The Racket Reference阅读笔记。
1 Language Model
1.1 Evaluation Model
Racket的求值运算（evaluation，简称求值，或者运算）可以看作是对运算表达式（简称表达式）进行精简，以获取其结果（姑且把运算的结果叫做量值value）。
(+ 1 1) → 2
1.1.1 Sub-expression Evaluation and Continuations
精简表达式的过程需要分步进行，例如：
(- 4 (+ 1 1)) → (- 4 2) → 2
如果我们把量值当作表达式的最精简形式，那么意味着非量值的表达式可以被继续精简。为了确定下一步可精简的部分，可以把表达式分为两部分，redex（reducible expression，姑且翻译为首发式）以及continuation（姑且翻译为待发式）。上面例子中(- 4 (+ 1 1))的首发式是(+ 1 1)，待发式是(- 4 [])。对首发式进行求值运算，将获得的结果装入待发式，即对表达式进行乐一步精简。表达式的动态范围（dynmaic extent）是指其精简过程中含有首发式的一众步骤。
1.1.2 Tail Position
如果表达式expr1和expr2的待发式相同，但是expr1是expr2的首发式，那么可以说expr1处于尾随expr2的姿态。例如 (if (zero? 0) (+ 1 1) 3)中的(+ 1 1)处于尾随姿态，因为：
C[(if (zero? 0) (+ 1 1) 3)] → C[(if #t (+ 1 1) 3)] → C[(+ 1 1)]
1.1.3 Multiple Return Values
从前面的描述可以观察到，待发式需要靠量值的输入来推动其继续精简。大部分待发式只需要单个量值来推动，可是有些待发式需要多个量值推动：
(+ [] 1)，需要一个量值(let-values ([(x y) []]) expr)，需要两个量值(begin [] (+ 1 2))，可以接受任意数目的量值，因为begin会忽略这些量值
1.1.4 Top-Level Variables
给定x = 10，则有x + 1 = 10 + 1 = 11。
此处x可以看成是一个变量（variable），是在运算过程中可以替换，从而变成量值的标识符（类似于代数上的x, y, z）。
Top-Level Variable即顶层变量，即在代码顶层定义的变量。下面的define构造定义了一个顶层变量x：
(define x 10)
define构造将左手边的标识符绑定到右手边的表达式运算得出的量值。左手边的标识符处于定义上下文，而不是运算上下文，所以不会被当作一个变量，而只是当作一个单纯的标识符。在运算上下文中，标识符会被赋予具体的含义，要么被当作一个变量，要么被当作一个阔集（macro），等等。
在运算过程中，Racket会维护一张定义表，用于记录已定义的变量。随着运算过程中不断加入新的变量定义，定义表会随之扩展。
set!可以用来变更顶层变量所对应的量值。
1.1.5 Objects and Imperative Update
除了set!之外，像vector-set!等操作也能对复合数据结构中的元素进行修改。为了解释这些个修改，需要对量值进行深入剖析。量值表示的是表达式的运算结果，但量值又是由什么来表示的呢？这里要引入一个概念，叫做标的（object）。标的持有的是被量值引用的数据。
少数标的可以直接当作量值使用，比如布尔型，(void)，还有小整型数。（因为这些标的的数据量很小，不需要通过引用跳转，而是可以直接嵌套到引用中）。大部分的量值都是通过引用来关联标的的。多个量值可以关联到同一标的，这个标的内容变更会对所有引用它的量值可见。所以大部分类型的量值都是标的引用。
运算过程中，也会有一张表用来记录现有的标的。也会有新创建的标的加入到这个表中。
回到顶层变量的话题，顶层变量本身不是量值，必须对顶层变量进行运算才能确定其量值。运算的时候意味着从定义表中找到顶层变量标识符对应的量值。而对标的的引用则可以被看作一个量值，因此不需要通过运算来确定。
标的引用无法直接以文本的形式在源代码中出现。但是可以通过datum->syntax等方式创建。
1.1.6 Garbage Collection
没有被引用的标的会被当作垃圾回收。
上面这句话不完全正确。值得注意的是，一些复合数据类型中使用了弱性引用来指向标的。如果一个标的只有弱性引用，那么也会被当作垃圾回收。弱性引用则被替换成了#f。
其他的特例，fixnum不会被当作垃圾回收；Latin1字符集范围内的字符也不会被回收，它们的equal?和eq?返回相同的值，所有的Latin1字符都被内部模块引用。像null, #t, #f eof, 以及#<void>也是不会被回收的。quote产生的量值在quote表达式还存在式便不会被回收。
