Analyse syntaxique Pr ZEGOUR DJAMEL EDDINE Ecole Supérieure d’Informatique (ESI) www.zegour.uuuq.com email: [email protected]
Apr 04, 2015
Analyse syntaxique
Pr ZEGOUR DJAMEL EDDINE
Ecole Supérieure d’Informatique (ESI)
www.zegour.uuuq.com
email: [email protected]
Analyse syntaxiqueGrammaires contexte-libre et Automates à pile(PDA)
Analyse descendante récursive
Propriétés LL(1)
Traitement des erreurs
Grammaires à contexte libre
Problème
Les grammaires régulières ne traitent pas la récursion centrale
E = x | "(" E ")".
On utilise alors les grammaires à contexte libre
DéfinitionUne grammaire est dite à contexte libre (CFG) si toutes ses productions ont la forme:
A = . A est un NTS, séquence non vide de TS et NTS
En EBNF le coté droit peut aussi contenir les meta-symboles |, (), [] and {}
Exemple
Expr = Term { ( "+" | "-" ) Term }.Term = Factor { ( "*" | "/" ) Factor }.Factor = id | "(" Expr ")". Récursion centrale indirecte
Les grammaires à contexte libre peuvent être reconnues par les automates à pile (PDA)
Automates à pile :Push-Down Automaton(PDA)
Caractéristiques• Permet les transitions avec des symboles terminaux et des symboles non terminaux• Utilise une pile pour sauvegarder les états visités
Exemple
E = x | "(" E ")".
x
E reconnurevenir 1 arccontinuer à partir de là avec EE/1
( E )E/3
E
stop
État lecture
État réduire
E/1
( E )E/3
Appel récursifde l‘automate E
x
E/1
( E )
x
...
Automates à pile (suite)x
E/1
( E )E/3
E
stop E/1
( E )E/3
x
...
Peut être simplifié comme suit
xE/1
( E )E/3
E
stop
x
(
Utilise une pile pour trouver le cheminde retour des états visités
Comment fonctionne un PDA?
xE/1
( E )E/3
E
stop
x
(
Les états visités sont rangés dans une pile
0 . ( ( x ) )0 2 . ( x ) )
0 2 2 . x ) )0 2 2 1 . ) )
0 2 2 . E ) )0 2 2 3 . ) )
0 2 2 3 4 . )0 2 . E )
0 2 3 . )0 2 3 4 .
0 . E
Exemple: ((x))
Pile Reste à analyser
0 1
2 3 4
0 2( x
E/112(
3E )
E/34
)E/343
E
stop
E
Grammaires régulières et Grammaires à contexte libre
Grammaires régulières Grammaires à contexte libre
Utilisées pour Lexique Syntaxe
Reconnues par DFA (sans pile) PDA (avec pile)
DFA(état)
Entrée
DFA(état)
Entrée
pile
Productions A = a | b C. A = .
Analyse syntaxiqueGrammaires contexte-libre et Automates à pile(PDA
Analyse descendante récursive
Propriétés LL(1)
Traitement des erreurs
Analyse descendante récursive• Technique d‘analyse Top-down (de haut en bas)• L‘arbre syntaxique est construit du symbole initial(axiome) vers la phrase (top-down)
Exemple grammaire Entrée
A = a A c | b b. a b b c
a b
b
b
b
Aa
c
c
ASymbole de départ
Entrée a b b c
A
?Quelle est
L‘alternativequi convient?
a b b
Aa
c
c
A
?
La bonne alternative est sélectionnée utilisant ...
• L‘unité lexicale courante de l‘entrée• Les premiers symboles terminaux des alternatives d‘une production
Variables statiques de l‘analyseur syntaxique
Unité lexicale courante
static int la; // code de l‘unité lexicale courante
A tout moment l‘analyseur connaît la prochaine unité lexicale
Il utilise deux variables pour les unités lexicales (pour la phase sémantique)
static Token token; // unité déjà reconnuestatic Token laToken; // unité courante non encore reconnue
Ces variables sont mises à jour dans la méthode Scan()
static void Scan () {token = laToken;laToken = Scanner.Next();la = laToken.kind;
}
Entrée
Déjà reconnues
Scan() est appelée au début de l‘analyse. La première unité est dans la
ident assign ident plus ident
token laToken
la
Comment analyser les symboles terminaux?
