Haskell 编译器如何在实践中实现 parse-error(t) 规则？
How do Haskell compilers implement the parse-error(t) rule in practice?
Haskell 报告在布局规则中包含一个臭名昭著的条款，称为“parse-error(t)”。该规则的目的是避免强迫程序员在单行 let 表达式和类似情况下编写大括号。相关句子是：
The side condition parse-error(t) is to be interpreted as follows: if the tokens generated so far by L together with the next token t represent an invalid prefix of the Haskell grammar, and the tokens generated so far by L followed by the token “}” represent a valid prefix of the Haskell grammar, then parse-error(t) is true.
这会产生一种不寻常的依赖关系，其中词法分析器必然会为解析器生成标记，并通过插入额外的标记供解析器使用来响应解析器中产生的错误。这与您在任何其他语言定义中找到的几乎任何东西都不一样，如果按字面意思 100% 解释它，会使实现变得非常复杂。
不出所料，据我所知，没有 Haskell 编译器实现了所写的整个规则。例如GHC fails to parse the following expression，根据报告是合法的：
let x = 42 in x == 42 == True
类似的奇葩案例还有很多。 This post 列出了一些特别困难的例子。其中一些 GHC 可以正常工作，但它也（从 7.10.1 开始）在这个上失败：
e = case 1 of 1 -> 1 :: Int + 1
此外，GHC 似乎有一个未记录的语言扩展，称为 AlternativeLayoutRule，它用词法分析器中的一堆标记上下文替换了 parse-error(t) 子句，在大多数情况下给出了类似的结果；但是，这不是默认行为。
现实世界的 Haskell 编译器（尤其包括 GHC）在词法分析期间做了什么来近似解析错误（t）规则？ 我很好奇因为我正在尝试实现一个简单的 Haskell 编译器，而这条规则真的让我很困惑。 （另请参阅 this related question。）
我不认为 parse-error(t) 规则 意味着 难以实施。是的，它确实需要解析器与词法分析器进行通信，但除此之外，它可能被设计为相对 容易 使用当时占主导地位的解析技术来实现：LALR( 1) 基于生成的解析器，对纠错有一些小的支持，比如 GNU Bison，或者确实像 GHC 使用的 Happy。
具有讽刺意味的是，至少部分由于 Haskell 在启用解析器组合器库方面的成功，旧技术并不像以前那样占主导地位，至少在 Haskell社区。
LALR(1)（或 LR(1)）生成的解析器具有以下特性，这些特性与 parse-error(t) 规则的预期 非常吻合解读：
- 永不回头。
- 其 table 驱动的决策意味着它始终“知道”给定令牌在当前位置是否合法，如果是，如何处理它。
Happy 有一个特殊的 error 标记，可用于在当前词法标记 不 合法时实现操作。鉴于此，GHC 的 Happy 语法中的 most relevant definition 是
close :: { () }
: vccurly { () } -- context popped in lexer.
| error {% popContext }
vccurly（“virtual close curly”）是词法分析器在它自己选择关闭布局级别时发送的标记。 popContext 是 an action defined in the lexer source 从布局堆栈中删除布局级别。 （注意顺便说一下，在这个实现中，error 案例 不需要 需要词法分析器发回 vccurly 令牌）。
使用这个，所有 GHC 解析器规则必须使用 close 作为它们的非终结符标记来结束用 vocurly 打开的缩进块。假设其余的语法是正确的，这也正确地实现了规则。
或者至少，理论上是这样。事实证明，由于 Haskell/GHC 的其他特征 不 也适合 LALR(1) 文法，这有时会中断。
在您上面的两个示例中，第一个在 Haskell 2010 年进行了更改（因为人们意识到解析起来太笨拙），因此 GHC 在那里是正确的。但是第二个 (e = case 1 of 1 -> 1 :: Int + 1) 的发生是因为 different design decision GHC 使得：
Making a parser parse precisely the right language is hard. So GHC's parser follows the following principle:
- We often parse "over-generously", and filter out the bad cases later.
GHC 有足够的扩展，Int + 1 可以 解析为启用了足够多扩展的类型。此外，必须编写一个 LALR(1)-解析器来直接处理 enabled/disabled 扩展的每个组合将是 真的 尴尬（不确定它是否可能）。所以它只是首先解析最通用的语言，然后在检查结果所需的扩展是否已启用时失败。但是到那时解析已经完成并且触发 parse-error 规则为时已晚。 （或者我假设是这样。）
最后，我要说的是，即使您不使用 (LA)LR，我也不认为处理 parse-error(t) 规则有什么不可能 (1)解析器。我怀疑 GHC 的 close 令牌之类的东西在组合器中也能很好地工作。但是您仍然需要与词法分析器进行某种通信。
Haskell 报告在布局规则中包含一个臭名昭著的条款，称为“parse-error(t)”。该规则的目的是避免强迫程序员在单行 let 表达式和类似情况下编写大括号。相关句子是：
The side condition parse-error(t) is to be interpreted as follows: if the tokens generated so far by L together with the next token t represent an invalid prefix of the Haskell grammar, and the tokens generated so far by L followed by the token “}” represent a valid prefix of the Haskell grammar, then parse-error(t) is true.