1.1.7 Procedure Applications and Local Variables
给定f(x) = x + 10，则有f(7) = 7 + 10 = 17。
执行诀在使用上跟变量大体类似，但有一点不同，就是执行诀的参量需要额外处理。应用执行诀的时候，传入的参量会被对应到新的落点（location），执行诀正文内的使用的参量会被替换成从对应的落点。因此，执行诀内部对参量的修改不会对传入的参量造成影响。参量传入执行诀时，就在执行诀内部产生的局部变量。
如果传入执行诀的是表达式，那么要先对这个表达式运算，然后将所得的量值作为参量传入。也就是说，Racket是传值型的语言。
像(let ([x (+ 1 2)]) expr)这些构造，其原理跟应用执行诀的原理一致。
1.1.8 Variables and Locations
变量是量值的替代，初始程序中的表达式会指向变量。顶层变量既是变量又是落点。其他变量则必须在运行的时候被替换成落点；表达式运算的时候其实只关心落点。单个局部变量（非顶层变量，非模块变量），可以在不同的应用过程中，可以应对不同的落点。
将落点从量值区分开来，正好实现了Racket的文法作用域（lexical scoping）。
（未完待续）
2021-05-07更新
1.1.9 Modules and Module-Level Variables
Racket中可以按照模块来组织代码。在模块内部也可以有顶层的变量，称为独部级别的变量（部级变量）。从运算的角度，这些变量和顶层级别的变量（顶级变量）类似，不过这些变量会以模块为前缀，所以看起来是属于某个独部的。
不过有一点差别就是，顶级变量在定义的时候就例现化了，而部级变量未必。因为独部需要通过require来例现化，在未例现化之前，独部变量不会例现化。
1.1.9.1 Phases
位阶是用来区分执行阶段和展开阶段的名字定义。
一个独部可以在不同位阶例现化。这些个位阶被表示成整数。位阶中定义的变量也会以位阶未前缀，所起看起来也是属于某个位阶的。
独部有一个基本位阶，通常为0。顶层的require可以在指定的位阶导入其他独部。比如使用(require (for-syantx ...))在升一位阶导入目标独部。使用(require (for-template ...))在降一位阶导入目标独部。
独部内部也可以在不同的位阶定义变量，比如可以使用begin-for-syntax来让位阶升一。
被求访（require）的独部，求访所在的位阶会称为该独部的基本位阶。求访位阶不同的独部彼此隔绝。
顶级变量也可以在不同的位阶存在。begin-for-syntax下的define处于升一位阶。像make-base-namespace以及eval这些探视性(reflective)操作可以提供到高位阶的顶级变量的访问，只要它们所在的独部是在高位阶例现化的。
1.1.9.2 The Separate Compilation Guarantee
当一个独部受编译时，其升一位阶会随之例现化，随之而来的其他位阶上的独部也会例现化。拔出萝卜带出泥，一个独部的例现化会连锁例现化一堆其他独部。这些独部可以像根系一样庞杂，但一个基本的规则：独部之间不能存在循环引用。
此外Racket提供一个保证，叫做：“The Separate Compilation Guarantee”：
升一位阶的独部例现化在Racket运行系统上的效果会被抛弃。
如果一个独部被求访多次，只有在第一次的时候会例现化，但是有这个保证在，每次求访看到的这个独部的现例都是一致的，因为例现化产生的效果是被抛弃了的。这样，一个独部的求访顺序也就变得无所谓了。
但是也不尽然。效果如果是在Racket运行系统上的，则是内部效果，可以被抛弃；但是效果如果在外部，比如写入共享内存或者外部磁盘，那么效果就可以被外界观察到， 抛弃了也没用。总的来说，抛弃的大都是对变量的变更而已。
Racket中的thread虽然看起来具有外部性，但其实现并没有依赖于操作系统的线程，所以产生的效果还是内部的。
文中给出了一个具体的例子说明内部性效果是如何被丢弃的。
更多参考：
- “Composable and Compilable Macros” [Flatt02][http://www.cs.utah.edu/plt/publications/gpce13-f-color.pdf]
- “Advanced Macrology and the implementation of Typed Scheme” [Culpepper07][https://www2.ccs.neu.edu/racket/pubs/scheme2007-ctf.pdf]