Modèle
Symbole à analyser: aAction de l‘analyseur: Check(a);
On a besoin des méthodes suivantes
static void Check (int expected) {if (la == expected) Scan(); // recognized => read aheadelse Error( );
}
public static void Error (string msg) {Console.WriteLine("– line {0}, col {1}: {2}", laToken.line, laToken.col,
msg);throw new Exception("Panic Mode");
}
Les noms des symboles terminaux sont déclarés comme des constantes dans la classe Token
public const int NONE = 0,IDENT = 1, NUMBER = 2, ...,PLUS = 4, MINUS = 5, ... ;
public static string[] names = {"?", "identifier", "number", ..., "+", "-", ...}; Ordonné parcode
Token.names[expected] + " expected"
Dans la class Token:
Comment analyser les symboles non terminaux?
Modèle
Symbole à analyser : AAction de l‘analyseur : A(); // Appel à la méthode d‘analyse de A
Chaque symbole non terminal est reconnu par une méthode avec le même nom
private static void A() {... parsing actions for the right-hand side of A ...
}
Initialisation de l‘analyseur
public static void Parse () {Scan(); // initialise token, laToken et laProgram(); // appelle la méthode d’analyse de l’axiomeCheck(Token.EOF); // à la fin, l’entrée doit être vide
}
Comment analyser les séquences?
Modèle
production: A = a B c.
Méthode de l‘analyseur: static void A () {// la contains a terminal start symbol of ACheck(a);B();Check(c);// la contains a follower of A
}
b b c
b b c
b c
c
c
Simulation
A = a B c.B = b b.
static void A () {
Check(a);
B();
Check(c);
}
static void B() {
Check(b);
Check(b);
}
a b b c
Entrée restante
Comment analyser les alternatives
Modèle | | , , sont des expressions EBNF
Action de l‘analyseur if (la in First()) { ... parse ... }else if (la in First()) { ... parse ... }else if (la in First()) { ... parse ... }else Error("..."); // find a meaninful error message
Exemple
A = a B | B b.B = c | d.
First(aB) = {a}First(Bb) = First(B) = {c, d}
static void A () {if (la == a) {
Check(a);B();
} else if (la == c || la == d) {B();Check(b);
} else Error ("invalid start of A");}
static void B () {if (la == c) Check(c);else if (la == d) Check(d);else Error ("invalid start of B");
}
exemples: analyser a d et c banalyser b b
Comment analyser les Options EBNF
Modèle [ ] est une expression EBNF
Action de l‘analyseur if (la in First()) { ... parse ... } // no error branch!
Exemple
A = [ a b ] c.
static void A () {if (la == a) {
Check(a);Check(b);
}Check(c);
}
Exemple: analyser a b c analyser c
Comment analyser les itérations EBNF
Modèle { } est une expression EBNF
Action de l‘analyseur while (la in First()) { ... parse ... }
Exemple
A = a { B } b.B = c | d.
static void A () {Check(a);while (la == c || la == d) B();Check(b);
}
Exemple: analyser a c d c b analyser a b
static void A () {Check(a);while (la != b && la != Token.EOF) B();check(b);
}
Ou bien ...
Sans EOF: danger d‘une boucle infinie,si b n‘existe pas dans l‘entrée
Cas des ensembles ‘First’ grands
Si l‘ensemble First a plus de 4 : utiliser la classe BitArray
Exemple: First(A) = {a, b, c, d, e}First(B) = {f, g, h, i, j}
Les ensembles First sont initialisés au début du programme
using System.Collections;
static BitArray firstA = new BitArray(Token.names.Length);firstA[a] = true; firstA[b] = true; firstA[c] = true; firstA[d] = true; firstA[e] = true;
static BitArray firstB = new BitArray(Token.names.Length);firstB[f] = true; firstB[g] = true; firstB[h] = true; firstB[i] = true; firstB[j] = true;
Exemple
static void C () {if (firstA[la]) A();else if (firstB[la]) B();else Error("invalid C");
}
C = A | B.