这会产生一种不寻常的依赖关系，其中词法分析器必然会为解析器生成标记，并通过插入额外的标记供解析器使用来响应解析器中产生的错误。这与您在任何其他语言定义中找到的几乎任何东西都不一样，如果按字面意思 100% 解释它，会使实现变得非常复杂。
不出所料，据我所知，没有 Haskell 编译器实现了所写的整个规则。例如GHC fails to parse the following expression，根据报告是合法的：
let x = 42 in x == 42 == True
类似的奇葩案例还有很多。 This post 列出了一些特别困难的例子。其中一些 GHC 可以正常工作，但它也（从 7.10.1 开始）在这个上失败：
e = case 1 of 1 -> 1 :: Int + 1
此外，GHC 似乎有一个未记录的语言扩展，称为 AlternativeLayoutRule，它用词法分析器中的一堆标记上下文替换了 parse-error(t) 子句，在大多数情况下给出了类似的结果；但是，这不是默认行为。
现实世界的 Haskell 编译器（尤其包括 GHC）在词法分析期间做了什么来近似解析错误（t）规则？ 我很好奇因为我正在尝试实现一个简单的 Haskell 编译器，而这条规则真的让我很困惑。 （另请参阅 this related question。）
我不认为 parse-error(t) 规则 意味着 难以实施。是的，它确实需要解析器与词法分析器进行通信，但除此之外，它可能被设计为相对 容易 使用当时占主导地位的解析技术来实现：LALR( 1) 基于生成的解析器，对纠错有一些小的支持，比如 GNU Bison，或者确实像 GHC 使用的 Happy。
具有讽刺意味的是，至少部分由于 Haskell 在启用解析器组合器库方面的成功，旧技术并不像以前那样占主导地位，至少在 Haskell社区。
LALR(1)（或 LR(1)）生成的解析器具有以下特性，这些特性与 parse-error(t) 规则的预期 非常吻合解读：
- 永不回头。
- 其 table 驱动的决策意味着它始终“知道”给定令牌在当前位置是否合法，如果是，如何处理它。
Happy 有一个特殊的 error 标记，可用于在当前词法标记 不 合法时实现操作。鉴于此，GHC 的 Happy 语法中的 most relevant definition 是
close :: { () }
: vccurly { () } -- context popped in lexer.
| error {% popContext }
vccurly（“virtual close curly”）是词法分析器在它自己选择关闭布局级别时发送的标记。 popContext 是 an action defined in the lexer source 从布局堆栈中删除布局级别。 （注意顺便说一下，在这个实现中，error 案例 不需要 需要词法分析器发回 vccurly 令牌）。
使用这个，所有 GHC 解析器规则必须使用 close 作为它们的非终结符标记来结束用 vocurly 打开的缩进块。假设其余的语法是正确的，这也正确地实现了规则。
或者至少，理论上是这样。事实证明，由于 Haskell/GHC 的其他特征 不 也适合 LALR(1) 文法，这有时会中断。
在您上面的两个示例中，第一个在 Haskell 2010 年进行了更改（因为人们意识到解析起来太笨拙），因此 GHC 在那里是正确的。但是第二个 (e = case 1 of 1 -> 1 :: Int + 1) 的发生是因为 different design decision GHC 使得：
Making a parser parse precisely the right language is hard. So GHC's parser follows the following principle:
- We often parse "over-generously", and filter out the bad cases later.
GHC 有足够的扩展，Int + 1 可以 解析为启用了足够多扩展的类型。此外，必须编写一个 LALR(1)-解析器来直接处理 enabled/disabled 扩展的每个组合将是 真的 尴尬（不确定它是否可能）。所以它只是首先解析最通用的语言，然后在检查结果所需的扩展是否已启用时失败。但是到那时解析已经完成并且触发 parse-error 规则为时已晚。 （或者我假设是这样。）
最后，我要说的是，即使您不使用 (LA)LR，我也不认为处理 parse-error(t) 规则有什么不可能 (1)解析器。我怀疑 GHC 的 close 令牌之类的东西在组合器中也能很好地工作。但是您仍然需要与词法分析器进行某种通信。