上一章介绍了Lua的词法分析，本章论述lua语法分析，但是纵观lua源代码，发现语法分析和词法分析区分得并不明显，尽管看起来词法分析是放在llex.c，语法分析是放在lparser.c。
Lua在load一段代码或者一个lua文件时(统称为buffer)，首先open一个function，设置好function的参数和upval，然后将buffer里面的内容作为函数体内的代码去解析，以下代码引用自lparser.c中，解析一个文件buffer时调用的mainfunc：
/* ** compiles the main function, which is a regular vararg function with an ** upvalue named LUA_ENV */ static void mainfunc (LexState *ls, FuncState *fs) { BlockCnt bl; expdesc v; open_func(ls, fs, &bl); fs->f->is_vararg = 2; /* main function 永远是变参 */ init_exp(&v, VLOCAL, 0); /* create and... */ newupvalue(fs, ls->envn, &v); /* ...set environment upvalue, 设置环境变量为upvalue，它指向偏移为0的stack */ luaX_next(ls); /* read first token */ statlist(ls); /* parse main body */ check(ls, TK_EOS); close_func(ls); } 调用open_func，设定好parser过程中用到的FuncState和BlockCnt；为当前的FuncState创建name为envn的upvalue，它偏移为0的栈解析‘函数体内’的表达式解析完buffer，close_func。解析到此为止lua代码由一条条语句(statement)组成，这里和c语言略不同：一个function的定义，可以看作语句；一个require语句，也可看作语句，总而言之，所有的lua代码都可以看作表达式。 通过解析statment，采用自顶向下语法分析，会生成一棵语法树，但lua源代码中很难看到清晰的语法树结构，仔细阅读lparser.c就会发现，parser实质上一边生成临时的语法树，一边调用lcode.c生成code（生成code的过程不在本章中讲解）。
言归正传，本章重点讲解parser，据说最早的lua parser是用YACC生成的，后来改成手写的lparser了，这样的可读性会好很多，lua parser严格按照extend BNF表述的语法进行解析：
chunk ::= block block ::= {stat} [retstat] stat ::= ‘;’ | varlist ‘=’ explist | functioncall | label | break | goto Name | do block end | while exp do block end | repeat block until exp | if exp then block {elseif exp then block} [else block] end | for Name ‘=’ exp ‘,’ exp [‘,’ exp] do block end | for namelist in explist do block end | function funcname funcbody | local function Name funcbody | local namelist [‘=’ explist] retstat ::= return [explist] [‘;’] label ::= ‘::’ Name ‘::’ funcname ::= Name {‘.’ Name} [‘:’ Name] varlist ::= var {‘,’ var} var ::= Name | prefixexp ‘[’ exp ‘]’ | prefixexp ‘.’ Name namelist ::= Name {‘,’ Name} explist ::= exp {‘,’ exp} exp ::= nil | false | true | Numeral | LiteralString | ‘...’ | functiondef | prefixexp | tableconstructor | exp binop exp | unop exp prefixexp ::= var | functioncall | ‘(’ exp ‘)’ functioncall ::= prefixexp args | prefixexp ‘:’ Name args args ::= ‘(’ [explist] ‘)’ | tableconstructor | LiteralString functiondef ::= function funcbody funcbody ::= ‘(’ [parlist] ‘)’ block end parlist ::= namelist [‘,’ ‘...’] | ‘...’ tableconstructor ::= ‘{’ [fieldlist] ‘}’ fieldlist ::= field {fieldsep field} [fieldsep] field ::= ‘[’ exp ‘]’ ‘=’ exp | Name ‘=’ exp | exp fieldsep ::= ‘,’ | ‘;’ binop ::= ‘+’ | ‘-’ | ‘*’ | ‘/’ | ‘//’ | ‘^’ | ‘%’ | ‘&’ | ‘~’ | ‘|’ | ‘>>’ | ‘<<’ | ‘..’ | ‘<’ | ‘<=’ | ‘>’ | ‘>=’ | ‘==’ | ‘~=’ | and | or unop ::= ‘-’ | not | ‘#’ | ‘~’这里有必要介绍上述BNF中常用的几个推导符号:
符号含义::=推导{}一个或者多个[]出现0次或者1次|或者以函数推导为例:
functiondef ::= function funcbody funcbody ::= ‘(’ [parlist] ‘)’ block end parlist ::= namelist [‘,’ ‘...’] | ‘...’ block ::= {stat} [retstat]一个函数的定义由function关键词开始，接着是参数列表，然后block语句 以end关键词结束 function(a,b) block end 而，block本身也是由若干语句组成（又是递归） 在下一小节中，将以解析一个函数为例，来分析lparser的源代码。
如何完整的解析一个函数呢，请看下面的代码：
