Programmiersprachen und Übersetzer
04 - Namen

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Die wichtigste Art der Namensauflösung ist die implizite Namensauflösung, bei der der Übersetzer automatisch die "nächste" sichtbare Deklaration findet. Dabei sucht er für jede Referenz in einem Namensraum eine Deklaration im gleichen oder einem umgebenden Namensraum. Findet er bei dieser impliziten Suche keine Deklaration, so gibt es einen Übersetzerfehler. Im Folienbeispiel gibt es für die zweite Verwendung von A zunächst keine passende Deklaration. Die einzige Deklaration von A ist in einem Namensraum, der bereits geschlossen ist und daher die Sichtbarkeit des Namens beendet hat. Erst mit der Deklaration eines zweiten Namens mit dem Bezeichner A kann die zweite Referenz aufgelöst werden.

Es ist sprachabhängig, ob eine Deklaration im selben Namensraum wirklich vor der ersten Verwendung auftreten muss, oder ob ich alle Deklaration an das Ende eines Block packen kann. Sollte sich eine Sprache für eine strikte Auslegung der "Declaration before use"-Regel entscheiden, so hat dies den historischen Hintergrund, dass es früher, aufgrund von schwachbrüstigen Maschinen, erstrebenswert war einen single-pass-Übersetzer bauen zu können. Solche single-pass-Übersetzer gehen nur ein einziges mal über den Quelltext und erzeugen den Binärcode direkt beim Lexen/Parsen. Für solche Übersetzer ist es dann natürlich unmöglich einen Namen aufzulösen, der lexikalisch nach der Verwendung deklariert wird; dazu müsste man zwei mal über den Quelltext gehen und zunächst alle Deklarationen einsammeln, bevor man die Referenzen auflöst.

Sollten bei der impliziten Namensauflösung mehrere Deklarationen in umgebenden Namensräumen gefunden werden, so verwendet man jene Deklaration, die der Verwendung am "nächsten" bzw. die am innersten ist. Dazu beginnen wir unsere Suche nach der Deklaration bei dem Namensraum, der die Verwendung umschließt, und arbeiten uns solange von innen nach außen, bis wir eine passende Deklaration gefunden haben. Diese Regel heißt die "Closest-nested scope rule" (CNSR).

Eine Folge der CNSR ist, dass Deklarationen in untergeordneten Namensräumen verdeckt werden können. Dabei bleibt die äußere Deklaration weiterhin bestehen, aber wir können sie mittels der impliziten Namensauflösung nicht mehr referenzieren; sie verliert ihre Sichtbarkeit. Eine Deklaration ist an einer Stelle im Programm sichtbar, wenn eine Namensreferenz zu dieser Deklaration aufgelöst werden könnte. Nachdem der Namensraum der inneren Deklaration geschlossen wurde, wird die äußere Deklaration wieder sichtbar und kann referenziert werden. Erst nachdem auch der letzte Namensraum geschlossen wurde, verliert auch die letzte Deklaration von A ihre Sichtbarkeit.

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Mit der CNSR können wir bereits einen großen Teil der Namen auflösen und mit den zugehörigen Referenzen verbinden. Allerdings sind die Namensräume, sofern sie nicht ineinander geschachtelt sind, voneinander abgeschottet. Ich kann keine Namen aus einem anderen, bereits geschlossenen Namensraum mittels CNSR referenzieren, da dieser hierarchisch nicht über mir ist. Wenn wir allerdings Namensräume dazu verwenden wollen, um Komponenten abzubilden, wäre es durchaus wünschenswert in einen bereits geschlossenen Namensraum hineingreifen zu können.

Das grundlegende Problem, wenn wir bereits geschlossene Namensräume referenzieren wollen, ist, dass sie bisher anonyme Konstrukte sind, also keinen eigenen Namen haben. Wir lösen dieses Problem, indem wir die Möglichkeit eröffnen, Namensräume an Namen zu binden und eine Möglichkeit geben, in einem benannten Namensraum (nach unten) zu suchen.

DECL -> let NAME = SCOPE // Explizite benannte Namensräume

Das erste bekommen wir in unserer domänenspezifischen Sprache hin, wenn wir die Grammatik um eine Regel zu expliziten Namensräumen erweitern, welche dem folgenden Namensraum einen eigenen Namen gibt. Dieser Name ist dann an seiner Deklarationsstelle genauso sichtbar, wie das jeder andere Name auch ist. Allerdings schaffen wir mit dem ::-Operator die Möglichkeit, einen Namen innerhalb eines expliziten Namensraums zu suchen. Diese explizite bzw. qualifizierte Referenzierung sucht dabei nur in dem gegebenen Namensraum und führt keine CNSR-Suche durch. Im Beispiel bedeutet der Ausdruck M::A, dass wir den Namen A im expliziten Namensraum M referenzieren wollen.

Da wir mit dem ::-Operator nur in einem Namensraum suchen können, den wir mittels CNSR adressieren können, müssen wir einen impliziten Wurzelnamensraum einführen, in dem die Top-Level-Deklarationen gespeichert werden. Nur so können wir uns, von der Wurzel abwärts, über explizite Namensräume zu allen erreichbaren Deklarationen referenzieren.

Wir können uns den Doppelpunktoperator als einen Trenner in einem Zugriffspfad vorstellen. Das Pendant auf Dateisystemebene, auch einem hierarchischen Namensraum (siehe Grundlagen der Betriebssysteme), ist der Slash (/). Ein Reihung von Bezeichnern, die durch Doppelpunkte getrennt sind, ist daher eine Art expliziter Pfad im hierarchischen Namensraum. Fängt dieser Pfad mit :: an, so haben wir einen vollständig qualifizierten Namen (=absoluter Pfad), ansonsten haben wir einen relativ qualifizierten Namen (=relativer Pfad).

Explizite Namensräume sind eine grundlegende Erweiterung des Namensraumkonzepts, da sie es uns erlauben, kontrolliert auf Unternamensräume zuzugreifen und wir nicht mehr ausschließlich auf die CNSR angewiesen sind. Sehr nah an dieser Erweiterung ist das C++-Konstrukt namespace, welches einem Namensraum wirklich nur einen eigenen Namen gibt, und sonst nichts weiteres tut.

Noch eine spannende Bemerkung zu impliziten Wurzelnamensräumen: Wenn eine Sprache keine Möglichkeit bietet, auf diese Wurzel zugreifen zu können, so kann man einen Namensraum vom Rest des Programms isolieren. Innerhalb des Namensraums hat man keine Möglichkeit Namen zu notieren, die auf Deklarationen, die außerhalb des Namensraums deklariert wurden, referenzieren. Nur jene Objekte, die wir (dynamisch) in diesen Namensraum hinein geben, erlauben dem enthaltenen Code auf die Außenwelt zuzugreifen.