Cas des ensembles ‘First’ grands
Si l‘ensemble a moins de 4 éléments: utiliser des vérifications explicites (plus rapide)
Exemple : First(A) = {a, b, c}
if (la == a || la == b || la == c) ...
Si l‘ensemble est un intervalle: utiliser un test d‘intervalle
if (a <= la && la <= c) ...
Les codes des unités lexicales sont souvent choisis de telle sorte qu‘ils forment des intervalles
Exemple
First(A) = { a, c, d }First(B) = { a, d }First(C) = { b, e }
const inta = 0,d = 1,c = 2,b = 3,e = 4,
First(A)First(B)
First(C)
OptimisationsÉviter les multiples vérifications
A = a | b.
static void A () {if (la == a) Scan(); // no Check(a);else if (la == b) Scan();else Error("invalid A");
}
A = { a | B d }.B = b | c.
static void A () {while (la == a || la == b || la == c) {
if (la == a) Scan();else { // no check any more
B(); Check(d);} // no error case
}}
Schéma plus efficace pour analyser les alternatives dans une itération
static void A () {for (;;) {
if (la == a) Scan();else if (la == b || la == c) { B(); Check(d); }else break;
}}
A = { a | B d }.
Optimisations
Modèle d’une itération fréquente
{ separator } ident { "," ident }
Exemple
for (;;) {... parse ...if (la == separator) Scan(); else break;
}
for (;;) {Check(ident);if (la == Token.COMMA) Scan(); else break;
}
Exemple d‘entrée: a , b , c :
Déterminer correctement les ensembles ‘First’
Grammaire
A = B a.B = { b } c
| [ d ]| e.
Méthodes d‘analyse
static void A () {B(); Check(a);
}
static void B () {if (la == b || la == c) {
while (la == b) Scan();Check(c);
} else if (la == d || la == a) {if (la == d) Scan();
} else if (la == e) {Scan();
} else Error("invalid B");}
b et c
d et a (!)
e
FirstC = D e
| f.D = { d }.
d et e (D est ‘annulable’!)
f
static void C () {if (la == d || la == e) {
D(); Check(e);} else if (la == f) {
Scan();} else Error("invalid C");
}
static void D () {while (la == d) Scan();
}
Descente récursive et arbre syntaxique
L‘arbre syntaxique est construit implicitement• Représente les méthodes actives à un moment donné• Représente les productions utilisées
Exemple A = a B c.B = d e.
call A()static void A () {
Check(a); B(); Check(c);} a B c
A
A en exécution
reconnaît acall B()static void B () {
Check(d); Check(e);}
a B c
A
d e
A en exécutionB en exécution
reconnaît d et eRetour de B() a B c
AA en exécution
" pile"
Analyse syntaxiqueGrammaires contexte-libre et Automates à pile(PDA
Analyse descendante récursive
Propriétés LL(1)
Traitement des erreurs
Propriétés LL(1)
Pré condition pour l‘analyse descendante récursive
LL(1) ... peut être analysé de gauche ( Left) à droiteavec des dérivations canoniques gauche (Left) ( le NTS le plus à gauche est dérivé en
premier )et utilise une seule unité lexicale (1) de l‘entrée
Définition
1. Une grammaire est LL(1) si toutes ses productions sont LL(1).
2. Une production A est LL(1) si pour toutes ses alternatives1 | 2 | ... | n
la condition suivante est vérifiée:First(i) Intersection First(j) = {} ( pour tout i et j)
[ Au plus un k peut être vide. Et dans ce cas First(i) Intersection Follow() = {} ( pour tout i #k)]
En d‘autres termes
• Les symboles terminaux de début de toutes les alternatives d‘une production doivent être disjoints deux à deux.
• L‘analyseur doit être capable de choisir l‘une des alternatives par la consultation de lal‘unité lexicale courante.
