminaux des Premier(Zi))
4)Si X ::= Z1 Z2 … Zk Y γ est une production et que les Zi sont
annulables alors Premier(X) contient tous les terminaux de
Premier(Y) (et des Premier(Zi))
Propriétés de Premier
●
Remarques
1)Les productions qui donnent des informations sur X sont
celles dont le membre gauche est X
2)La production E ::= E γ enseigne que Premier(E) contient
Premier(E), ce que l'on savait déjà, mais attention si E est
annulable
Calcul de Premier
●
●
●
Calculer l'ensemble Annulable
Pour chaque non-terminal E, appliquer les propriétés
aux productions dont le membre gauche est E pour
trouver Premier(E) en fonction des autres ensembles
Premier — on abrégera Premier(X) en P(X)
Résoudre les équations ensemblistes pour trouver ces
ensembles
–
en remplaçant les ensembles connus dans les équations
–
si cela ne suffit pas, réfléchir !
Exemple
●
●
●
Non-terminaux : S E T F
Terminaux : '+' '-' '×' '*'
'(' ')' 'id' 'n' '$'
Productions :
–
S ::= E '$'
–
E ::= E '+' T | '-' T | T
–
–
T ::= T '×' F | '*' F | F
F ::= 'id' | 'n' | '(' E ')'
●
Premier(S) : P(E)
●
Premier(E) : '-',P(T)
●
Premier(T) : '*',P(F)
●
Premier(F) : 'id','n','('
●
Premier(T) : '*','id','n','('
●
Premier(E) : '-','*','id','n','('
●
Premier(S) : '-','*','id','n','('
Exemple
●
Non-terminaux : S X Y
●
Premier(S) : P(X),P(Y),'d'
●
Terminaux : 'a' 'c' 'd'
●
Premier(Y) : 'c'
●
Productions :
●
Premier(X) : P(Y),'a'
●
–
S ::= X Y S | 'd'
●
Premier(X) : 'c','a'
–
Y ::= 'c' | ε
●
–
X ::= Y | 'a'
Premier(S) : 'c','a','d'
Annulable = {X,Y}
Exemple
●
Non-terminaux : S Y
●
Premier(S) : P(Y),'d'
●
Terminaux : 'c' 'd'
●
Premier(Y) : P(S),'c'
●
Productions :
●
●
–
S ::= Y 'd' | ε
–
Y ::= S 'c' | ε
Annulable = {S,Y}
En réfléchissant :
Premier(S)={'c','d'}
Premier(Y)={'c','d'}
La fonction Suivant
●
La fonction Suivant associe à un non-terminal, les
terminaux qui peuvent apparaître après ce non-terminal
dans une suite de dérivations issues du start :
b ∈ Suivant(X) si S ―›› γXbδ
γ et δ sont des suites de non-terminaux et de terminaux,
éventuellement vides
La fonction Suivant
●
●
●
Non-terminaux : S E T F
Terminaux : '+' '-' '×' '÷' '('
')' 'id' 'n' '$'
Productions :
–
S ::= E '$'
–
E ::= E '+' T | E '-' T | T
–
T ::= T '×' F | T '÷' F | F
–
F ::= 'n' | 'id' | '(' E ')'
●
Suivant(E)={+,-,),$}
●
Suivant(T)={×,÷,+,-,),$}
●
Suivant(F)={×,÷,+,-,),$}
Propriétés de Suivant
●
Propriétés :
1)Si A ::= γ X 'a' δ alors 'a' est dans Suivant(X)
2)Si A ::= γ X Y δ alors Premier(Y) est dans Suivant(X)
3)Si Y ::= γ X alors Suivant(X) contient Suivant(Y)
4)Si A ::= γ X Z1 Z2 … Zn 'a' δ et que tous les Zi sont annulables
alors 'a' est dans Suivant(X) (ainsi que les Premier(Zi))
5)Si A ::= γ X Z1 Z2 … Zn Y δ et que tous les Zi sont annulables
alors Premier(Y) est dans Suivant(X) (ainsi que les Premier(Zi))
6)Si Y ::= γ X Z1 Z2 … Zn et que tous les Zi sont annulables alors
Suivant(X) contient Suivant(Y) (ainsi que les Premier(Zi))
Propriétés de Suivant
●
Remarques
1)Les productions qui donnent des informations sur X sont
celles dont le membre droit contient X, pour chaque
occurrence de X
2)La production E ::= γ E enseigne que Suivant(E) contient
Suivant(E), ce que l'on savait déjà
Calcul de Suivant
●
●
Calculer Annulable et Premier
Pour chaque non-terminal E, appliquer les propriétés à
chaque occurrence de E dans les membres droits des
productions — on abrégera Suivant(X) en S(X) :
–
regarder ce qui suit :
●
●
si c'est un terminal 'x', ajouter 'x' à Suivant(E)
si c'est un non-terminal Y, ajouter P(Y) à Suivant(E)
–
●
●
si Y est annulable, reprendre à partir de ce qui suit Y là
si rien ne suit, ajouter S(A) à Suivant(E), où A est le membre gauche
de la production
Résoudre les inéquations ensemblistes.
