I am reading the SICP book Here about the imperative programming model. I could not understand the illustration in two points:
square到“对”（两个圆圈）：这个箭头是什么意思？尽管在本节中，箭头表示“封闭环境”，但该特定箭头似乎并未指向环境。（square的环境是global env，而不是“对”）environment part这对中的（右边的
圈）到封闭环境是必要的吗？ （因为在过程定义内的过程代码中没有解释符号含义的意义。）SICP 的箭头表示法有点过载。我将引用文本的相关部分来理解该图。
过程对象是一对，其代码指定过程有一个形式参数，即 x 和过程体 (* x x)。该过程的环境部分是指向全局环境的指针，因为这是计算 lambda 表达式以生成该过程的环境。将过程对象与符号方块关联起来的新绑定已添加到全局框架中。一般来说，define 通过向框架添加绑定来创建定义。
那么，让我们分析一下每个箭头。
“全局环境”→ 正方形。这个箭头看起来只是labeling广场作为地球环境的象征。值得注意的是，此环境是自此以来唯一存活的堆栈帧define在全局环境中被称为。
“正方形”→ 两个点。这个箭头似乎表明这两个点代表的是stored在名字上"square"这是在全球环境中发现的。
左点→“参数”/“主体”。该箭头表示左边的点是一个“对象”，被认为存储着两个数据：“形式参数列表”和“过程主体”。
右点 → 正方形。这个箭头表明右边的点包含一个返回全局环境的“指针”。
这张图给出了关于 Lisp 中符号如何派生含义的高度可操作的观点。特别是，符号在特定的“上下文”中被“评估”。上下文是“环境框架”的链接列表，每个环境框架都包含一些名称→值映射的集合。为了评估符号，需要遵循该链接列表并返回从符号名称映射的第一个值。直观地看，一个例子是
"foo" → { "bar" : 3 → { "foo" : 8 } → { "foo" : 10 }
, "baz" : 4 }
在哪里评估foo回报8通过“跳过”第一帧并找到值8在第二帧中ignoring第三帧。这种忽略功能很重要——它表明某些上下文可能具有隐藏来自更大上下文的值的名称。
所以这里的整个图片表明以下内容：
define在全局上下文中添加一个新的名称→值映射到全局框架。存储 lambda 对象存储两条信息（两个点）
左边的点包含 lambda 正文的文本以及被视为“形式参数”的符号列表。
右边的点包含对一些堆栈框架这可能是也可能不是全局框架，尽管它恰好是这张图中的全局框架
最后，我们应该谈谈计算 lambda 的含义。要计算 lambda，您必须向其传递一个列表values。它使用该输入值列表并将它们与它存储的形式参数列表进行匹配，以便生成一个新的环境框架它将形式参数映射到输入值。然后，它使用该新框架作为主框架和linked框架作为后续上下文。用图表来说，我们可以说square看起来像
+--- Formal parameter list
/ +--- Body of function
| |
(left: (x) (* x x)) (right: {global frame})
然后当我们评估它时(square 3)我们使用创建一个新框架3和形式参数列表
{ "x" : 3 }
并评估身体。首先我们查一下名字*。由于它不在我们新的本地框架中，我们必须在全局框架中找到它。
"*" → { "x" : 3 } → { global frame }
事实证明它存在，并且是乘法的定义。因此，我们需要向它传递一些值，以便我们查找“x”
"x" → { "x" : 3 } → { global frame }
since x is存储在本地框架中，我们在那里找到它并通过3 and 3作为我们找到的乘法函数的参数。
重要的部分是局部框架shadows全球框架。这意味着如果x在全球框架中也有意义，我们会override它在评估身体的背景下square.
最后，当我被要求在有关“变量”含义的问题的背景下回答这个问题时，需要注意的是，以上是一个非常特殊的问题执行变量的非常特殊的语义。从表面上看，你总是可以说“lisp 中的变量恰好意味着这个过程的发生”。不过，这可能有点具有挑战性。
“变量”一词的另一种语义（我和许多数学爱好者都喜欢）是上下文中的变量代表域中特定的、固定的但未知的值。如果我们检查lambda在体内square
(lambda (x) (* x x))
我们看到这或多或少是这个短语的预期语义——在解释时(* x x) we see x作为某种价值（例如数字），但我们对此一无所知。在口译中(lambda (x) (* x x))我们看到，为了理解 lambda 内部短语的含义，我们必须为其提供以下含义：x。这大致是到处使用的变量和函数的标准语义。
挑战在于这里描述的堆栈帧实现也可以轻松设置violate这种语义——事实上，在这个例子中它的作用非常巧妙。具体来说：define破坏语义。原因在下面的代码片段中很明显
(define foo 3)
foo
(define foo 4)
foo
在此片段中，我们按顺序评估每个短语，并看到变量的（据称“固定但未知”）值foo从第 2 行更改为第 4 行。这是因为define让我们能够edit堆栈帧位于上下文中，而不是仅仅创建一个新的上下文来遮蔽旧的上下文，例如lambda做。这意味着我们必须将变量视为不是“固定但未知”，而是一系列可变槽，不能保证随着时间的推移保持其值——这是一种更复杂的语义，也许应该迫使我们调用foo“插槽”或“可分配”。
我们也可以将其视为有漏洞的抽象。我们希望变量具有标准的“固定但未知”语义，但由于堆栈帧的机制和define我们并不完全遵循这个含义。
最后一点，Lisps 经常给你一个叫做let它可用于复制前面的示例，而不会丢弃变量语义：
(let ((foo 3))
foo
(let ((foo 4))
foo)
foo)
在这种情况下，foo第 2 行取值3, the foo4号线存在于不同的变量上下文中因此只有shadows the foo在第 2 行...因此采用不同的固定值4，最后foo第 5 行再次与foo在第 2 行并取相同的值。
换句话说，let允许我们创建任意本地上下文（巧合的是，正如您所期望的那样，通过在幕后创建新的堆栈帧）。不幸的是，让我们知道这些语义是安全的黄金法则被称为 α 转换。该规则规定，如果您重命名变量到处 and 均匀地在单一上下文中，程序的含义不会改变。
因此，通过 α 转换，前面的例子与这个例子的含义相同
(let ((foo 3))
foo
(let ((bar 4))
bar)
foo)
也许稍微不那么混乱，因为我们不再需要担心阴影的影响foo.
那么我们可以制作 Lisp 的吗define语义更安全？有点儿。您可能会想象以下转变：
(define x y) (define y x)不允许同时(define x 3) (define y x) isn't.define直到任何给定上下文（堆栈帧）的最开头，并将它们按依赖顺序放置。define“任何变量事实证明，这种转换有点棘手（代码移动很困难，因此可能会出现循环依赖），但如果您解决了一些小问题，您会发现在任何上下文中，变量只能接受一个固定但未知的值价值。
您还可以找到以下内容——具有以下转换形式的任何程序
(define x ... definition of x ...)
(define y ... definition of y ...)
(define z ... definition of z ...)
... body ...
相当于下面的
(let ((x ... definition of x ...))
(let ((y ... definition of y ...))
(let ((z ... definition of z ...))
... body ...)))
这是表明我们美好、简单的“变量是固定但未知数量”语义的另一种方式。