Comment éliminer les conflits LL(1) ?Factorisation
IfStatement = "if" "(" Expr ")" Statement| "if" "(" Expr ")" Statement "else" Statement.
Extraire la séquence commune de débutIfStatement = "if" "(" Expr ")" Statement (
| "else" Statement).
... Ou en EBNFIfStatement = "if" "(" Expr ")" Statement [ "else" Statement ].
Quelquefois les non terminaux doivent être remplacés avant factorisation
Statement = Designator "=" Expr ";"| ident "(" [ ActualParameters ] ")" ";".
Designator = ident { "." ident }.
Remplacer Designator dans StatementStatement = ident { "." ident } "=" Expr ";"
| ident "(" [ ActualParameters ] ")" ";".
ensuite factoriserStatement = ident ( { "." ident } "=" Expr ";"
| "(" [ ActualParameters ] ")" ";").
Comment éliminer la Récursion gauche
La récursion à gauche est toujours un conflit LL(1)
IdentList = ident | IdentList "," ident.
Par exemple
génère les phrases suivantes
identident "," identident "," ident "," ident...
Peut toujours être remplacée par une itération
IdentList = ident { "," ident }.
Conflits LL(1) cachés
Les itérations et les options EBNF sont des alternatives cachées
A = [ ]. First() Inter Follow(A) doit être {}A = { }. First() Inter Follow(A) doit être {}
A = | . First() Inter Follow(A) doit être {}
A = [ ] . Idem A = | . et sont des expressions EBNF
A = [ ] . First() Inter First() doit être {}A = { } . First() Inter First() doit être {}
Règles
Éliminer les conflits LL(1) cachés
Name = [ ident "." ] ident.
Où est le conflit et comment l‘éliminer?
Name = ident [ "." ident ].
Cette nouvelle production est elle LL(1) ?
Nous devons vérifier si First("." ident) Intersection Follow(Name) = {}
Prog = Declarations ";" Statements.Declarations = D { ";" D }.
Où est le conflit et comment l‘éliminer?
Remplacer Declarations dans Prog
Prog = D { ";" D } ";" Statements.
First(";" D) Inter First(";" Statements) # {}
Prog = D ";" { D ";" } Statements.
Nous devons encore vérifier si First(D ";") Inter First(Statements) = {}
Problème des ‘Else’
L‘ instruction If en Java
Statement = "if" "(" Expr ")" Statement [ "else" Statement ]| ... .
C‘est un conflit LL(1) !
First("else" Statement) Inter Follow(Statement) = {"else"}
C‘est même une ambiguïté qui ne peut être éliminée
if (expr1) if (expr2) stat1; else stat2;
Statement
Statement
Statement
Statement
On peut construire 2 arbres syntaxiquesdifférents!
Problème des ‘Else’
if (expr1) if (expr2) stat1; else stat2;
Statement
Statement
Statement = "if" "(" Expr ")" Statement [ "else" Statement ]| ... .
Si la prochaine unité est "else" L‘analyseur prend comme option:le "else" est associé au dernier "if"
Solution
Autres exigences pour une grammaire(Pré conditions pour les analyseurs syntaxiques)
Complétude
Pour chaque NTS il doit y avoir une production
Non-circularité
Un NTS ne doit pas être dérivable (directement ou pas) en lui-même (A => B1 => B2 => ... => A)
A = a b | B .B = b b | A .
erreur!cette grammaire est circulaire car A => B => A
Dérivabilité
Chaque NTS doit être dérivable (directement ou indirectement) en une chaîne de TS
A = a B | c .B = b B .
erreur!B ne peut être dérivé en une chaîne de TS
A = a B C .B = b b .