1.1.9.3 Cross-Phase Persistent Modules
跨位阶的独部也是存在的，比如：
> (module cross '#%kernel
(#%declare #:cross-phase-persistent)
(#%provide x)
(define-values (x) (gensym)))
跨位阶的独部声明中必须包含(#%declare #:cross-phase-persistent)。跨位阶的独部依然需要在不同的位阶例现化。但是第一次例现化所产生的定义，在后续的例现中都可见。
下面的：
> (define (same-instence? mod)
(namespace-require mod)
(define a
(parameterize ([current-namespace (make-base-namespace)])
(namespace-attach-module-declaration ns mod)
(namespace-require mod)
(namespace-variable-value 'x)))
(define b
(parameterize ([current-namespace (make-base-namespace)])
(namespace-attach-module-declaration ns mod)
(namespace-require mod)
(namespace-variable-value 'x)))
(eq? a b))
> (same-instence? ''cross)
#t
一个使用案例是让语句错误exn:fail:syntax在各位阶可见。
跨位阶的独部有一些使用上的限制：
- 只能导入其他跨位阶的独部
- 只能下面这些类型的变量定义
- 对应函数的变量
- 对应结构类型，或者相关函数的变量
- 对应结构类型辖属，或者相关函数的变量
- 不能包含语句字面体（经由quote-syntax产生的）
- 不能包含变量引用 （经由#%variable-reference产生）
默认情况下谈到的独部均非跨位阶。
1.1.9.4 Module Redeclarations
独部是可以重定义的。
为了避免麻烦，还是不要这么做吧，这节不看了
1.1.9.5 Submodules
使用module或者module*可以创建无限制嵌套的下级独部。下级独部相对独立，即便和上级独部在同一文法单元中，也需要单独求访。
但是嵌套的独部也要遵循无循环引用的规则，可能也是因为这一点，所以有以下规则：
- module定义的下级独部不能求访外围的上级独部，但是可以被后者求访
- 与之相反，module*定义的下级独部可以求访外围的上级独部，但是不可以被后者求访。以
(module* name #f ...)形式（name后面为#f）定义的独部，自动可以求访外围独部，并且可以披露外围独部的捆束项。
（更新完）
2021-05-08更新
1.1.10 Continuation Frames and Marks
如果将单个续发式继续细化，可以得到一系列续发式帧元。这些帧元是最小化的不可再细分的续发式。运算过程中会对这些帧元进行增增减减，但通常每次操作一个帧元。
每个帧元都标注着一个续发记号的集合。每个记号由一堆键值构成。其键可以是任意值，只能对应一个续发记号。有许多操作会设置或者抽除续发记号。也就是说通过记号可以将额外的信息附着于动态范畴。
一个例子，记号可以在异常抛出时用于添加栈回溯信息，或者用于实现动态作用域。
1.1.11 Prompts, Delimited Continuations, and Barriers
一个闪现(prompt)是特殊类别的续发式帧元，带有闪现标签。许多操作允许捕获从首发位置到闪现之间的那些帧元。此类续发式有时叫做有界续发式（delimited continuation）。其他一些操作允许用捕获的续发式（composable continuation）来扩展将当前的续发式。还有其他一些操作允许中断当前运算并退回最近的闪现。当一个有界续发式被捕获时，其关系的闪现也会被捕获。
续发式屏障也是一众特殊的续发式帧元，用以组织特定的续发式替换行为。只有在替换没有引入屏障的时候，才能成功。屏障可以用于组织续发式向下跳转。有一些操作会安装屏障，比如异常处理器被调用时，会安置一个屏障以组织捕获续发式在异常点之前的部分。
一个逃逸续发式是一个衍生的概念。它包含了一个闪现用于逃逸。
（更新完）
2021-05-11更新
1.1.12 Threads
Racket支持并发运行的多线绪运算（也是以thread表示）。不同的线绪之间可以互相抢占（不需要被抢占方的协作）。但是这些线绪并不能并行运行，因为这些线绪运行在同一处理器上（即单个操作系统进程内的单个线程）。
