Analyse lexicale Généralités Expressions rationnelles Automates finis

Présentation au sujet: "Analyse lexicale Généralités Expressions rationnelles Automates finis"— Transcription de la présentation:

1 Analyse lexicale Généralités Expressions rationnelles Automates finis
Analyseurs lexicaux

2 Rôle d'un analyseur lexical
lexèmes analyseur lexical analyseur syntaxique code source ... table des symboles Séparer l'analyse lexicale de l'analyse syntaxique Réduire la complexité du compilateur et la complexité de conception de ces deux modules Augmenter la flexibilité du compilateur : portabilité, maintenabilité Augmenter l'efficacité du compilateur

3 Méthodes de construction
Utiliser un générateur d'analyseurs lexicaux (Flex) Ecrire l'analyseur lexical dans un langage évolué

4 Lecture du code source (1/2)
On utilise un tampon de lecture cyclique en deux moitiés Anticiper = lire quelques caractères d'avance pour décider la valeur du lexème en cours ... a = 4 * i + 1 fin debut Une anticipation de quelques caractères suffit Un langage où il n'y avait pas de limite à la taille de l'anticipation : PL/1 DECLARE ( ARG1, ARG2, ... , ARGn ) Il faut attendre la fin de l'expression pour savoir si DECLARE est un mot-clé ou un nom de tableau

5 Lecture du code source (2/2)
... a = 4 * i + 1 fin debut si fin atteint la fin de la première moitié alors { charger la deuxième moitié fin := fin + 1 } sinon si fin atteint la fin de la deuxième moitié alors { charger la première moitié fin := 0 } sinon fin := fin + 1

6 Mots et langages formels
Un mot sur un alphabet A est une suite finie de symboles pris dans A A peut être l'ensemble des caractères, dans ce cas les lexèmes sont des mots alphabet mots code ASCII { 0, 1 } caractères analyse lexicale lexèmes analyse syntaxique programmes Le mot vide est noté ε, sa longueur est 0 Un langage formel est un ensemble de mots

7 Expressions rationnelles
On forme des expressions à partir des symboles (éléments de l'alphabet) et de ε en utilisant - l'union notée | (ou +) - la concaténation (pas de symbole) - l'itération notée * On utilise souvent des opérations supplémentaires (abréviations) : + pour l'itération au moins une fois ? pour l'option . pour tout l'alphabet [...] pour une union de symboles Priorités entre opérateurs : itération, concaténation, union

8 Expressions rationnelles
Identificateurs en C lettre = A | B | ... | Z | a | b | ... | z chiffre = 0 | 1 | ... | 9 id = (lettre | _) (lettre | _ | chiffre)* Nombres sans signe en C chiffres = chiffre chiffre* frac = . chiffres exp = (E | e) (+ | - | ε) chiffres | ε num = (chiffres (frac | . | ε) | frac) exp Les mêmes avec les abréviations chiffre = 0 | 1 | ... | 9 chiffres = chiffre+ frac = . chiffres exp = ((E | e) (+ | -) ? chiffres)? num = (chiffres (frac | .)? | frac) exp

9 Lexèmes Définition des espaces blancs delim = \b | \t | \n ws = delim*
On dit habituellement lexème pour "catégorie de lexèmes" : expression lexème attribut ws - if else id pointeur num valeur etc. expression lexème attribut < relop lt <= le == eq != ne > gt >= ge

10 Automates finis Les analyseurs lexicaux utilisent des graphes appelés automates finis - les sommets sont appelés états - les transitions sont orientées et étiquetées - certains états sont finaux et comportent une action lettre | _ | chiffre 11 12 autre 13 return(gettoken(), install) lettre _ Identificateurs en C

11 Automates finis 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 Opérateurs de comparaison autre
1 autre 2 return(relop, lt) < = 3 return(relop, le) > autre 4 5 return(relop, gt) = 6 = return(relop, ge) = 7 8 return(relop, eq) ! 9 = 10 return(relop, ne) Opérateurs de comparaison

12 Automates finis chiffre chiffre 14 15 E | e chiffre + | - chiffre autre 16 17 18 19 chiffre . . chiffre E | e 20 21 chiffre chiffre 22 23 autre chiffre 24 chiffre . . autre 25 26 chiffre Nombres sans signe en C

13 Implémentation en C Un programme C qui reconnaît dans le début d'une chaîne de caractères un des lexèmes définis par les automates /* Recherche de l'état initial du prochain automate */ int state = 0, start = 0 ; int lexical_value ; int fail() { forward = token_debut ; switch(start) { case 0 : start = 11 ; break ; case 11 : start = 14 ; break ; case 14 : start = 22 ; break ; case 22 : recover() ; break ; default : /* erreur */ } return start ; }

14 token nexttoken() { while (1) { switch(state) { case 0 : c = nextchar() ; if (c==blank||c==tab||c==newline) { state = 0 ; debut ++ ; } else if (c == '<') state = 1 ; else if (c == '>') state = 4 ; else if (c == '=') state = 7 ; else if (c == '!') state = 9 ; else state = fail() ; break ; /* ... cas */ case 11 : c = nextchar() ; if (isletter(c)||c=='_') state = 12 ;

15 case 12 : c = nextchar() ; if (isletter(c)||c=='_') state = 12 ; else if (isdigit(c)) state = 12 ; else state = 13 ; break ; case 13 : retract(1) ; install_id() ; return(gettoken()) ; /* ... cas */ }

16 Automates déterministes
Un automate fini est déterministe si : - il possède au plus un état initial - de chaque état part au plus une flèche étiquetée par un symbole donné Exemple d'automate non déterministe : a a | b 1 2 a Exemple d'automate déterministe : a b a 1 2 b

17 Automates déterministes
Un automate déterministe représentant un ensemble de mots peut être utilisé commodément pour reconnaître l'un des mots dans une chaîne de caractères : il suffit de partir de l'état initial, de suivre les flèches et de voir si l'état dans lequel on arrive est final. Tout automate fini est équivalent à un automate fini déterministe : il existe un automate fini déterministe qui reconnaît le même langage.