static void funcstat (LexState *ls, int line) { /* funcstat -> FUNCTION funcname body */ int ismethod; expdesc v, b; luaX_next(ls); /* skip FUNCTION */ ismethod = funcname(ls, &v); /* 解析函数名，保存结果到v */ body(ls, &b, ismethod, line); /* 解析函数体，保存结果到b */ luaK_storevar(ls->fs, &v, &b); /* 编码生成赋值语句 */ luaK_fixline(ls->fs, line); /* definition "happens" in the first line */ }expdesc是用于描述 表达式 的结构体，函数名可以用它来表达；这很好理解，而函数体也可以用它来表达，可以想象一下，函数体被编码好之后，放在某个角落，然后expdesc指向这个角落: )，具体分析代码的话，涉及到的细节比较多，不过这里分析的细节对于解析其它的BNF，也是有帮助的。
函数名如何解析呢？ 先以合法的function name为例，一般有以下几种形式：
function A() end function A.a() end function A.a.b() end function A:a() end查看，funcname函数源代码：
/* * 解析函数名，保存结果到v * 1. function A 或者 function A.a * 2. function A:a */ static int funcname (LexState *ls, expdesc *v) { /* funcname -> NAME {fieldsel} [':' NAME] */ int ismethod = 0; /* 首先将它作为一个简单的变量名去解析 */ singlevar(ls, v); while (ls->t.token == '.') fieldsel(ls, v); if (ls->t.token == ':') { ismethod = 1; fieldsel(ls, v); } return ismethod; } static void singlevar (LexState *ls, expdesc *var) { TString *varname = str_checkname(ls); FuncState *fs = ls->fs; if (singlevaraux(fs, varname, var, 1) == VVOID) { /* global name? */ expdesc key; singlevaraux(fs, ls->envn, var, 1); /* get environment variable */ lua_assert(var->k == VLOCAL || var->k == VUPVAL); codestring(ls, &key, varname); /* key is variable name */ luaK_indexed(fs, var, &key); /* env[varname] */ } } /* Find variable with given name 'n'. If it is an upvalue, add this upvalue into all intermediate functions. */ static int singlevaraux (FuncState *fs, TString *n, expdesc *var, int base) { if (fs == NULL) /* no more levels? */ return VVOID; /* default is global */ else { int v = searchvar(fs, n); /* look up locals at current level */ if (v >= 0) { /* found? */ init_exp(var, VLOCAL, v); /* variable is local */ if (!base) markupval(fs, v); /* local will be used as an upval */ return VLOCAL; } else { /* not found as local at current level; try upvalues */ int idx = searchupvalue(fs, n); /* try existing upvalues */ if (idx < 0) { /* not found? */ if (singlevaraux(fs->prev, n, var, 0) == VVOID) /* try upper levels */ return VVOID; /* not found; is a global */ /* else was LOCAL or UPVAL */ idx = newupvalue(fs, n, var); /* will be a new upvalue */ } init_exp(var, VUPVAL, idx); return VUPVAL; } } }首先，它将funcname作为单一变量名去解析，singlevar完成此功能，它先调用singlevaraux是否返回VVOID，如果返回VVOID，说明singlevaraux对var没有进行任何赋值，那么作为调用者的singlevar就需要对这个分支进行处理。
if (singlevaraux(fs, varname, var, 1) == VVOID) { /* global name? */ expdesc key; singlevaraux(fs, ls->envn, var, 1); /* get environment variable */ lua_assert(var->k == VLOCAL || var->k == VUPVAL); codestring(ls, &key, varname); /* key is variable name */ luaK_indexed(fs, var, &key); /* env[varname] */ }首先，它获取ls->envn这个全局环境变量到var，然后调用luaK_indexed对var[key]即，env[varname]进行编码，逻辑上来说，luaK_indexed这个函数完成的功能即是将“取hashtable(env)的key(varname)”这一操作行为，保存在var中。 PS: 函数singlevaraux用于查找一个变量名为n的变量，将结果放在var中 ，这里用markdown编辑器里面提供的流程图来表达：