通过thread可以创建一条线绪。就运算模型而言，一步运算可能涉及多个并发的表达式（不同的线绪只能贡献一个表达式）。这些表达式共享相同的标的以及顶级变量。也就是说，线绪间可以通过状态共享的方式来通信，并且他们的运行序列一致性会得到保证[Lamport79]。虽说如此，大部分运算步骤只涉及某线绪的一个表达式；特定的同步原语才需要多个线绪共同参与（例如在channel传递一个量值）。
若非特别指出，常量时间的执行决和运算操作具有原子性，所以是线绪安全的。例如，使用set!更改一个变量的时候在所有运算线绪看来是一个原子动作。但是注意，set!更改变量之前可能需要对将设的值进行求值操作，这个操作可能不具有原子性。
有些操作不是原子性的，比如hash-set!，它操作的过程中需要上锁；端口操作也大都不是原子的，但是他们是线绪安全的，因为给被线绪一读取的字节不会被线绪二读取。此外port-commit-peeked以及write-bytes-avail提供额外的并发保证。
除了共享的状态，每条线绪也可以有私有状态，只能通过线绪进行访问，使用线绪格牢表示。在创建新线绪的时候可以留用老线绪中的格牢。
待归（Futures）和场站（places）用来表示不同的并发和并行机制，它们对共享状态的保证较弱。场站可以通过make-shared-bytes来共享数据。待归和场站中的运算受一致性约束，因为其他待归和场站可能会访问所属数据。对共享状态的读与写最终发生在虚拟内存级别，在此级别的读写操作有同步性约束，但是此级别及以下的操作不受racket的一致性约束，除非在代码层面显示指明约束。
1.1.13 Parameters
动参（活动参数，Parameters）是一个衍生的概念。它们是按照续发式记号以及线绪格牢定义的。有一些原语执行决也内驻对动态的使用，比如默认的输出流可以通过东参来修改。
动参是针对特定线绪和特定续发式的设定。在空续发式中，每个动参对应一个受留用的线绪格牢。
对于非空续发式，动参的量值根据动态定值（parameterization）来确定。动参定值在最近的外层续发式帧元上添加一个续发式记号。动参定值会将该动参映射到一个可留用的线绪格牢。一个动参执行决可以变更或者访问相应的格牢。
若干操作，比如parameterize或者call-with-parameterization可以安插一个动参定值记号到续发式帧元。
1.1.14 Exceptions
异常也是一个衍生的概念，定义于续发式，即刻，以及续发式记号之上。此外，异常也是“内驻”的，许多初始构造和执行决也会产生异常。
续发式记号上可以关联异常处理器，用于捕获异常。当异常发生时，会根据当前的续发式记号来确定一系列相关的异常处理器，看哪个能处理此异常。对于未处理的异常，会由一个内驻的动参处理。
异常处理器可以潜在的行为是退出当前续发式，并回溯到外围即刻。默认的异常处理器会回溯的线绪的默认即刻。
1.1.15 Custodians
一个监理管理着一众线绪，文件流端口，TCP端口，TCP侦听器，UDP套接字，字节转化器，以及场站。当一个线绪被创建时，会为其指派由current-custodian动参对应的监理。
除了总监理以外，其他的监理都被另一个监理所管理者。所以监理的体系成层级状。每个下级监理所负责的标的同时也可以看作受本级监理负责。
通过custodian-shutdown-all来关闭一个监理时，其所负责的资源都会被释放，相关线绪会挂起。被关闭的监理无法用于管理新标的，否则会抛出异常exn:fail:contract。
一个线绪可以归多个监理负责，通过thread/suspend-to-kill挂起的线绪则不可以有监理。额外的监理可以通过thread-resume来添加。关联有多个监理的线绪的资源不会随某个监理的custodian-shutdown-all而释放，需要所有监理皆关闭才会释放。
监理对其管辖的资源具有弱引用。受监管的值可以执行遗嘱。同样，一个监理对下级监理采用的也是弱引用。被释放的监理如果有下级监理，那么这些下级监理会变成本级监理的上级监理的直属下级。
通过make-custodian-box所创建的监理盒子可以含有到一个值的强引用。但是监理盒子本身是被弱引用的。
Racket支持监理级别的内存审计（参考custodian-memory-accounting-available?），current-memory-use可以汇报当前监理负责的所有标的。如果一个标的归两个监理负责，那么其划归是任意的，而且动态变化的。但是如果这两个监理有上下级关系，那么会划归到上级监理，除非上级监理只能通过下级监理访问该资源。监理的内存审计不会计入弱引用，或者其他监理所负责的线绪，或者其他监理，或者其他监理的监理盒子。
（更新完）