Teyru 編譯器架構

從來源檔到原生執行檔的完整流程：詞法、語法、語意分析、C 程式碼產生與執行期。

流程

來源檔 (UTF-8)
   │  internal/source      — 檔案、行號對應、診斷容器
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Token 串
   │  internal/lexer       — 關鍵字、運算子、字面值、文字區塊
   │                        換行不是 token，只在 token 上標記 NL 旗標
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AST
   │  internal/parser      — 遞迴下降；游標 + 前瞻 + 選擇點回退
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已檢查的程式模型
   │  internal/sema        — 符號表、型別、泛型抹除、多載、佈局
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C 原始碼
   │  internal/codegen    — 類別→struct、vtable／itable、GC 根資訊
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原生執行檔
      clang/LLVM 或 gcc + internal/runtime/src（GC、字串、陣列、例外）

換行當敘述終止符

Teyru 沒有分號。詞法分析器不產生 NEWLINE token，而是在每個 token 上記錄「前面是否有換行」。剖析器用兩件事判斷敘述是否結束：

目前剖析位置的換行是否顯著（nl 堆疊；括號內、引數列表內不顯著）。
前綴是否已完整。例如 return 後面直接換行就是無值 return，但運算子、逗號、.、::、-> 之後的換行不終止敘述，行首是 .／:: 時也視為延續。

internal/parser/parser.go 的 continues() 是唯一的判斷點。

型別與符號

ast.Type 有七種：原生、類別（含型別引數）、陣列、型別變數、萬用字元、null、error。
泛型在 sema.erasure 抹除；執行期只知道類別，不知道型別引數。
多載解析（pickOverload）走 JLS 的三個階段（嚴格、允許 boxing、可變參數），第一個找得到適用候選的階段就決定，只有同一階段內才比轉換成本（完全相同 0、拓寬／上轉 1、boxing 2、unboxing 3；boxing 之後還要上轉時是 3）。
方法的 vtable 槽位在 layout() 決定：由父類複製，覆寫者沿用同一槽位；介面方法另有全域唯一的 selector（Selector），供 itable 使用；每個類別的介面表是稀疏的，只放它自己實作得出來的 selector，依 selector 排序，ty_itab 掃過這幾個項目再往父類別找。（密集表一格一個指標、格數等於整個程式的 selector 總數，一個類別不論實作幾個都要付這筆 .data，hello world 就因此背了 792 KB。）

產生 C 的關鍵對應

Teyru	C
類別 `Foo`	`struct C_Foo { tyobj obj; ... }`（欄位依 `InstFields` 平鋪，含繼承）
實例方法	`M_<class>_<name>_<idx>(C_Foo* this, ...)`
虛擬呼叫	`this->obj.cls->vtable[slot](...)`
介面呼叫	`ty_itab(obj, selector)(...)`
`new Foo(...)`	GNU 敘述運算式：配置 → 設 `cls` → 呼叫建構子
陣列	`tyarr { tyobj; len; data; esize; refs; elemcls }`，元素內嵌
字串常數	靜態 `tystr`（不經 GC）
`try`/`catch`	`tycatch` + `setjmp`/`longjmp`
property 讀寫	降階成 getter／setter 呼叫（`sema.Props` 記錄）
`for (a : b : c)`	C 的 `while`：`a` 先跑一次，每圈重測 `b`，`c` 放在圈尾，`continue` 跳到圈尾的標籤
記錄 `Point(int x,int y)`	struct + 建構子 + `x()`/`y()` + `toString`/`hashCode`/`equals`
enum 常數	靜態欄位，於 `<clinit>` 建立並填入 ordinal／name

效能設計

產生的 C 由 clang/LLVM 以 -O2 加 LTO 編譯（--no-lto 可關閉；不支援 LTO 的工具鏈會自動退回），跨函式 inline、常數傳播與迴圈向量化都由 LLVM 負責。在此之上，編譯器與執行期刻意讓熱路徑保持單一指令層級：

機制	位置	說明
行內配置	`tyrt.h` 的 `static inline ty_alloc`	指標碰撞（bump pointer）路徑完全內聯，只有區塊用盡或超過 GC 門檻才呼叫 `ty_alloc_slow`
行內邊界檢查	`codegen.boundCheck`	檢查以敘述運算式內聯在取用點，每個索引都產生一次比較（常數索引也一樣，`sema` 不先摺疊，化簡留給 LLVM）
常數折疊	`codegen.foldBinary`、`ident`	字面值運算與字串相加在編譯期算完；`static final` 常數是把值替換進去，外層的算式留給 LLVM
死 chunk 回收	`tyrt.c` 的 sweep	一個 chunk 內若沒有任何存活物件就整塊 `free` 還給系統，之後的回收不再走它；仍在使用的 chunk 則每個區塊都要走過（計數存活一次、標記或釋放一次），所以單次回收的成本與保留的記憶體量成正比，而不是與存活量成正比
字串常數	`codegen.strLit`	字串字面值是靜態 `tystr`，不經配置、不進 GC
類別初始化	`codegen.clinitStmt`	惰性初始化，但旗標由產生的程式碼自己測；繼承鏈上沒有靜態初始化區塊的類別不會有 `<clinit>` 函式（slot 是 `NULL`），`main` 也不會點名它——點名等於在 `main` 裡取它的位址，而一個位址就足以讓連結期最佳化把整個類別連同它的 vtable、介面表與所有方法保留在執行檔裡
逃逸分析	`codegen.escape.go`	不離開所在方法的物件放在 C 堆疊上，LLVM 得以提升欄位並刪除物件
原生互通	`codegen.native.go`	`native` 方法的 C 符號與宣告由編譯器產生（`--native-header`）