erreur!pas de production pour C
Analyse syntaxiqueGrammaires contexte-libre et Automates à pile(PDA
Analyse descendante récursive
Propriétés LL(1)
Traitement des erreurs
Objectifs du traitement des erreurs syntaxiques
Exigences
1. Déterminer le maximum d‘erreurs en une seule compilation
2. Pas de bug (quelque soit l‘erreur)
3. Ne pas ralentir l‘exécution en traitant les erreurs
4. Ne pas gonfler le code
Techniques pour l‘analyse descendante récursive
• Mode panique
• Utilisation des symboles de reprise (ancres)
• Utilisation des symboles spéciaux de reprise
Mode panique
L'analyseur abandonne après la première erreur
static void Error (string msg) {Console.WriteLine("-- line {0}, col {1}: {2}", laToken.line, laToken.col, msg);throw new Exception("Panic Mode - exiting after first error");
}
Avantages
• économique• suffisant pour les langages de commandes ou pour les interpréteurs
Inconvénients
• Non appropriée pour la production des compilateurs de qualité
Traitement des erreurs utilisant les ancres
Exemple
Entrée attendue: a b c d ...Entrée réelle: a x y d ...
Récupération(synchronise l‘entrée restante avec la grammaire)
1. Trouver l’ "unité de reprise " (ancre) avec laquelle l‘analyseur peut continuer après l‘erreur.
Quelles sont les unités avec lesquelles l‘analyseur peut continuer dans la situation donnée?c successeur de b (qui était attendu à la position de l‘erreur)d successeur de b c...Les unités de reprise (ancre) à cette position sont {c, d, ...}
2. Sauter les unités jusqu‘à ce que une unité de reprise soit trouvée .x et y sont sautées dans l‘exemple, mais d est un ancre; l‘analyseur peut continuer avec.
3. Conduire l'analyseur à la position dans la grammaire où il peut continuer. (remonter dans l‘arbre syntaxique)
Détermination des ancres
Chaque méthode d‘analyse d‘un non terminal A possède les successeurs courant de A comme paramètres
static void A (BitArray sux) {...
}
sux ... successeurs de tous les NTS, qui sonten exécution
a A b
B eof
... ...
b C d
B eof
e
a A f
... ...
Dépendant du contexte courant, suxA peut dénoter différents ensembles
suxA = {b, eof} suxA = {f, d, e, eof}
sux contient toujours eof (le successeur du symbole de départ)
Traitement des symboles terminaux
A = ... a s1 s2 ... sn . check(a, suxA Union First(s1) Union First(s2) ... Union First(sn));
Grammaire Action de l‘analyseur
Peut être déterminé au moment de la compilation
Doit être déterminé au moment de l‘exécution
static void Check (int expected, BitArray sux) {...}
Exemple
A = a b c. static void A (BitArray sux) {Check(a, Add(sux, fs1));Check(b, Add(sux, fs2));Check(c, sux);
}
static BitArray Add (BitArray a, BitArray b) {BitArray c = (BitArray) a.Clone();c.Or(b); return c;
}
static BitArray fs1 = new BitArray();fs1[b] = true; fs1[c] = true;
Rempli au début du programme
si : TS ou NTS
Traitement des symboles non terminaux
A = ... B s1 s2 ... sn . B(suxA Union First(s1) Union First(s2) ... Union First(sn));
Grammaire Action de l‘analyseur
Exemple
A = a B c.B = b b.
static void A (BitArray sux) {Check(a, Add(sux, fs3));B(Add(sux, fs4));Check(c, sux);
}
static void B (BitArray sux) {Check(b, Add(sux, fs5));Check(b, sux);
}
fs3 = {b, c}fs4 = {c}
fs5 = {b}
La méthode d‘analyse pour l‘axiome S est appelée S(fs0); où fs0 = {eof}
Sauter les unités invalides
Les erreurs sont détectées dans check()
static void Check (int expected, BitArray sux) {if (la == expected) Scan();else Error(Token.names[expected] + " expected", sux);
}
Après l‘affichage du message les unités sont sautées jusqu‘à la rencontred‘une unité de reprise
static void Error (string msg, BitArray sux) {Console.WriteLine("-- line {0}, col {1}: {2}", laToken.line, laToken.col,
msg);errors++;while (!sux[la]) Scan(); // while (la # sux) Scan();
}
static int errors = 0; // number of syntax errors detected
Synchronisation avec la grammaire
Exemple
A = a B e.B = b c d.
