15.RETOUR VERS LES LISTES
Comment LISP utilise-t-il la mémoire de l’ordinateur ? Nous savons qu’en LISP nous avons toute sorte d’objets : les listes, les nombres, les chaînes de caractères, les atomes. Ils se trouvent dans des zones spéciales de la mémoire de votre ordinateur.
La figure de la page suivante montre graphiquement l’utilisation de l’espace mémoire de votre ordinateur sous LISP :
| zone occupée par le système d’exploitation de l’ordinateur |
| zone occupée par l’interprète LISP |
| zone nombres |
| zones chaînes de caractères |
| zone atomes |
| zone listes |
| zone pile |
| zone utilisée par le système d’exploitation de l’ordinateur |
0
?
?
?
?
?
?
?
Les numéros a‘ gauche du tableau représentent des adresses. Ainsi, dans notre figure, les premiers ?mots de la mémoire d’ordinateurs sont utilisés par le système d’exploitation de l’ordinateur. Naturellement, cette zone peut se situer ailleurs, son emplacement précis dépend de l’ordinateur particulier sur lequel votre LISP est implémenté. Ce qui compte, c’est que quelque part une zone (ou des zones) existe qui ne puisse pas eˆtre utilisée par LISP.
Regardons donc chacune des zones de LISP : la première, allant de l’adresse ?a‘ l’adresse ?-1, est occupée par l’interprète LISP meˆme. C’est ici qu’on trouvera les programmes d’entrée/sortie, la petite boucle toplevel que nous avons vu au chapitre 13, etc. Cette zone n’est pas accessible pour l’utilisateur : c’est la zone système de votre machine LISP, de meˆme que la première zone est la zone système de votre ordinateur.
Ensuite, il y a des zones pour chacun des objets existants en LISP : une zone pour stocker les nombres, une pour les chaînes de caractères, une pour les atomes et une pour les listes. Les listes ne se trouvent donc que dans la zone liste, les nombres que dans la zone nombre, etc.
La dernière zone de votre machine LISP est réservé pour la pile. C’est une zone de travail pour l’interprète : on y stocke, par exemple, des résultats intermédiares. Nous verrons l’utilité de cette zone plus tard. Concentrons-nous sur la zone liste, puisque c’est elle qui nous intéresse pour l’instant.
Les listes ont été inventées pour pouvoir utiliser la mémoire sans contrainte de taille. Les idées de base sont :
1. d’organiser cette mémoire de manière non continue : une liste ne doit pas obligatoirement occuper des mots mémoires contigus. Pour cela, les listes sont implémentées tel qu’il soit toujours possible a‘ partir d’un élément de la liste de trouver le suivant.
2. de disposer d’un algorithme de récupération de mémoire. Cet algorithme, qui s’appelle en anglais le garbage collector, doit pouvoir trouver des listes (ou des parties de listes) qui ne sont plus utilisées et il doit les inclure a‘ nouveau dans l’espace utilisable.
Tout cela a‘ l’air bien abstrait ! Examinons donc l’organisation de cette zone en plus de détail.
Une liste se constitue d’un CAR et d’un CDR, d’un premier élément et d’un reste. A l’intérieur de la machine, donc a‘ l’intérieur de la zone liste, ces deux parties se retrouvent en permanence, et le CAR et le CDR d’une liste occupent deux mots adjacent de cette zone :
Chacune des boîtes représente un mot mémoire dans la zone liste. Les étiquettes CAR et CDR a‘ l’intérieur des boîtes sont des pointeurs vers les objets LISP constituant le CAR et le CDR de cette liste. Graphiquement :
Le CAR ou le CDR d’une liste peuvent eˆtre de n’importe quel type : atome ou liste. De fait, les pointeurs CAR et CDR peuvent pointer dans n’importe quel zone des objets LISP. Ce sont donc, en réalité, des adresses de la mémoire.
