Scheme 为什么会返回一个列表'；（5）而不是数字5？_Scheme_Racket_Sicp_Mit Scheme

Scheme 为什么会返回一个列表'；（5）而不是数字5？

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Scheme 为什么会返回一个列表'；（5）而不是数字5？,scheme,racket,sicp,mit-scheme,Scheme,Racket,Sicp,Mit Scheme,我正在处理SICP，我正在处理的练习要求一个过程返回列表中的最后一个元素。我实现了执行此操作的过程last pair，但我不明白为什么它返回的是列表而不是数字： (define (last-pair alist) (cond ((null? (cdr alist)) (car alist)) ; still happens if this is just "car alist)" (else (last-pair (cdr a

我正在处理SICP，我正在处理的练习要求一个过程返回列表中的最后一个元素。我实现了执行此操作的过程

last pair

，但我不明白为什么它返回的是列表而不是数字：

(define (last-pair alist)
  (cond ((null? (cdr alist))
         (car alist))        ; still happens if this is just "car alist)"
        (else
         (last-pair (cdr alist)))))

当我在从1到5的整数列表中调用它时，我得到了输出'（5）：

我期望

，比如

（car（list 1 2 3 4 5））

将如何返回

而不是

”（1）

为什么我得到
”（5）
而不是
5
？

我正在使用DrRacket 5.3.3和Racket方案

编辑1:MIT Scheme似乎没有这样做

最后一对

而不是

”（5）

。哪个是正确的

编辑2：有趣的是，在DrRacket（不在MIT方案中）中，如果第二行

（cond（（null？（cdr-alist））

缩进两个空格，则调用过程时，它返回

”（5）

。但是，当第二行没有缩进时，它返回

。这是一个小故障吗？我相信方案口译员应该遵循的是括号，对吗

编辑3：我开始认为这是DrRacket中的一个小故障。当我将过程定义放在“定义”窗口（通常是顶部的编辑器窗格）中时，无论缩进如何，过程都将返回

。但是，如果我在界面窗口中定义它，缩进会影响编辑2中所述的结果。（编辑4）不管缩进是什么，它都会返回

”（5）

编辑4：好的，我简化了这个问题

在MIT方案中，
```
（最后一对（列表1 2 3 4 5））
```
返回
```
5
```
，其中
```
最后一对
```
是在上面定义的。不考虑缩进

在DrRacket中，当定义窗口中定义了

最后一对过程，然后我单击“运行”时，（最后一对（列表1 2 3 4 5））
返回5
，而不考虑缩进


在DrRacket中，当界面窗口（REPL）中定义了最后一对
过程时，（最后一对（列表1 2 3 4 5））返回
”（5）。不考虑缩进


以下是一个屏幕截图：
因为（列表1 2 3 4 5）
返回（cons 1（cons 2（cons 3）（cons 4）（cons 5’（щщ））
最后一对是（cons 5’（））

在函数中，将chnage（（null？（cdr-alist））（car-alist））
更改为（（null？（cdr-alist））alist）
，以便重新运行最后一对（而不是最后一对的汽车）
编辑：
这解释了您在定义和交互窗口中看到的结果之间的差异。造成混淆的主要原因是last pair
是内置的。如果使用名称my last pair
，您将在两个窗口中看到相同的结果
在定义窗口中，（define（last pair…
）被解释为意味着您希望重新定义一个内置函数。因此，last pair
递归地引用您自己对last pair
的定义。在您的示例中，这最终给出了结果5
在交互窗口中，对最后一对
的递归调用指的是内置版本。因此，当使用列表（2 3 4 5）
调用最后一对
时，内置版本返回最后一对，即（cons 5'（））
，该值打印为（5）

简言之：混乱是由于在交互窗口中重新定义了内置函数。重新定义在定义窗口中按预期进行处理。尽管混乱，但交互窗口的行为方式背后有一些原因（解决此问题反过来会在其他地方造成混乱）.
最好不要使用内置名称最后一对
。我建议使用更具描述性的名称，例如最后一个元素

重命名函数时，请确保始终对其进行重命名；也就是说，不仅在定义站点更改函数名称，而且在每个调用站点更改函数名称，当然包括在递归调用函数的函数体内部。重命名必须认真执行，否则很容易引入新错误

我猜你进来的时候
(define (last-pair alist)             ;; definition
  (cond ((null? (cdr alist))
         (car alist))        
        (else
         (last-pair (cdr alist)))))   ;; call 

在REPL中，调用站点上的最后一对仍然引用了“外部”环境中的内置定义，因此此调用不是递归的。如果是这种情况，REPL确实重新定义了内置定义，只是调用不是递归的
我希望使用explicitletrec
创建一个内部定义应该可以修复它，即使在REPL中输入：
(define (last-pair alist)
  (letrec ((last-pair (lambda (alist)          ;; internal definition
             (cond ((null? (cdr alist))
                (car alist))        
              (else
                (last-pair (cdr alist)))))))   ;; recursive call
     (last-pair alist)))                       ;; first call

因为第一个调用现在显式地调用递归内部版本，在letrec
表单中。或者它也会被搞砸，但如果它真的被搞砸了，我会非常惊讶的。：）将没有内部定义的define
s转换为简单的lambda
表单是一回事；在显式letrec
中弄乱是另一回事

如果这真的有效，这将意味着Racket REPL将简单的定义，如（定义（f x）…body…
转换为简单的lambda
形式，（定义f（lambda（x）…body…）
，而不是letrec
形式，（定义f（lambda（x）…body…）形式）
。而且，Racket REPL上的定义
不会改变全局环境中的旧绑定，而是在旧绑定的基础上添加一个新绑定，以隐藏旧绑定
这表明了在REPL上“修复它”的另一种方法-设置！
：
> (define f #f)
> (set! f (lambda(x) ...body...))  ; alter the old binding explicitly 
> (f x)

我不认为这是list返回的结果，t
> (define f #f)
> (set! f (lambda(x) ...body...))  ; alter the old binding explicitly 
> (f x)