static void A (BitArray sux) {Check(a, Add(sux, fs1));B(Add(sux, fs2));Check(e, sux);
}static void B (BitArray sux) {
Check(b, Add(sux, fs3));Check(c, Add(sux, fs4));Check(d, sux);
}
L‘erreur est détecté ici; ancres = {d, e, eof}
1. x est sauté; la == e ( dans ancres)2. L‘analyseur continue: Check(d, sux);3. Détecte de nouveau une erreur; ancres = {e, eof}4. aucune unité est sautée, car la == e (dans ancres)5. L‘analyseur retourne de B() et lance Check(e, sux);6. Recouvrement réussi!
b c d
Ba e
A eof
ba x e eofEntrée
suxA = {eof}
suxB = {e, eof}
Une fois l‘erreur détectée l‘analyseur avance jusqu‘à trouver un endroit dans la grammaire qui concorde avec l‘unité courante.
Supprimer les faux messages d‘erreur
Durant le recouvrement de l‘erreur l‘analyseur produit des faux messages d‘erreur
Résolu par une simple heuristique
Si moins de 3 unités sont reconnues correctement depuis la dernière erreur, l'analyseur suppose que la nouvelle erreur est une fausse erreur. Les fausses erreurs ne sont pas affichées
static int errDist = 3; // next error should be reported
static void Scan () {...errDist++; // one more token recognized
}
public static void Error (string msg, BitArray sux) {if (errDist >= 3) {
Console.WriteLine("-- line {0}, col {1}: {2}", laToken.line, laToken.col, msg);errors++;
}while (!sux[la]) Scan();errDist = 0; // counting is restarted
}
Traitement des alternatives
A = | | . , , sont des expressions EBNF
static void A (BitArray sux) {// the error check is already done here so that the parser can synchronize with// the starts of the alternatives in case of an errorif (la not in (First() Or First() Or First()))
Error("invalid A", sux Or First() Or First() Or First());// la matches one of the alternatives or is a legal successor of Aif (la in First()) ... parse ...else if (la in First()) ... parse ...else ... parse ... // no error check here; any errors have already been reported
}
First() Or First() Or First() peut être déterminé au moment de la compilationsux Or ... est déterminé au moment de l‘exécution
Traitement des Options et Itérations EBNFOptions
A = [ ] .static void A (BitArray sux) {
// error check already done here, so that the parser can// synchronize with the start of in case of an errorif (la not in (First() Or First()))
Error("...", sux Or First() Or First());// la matches or or is a successor of Aif (la in First()) ... parse ...;... parse ...
}
Itérations
A = { } .static void A (BitArray sux) {
for (;;) {// the loop is entered even if la not in First()if (la in First()) ... parse ...; // correct case 1else if (la in First() Or sux) break; // correct case 2else Error("...", sux Or First(a) Or First(b)); // error case
}... parse ...
}
Exemple
A = a B | b {c d}.B = [b] d.
static void A (BitArray sux) {if (la != a && la != b)
Error("invalid A", Add(sux, fs1)); // fs1 = {a, b}if (la == a) {
Scan(); B(sux);} else if (la == b) {
Scan();for (;;) {
if (la == c) {Scan();Check(d, Add(sux, fs2)); // fs2 = {c}
} else if (sux[la]) {break;
} else {Error("c expected", Add(sux, fs2));
}}
}}
static void B (BitArray sux) {if (la != b && la != d)
Error("invalid B", Add(sux, fs3)); // fs3 = {b, d}if (la == b) Scan();Check(d, sux);
}
En résumé
Avantage
+ applicable automatiquement
Inconvénients
- Ralentit l‘analyse- gonfle le code de l‘analyseur- complexe
Traitement des erreurs avec des symboles de reprises (ancres)
Traitement des erreurs avec des ancres spéciaux
Le traitement est seulement fait à des positions particulières
Les mot-clés apparaissent à des positions uniques dans la grammaire
Exemple• Début d‘instruction: if, while, do, ...• Début de déclaration: public, static, void, ...