18 Déterminisation Algorithme : on part d'un automate fini A = (Q, I, F, ). On construit l'automate déterministe D ayant 1. comme états les parties de Q 2. comme état initial I 3. comme états finaux les parties de Q contenant au moins un élément de F 4. comme transitions les (U, a, V) si V est l'ensemble des états atteignables depuis U par une transition étiquetée a Complexité : si A a n états, D a au plus 2n états.

19 Exemple 1 2 3 Un automate non déterministe 1 1 2 1 3
a | b 1 a 2 b 3 Un automate non déterministe b a 1 a 1 2 b 1 3 a b Le résultat de l'algorithme

20 Généralisation On peut admettre des transitions d'étiquette  (transitions spontanées). Pour être déterministe, un automate ne doit pas contenir de transitions spontanées. Pour déterminiser, on adapte l'algorithme précédent : - à l'étape 2 on prend l'ensemble des états atteignables depuis I par un chemin de transitions spontanées ; - à l'étape 3, V est l'ensemble des états atteignables depuis U par un chemin étiqueté a

21 La construction récursive
On peut construire un automate fini équivalent à une expression rationnelle : il reconnaît le même langage. L'automate construit est tel que : - il a un seul état initial i - il a un seul état final f  i - aucune transition n'entre dans i - aucune transition ne sort de f. Pour  et a, on prend:   a

22 union     concaténation   itération    

23 Utilisation de Flex 4 étapes :
spécification Flex flex lex.yy.c compilateur C caractères (code source) a.out lexèmes ... 4 étapes : - créer sous éditeur une spécification Flex (expressions rationnelles) - traiter cette spécification par la commande flex - compiler le programme source C obtenu - exécuter le programme exécutable obtenu

24 Spécifications Flex Un programme Flex est fait de trois parties :
déclarations %% règles de traduction fonctions auxiliaires en C Les règles de traduction sont de la forme p1 { action1 } p2 { action2 } ... pn { actionn } où chaque pi est une expression rationnelle et chaque action une suite d'instructions en C.

25 Exemple %{ /* Partie en langage C : définitions de constantes,
déclarations de variables globales, commentaires... */ %} delim [ \t\n] letter [a-zA-Z] %% {delim}* { /* pas d'action */ } if { return IF ; } then { return THEN ; } else { return ELSE ; } {letter}({letter}|[0-9])* { yyval = install_id() ; return ID ; } ([0-9]+(\.[0-9]*)?|\.[0-9]+)((E|e)(\+|-)?[0-9]+)? { yyval = install_num() ; return NUMBER ; }

26 Exemple "<" { yyval = LT ; return RELOP ; }
"<=" { yyval = LE ; return RELOP ; } %% install_id() { /* fonction installant dans la table des symboles le lexème vers lequel pointe yytext et dont la longueur est yylength. Renvoie un pointeur sur l'entrée dans la table */ } install_num() { /* fonction calculant la valeur du lexème */

27 Spécifications Flex Les commentaires /* ... */ ne peuvent être insérés que dans une portion en C : - dans la partie déclaration, seulement entre %{ et %} ; - dans la partie règles, seulement dans les actions ; - dans la partie fonctions auxiliaires, n'importe où. Dans les règles pi { actioni } les expressions rationnelles pi ne peuvent pas contenir d'espaces blancs (ou alors dé-spécialisés). Dans la partie règles, si une règle commence par un espace blanc, elle est interprétée comme du langage C et est insérée dans lex.yy.c au début de la fonction qui renvoie le prochain lexème (utilisable pour déclarer des variables locales).

28 Segmentation du code source par l'analyseur lexical (1/3)
L'analyseur lexical produit par Flex - commence à chercher les lexèmes au début du code source ; - après chaque lexème reconnu, recommence à chercher les lexèmes juste après Exemple : si piraté est reconnu, raté n'est pas reconnu Si aucun lexème n'est reconnu à partir d'un point du code source l'analyseur affiche le premier caractère sur la sortie standard et recommence à chercher à partir du caractère suivant

29 Segmentation du code source par l'analyseur lexical (2/3)
Si plusieurs lexèmes sont reconnus à partir d'un point du code source (conflit) 1. Deux lexèmes de longueurs différentes C'est le plus long qui gagne Exemple : [a-zA-Z_] [a-zA-Z_0-9]*

30 Segmentation du code source par l'analyseur lexical (3/3)
2. Deux lexèmes de même longueur Ils commencent au même point et terminent au même point : s'il y a conflit, c'est qu'ils sont issus de deux règles différentes. C'est la règle qui apparaît la première dans la spécification Flex qui gagne Exemple : conflit entre [a-zA-Z_] [a-zA-Z_0-9]* et while Mettre l'exception avant la règle En dehors de ce cas, l'ordre des règles ne joue pas