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Mit expliziten Namensräumen und dem ::-Operator haben wir die Möglichkeit geschaffen, Namen zu referenzieren, die quer zur hierarchischen Namensraumstruktur deklariert wurden. Allerdings führt die Verwendung von qualifizieren Namen zu schwer lesbarem Code, da die Zugriffspfade lang und länger werden. Würde eine Sprache keine weiteren Mittel anbieten, dieses Boilerplate-Problem zu lösen, würden sich Programmierer einfach weigern, ihre Namen hierarchisch anhand der logischen Komponentenstruktur zu deklarieren. Da wollen wir den Entwicklern natürlich entgegenkommen! Viele Sprachen bieten die Möglichkeit, Deklarationen von einem Namensraum in anderen Namensräumen zu importieren.

Um den Import von Namen zu verstehen, müssen wir zunächst definieren, was in einem Namensraum überhaupt sichtbar ist. Zum einen hat jeder Namensraum eine Menge von Namen, die direkt in ihm deklariert sind. Im Folienbeispiel deklariert der Namensraum N die Namen {A, M}. Zweitens hat jeder Namensraum eine Menge von sichtbaren Namen, die, zusätzlich zur Menge der direkt deklarierten Namen, alle Namen enthält, die durch die CNSR erreichbar sind. Mit dem Import von Namen können wir, je nach Sprache und verwendetem Konstrukt, die eine oder die andere Menge manipulieren. Da die Unterscheidung zwischen beiden Fällen nur in Randfällen wirklich relevant ist, werde ich im Folgenden (und auf den Folien) so tun, als würden wir immer in die Menge der direkt-deklarierten Namen importieren.

In unserer Namensraumsprache können wir mit dem Import-Statement (import <PFAD>) Namen aus einem explizit benannten Namensraum importieren. Dabei erlauben wir nicht nur Importe einzelner Namen (::N::A), sondern auch Wildcard-Importe (::N::M::*). Letztere haben den Vorteil, dass wir das Import-Statement nicht anpassen müssen, wenn wir im exportierenden Namensraum neue Namen deklarierenFür eine Diskussion von Wildcard-Importen bei Python-Modulen können Sie einen Blick in PEP8 werfen.

Wie bereits gesagt, importieren wir, der Einfachheit halber, nur in die Menge der direkt deklarierten Namen. Das Import-Statement wird also quasi zur Deklaration (oder, bei Wildcard-Importen, zu vielen Deklarationen). Daher können wir die importierten Namen von dritter Stelle wiederum importieren, falls wir den umgebenden Namensraum referenzieren können. Im Beispiel können wir, nachdem wir den Namen X vergeben haben, auf alle Deklarationen (A,B,C) zugreifen, wenn wir import ::X::* schreiben.

Manchmal ist der Import von Namen ein Seiteneffekt von anderen Sprachkonstrukten und nicht mit einem expliziten import-Statement verbunden. So werden bei der Vererbung alle Namen aus dem Namensraum der Elternklasse in den Namensraum der Kindklasse importiert.

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Ein Ziel von hierarchischen Namensräumen war, dass wir unseren Code anhand der Komponenten strukturieren wollen. Um allerdings richtiges Information Hiding betreiben zu können, müssen wir es noch möglich machen, dass nicht jeder daher gelaufene Programmierer unsere Komponenten-internen Variablen und Funktionen verwenden und verändern kann. Bisher kann man an jeder Stelle des Programms mittels vollständig qualifizierten Namen (::module::internal::my_precious) auf alles zugreifen. Wir müssen also eine Möglichkeit schaffen, dass unterschiedlich Zugriffsrechte gelten, je nachdem von wo wir eine Deklaration referenzieren wollen.

Um diese Ziel zu erreichen, führen wir das Konzept von internen Deklarationen (auch private Deklarationen) ein. Diese internen Namen können nur durch die implizite Namensauflösung, jedoch nicht durch einen qualifizierten Namen, referenziert werden können. Des Weiteren werden interne (oder private) Deklarationen bei einem Import-Statement übersprungen. Durch diese Festlegung ist es nur noch von innerhalb eines Namensraums, mittels impliziter Namensauflösung, möglich, Referenzen zu einem Namen zu notieren. Von außerhalb, wo wir qualifizierte Pfade brauchen, schlägt die Namensauflösung fehl (siehe M::A).

In unserer Namensraumsprache führen wir ein optionales Attribut I einFun Fact am Rande: Die gewählte Notation ist die Notation für optionale Parameter bei Latex-Makros. Die Notation soll andeuten, dass das I ein optionales Attribut für die Deklaration ist., welches bei der Deklaration angegeben werden kann, um sie zu intern zu machen. Per Default sind alle Namen von überall sichtbar ([E]) und nur ausgewählte Deklarationen werden privat. Wir erlauben allerdings auch, diese default-Sichtbarkeit am Beginn eines Namensraums zu ändern.

In richtigen Programmiersprachen gibt es noch fein-granularere Abstufungen von Sichtbarkeit. Zum Beispiel regelt das Sichtbarkeitsattribut protected bei Java, wie sich die Sichtbarkeit einer Deklaration beim Import durch Vererbung ändert. Aber solche Feinheiten sind immer spezifisch für eine Sprache. Nur das Prinzip, dass die Sichtbarkeit einer Deklaration, je nach Referenzstelle, unterschiedlich sein kann, das bleibt.

An dieser Stelle wollen wir kurz innehalten und alle Konzepte zusammentragen, die wir bereits kennen gelernt haben. Wir können nun Namensräume erzeugen, die Deklarationen enthalten. Diese Namensräume können selbst wieder einen Namen im übergeordneten Namensraum haben und wir können mittels qualifizierten Namen beliebig entfernte Deklarationen referenzieren. Mit einem Import-Statement können wir Namen aus anderen Namensräumen in unseren eigenen Namensraum importieren und wir können die Sichtbarkeit von Deklarationen einschränken.

Mit diesen Prinzipien können wir schon einige Programmkonstrukte in ihrer Funktion erklären und in unserer Namensraumsprache abbilden. Wir wollen dies, beispielhaft, anhand von Java-Paketen tun. Java-Pakete stellen Namensräume für Klassen dar, sodass ein Klassenname nur innerhalb eines Pakets eindeutig sein muss. Außerdem erlauben es Java-Pakete die Sichtbarkeit von Klassen zwischen Paketen zu steuern.