Problème: ident peut figurer à plusieurs endroits!ident n‘est pas un ancre sûr. Il est donc omis de l‘ensemble des ancres
Ensemble d‘ancres
• Pas besoin de passer les ensembles successeur aux méthodes de l‘analyseur• Les ensembles d‘ancres sont connus avant l‘exécution• Après une erreur l‘analyseur ignore des unités jusqu‘au prochain point de synchronisation
Code à insérer aux points de synchronisation
...if (la not in expectedSymbols) {
Error("..."); // no successor sets; no skipping of tokens in Error()while (la not in (expectedSymbols Or {eof})) Scan();
}...
L‘ensemble des ancres à ce point de synchronisation
Pour éviter la boucle infinie
ExempleSynchronisation au début d‘une instruction
static void Statement () {if (!firstStat[la]) {
Error("invalid start of statement");while (!firstStat[la] && la != Token.EOF) Scan();errDist = 0;
}if (la == Token.IF) { Scan();
Check(Token.LPAR); Conditions(); Check(Token.RPAR);Statement();if (la == Token.ELSE) { Scan(); Statement(); }
} else if (la == Token.WHILE) {...
}
static BitArray firstStat = new BitArray();firstStat[Token.WHILE] = true;firstStat[Token.IF] = true;...
le reste de l‘analyseurreste inchangé(comme s‘il n‘ y a pasde traitement d‘erreur)
Pas de synchronisation dans Error()
public static void Error (string msg) {if (errDist >= 3) {
Console.WriteLine("-- line {0}, col {1}: {2}", laToken.line, laToken.col, msg);errors++;
}errDist = 0;
}
heuristics with errDist can alsobe applied here
Exemple de recouvrementstatic void Statement () {
if (!firstStat[la]) {Error("invalid start of statement");while (!firstStat[la] && la != Token.EOF) Scan();errDist = 0;
}if (la == Token.IF) { Scan();
Check(Token.LPAR); Condition();Check(Token.RPAR);Statement();if (la == Token.ELSE) { Scan(); Statement(); }
...}
static void Check (int expected) {if (la == expected) Scan();else Error(...);
}
Entrée erronée: if a > b then max = a;
if Scan(); if dans firstStat , oka Check(LPAR); message d‘erreur: ‘(‘ attendue
Condition(); reconnaît a > bthen check(RPAR); message d‘erreur: ‘)’ attendue
Statement(); then ne correspond pas, donc erreur, mais pas de message d‘erreurthen est sauté; synchronisation avec ident (si dans firstStat)
max
la action
public static void Error (string msg) {if (errDist >= 3) {
Console.WriteLine(...);errors++;
}errDist = 0;
}
Synchronisation au début d‘une itération
Exemple
Block = "{" { Statement } "}".
Modèle standard dans ce cas
static void Block () {Check(Token.LBRACE);while (firstStat[la])
Statement();Check(Token.RBRACE);
}
Problème: si la prochaine unité ne correspond pas à une instruction la boucle n‘est pas exécutée.Le point de synchronisation dans Statement n‘est jamais atteint.
Synchronisation au début d‘une itération
Exemple
Block = "{" { Statement } "}".
C‘est meilleur de synchroniser au début de l‘itération
static void Block() {Check(Token.LBRACE);for (;;) {
if (la in First(Statement)) Statement(); // correct case 1else if (la in {rbrace, eof}) break; // correct case 2else { // error case
Error("invalid start of Statement");do Scan(); while (la (First(Statement) union {rbrace, eof}));errDist = 0;
}}Check(Token.RBRACE);
}
Pas de synchronisation dans Statement()
static void Statement () {if (la == Token.IF) { Scan(); ...
}
En résumé
Avantages
+ ne ralentit pas l‘exécution de l‘analyseur+ ne gonfle pas le code de l‘analyseur+ simple
Inconvénients
- demande plus d‘expérience
Traitement des erreurs avec des symboles de reprises spéciaux