Created with Raphaël 2.1.0 开始 fs!=NULL？ local level没找到？ 当前level upvalue中没找到？ 在prev->level没找到？ new upvalue，并返回UPVALUE 结束 返回GLOBAL 返回UPVALUE 返回LOCAL yes no yes no yes no yes no接着对后面的token进行分析，如果还有’.’，说明该函数名 是var这个table里面的一个key，查看
static void fieldsel (LexState *ls, expdesc *v) { /* fieldsel -> ['.' | ':'] NAME */ FuncState *fs = ls->fs; expdesc key; luaK_exp2anyregup(fs, v); luaX_next(ls); /* skip the dot or colon */ checkname(ls, &key); luaK_indexed(fs, v, &key); }发现，它首先将v放置在寄存器里面，然后再解析接下来的name(key)，最后还是调用luaK_indexed来完成v[key]的操作。
函数名解析完成后，funcname调用返回。接下来解析function body
按惯例，先看代码：
static void body (LexState *ls, expdesc *e, int ismethod, int line) { /* body -> '(' parlist ')' block END */ FuncState new_fs; BlockCnt bl; new_fs.f = addprototype(ls); new_fs.f->linedefined = line; open_func(ls, &new_fs, &bl); checknext(ls, '('); if (ismethod) { new_localvarliteral(ls, "self"); /* create 'self' parameter */ adjustlocalvars(ls, 1); } parlist(ls); checknext(ls, ')'); statlist(ls); new_fs.f->lastlinedefined = ls->linenumber; check_match(ls, TK_END, TK_FUNCTION, line); codeclosure(ls, e); close_func(ls); }addprototype是为了new一个proto，并将其加入ls->fs->p数组中，和mainfunc类似，会先open_func； 注意到，判定ismethod为true，则会添加一个self的局部变量，添加局部变量是这样子的：
/* * 新增一个局部变量，为该变量分配空间，并返回其在f->locvars数组中的下标 * 注意: 数组f->locvars分配的空间大小为f->sizelocvars，但是数组长度却由fs->nlocavars来控制 */ static int registerlocalvar (LexState *ls, TString *varname) { FuncState *fs = ls->fs; Proto *f = fs->f; int oldsize = f->sizelocvars; luaM_growvector(ls->L, f->locvars, fs->nlocvars, f->sizelocvars, LocVar, SHRT_MAX, "local variables"); while (oldsize < f->sizelocvars) f->locvars[oldsize++].varname = NULL; f->locvars[fs->nlocvars].varname = varname; luaC_objbarrier(ls->L, f, varname); return fs->nlocvars++; } static void new_localvar (LexState *ls, TString *name) { FuncState *fs = ls->fs; Dyndata *dyd = ls->dyd; int reg = registerlocalvar(ls, name); checklimit(fs, dyd->actvar.n + 1 - fs->firstlocal, MAXVARS, "local variables"); luaM_growvector(ls->L, dyd->actvar.arr, dyd->actvar.n + 1, dyd->actvar.size, Vardesc, MAX_INT, "local variables"); dyd->actvar.arr[dyd->actvar.n++].idx = cast(short, reg); } static void new_localvarliteral_ (LexState *ls, const char *name, size_t sz) { new_localvar(ls, luaX_newstring(ls, name, sz)); } #define new_localvarliteral(ls,v) \ new_localvarliteral_(ls, "" v, (sizeof(v)/sizeof(char))-1)查看new_localvar函数，可以发现，dyd中保存的actvar信息只有下标idx。fs->f->locvars[idx]方可访问到此局部变量。 adjustlocalvars函数仅仅是为了将设定一下新增的localvar的pc指针。
接下来解析函数的形参列表parlist(ls)：
static void parlist (LexState *ls) { /* parlist -> [ param { ',' param } ] */ FuncState *fs = ls->fs; Proto *f = fs->f; int nparams = 0; f->is_vararg = 0; if (ls->t.token != ')') { /* is 'parlist' not empty? */ do { switch (ls->t.token) { case TK_NAME: { /* param -> NAME */ new_localvar(ls, str_checkname(ls)); nparams++; break; } case TK_DOTS: { /* param -> '...' */ luaX_next(ls); f->is_vararg = 2; /* declared vararg */ break; } default: luaX_syntaxerror(ls, "<name> or '...' expected"); } } while (!f->is_vararg && testnext(ls, ',')); } adjustlocalvars(ls, nparams); f->numparams = cast_byte(fs->nactvar); /* 需要将参数列表里的局部变量保留到寄存器中 */ luaK_reserveregs(fs, fs->nactvar); /* reserve register for parameters */ }可以看到，如果ls->t.token为变量名的话，则新增一个局部变量，如果为’…’，则说明使用了变参，那么设定f->is_vararg=2后break–由于…只能是函数形参列表里面的最后一个参数，所以读到’…’之后退出是有必要的。 