Im Beispiel sehen wir, dass Pakete, die durch das package <NAME>; "betreten" werden, eigene Namespaces sind. Dadurch erklärt sich bereits, wie es sein kann, dass in unterschiedlichen Paketen der gleiche Klassenname verwendet werden kann. Außerdem vererben Pakete eine interne Standardsichtbarkeit an die darin enthaltenen Klassen. Dies ist im übrigen bei Klassen ebenso, auch dort ist die Standardsichtbarkeit private. Die Klassen A und B haben unterschiedliche Sichtbarkeiten und nur die Klasse A kann von außerhalb ihres Pakets referenziert werden. Daher ist es möglich, dass wir die Klasse N.A in das Paket M importieren. Der einzige Unterschied zu unserer Namensraumsprache ist, dass Java an jeder Stelle den . zum Trennen von Namen nimmt und nicht ::. Die Klasse B ist tatsächlich intern deklariert und kann daher nur von anderen Klassen aus dem Paket M verwendet werden. Wir sehen ganz nebenbei in dem Beispiel, dass auch Funktionen Namensräume sind, die per Default [I] sind; lokale Variablen sind nicht von außen zugreifbar.

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Um die dynamische Namensauflösung wirklich zu verstehen, müssen wir den Begriff der Binding Time bzw. des Bindungszeitpunkts einführen. Die Binding Time ist der Zeitpunkt, an dem einem Namen ein konkretes Objekt zugeordnet wird, für das der Name stellvertretend ist. Dabei können unterschiedliche Namen zu ganz unterschiedlichen Zeitpunkten gebunden werden und die Bindung kann auch wieder aufgelöst werden. Wichtig für die Namensauflösung ist, dass wir erst eine Adressberechnung durchführen können, wenn ein Objekt an einen Namen gebunden ist. Dies kann, wie wir sehen werden, für manche Deklarationen erst zur Laufzeit der Fall sein.

An dieser Stelle wollen wir verschiedene geläufige Zeitpunkte, zu denen eine Bindung hergestellt wird, diskutieren. Die häufigst genannten sind die Übersetzungszeit (Compile-time binding) und die Laufzeit (run-time binding). Allerdings kann man diese Zeiten noch feiner aufschlüsseln:

Beim compile-time binding kennt der Übersetzer bereits die Adresse des referenzierten Objekts genau. Er kann also jede Verwendung des Namens direkt durch die eine Konstante ersetzen und diese beispielweise in die Assemblerbefehle als Immediate Operanden codieren.

Wirkliches compile-time binding, wenn wir es ganz genau nehmen, gibt es eigentlich kaum, da die meisten Werkzeugketten für übersetzte Sprachen sich in Übersetzer und Linker aufspalten. Für viele Referenzen fügt der Übersetzer einen symbolischen Namen in den Assemblercode ein, welcher vom Linker aufgelöst wird. Bei diesem link-time binding werden vom Übersetzer eingefügte Platzhalter im Binärcode durch die errechneten Adressen ersetzt. Da link-time binding auch schon vor der Laufzeit stattfindet, zählt man es aber häufig auch zur Übersetzungszeit hinzu.

Ganz anders ist dies beim load-time binding, welches stattfindet, wenn die Binärdatei in den Speicher geladen wird. Also direkt vor der Laufzeit des eigentlichen Programms. Manche Adressen werden erst beim Laden des Programms bekannt, da erst dann entschieden wird, an welcher Stelle im Speicher das Programm oder die Bibliothek geladen wird. Daher müssen die Adressen in der geladenen Binärdatei nochmal angepasst werden. Dies funktioniert technisch, indem der Linker sogenannte Relocation-Informationen mit in die Binärdatei packt. Hierdurch kann der Übersetzer Code erzeugen, der abhängig davon ist, wo eine Bibliothek hin geladen wird.

Noch später findet das run-time binding statt, beim dem die Adresse eines Objekts erst zur Laufzeit bekannt wird. Dies kann zum Beispiel der Fall sein, weil das Objekt auf dem Heap mittels malloc() erzeugt wurde. Hier können wir die Adresse einfach nicht vorher wissen und die Namen, die stellvertretend für dieses Objekt sind, müssen nach dem malloc() aufgelöst werden.

Obwohl die Adressberechnung immer erst dann stattfinden kann, wenn eine Bindung zwischen Name und Objekt etabliert ist, können wir doch Teile der Arbeit vorziehen, um hinterher Zeit zu sparen. Bei dieser partiellen Namensauflösung werden Informationen, die zu unterschiedlichen Zeitpunkten bekannt werden, zu einer Berechnungsvorschrift für die tatsächliche Adresse kombiniert. Ich will dies am Folienbeispiel deutlich machen.

In dem Beispiel definieren wir die globale Variable obj, was nicht nur den Namen obj deklariert, sondern auch zur Allokation eines Objekts führt. Wir werden nun betrachten, welche Informationen in die Adressberechnung für den Namen *(obj.p) eingehen und wann diese zur Verfügung stehen. Das erste, was wir wissen, ist den relativen Offset des Feldes p innerhalb der Struktur foo. Diesen Offset berechnet der Übersetzer (compile time), da er entscheidet, wie die einzelnen Felder eines Records im Speicher liegen. Das zweite, was wir zur Link Time wissen, ist der Offset des Objekts im BSS-Segment (siehe GBS). Der Linker hat dieses wissen, da er die einzelnen global-allokierten Objekte anordnet und Code-, Daten- und BSS-Segment mit ihnen auffüllt. Allerdings weiß der Linker noch nicht, wo das Programm hingeladen werden wird. Dieses Wissen haben wir erst zur Load Time, wenn klar ist, wo das BSS-Segment im Speicher zu finden ist. Auf diese Load-Time-Adresse (0x1000) können wir den relativen Offset für das Objekt und das Feld aufaddieren, sodass wir das Feld obj.p an der Speicherstelle 0x1204 verorten können. Da wir allerdings nicht nur auf obj.p zugreifen wollen, sondern auf das Objekt, auf das dieser Zeiger zeigt, müssen wir zur Laufzeit (run-time binding) noch eine Dereferenzierungsoperation durchführen, um die Adressberechnung abzuschließen.