Exemple
●
●
●
Non-terminaux : S E T F
Terminaux : '+' '-' '×' '÷'
'(' ')' 'id' 'n' '$'
Productions :
–
S ::= E '$'
–
E ::= E '+' T | E '-' T | T
–
T ::= T '×' F | T '÷' F | F
–
F ::= 'n' | 'id' | '(' E ')'
●
Suivant(E) : '$','+','-',')'
●
Suivant(T) : S(E),'×','÷'
●
Suivant(F) : S(T)
●
Suivant(T)='+','-',')','$','×','÷'
●
Suivant(F)='+','-',')','$','×','÷'
Exemple
●
Non-terminaux : S X Y
●
Suivant(S) : vide
●
Terminaux : 'a' 'c' 'd'
●
Suivant(Y) : P(S),S(S),S(X)
●
Productions :
●
Suivant(X) : P(Y),P(S),S(S)
●
–
S ::= X Y S | 'd'
●
Suivant(X) : 'c','a','d'
–
Y ::= 'c' | ε
●
–
X ::= Y | 'a'
Suivant(Y) : 'c','a','d'
Annulable = {X,Y}
Premier(Y) : 'c'
Premier(X) : 'c','a'
Premier(S) : 'c','a','d'
Exemple
●
Non-terminaux : S E O F
●
Suivant(S) : vide
●
Terminaux : '+' '-' 'n' '(' ')'
●
Suivant(E) : P(O),P(E),')'
●
Productions :
●
Suivant(O) : P(E)
–
S ::= E '$'
●
Suivant(F) : S(E)
–
E ::= E O E | F
●
–
O ::= '+' | '-' | ε
Suivant(O) : 'id','n','('
●
–
F ::= 'n' | '(' E ')'
Suivant(E) : '+','-','n','(',')'
●
Suivant(F) : '+','-','n','(',')'
●
Annulable={O}
Premier(O)={+,-}
Premier(E)={n,(}
Exercice
●
Non-terminaux : S E E2 T T2 F
●
Terminaux : '$' '+' '-' '×' '÷' '(' ')' 'id' 'n'
●
Productions :
–
S ::= E '$'
–
E ::= T E2
–
E2 ::= '+' T E2 | '-' T E2 | ε
–
T ::= F T2
–
T2 ::= '×' F T2 | '÷' F T2 | ε
–
F ::= 'n' | 'id' | '('E')'
S
E
E2
T
T2
F
Annulable Premier
Suivant
P(E)
P(T)
)$
oui
+S(E)
P(F) P(E2),S(E2),S(E)
oui
÷×
S(T)
( id n P(T2),S(T2),S(T)
Exercice
●
Non-terminaux : S E E2 T T2 F
●
Terminaux : '$' '+' '-' '×' '÷' '(' ')' 'id' 'n'
●
Productions :
–
S ::= E '$'
–
E ::= T E2
–
E2 ::= '+' T E2 | '-' T E2 | ε
–
T ::= F T2
–
T2 ::= '×' F T2 | '÷' F T2 | ε
–
F ::= 'n' | 'id' | '('E')'
Annulable Premier
S
( id n
E
( id n
E2
oui
+T
( id n
T2
oui
÷×
F
( id n
Suivant
)$
)$
)+-$
)+-$
)+-÷×$
Extensions
●
●
On peut étendre Premier et Annulable (pas Suivant) aux
suite de terminaux et non-terminaux :
γ est annulable si elle ne contient que des non
terminaux annulables
●
Premier('a'γ) = { a }
●
Si Z est annulable, Premier(Zγ) = P(Z) + Premier(γ)
●
Si A n'est pas annulable, Premier(Aγ) = P(A)
Exemple
●
Non-terminaux : S E O F
●
Terminaux : '+' '-' 'n' '(' ')'
●
Productions :
–
S ::= E '$'
–
E ::= E O E | F
–
O ::= '+' | '-' | ε
–
F ::= 'n' | '(' E ')'
●
Premier(OE) :
'+','-','n','('
Notion de lookahead
●
●
●
Lors de l’analyse du code, on lira un certain nombre de
lexèmes (en général un) à l’avance, par rapport à ce que
l’on a déjà analysé
Ces lexèmes constituent le lookahead
Les algorithmes agissent en fonction des valeurs de ces
lookahead
Grammaire augmentée
●
●
Pour effectuer le parsing, il faut spécifier aux
algorithmes quand arrive la fin du fichier :
–
on ajoute un terminal spécial (en général '$') qui sera envoyé
par le lexer un fois la fin du fichier atteinte
–
en plus des actions usuelles, ce terminal est utilisé par les
algorithmes pour savoir quand le parsing est terminé
Pour cela, on augmente les grammaires :
–
On ajoute un nouveau start, et un nouvel terminal '$'
–
On ajoute la production
nouveauStart ::= ancienStart '$'
Exemple
●
Non-terminaux : S X Y
●
Non-terminaux : R S X Y
●
Start : S
●
Start : R
●
Terminaux : 'a' 'c' 'd'
●
Terminaux : 'a' 'c' 'd' '$'
●
Productions :
●
Productions :
–
S ::= X Y S | 'd'
–
R ::= S '$'
–
Y ::= 'c' | ε
–
S ::= X Y S | 'd'
–
X ::= Y | 'a'
–
Y ::= 'c' | ε
–
X ::= Y | 'a'
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