ce point. La premi`ere cellule de la pile contient l’´etiquette ST et la valeur s´emantique y associ´ee au terme T . La seconde cellule doit ˆetre celle associ´ee au symbole +, elle doit donc contenir l’´etiquette SP. L’´etiquette de la troisi`eme cellule est n´ecessairement SE et est accompagn´ee par la valeur s´emantique
x associ´ee `a l’expression E. Grˆace au pattern matching, x et y sont extraites de la pile (lignes14–15). Simultan´ement, les variables stack et s sont li´ees `a de nouvelles valeurs (masquant ainsi leurs anciennes valeurs). Ceci revient `a d´epiler trois cellules de la pile. L’action s´emantique x + y est ensuite ´evalu´ee et une nouvelle valeur s´emantique est construite (ligne17). Pour finir, la fonction auxiliaire gotoE est appel´ee (ligne19) (il y a en fait une fonction goto par non terminale mais gotoT et gotoF ne sont pas montr´ees ici).
Le rˆole de gotoE (ligne 24) est de d´eterminer le nouvel ´etat de l’automate lorsque l’on vient de reconnaˆıtre un E. Pour cela, on regarde `a l’int´erieur de la colonne E de la table goto. La ligne de cette table correspond `a l’´etat s qui a initi´e l’analyse du non terminal E. Ici, cette colonne n’a que deux entr´ees donc s est n´ecessairement S0 (et l’´etat de l’automate doit alors devenir S1 (ligne 28)) ou S4 (et l’´etat de l’automate doit alors devenir S8 (ligne30)).
Notons que gotoE ne consulte et ne modifie pas la pile. En r´ealit´e, cette fonction n’a pas acc`es `a la pile. On pourrait donc lui donner le type state → state et remplacer les appels `a gotoE `a l’aide de
run (gotoE s) stack. Cependant, ceci briserait une propri´et´e utile par la suite (voir la section 9.9) : dans la version que nous avons choisie, on appelle toujours run avec un ´etat constant.
Comme annonc´e, cette impl´ementation effectue des tests superflus `a cause des pattern matchings non exhaustifs comme “let ST (. . .) = stack” (lignes 14–15). On v´erifie dynamiquement que la pile contient au moins trois cellules et que ces cellules sont associ´ees aux symboles T , + et E.
De plus, dans la fonction gotoE, “match s with” (ligne26) v´erifie si s est effectivement S0 ou S4. Ces deux pattern matching ne sont pas exhaustifs donc le compilateur doit ins´erer du code qui lance une exception si jamais ils ´echouent. Ceci est `a la fois une perte de temps et de taille de code : si l’analyseur syntaxique est correct alors, par construction de l’automate, ces tests ne peuvent pas ´echouer.
Avant de continuer, terminons cette section par deux remarques.
D’abord, dans cette impl´ementation, les tables action et goto sont compil´ees sous la forme d’un programme et non sous la forme de donn´ees (comme par exemple des tableaux d’entiers). Cette approche engendre des analyseurs syntaxiques plus gourmands en espace mais elle permet leur analyse par un syst`eme de type g´en´eral. Un autre avantage, c’est de pouvoir sp´ecialiser le code g´en´er´e et donc d’obtenir ´eventuellement des gains en performance par rapport `a un interpr`ete de tables (voir la section9.9).
Ensuite, nous repr´esentons une pile comme une structure de donn´ees purement fonctionnelle c’est- `a-dire une liste chaˆın´ee de cellules allou´ees dans le tas et non modifiables. Une paire de tableaux modifiables extensibles, l’un pour les ´etats et l’autre pour les valeurs s´emantiques serait peut-ˆetre plus efficace. Cependant, ce dernier tableau n´ecessiterait un type tr`es fin t´emoignant de la variabilit´e des types des cases du tableau au cours de l’ex´ecution car il s’agit d’une structure de donn´ees modifiable et h´et´erog`ene. Le syst`eme de type de ML ne supporte pas de genre de structures de donn´ees. Au minimum, une notion de lin´earit´e doit ˆetre introduite pour garantir qu’aucun pointeur vers des donn´ees d´esallou´ees ne peut intervenir. Le choix d’une structure de donn´ees purement fonctionnelle est donc impos´e par la discipline de type na¨ıve de ML. Il existe quelques syst`emes de type permettant d’exprimer les piles modifiables comme par exemple (Jia et al,2005).