Da Compile-, Link- und Load-Time gut von der Werkzeugkette kontrolliert werden, gibt es Optimierungen, dass die Vorberechnung der Adresse &obj.p zu einer Konstante im Programmcode zusammenfällt. Daher nehmen wir, der Einfachheit halber auch an, dass es nur compile-time und run-time binding gibt. Aber Sie wurden gewarnt, dass dies nicht wirklich dasselbe ist!

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Das bisher vorgestellte Konzept von Namensräumen war sehr statisch und es ging hauptsächlich darum, die Deklaration zu einer Referenz zu finden. Wir haben angenommen, dass hinter jeder Deklaration maximal ein, und nach der Bindung genau ein, Laufzeitobjekt/Instanz steht. Dieses Schema passt auch sehr gut auf Sprachkonstrukte wie C++-namespace oder Java-Pakete. Allerdings bekommen wir es mit dem bisherigen Formalismus nicht hin, so etwas simples wie C-struct abzubilden. Denn in dem Moment, wo ich eine Struktur zweimal instanziiere (objA, objB), steht die Felddeklaration int a für zwei Ganzzahlen, jeweils eine in jedem der beiden Objekte. Und das kann ja irgendwie nicht sein. Wir müssen also unseren Formalismus und die Namensraumsprache erweitern, um auch dieses Sprachkonstrukt abzudecken.

Wenn wir uns zurückerinnern, dann soll jeder Name eindeutig stellvertretend für (maximal) ein Objekt sein. Diesen Grundsatz wollen wir zunächst beibehalten. Allerdings können wir am Folienbeispiel von struct N sehen, dass das Feld int a der beiden Objekte nicht über N::a, sondern über objA.a und objB.a referenziert wird. Man könnte also sagen, dass unter den Namen objA und objB Kopien des Namensraums von struct N angelegt wurden. In unserer Namensraumsprache wäre es ungefähr:

let N = {
   let a
   let b
}

let objA = {
   let a
   let b
}

Hinzu kommt, dass bei der Adressberechnung von objA, die Teil der vollständigen Namensauflösung ist, noch Laufzeitwissen hinzukommt. Beide Aspekte, Klonen von Namensräumen und Einbringung von Laufzeitwissen, fassen wir im Begriff der instanziierbaren Namensräumen zusammen. Dieses Konzept beschreibt, wie wir einen Namensraum, mit all seinen Sichtbarkeits- und Zugriffsregeln, nehmen und unter einem anderen Namen erneut instanziieren. Somit kann ein Namensraum eine Blaupause für viele andere Namensräume werden.

Das Konzept der instanziierbaren Namensräumen ist ein Schlüsselkonzept der Informatik und manifestiert sich besonders auffällig in Objekt-orientierten Programmiersprachen. Auch dort ist der Namensraum einer Klasse die Blaupause für all ihre Instanzobjekte. Aber auch moderne Isolationskonzepte auf Systemebene, wie Docker bzw. Container, sind Anwendungen dieses Konzepts.

In unserer Namensraumsprache führen wir, um instanziierbare Namensräume auszudrücken, das zusätzliche let-Attribut let [D] <NAME> ein und erlauben, dass wir Instanzen eines Namensraums anlegen können (<NS>()). Das zusätzliche Attribut bedeutet, dass zur Adressberechnung von NAME Laufzeitwissen benötigt wird. Der Teil hinter dem = gibt an, welcher Namensraum geklont werden soll. Im Gegensatz zu vielen Sprachen bleiben wir dabei, immer den ::-Operator zur Namensauflösung zu nehmen, egal ob wir dynamisches Wissen brauchen oder nicht.

Mit dem Wissen um instanziierbare Namensräume können wir ein C++-Beispiel recht vollständig in unsere Namensraumssprache übersetzen. Hierbei sehen wir, dass Klassen in C++ die bisher erwähnten Aspekte von Namensräumen (Sichtbarkeit, Import, Instanziierung) miteinander vereinen. Überlegen Sie sich an dem Beispiel Antworten für die folgenden Fragen: Welche Namen sind in dem Quellcode im Wurzelnamensraum deklariert? Welche Namen sind unterhalb von objS.* vom Wurzelnamensraum aus sichtbar? Welche Namen sind innerhalb der Namensräume S und B sichtbar?

C++ in seiner Gänze, auch nur den Aspekt der Klassen, können wir allerdings mit unserer Namensraumsprache nicht abbilden. So gibt es in realen Sprachen noch einige komplexere Randfälle der Sichtbarkeit. So führen C++ und Java das Schlüsselwort protected ein und es gelten noch leicht andere Regeln, wenn Vererbung mit der Verdeckung von Deklarationen zusammenkommt. Aber ein so tiefer Einstieg in Details einzelner Sprachen ist an dieser Stelle auch nicht das Ziel der Übung. Stattdessen möchte ich bei Ihnen ein Verständnis für die grundlegenden Namensraumkonzepte schaffen, die Sie dann für jede erlernte Sprache um Details ergänzen müssen.

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Mit dem Wissen um dynamische Namensauflösung in instanziierten Namensräumen können wir nun auch zu einem Thema kommen, das ich selbst lange nicht verstanden habe: Was tut eigentlich das Schlüsselwort static an Attributen und Methoden in Java und C++Ich ignoriere an dieser Stelle bewusst static Funktionen in C. Die sind komisch, weil static dort etwas anderes bedeutet und eher so etwas wie private auf Ebene der Übersetzungseinheiten meint.. Dazu wollen wir uns die Situation in C++ genauer anschauen.

In C++ wird jedes Feld innerhalb eines Namensraums, relativ zum this Zeiger des Objekts, dynamisch aufgelöst. Das bedeutet, dass jede Instanz ein eigenes Objekt hinter der gleichen Felddeklaration hat. Allerdings wollen Entwickler es manchmal haben, dass alle Instanzen das selbe Objekt hinter dem selben Namen im Namensraum der Klasse sehen. Dies hat den Vorteil, dass alle Instanzen der Klasse miteinander "reden" können, aber das Feld mit den gleichen Sichtbarkeits- und Zugriffsregeln versehen ist, wie alle anderen Felder.

Daher gibt es das Schlüsselwort static, das bei der Adressberechnung allen Einfluss von dynamischen Informationen abschneidet. Der Übersetzer ignoriert also beim Berechnen der Adresse für objO::objI::A die this-Zeiger von beiden Objekten, sodass die Namensauflösung immer zum gleichen Ergebnis kommt.