最后一条语句，luaK_reserveregs是为了将局部变量保存于寄存器中，等等，parser的过程中怎么会出现寄存器，寄存器难道不是运行时才有的概念吗？ 嗯，确实这样，只有在lua虚拟机中运行时，register才有存在的意义；然luaK_reserveregs并不是使用寄存器，它仅仅只是累加 fs->freereg+=n，换句话讲，它仅仅只是访问和修改了寄存器的索引index，而lua虚拟机在运行时，会根据基地址+index来完成对寄存器的访问。
接下来就是解析statement list：
static void statlist (LexState *ls) { /* statlist -> { stat [';'] } */ /* 只要当前token不代表下一个block，则继续解析statement */ while (!block_follow(ls, 1)) { if (ls->t.token == TK_RETURN) { statement(ls); return; /* 'return' must be last statement */ } statement(ls); } } static void statement (LexState *ls) { int line = ls->linenumber; /* may be needed for error messages */ enterlevel(ls); switch (ls->t.token) { case ';': { /* stat -> ';' (empty statement) */ luaX_next(ls); /* skip ';' */ break; } case TK_IF: { /* stat -> ifstat */ ifstat(ls, line); break; } case TK_WHILE: { /* stat -> whilestat */ whilestat(ls, line); break; } case TK_DO: { /* stat -> DO block END */ luaX_next(ls); /* skip DO */ block(ls); check_match(ls, TK_END, TK_DO, line); break; } case TK_FOR: { /* stat -> forstat */ forstat(ls, line); break; } case TK_REPEAT: { /* stat -> repeatstat */ repeatstat(ls, line); break; } case TK_FUNCTION: { /* stat -> funcstat */ funcstat(ls, line); break; } case TK_LOCAL: { /* stat -> localstat */ luaX_next(ls); /* skip LOCAL */ if (testnext(ls, TK_FUNCTION)) /* local function? */ localfunc(ls); else localstat(ls); break; } case TK_DBCOLON: { /* stat -> label */ luaX_next(ls); /* skip double colon */ labelstat(ls, str_checkname(ls), line); break; } case TK_RETURN: { /* stat -> retstat */ luaX_next(ls); /* skip RETURN */ retstat(ls); break; } case TK_BREAK: /* stat -> breakstat */ case TK_GOTO: { /* stat -> 'goto' NAME */ gotostat(ls, luaK_jump(ls->fs)); break; } default: { /* stat -> func | assignment */ exprstat(ls); break; } } lua_assert(ls->fs->f->maxstacksize >= ls->fs->freereg && ls->fs->freereg >= ls->fs->nactvar); ls->fs->freereg = ls->fs->nactvar; /* free registers */ leavelevel(ls); }statlist和BNF表达的一样，它需要进一步的调用statement来解析一条语句，我们来回顾一下statement的BNF：
stat ::= ‘;’ | varlist ‘=’ explist | functioncall | label | break | goto Name | do block end | while exp do block end | repeat block until exp | if exp then block {elseif exp then block} [else block] end | for Name ‘=’ exp ‘,’ exp [‘,’ exp] do block end | for namelist in explist do block end | function funcname funcbody | local function Name funcbody | local namelist [‘=’ explist]而statement函数也和上述BNF一样，分为很多个case，’;’ 空语句，if语句；do-while语句，还有function语句。。。
具体每一个case如何解析，还有如何进行编码，将在系列三之中具体描述。。。
最后的代码：
check_match(ls, TK_END, TK_FUNCTION, line); codeclosure(ls, e); close_func(ls);check_match会校验函数结束标志符”end”，调用codeclosure，然后把OP_CLOSURE这条指令添加到父函数的code之中。