9.5 Comprendre l’invariant de l’automate
Nous avons affirm´e plus haut que, par construction des tables action et goto, quand une action reduce est effectu´ee, alors le contenu du sommet de la pile est connu et peut ˆetre acc´ed´e sans
106 9. Application : Analyseur LR bien typ´e
Forme de la pile Etat´
² 0 ² {0} E 1 σ {0, 4} T 2 σ {0, 4, 6} F 3 σ {0, 4, 6, 7} ( 4 σ {0, 4, 6, 7} int 5 σ {0, 4} E {1, 8} + 6 σ {0, 4, 6} T {2, 9} * 7 σ {0, 4, 6, 7} ( {4} E 8 σ {0, 4} E {1, 8} + {6} T 9 σ {0, 4, 6} T {2, 9} * {7} F 10 σ {0, 4, 6, 7} ( {4} E {8} ) 11
Fig. 9.4: L’invariant de l’automate.
v´erification. Avant de modifier le programme pour tirer parti de cela, nous devons comprendre pourquoi il en est ainsi.
La raison est simple. Bien que les piles soient d´efinies par des s´equences arbitraires de paires form´ees d’un ´etat et d’une valeur s´emantique, les piles qui apparaissent effectivement durant l’ex´ecution ont une forme plus d´etermin´ee. L’ensemble des formes possibles pour les piles est ´enum´er´e par la figure9.4. La colonne de gauche d´ecrit la forme de la pile σ alors que la colonne de droite indique dans quel ´etat de l’automate on trouve cette forme de pile. Dans la colonne de gauche, ² repr´esente la pile vide alors que σ repr´esente une pile inconnue. Les entiers d´enotent des ´etats donc les ensembles d’entiers d´enotent des ensembles d’´etats potentiellement pr´esents dans la pile. Un terminal ou un non terminal d´enote une valeur s´emantique accompagnant ce symbole. Par exemple, la sixi`eme ligne de la table affirme que quand l’automate est dans l’´etat 5 alors la pile est non vide et poss`ede `a son sommet un ´etat appartenant `a l’ensemble {0, 4, 6, 7} ainsi qu’une valeur s´emantique pour le symbole int. Ceci implique en particulier que le sommet de la pile contient l’´etiquette SI donc l’information contenue dans l’´etiquette est bien redondante.
D´efinition 9.5.1
Une pile σ et un ´etat s sont coh´erents si et seulement si (i) σ et s sont d’une des formes d´ecrites par la figure9.4;
(ii) si σ est de la forme σ0s0v0 alors σ0 et s0 sont consistants. ¦
Alors, on a l’invariant suivant :
Invariant 9.6 `A tout instant, la pile courante de l’automate et son ´etat courant sont consistants.
On peut faire cette preuve par une induction sur les ex´ecutions possibles de l’automate d´efini dans la section 9.3. La pile initiale est ² et l’´etat initial est 0, ils sont consistants puisqu’ils apparaissent dans la premi`ere ligne de la figure 9.4. Il reste `a prouver que toute transition possible pr´eserve cet invariant ce qui est une exploration fastidieuse mais simple.
En fait, une fois que nous aurons introduit l’invariant dans le type de la fonction run, cette preuve sera faite automatiquement par le typeur.
On pourrait avoir l’impression que nous avons d´ecouvert l’invariant apr`es avoir construit l’automate par le biais d’une analyse attentive (et peut-ˆetre d´elicate) de ses transitions. Il n’en est rien : d´eterminer l’invariant d’un automate se fait par une simple observation de ses items(Knuth,1965,Aho et al,1986). Aucune inf´erence complexe d’invariant n’est donc n´ecessaire.