Ainsi, disposant d’une liste (A B), d’un atome A se trouvant en mémoire a‘ l’adresse ?, et d’un atome B se trouvant a‘ l’adresse ?+40, cette liste peut eˆtre implémentée en mémoire de la manière suivante :
:
Les listes sont donc des couples (on dit : des doublets) de mots constituées d’un pointeur vers l’emplacement de la valeur du CAR et d’un pointeur vers l’emplacement de la valeur du CDR, c’est-a‘-dire : l’adresse du mot mémoire où se trouve la valeur correspondant. La fin d’une liste est indiquée par un pointeur vers l’atome très particulier NIL.
Afin de ne pas surcharger la représentation graphique par trop d’adresses, nous allons représenter les pointeurs vers des listes par des flèches vers les doublets correspondants, la fin d’une liste par une diagonale dans le CDR du dernier doublet et au lieu de marquer les adresses des atomes, nous allons juste indiquer des pointeurs vers les noms des atomes. Ce qui donne pour la meˆme liste (A B) :
Bien évidemment, nous ne pouvons pas constamment prendre en considération les adresses réelles, c’est pourquoi nous utiliserons une représentation graphique des listes qui ne prend en considération que les doublets directement utilisés dans une liste. Une liste sera donc représentée comme une suite de doublets composée des CARs et CDRs de cette liste :
| CAR | CDR |
? ?+1
La liste (A B) de ci-dessus sera donc représentée comme :
Normalement, quand nous allons donner une représentation graphique d’une liste, nous allons ignorer les adresses d’implémentation réelle et dessiner, par exemple, la liste (A B), comme :
Mais, meˆme si nous prenons cette représentation (plutôt) abstraite, il ne faut jamais oublier qu’en réalité toute la représentation interne se fait en terme d’adresses réelles !
Si cette liste (A B) est la valeur de la variable L, au lieu de représenter graphiquement l’atome L av ec comme C-valeur (cf §8.1) l’adresse de cette liste, nous allons représenter ce fait simplement par une flèche de L vers cette liste, comme ci-dessous :
On peut aisément reconnaître ce que font la fonction CAR et CDR : elles ramènent respectivement le pointeur du champ CAR et CDR.
Regardons quelques exemples de cette représentation : La liste (A B C) sera donc implémentée comme :
et la liste ((A B) C) sera, en terme de doublets, implémentée comme :
Nous pouvons encore simplifier en ne fléchant que les pointeurs vers des listes; ce qui donne pour cette dernière liste :
N’oublions jamais que tout pointeur et tout atome n’est - en réalité - qu’une adresse: l’adresse mémoire où se trouve l’objet correspondant.
Au lancement de LISP toute la zone liste est organisée comme une liste libre, c’est-a‘-dire : tous les doublets sont chaînés entre eux pour former une énorme liste :
liste-libre
. . .
? ?+1 ?+2 ?+3 ?-2 ?-1
Chaque appel de la fonction CONS enlève un doublet de cette liste libre. Ainsi, si le premier appel de
CONS est
CONS cherche d’abord un doublet dans la liste libre, l’enlève de cette liste, insère dans le champ CAR de ce doublet un pointeur vers l’atome A et dans le champ CDR de ce meˆme doublet un pointeur vers l’atome NIL. ce qui donne:
liste-libre
. . .
? ?+1 ?+2 ?+3 ?-2 ?-1
Quand la liste libre est vide, CONS met en marche un mécanisme de récupération de mémoire, qui construit une nouvelle liste libre a‘ partir des doublets qui ne sont plus nécessaires, c’est-a‘-dire : a‘ partir des doublets qui ne sont plus utilisés.