Um dieses Verhalten in unserer Namensraumsprache abzubilden, führen wir das let-Attribut [S] ein, das alle [D] Attribute im Auflösungspfad ungültig macht. Wenn wir die Attribute an den Auflösungspfad schreiben, dann bekämen wir objO[D]::objI[D]::A[S]. [S] ist also zu [D] komplementär, ebenso wie [I] komplementär zu [E] ist.

Mit diesem Wissen um statische Variablen könnten wir nun auch besser verstehen, wie statische lokale Variablen in C funktionieren. Allerdings müssen wir uns dazu auch noch anschauen, wie lokale Variablen im Kontext der Adressberechnung überhaupt funktionieren. Dies machen wir im nächsten Unterkapitel.

Wir wollen uns damit beschäftigen, wie lokale Variablen in unser Konzept von Namensräumen passen. Dabei sind besonders zwei Probleme spannend: Was passiert, wenn eine Funktion sich mehrfach aufruft? Was wäre eine sinnvolle Semantik für geschachtelte Deklarationen von Funktionen. Bevor wir uns allerdings diesen Fragen widmen, wollen wir wieder unsere statische Namensraumbrille aufsetzen.

Bezüglich Namen hat eine Funktion zwei wichtige Aspekte: lokale Variablen und Parameter. Die Deklaration lokaler Variablen ist auf den Funktionsrumpf beschränkt und es ist weiterhin nicht möglich auf die lokalen Variablen von anderen Funktionen von außen zuzugreifen. Daher können wir sagen, dass Funktionen Namensräume sind und die Sichtbarkeit aller enthaltenen Deklarationen [I] ist. Parameter sind, im Bezug auf Namensauflösung, sehr ähnlich wie lokale Variablen, da ihre Sichtbarkeit auf den Funktionsrumpf beschränkt ist.

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Spannend werden lokale Variablen (und Parameter), wenn wir Rekursion erlauben, was dazu führt, dass eine Funktion aktiv ist und dann erneut aktiviert wird; es also zwei "Instanzen" dieser Funktion gibt. Was passiert in diesem Fall mit den Namen lokaler Variablen? Lösen diese Namen in beiden Funktionsinstanzen zum selben Objekt auf, oder nicht? Historisch gesehen gab es Sprachen, die keine Unterstützung für Rekursion geboten haben und eine lokale Variable immer die selbe Speicherstelle gemeint hat. Allerdings waren diese Sprachen sehr limitiert und heute würde niemand mehr so eine Sprache ernsthaft verwenden wollen. Wie sieht es also in modernen Sprachen (jünger als 50 Jahre) aus?

In modernen Sprachen wird mit jedem Funktionsaufruf eine Instanz des Namensraums der Funktion, mit all seinen lokalen Variablen und Parametern, erzeugt; der Function-Call FrameSie wollen wirklich nicht, dass ich den Begriff Aufrufrahmen oder Stapelrahmen verwende.. Die Funktions-lokalen Deklarationen werden dynamisch zu diesem Function-Call Frame aufgelöst, ebenso wie Objektattribute dynamisch zum this-Zeiger aufgelöst werden.

Diese Call-Frames halten für jeden Aufruf Speicherplatz für alle lokalen Variablen (und die Parameter) bereit. Die Namen innerhalb der Funktionsinstanz werden zum Aufrufzeitpunkt an das neu erzeugte Call-Frame-Objekt gebunden (run-time binding!). Die Auflösung der Namen erfolgt dann relativ zum Stackpointer (SP), der zu jedem Zeitpunkt auf den aktuell aktiven Call-Frame zeigt.

Jedes Call-Frame-Objekt hat zusätzlich noch einen Zeiger auf den Call-Frame aus dem heraus er aufgerufen wurde (caller). In den meisten Fällen ist die Beziehung zwischen Aufrufer und Aufgerufenem hierarchisch und der Aufrufer wird solange pausiert bis der Aufgerufene fertig ist. Der fak(3)-Call-Frame existiert länger als der fak(2)-Call-Frame. Daher kann man diese Objekte sehr effizient auf einem Stack direkt hintereinander speichern. Dies ist allerdings nur eine Optimierung und wir könnten auch für jedes Call-Frame-Objekt malloc() aufrufen.

In kurz: Funktionen sind instanziierbare Namensräume und die lokalen Variablen werden dynamisch zum Call-Frame Objekt aufgelöst.

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Die zweite Spannende Frage kommt auf, wenn wir Funktionen, die ja Namensräume sind, schachteln wollen. Also was passiert, wenn wir eine Funktion innerhalb einer Funktion definieren? Und insbesondere was passiert mit der Bindung, wenn wir in der inneren Funktion eine lokale Variable aus der äußeren Funktion referenzieren? Die Möglichkeit Funktionen geschachtelt zu definieren, bieten nicht alle Sprachen, da es schwierig ist, diese Frage mit einer effizienten Implementierung zu beantworten. Wir wollen uns hier mit dem abstrakten Konzept begnügen. Im Beispiel schauen wir uns JavaScript an, welches es erlaubt Funktionen zu schachteln.

Zunächst einmal ist klar, dass die Referenz in der inneren Funktion sich auf die äußere Deklaration bezieht, da es keine verdeckende Deklaration in der inneren Funktion mit dem Namen x gibt. Jetzt ist x allerdings eine lokale Variable (dynamisch gebunden) und es braucht immer ein Call-Frame-Objekt der Funktion outer(), um eine Adresse für x zu berechnen.

Würden wir die Funktion inner() innerhalb der Funktion outer() direkt aufrufen, so könnten wir einfach einen Zeiger auf unser aktuellen Call-Frame mitgeben, vielleicht als impliziten Parameter, und die Sache wäre geritzt. Aber was passiert, wenn wir die Funktion inner() als Rückgabewert zurückgeben. Wenn wir dann inner(), irgendwann später, aufrufen wollen, müssen wir einen Call-Frame für inner() erzeugen und brauchen Zugriff auf einen Call-Frame von outer(). Aber, woher nehmen, wenn nicht stehlen.

Die Antwort auf diese Frage, die aktuelle Skriptsprachen, wie JavaScript, für diese Frage wählen, nennt sich Lexikalisches Scoping. Dabei speichern wir uns einen Zeiger auf den Call-Frame von outer() an der Stelle, wo inner() definiert wird, in einem Closure-Objekt weg. Dieses Closure-Objekt liefert dann, wenn wir die zurückgegebene Funktion inner() aufrufen, das nötige outer()-Call-Frame Objekt. Die Funktion inner() speichert also dauerhaft den Zustand der umgebenen Funktion zu dem Zeitpunkt, an dem die Closure erzeugt wurde.

