※ 引述《SansWord (是你)》之铭言： : 课程上正在用scheme实作一个interpreter(mini-scheme),有environment机制 : 概念上是先订一组global environment : 另外这个interpreter也支援high order function. : 在这interpreter里面，lambda function evaluation的实作是: : (eval (lambda ( arguments ) (function body) ) env ) Ok ok... 由於东西比较多，我用我比较熟悉的 "pseudo Haskell" 的 语法混合一些你的符号解释一下，希望看得懂.... 假设我们定义一个小语言，有数字、加减法、lambda, LET, LETREC 等等（我把被解译的语言的关键字写成大写）。函数 eval 大约是像这样 eval n env = n -- 看到数字就传回数字 eval a env = lookup a env -- 看到变数就去环境里查查看 eval (\a.e) env = (%func a e, env) --%func 应该是某个资料结构，表示这个 closure, 把目前的环境记下来 eval (e1 e2) env = let (%func a body, env') = eval e1 env v2 = eval e2 env in eval body ((a,v2):env') -- 把 env' (而不是 env) 扩充後去执行 body Let 怎麽做呢？大约是这样 eval (LET a=e1 IN e2) env = let v1 = eval e1 env in eval e2 ((a,v1):env) 其实 LET 的 case 像是前面两个 case 的合体。确实有些函数语言 中会说 LET a = e1 IN e2 其实就是 (\a. e1) e2 另外我们会发现我们是用 host 语言的 let 在定义被解译的语言的 let. 那 LETREC 呢？如你所说，我们需要一个递回的环境。递回的环境怎麽产生呢？ 既然 host 语言有 letrec, 那就用吧: eval (LETREC a=e1 IN e2) env = letrec env' = (a,v1) : env v1 = eval e1 env' in eval e2 env' e1 要在 env' 这个环境中 eval, 而 env' 之中必须把 a 指到 e1 求值的结果 v1. 这麽做的条件是 host 语言已经有 letrec, 可以用来取递回定义的 解。如果没有，「没有 type」的 lambda calculus 也有办法取 取递回定义的 fixed-point (例如前面说的 Y combinator). : 文章一开始提到的那个发问里面 : 有提到说如果语言机制里面允许 "mutable references" 就可以做到我正在做的事情 : 可是我想这也只是工具上的不同 这样则是比较「操作」的作法，直接用副作用去改环境。 如果是为了效率也许这样做比较好（不是很确定）。 避免用副作用则是让这个直译器有比较清楚的数学定义， 可以知道更多的性质。 --

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