逃逸分析（escape.go）只提升同時滿足兩個條件的區域物件：宣告型別與 new 的類別完全相同（sameCreatedClass），且該類別有編譯器配置好的 struct 與可直接呼叫的建構子（promotable）。判定方式是走訪方法內的每一處使用（escWalk）：把物件當接收者讀原生欄位、讀「不可能裝得下這個物件」的參考欄位、寫入物件自己的欄位（含 c.next = c）、instanceof、以及呼叫「接收者不會外流」的方法算安全。只要參考本身被當成值用掉（當引數、==／!=、轉型、賦值給別的變數）、被存進別的物件或陣列、被回傳／拋出／yield、被 lambda 或方法參考或匿名類別捕獲，或走到分析未涵蓋的節點，就留在堆積。方法是否會讓接收者外流是對呼叫圖做的傳遞分析（leaksThis）：native 方法假設不會，沒有主體的方法假設會，分析中遇到環路也視為會。被提升的物件本身不在 chunk 裡（valid_obj 會拒絕它的位址），但它的參考欄位就在 C 堆疊上，保守的原生堆疊掃描因此仍看得到它指向的堆積物件。

已知的效能邊界：逃逸分析只涵蓋留在方法內的物件；真正上堆積的物件仍走保守式標記清除（無分代假設），在「物件長期存活、反覆回收」的負載上 HotSpot 仍可能勝出。目前的五項 benchmark 都快於 JVM；重現方式見 sh scripts/bench.sh。

垃圾回收

保守式標記清除。物件不搬移，所以 C 端的暫存指標永遠有效。
根：shadow stack（ty_roots／ty_sp）、以 ty_gc_register_static 註冊的靜態欄位位址表、以及原生堆疊的保守掃描（起點為當前堆疊指標，終點為執行緒堆疊頂端，由 pthread_getattr_np 取得）。堆疊上的字不保證是物件，所以每個候選位址都要通過 valid_obj：必須 16 位元組對齊、必須是某個 chunk 裡某個區塊的開頭（starts 位元圖每次回收前重建，落在區塊內部的位址一律不算），而且不能是已釋放的區塊。
標記：tyclass.refoffs 列出每個類別需要追蹤的參考欄位位移；陣列用 refs 旗標。
清除：未標記的區塊進入大小分級的 free list（TY_NCLASS 級，過大的走 bigfree），下一次配置優先重用；區塊大小字（header 第一個字）的最高位 TY_FREE_BIT 表示已釋放， free list 的鏈結就放在第二個字。完全空掉的 chunk 直接 free 還給系統，所以長時間執行的程式不會一直佔住尖峰記憶體，但頭 chunk 例外：它承載 bump 指標，永遠保留。
觸發：配置量超過 ty_gc_threshold 這一個條件。門檻初始 4 MB，每次回收後設為存活量的兩倍，最低不低於 4 MB。chunk 用完不是回收的理由——free list 沒有可用的區塊時就直接長一個新 chunk，因為門檻還沒到就回收只是白白重掃一次活著的物件。
已知代價：每次回收都要掃描整個使用中的堆疊，且沒有分代假設；清除階段還要走過每個保留 chunk 的每個區塊。

例外

ty_cur_catch 是一條 handler 鏈。throw 呼叫 ty_throw，後者 longjmp 到最近的 handler；沒有 handler 時印出訊息並以狀態 1 結束。

finally 有兩條路徑，缺一不可：

例外路徑：try 外層包一個 handler，setjmp 回來後先跑 finally，再把例外重拋。catch 區塊內再拋出時也走同一條路。
正常離開路徑：return、break、continue 不會經過 longjmp，所以程式碼產生器維護一個 finally 堆疊（Emitter.finallys），在每個跳躍敘述前先跑完被離開的 finally（由內而外），最後才跳。 try-with-resources 的 close() 是同一個機制的隱含 finally，因此資源在 return 與例外兩條路徑上都會關閉。

區域與匿名類別捕獲的區域變數會變成合成類別的欄位（Class.CapFields），由建構子或 closure 建立運算式填入；這讓「方法參考的接收者」也只在建立時求值一次。