Durch das Wegsichern des outer()-Call-Frames passieren zwei Dinge: Zum einen ist die zurückgegebene Funktion nun mit Zustand behaftet, der über mehrere Aufrufe des Rückgabewerts hinweg bestehen bleibt. Im Beispiel haben wir den Rückgabewert an den Namen f gebunden und jeder Aufruf von f() führt dazu, dass die Variable x um eins erhöht wird.

Zum anderen lebt der Call-Frame von outer() nun länger als der Code von outer() aktiv ist. Dies führt dazu, dass wir Call-Frames nicht mehr einfach auf einem Stack allokieren können, sondern tatsächlich malloc() aufrufen müssen.

Mit dem Wissen um Closures und Call-Frames können Sie sich nun überlegen, was der Unterschied zwischen lokalen statischen Variablen in C und lexikalisch gebundenen Variablen in JavaScript ist.

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Zunächst zur Einordnung: Überladung ist ein Teil des Konzepts Polymorphismus, das wir bereits im Typenkapitel kennengelernt haben. Bei Polymorphismus geht es darum, dass ein Objekt vielerlei Gestalt haben kann. Beim Subtyppolymorphismus kann eine Instanz von Derived sich sowohl wie ein Base-Objekt als auch wie ein Derived-Objekt verhalten; es passt an beiden Stellen. Bei der Überladung von Funktionen haben wir das Funktionssymbol (do()), das sich sowohl wie ein do(Point2D) als auch wie ein do(Point3D) verhalten kann; es hat also mehrerlei Gestalt.

Allerdings gibt es einen grundlegenden Unterschied zwischen Subtyping und Überladung: Ein Subtyp verhält sich in jeder Situation in gleicher Weise (daher universell!) polymorph. Bei der Überladung kommt es auf den Kontext des Funktionsaufrufs an. Dort wird ad-hoc entschieden, welche Gestalten do() haben kann und dann auch einnimmt. Genauer gesagt werden wir uns die Argumente des Funktionsaufrufs genauer anschauen und anhand ihrer Typen entscheiden, welches Funktionsobjekt in genau diesem Kontext an den Namen do gebunden und letztendlich aufgerufen wird.

Um unser Konzept von Namen, bei dem jeder Name stellvertretend für genau ein Objekt steht, aufrechtzuerhalten, müssen wir unsere Namen erweitern, damit sie trotz Überladung eindeutig bleiben. Wir gehen dazu her und machen die Typen der Parameter zum Teil des (deklarierten und referenzierten) Namens. Die Typen der Parameter sind, zusammen mit dem Rückgabetypen, der wichtigste Teil der Signatur einer Funktion. Die meisten Sprachen schauen sich bei der Überladung nur die Parametertypen, nicht aber den Rückgabetypen anDie Sprache Ada ist ein Gegenbeispiel. Dort findet Überladung auch anhand des Rückgabetypen statt.. Daher wollen wir uns auf diese gängigste Art der Überladung beschränken.

Bei der Überladung wird die Signatur also zum Teil des Namens. Bei der Deklaration schreiben wir diese Typen direkt bei den Parametern hin. Die Funktion bool isNeg(int x) ist also eine Deklaration für den Namen isNeg(int). An der Aufrufstelle, dort wo wir überladene Funktionsnamen referenzieren, ist das ganze allerdings etwas anders gelagert: Dort muss der Übersetzer die Typen der Argumente ausrechnen und den Namen vervollständigen. Wir schrieben nur isNeg(...) und der Übersetzer macht daraus eine Referenz für den Namen isNeg(string), weil er erkennen kann, dass das Argument ein String ist.

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Wir haben die Typen der Parameter und die Typen der Argumente zum Teil der Namen gemacht. Wie gliedert sich diese Erweiterung in die Regeln der Namensauflösung ein? Dazu wollen wir uns anschauen, wie überladene Funktionen für ein monomorphes und statisches Typsystem aufgelöst werdenZur Erinnerung: Monomorph: Typen sind gleich oder inkompatibel zueinander. Statisch: Variablen haben annotierte Typen..

Wenn wir einen Namen auflösen wollen, so suchen wir zunächst das Overload-Set mittels der bekannten Namensauflösungsregeln. Dies kann mittels CNSR oder über expliziter Namenspfade passieren. Das Overload-Set enthält dann alle Deklarationen, die im Namensraum der ersten Übereinstimmung, gefunden werden. Aus diesem Grund nehmen wir im Beispiel das äußere f() nicht mit in das Overload-Set mit auf. Dieser Abbruch der Suche ist dann auch der Grund, wieso es in C++/Java einen Unterschied zwischen Überschreiben und Überladen gibt.

Die unvollständigen Namen aus dem Overload-Set und an der Aufrufstelle geben wir an das Typsystem und bitten darum, die Namen um ihre Signaturen zu vervollständigen. An dieser Stelle haben wir eine Interaktion zwischen Typsystem und Namensauflösung, weswegen Überladung auch eine typabhängige Namensauflösung ist.

Aus dem vervollständigten Overload-Set streichen wir zuerst alle Deklarationen, bei denen die Anzahl der Parameter nicht übereinstimmt (f(int, int)). Danach suchen wir uns die Deklaration raus, die nicht nur im Funktionsnamen, sondern auch in der Signatur zu unserer Referenz passt. Finden wir keine Deklaration, so gibt es einen Fehler bei der Namensauflösung. Da wir (erstmal) ein monomorphes Typsystem angenommen haben, kann es auch keine zwei Elemente des Overload-Sets geben, die passen.

Genau dieses Vorgehen, die Typen in den Namen zu codieren, sehen wir auf der technischen Ebene bei C++. Dort gibt es das sogenannte Name Mangling, bei dem die Parametertypen in den Assemblernamen der Funktion kodiert wird. Die Signatur isNeg(double) wird, sowohl an der Definitionsstelle als auch an der Aufrufstelle, zu _Z5isNegd (das d steht für double); (int, int) wird zum Suffix ii. Dies macht der Übersetzer in jeder Übersetzungseinheit (=jeder .o-Datei) gleich und die Bindung des Namens geschieht dann durch den Linker, der an der Aufrufstelle eine konstante Adresse (~0x11e4) einsetzen kann. Wir sehen also, dass diese Art der Überladung in C++ keine Kosten zur Laufzeit erzeugtDies ist ein wichtiger Punkt für effizentes Programmieren. Überladung kostet nicht generell Laufzeit. Solche "Zero-Cost"-Abstraktionen sind immer von Vorteil.!

