IDE（Interprocedural Distributive Environment）框架 [SRH96] 也涵盖了与IFDS类似的具有分布律的转移函数的流敏感分析，但支持更广类别的抽象状态的格。
在IDE框架，抽象状态的格是D→L，其中D是一个有限集合，L是一个具有有限高度的完全格。如9.3节所述，这是IFDS中抽象状态的一种泛化形式。对于CFG中的一个节点v，转移方程的形式为t_v:(D→L)→(D→L)。exploded CFG图也类似，对于边集合里面的任意边，现在需要带有一个标记函数 m: L→L，这个边记为$<v_1,d_1> \\stackrel{\\text{m}}{\\rightarrow} <v_2,d_2>$。一个缺失的边的含义同标记m=Bottom一致（bottom就是L→L的元素）。直接上，标记m表达v1处d1的抽象状态如何影响v2处d2的抽象状态。（对比IFDS，边<v1,d1>→<v2,d2>表示v1的d1是否影响v2的d2）
Exploded图里面的边，可以通过9.3节的二分图来构建：如果二分图对于转移函数t_v:(D→L)→(D→L)，有一条CFG上的边事从v1到v2（比如v2是v1的后续节点），那么就可以在exploded图构建一条边$<v_1,d_1> \\stackrel{\\text{m}}{\\rightarrow} <v_2,d_2>$。
在IDE框架里面，路径边（叫做跳转函数）类似的，也被形如L→L的函数标记。回忆9.4节，IFDS构建了路径边集合P，从空集合开始，每次在迭代的时候加入一条边。IDE则是从bottom开始，构建边的标记函数，每次迭代在L→L的格向前移动。因此我们引入一个不同的标记方式。对于每一对exploded CFG的节点<v1,d1>和<v2,d2>，$[[<v_1,d_1>\\leadsto<v_2,d_2>]]_{\\mathbf{P}}: L \\rightarrow L$ 表示对应边的标记的约束变量。类似的，我们对于E里面从<v1,d1>到<v2,d2>的边上的标记，记作为$[<v_1,d_1>\\rightarrow<v_2,d_2>]_{\\mathbf{E}}$ 。
第一阶段
IDE的第一阶段构建路径边，类似于IFDS中的第一阶段，但使用更一般的由L→L 的函数组成的格。以下每个约束规则直接对应于IFDS中的一个约束规则。
第一个规则是，主函数永远可达，拥有个体跳转函数，其中id: L→L是个体函数，对于所有L的元素e，$id=\lambda e.e$
第二个规则是，v0是函数入口，函数有一个调用v1，被调用函数的入口是v，那么v这个函数入口的可达性约束规则
第三个规则是，v’是调用点，v是之后的点，v0是这两个点所在函数的入口，w是v’的后续，w’是v的前序，那么从函数入口v0到v’然后经过被调用函数，到达v的约束如下。下图是一个示意图，表示抽象状态<v0,d1>如何影响<v,d5>。特别的，要注意m4m3m2m1的组合。
第四个规则是：对于v’是调用，v是之后的节点，vo是入口。同IFDS，这个约束规则同样适用于其他类型的cfg节点，其中v‘是v的前序。
第二阶段
IDE分析的第二阶段使用在第一阶段生成的路径边（表示跳转函数）来计算每个exploded CFG节点<v,d>的抽象值[[v; d]] ∈ lift(L)。在这里，我们使用了一个带有底部元素表示不可达的lift格，表示从程序入口不可达的节点。这个分析阶段与第9.2节中描述的分析的主要阶段非常相似。
函数入口：
对于任意cfg的节点v，d的抽象值可以从函数入口v0获得，并且路径边可达，那么就有（也就是说从入口到v的结果要进行更新）
对于每一个函数入口点v，v1是v所在函数的一个调用点，我们需要处理函数调用参数传递，也就是从v1到v的传递
最后，cfg节点v的抽象状态表示为$[[v]]_2 : D \rightarrow L$，定义为$[[v]]_2(d)=[[<v,d>]] \in L \text{ for } d \in D$。
对于给定程序的每个分析阶段，可以使用工作列表算法计算出所得约束的最小解，类似于IFDS，但第二阶段需要更多的努力（伪代码可以在[SRH96]中找到）。
IDE的效率取决于边缘标签函数的高效表示。这意味着出现在爆炸CFG的边缘E和路径边缘P上的函数可以在常数空间中表示（即与程序的大小无关），并且函数的组合、最小上界、相等性和函数应用可以在常数时间内计算。对于复制常量传播分析，我们只需要恒等函数和常数函数，它们显然具有这个属性（假设常数操作可以在常数时间内执行）。