Mit diesem Wissen über Überladung wollen wir uns nun einem Thema nähern, das für viele eine Art schwarze Magie zu sein scheint: Operatorüberladung. Dabei ist die Überladung von Operatoren eigentlich auch nicht anders als die Überladung von Funktionen. Wir müssen uns nur folgenden Satz auf der Zunge zergehen lassen: Operatoren sind komisch benannte Funktionen.

Operatoren (A+B) haben alles, was andere Funktionen auch haben: Parameter (A, B), einen Funktionsnamen + und wenn man sie ausführt, haben sie einen Rückgabewert. Klarer wir das ganze, wenn wir einen Ausdruck mit einem Operator nicht als InfixDer Operator steht zwischen seinen Argumenten, sondern in Präfixschreibweise notieren: +(A, B). Plötzlich sieht so eine Operatoranwendung auch aus wie ein Funktionsaufruf, bei dem das Lexer-Token des Operators (+) zum Funktionsnamen wird.

Weil wir Operatoren als Funktionen sehen, können wir sie prinzipiell auch überladen. Tatsächlich sind in vielen Sprachen die Standardoperatoren bereits für die eingebauten Datentypen überladen. So haben die Überladungen des Plus-Operators in Python nicht nur unterschiedliche Datentypen (float vs. int), sondern es steht manchmal sogar eine ganz andere Semantik dahinter, wie dies bei +(string, string) der Fall ist. Wenn wir dann die Namensauflösung für die Operatoren machen, wird das Overload-Set mit diesen vordefinierten Überladungen vom Übersetzer gefülltTatsächlich sind die Implementierungen dieser Standardoperatoren ein Beispiel für echtes Compile-Time Binding..

Manche Sprachen erlauben es darüber hinaus, eigene Überladungen für bereits existierende Operatoren zu definieren. Dazu muss die Sprache allerdings festlegen, wie sie normale Funktionsnamen von den "komischen Namen" der Operatoren unterscheiden kann. In C++ wird dazu das Präfix operator vor den Operator geschrieben. Im Beispiel ist daher der gesamte hervorgehobene Text (operator+) der Name der definierten Funktion. Die selbst-definierten Überladungen werden dem Overloading-Set hinzugefügt und der Mechanismus der Namensauflösung geht seinen gewohnten Gang.

Es gibt sogar Sprachen, wie Haskell, die es einem erlauben ganz eigene neue Operatoren zu definieren. Dazu müssen allerdings Lexer und Parser, während diese gerade laufen, über die neu definierten Operatoren informiert werden. Lexer, Parser und semantische Analyse müssen also noch enger verzahnt werden, als dies sonst der Fall ist.

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Im letzten Unterkapitel haben wir die (vorläufige) Annahme getroffen, eine Sprache mit monomorphem Typsystem zu haben. Allerdings haben wir in der letzten Vorlesung schon gesagt, dass solche Typsysteme wenig flexibel sind. Daher wollen wir uns nun ansehen, wie Überladung mit einem Inklusionspolymorphismus interagiert und welche Folgen sich daraus ergeben. Wir picken uns für diese Diskussion ganz bewusst den Subtyp-Polymorphismus heraus, weil dieser allgegenwärtig ist (Vererbung).

Durch die Einführung von Subtyping erzeugen wir eine gewisse Uneindeutigkeit, mit denen die Sprache umgehen muss, um weiterhin die Regel "Ein Name, ein Objekt" aufrechtzuerhalten. Dabei bekommen wir an zwei Stellen Uneindeutigkeit: An der Deklarationsstelle und an der Aufrufstelle.

An der Deklarationsstelle können wir Überladungen erzeugen, bei denen die Parametertypen in einer Typ–Subtyp-Relation stehen. Da der Untertyp S typkompatibel mit dem Obertyp B ist, könnte ein Aufruf f(S) von beiden Deklarationen behandelt werden. Welche sollen wir also wählen?

Die andere Uneindeutigkeit tritt an der Aufrufstelle auf, weil wir in einer Variable vom Obertypen ohne Probleme ein Objekt vom Untertyp speichern können. Dies führt dazu, dass der dynamische Typ und der statische Typ einer Variable (siehe Typkapitel) sich unterscheiden. Welchen Typen sollen wir beachten, wenn wir den Referenznamen erzeugen? Ist der Aufruf im Beispiel f(B, int) oder ist er f(S, int)? Dazu kommt, dass wir den dynamischen Typen (normalerweise) erst zur Laufzeit wissen können, während der statische Typ bereits bei der Übersetzung bekannt ist.

Weil es erstmal einfacher ist, wollen wir als erstes das Problem an der Deklarationsstelle angehen. Dazu berechnen wir für eine bestimme Aufrufstelle die Spezifität für jede Deklaration des Overload-Sets. Die Idee dabei ist, dass manche Deklarationen "besser" auf die Aufrufstelle passen als andere. Im Prinzip kann jede Sprache diese Spezifität anders ausrechnen, aber die grundlegende Idee ist dabei meist ähnlich.

Für jedes Argument–Parameter-Paar berechnen wir, wie weit die Typen in der Vererbungshierarchie voneinander entfernt sind. Umso weiter die Distanz ist, also umso mehr Casts man bräuchte, umso schlechter kann die Deklaration mit diesem Argument umgehen. Im Beispiel ist bei der ersten Funktion das Argument S11 zwei Kanten in der Vererbungshierarchie von dem Parametertypen B entfernt; sie gibt also 2 Maluspunkte. Am Ende rechnen wir, zum Beispiel durch addieren, alle Maluspunkte zusammen und nehmen die Deklaration mit den wenigsten Maluspunkten als Ergebnis der Namensauflösung.

Dabei gibt es zwei Randfälle: Wenn Parametertyp und Argumenttyp inkompatibel zueinander sind, so vergeben wir einen unendlich großen Malus, um die Funktion aus dem Overload-Set zu kegeln. Zum anderen könnten zwei Deklarationen genau den gleichen Maluswert haben, was zu einem Übersetzungsfehler führt, dass die Überladung in diesem Fall uneindeutig istAmbigous Overload.

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Der andere Aspekt bei der Verbindung von Polymorphismus und Überladung ist der Einfluss des dynamischen Datentyps. Prinzipiell ist die Geschichte ganz einfach: In dem Moment, wo wir das Typsystem nach der Signatur der Aufrufstelle bitten, fragen wir nicht nach der Signatur der statischen Typen, sondern nach der Signatur der dynamischen Typen. Es werden also nicht die Typen der Variablen verwendet, sondern der Typ des übergebenen Objekts zählt. Ganz einfach, eigentlich könnte man Browser und Laptop zuklappen und endlich schlafen gehen. Leider ist es nicht ganz so einfach.

Das Problem mit dynamischen Typen ist, dass sie an den Objekten hängen. Und Objekte werden ganz häufig ja erst zur Laufzeit an Namen gebunden (run-time binding). Wir müssten also ganz oft mit der Auflösung der Überladung bis zum letzten Moment, bis zur Nanosekunde des Aufrufs warten, die dynamischen Typen extrahieren und die ganze Berechnung der Spezifität durchführen. Das Folienbeispiel in Python tut das, indem es mittels isinstance() den dynamischen Typen prüft. Allerdings kostet das, und zwar so richtig. Deswegen bietet kaum eine Sprache direkt Mittel an diese Art der dynamischen Überladungsauflösung, die auch multiple dynamic dispatch heißt, auszudrücken. Das ist schade, weil es uns solch schreckliche isinstance()-Kaskaden wie im Beispiel ersparen würde.

Was in vielen Sprachen allerdings angeboten wird, ist eine eingeschränkte Form des dynamischen Dispatch, in Form von virtuellen Methoden: der single dynamic dispatch.

Dazu müssen wir zunächst einmal verstehen, was Methoden eigentlich sind und was sie von Funktionen unterscheidet bzw. was sie zu besonderen Funktionen macht. Methoden werden im Kontext eines dynamisch instanziierbaren Namensraums (zum Beispiel einer Klasse) deklariert. Ruft man eine Methode auf, so wird der Zeiger auf die Namensrauminstanz als erstes implizites Argument an die Funktion übergeben. Ob man an der Deklarationsstelle diesen impliziten Parameter aufschreiben muss, wie in Python, oder weglassen kann, wie in C++ oder Java, das ist wiederum sprachspezifisch. Wichtig ist nur: Das erste Argument ist implizit und zeigt auf das Instanzobjekt und hat die umgebende Klasse als Parametertypen. Im Beispiel haben wir für die Funktion foo in Derived die Signatur foo :: (Derived, int, int) -> void.

Bei Methoden gibt es dann die Unterscheidung zwischen statischen und virtuellen Methoden: Beim Aufruf einer statischen Methoden wird an der Aufrufstelle die statische Signatur berechnet und die Überladungsauflösung durchgeführt. Da dabei alles statisch ist, kann dies bereits zur Übersetzungszeit erfolgen. Eine Zero-Cost Abstraktion!

Bei virtuellen Methoden berechnen wir an der Aufrufstelle eine Signatur, bei der für dieses erste implizite Argument der dynamischen Typen anstatt der statische Typ beachtet wird. Wir machen einen dynamischen Dispatch auf dem this-Zeiger.

In Java haben die Sprachdesigner entschieden, dass jede Methode per default virtuell ist und man explizit mit dem Schlüsselwort static auf statischen Dispatch umstellen muss. Bei C++ ist die Entscheidung genau gegenteilig ausgefallen, dort muss man explizit virtual sagen.

Virtuelle Methoden lassen sich relativ effizient implementieren, indem man eine virtuelle Funktionstabelle (vtable) in jedes Objekt schreibt. Die Idee dabei ist die Folgende:

1. Wir sammeln alle überladenen Funktionen in Ober- und Unterklasse mitsamt ihrer Signaturen ein.
2. Wir berechnen für jede Methode den statischen Anteil der Signatur (alle Parametertypen bis auf das erste)
3. Wir gruppieren die Methoden nach dem statischen Teil und geben jeder Gruppe einen Slot.
4. Wir erzeugen für jede Klasse eine virtuelle Funktionstabelle mit so vielen Einträgen wie es Slots gibt.
5. Wir schreiben einen Zeiger auf die passende Implementierung in die passende Funktionstabelle.
6. Zum Erzeugungszeitpunkt bekommt jedes Element einen Zeiger auf die Funktionstabelle.

Wir emulieren dies mal in C:

void Base_foo(Base *, int, int);
void Derived_foo(Derived *, int, int);

// 4. Virtuelle Funktionstabellen
function_t Base_vtable[1] = {
    // 5. Einträge für die Slots
    &Base_foo // Slot 0
};
function_t Derived_vtable[1] = { &Derived_foo };

// 6. Zeiger auf die Funktionstabelle in die Recordtypen
struct Base {
    function_t * vtable;
    ....
};

struct Derived {
    function_t * vtable;
    ....
};

int main() {
    // 6. Setzen des vtable Zeigers. DIES ist der BINDEZEITPUNKT der virtuellen Methoden.
    Derived d;
    d.vtable = &Derived_vtable;

    // Cast nach Base *
    Base *b = (Derived *) &d;

    // Aufruf des Slots 0: b->foo(23, 42)
    b->vtable[0](b, 23, 42);
}

An der Aufrufstelle erstellen wir dann nur noch den statischen Anteil der Signatur, führen die Überladungsauflösung durch, um auf die Slotnummer zu kommen, und erzeugen eine Call-Instruktion, die dynamisch über den this- und den vtable-Zeiger auf die richtige Implementierung kommt. Diese zusätzliche Indirektion über diese beiden Zeiger ist es auch, was virtuelle Methodenaufrufe teurer macht als statische Methodenaufrufe.

• {...}: Ein Namensraum, der Namensräume und Deklarationen enthalten kann. Der Namensraum hat die Standardattribute [E,S].
• {[<ATTR>] ...}: Ein Namensraum mit Standardattributen, die er an seine enthaltenen Deklarationen vererbt, die dort aber überschrieben werden können.
• let <NAME>: Deklariert NAME als neuen Namen an dieser Stelle.
• let[<ATTR>] <NAME>: Deklariert NAME mit den gegebenen Attributen ATTR an dieser Stelle.
• [I]: Deklarationsattribut für interne (oder private) Sichtbarkeit. Der Name ist nur noch von innerhalb des umgebenden Namensraums sichtbar. Er wird bei Importen übersprungen.
• [E]: Externe Sichtbarkeit. Das Gegenteil von [I].
• [D]: Der so deklarierte Name benötigt Laufzeitwissen, um aufgelöst zu werden.
• [S]: Alles Laufzeitwissen wird bei der Auflösung dieses Namens ignoriert bzw. ist nicht nötig. Gegenteil von [D].
• import <PFAD>: Importiert die referenzierte Deklaration in den aktuellen Namensraum.
• NS(): Legt einen Klon des Namensraums NS an.