Ci-dessous encore deux exemples de représentation de listes sous forme de doublets : d’abord la liste ((A B) (C D)) :
et ensuite la liste ((A B (C D))) :
Si nous avons dit que le contenu du champ CAR ou du champ CDR d’un doublet peut eˆtre un pointeur vers n’importe quel objet LISP, il peut s’avérer que nous trouvions dans le champ CDR d’un doublet un pointeur non pas vers une liste mais un pointeur vers un atome, comme, par exemple dans le doublet ci-dessus :
| A | B |
ou encore dans la liste suivante :
| A | • | B | C | |
Actuellement, nous ne pouvons pas représenter ces deux listes de façon externe. C’est pourquoi, pour lire ou écrire de telles listes, nous avons besoin d’une notation supplémentaire : pour représenter des listes qui contiennent dans le champ CDR un pointeur vers un atome différent de NILnous utiliserons le caractère ’.’ (point) comme séparateur entre le champ CAR et le champ CDR de telles doublets. Ce qui donne, pour la première liste
(A . B)
et, pour la deuxième liste
Naturellement, ceci change notre définition de la fonction CONS du chapitre 2 : plus aucune raison n’existe pour demander que le deuxième argument du CONS soit une liste. Bien au contraire, la liste (A . B) est le résultat de l’appel suivant :
et le CDR de cette liste est l’atomeB !
Bien évidemment, nous avons besoin d’une représentation externe (comme suite de caractères) reflétant l’implémentation des listes sous formes de doublets. Pour cela, nous allons reprendre la définition classique des expressions symboliques (ou des S-expressions) de John McCarthy, l’inventeur de LISP :
Tout objet LISP est une S-expression. Le type le plus élémentaire d’une S-expression est un atome. Tout les autres S-expressions sont construites a‘ partir de symboles atomiques, les caractères "(", ")" et "." (le point). L’opération de base pour former une S-expression consiste a‘ en combiner deux pour produire une Sexpression plus grande. Par exemple, a‘ partir des deux symboles A et B, on peut former la S-expression (A . B).
La règle exacte est : une S-expression est soit un symbole atomique soit une composition des éléments suivants (dans l’ordre) : une parenthèse ouvrante, une S-expression, un point, une S-expression et une parenthèse fermante.
Voici, suivant cette définition, quelques exemples de S-expressions et leur représentation interne sous forme de doublets :
A
évidemment, c’est un atome et ne peut donc pas eˆtre représenté sous forme de doublets.
| A | B |
| • | C | |
| A | B | |
Pour passer de cette notation des S-expressions a‘ la notation des listes a‘ laquelle nous sommes habituées, il suffit de
1. remplacer chaque occurrence d’un point suivi d’une parenthèse ouvrante par un caractère blanc et d’éliminer la parenthèse fermante correspondante, ce qui transforme, par exemple, (A . (B . NIL)) en (A B . NIL),
2. éliminer les occurrences d’un point suivi par NIL, ce qui transforme, par exemple, (A B . NIL) en (A B).
Ainsi, pour les S-expressions de ci-dessus nous avons les correspondances que voici :
| A | ? | A |
| (A . NIL) | ? | (A) |
| (A . (B . NIL)) | ? | (A B) |
| (A . B) | ? | (A . B) |
| ((A . B) . C) | ? | ((A . B) . C) |
| ((A . B) . (C . D)) | ? | ((A . B) C . D) |
| ((A . B) . (C . (D . E))) | ? | ((A . B) C D . E) |
Naturellement, les paires pointées, c’est-a‘-dire : les doublets où le CDR est un pointeur vers un atome différents de NIL, restent représentés a‘ l’aide du caractère ’.’.
Les fonctions de traitement de listes que nous connaissons jusqu’a‘ maintenant, CAR, CDR, REVERSE etc, ne modifient pas les listes données en argument. Ainsi, si a‘ un instant donné la valeur de la variable L est la liste (A B C), le calcul du CDR de L livre bien la liste (B C), et la valeur de L est toujours l’ancienne liste (A B C).
Dans ce paragraphe nous étudierons quelques fonctions de traitement de listes destructives, c’est-a‘-dire, qui modifient après évaluation les listes passées en argument.
Les deux fonctions les plus importantes dans ce domaine sont les fonctions RPLACA et RPLACD. La première modifie physiquement le CAR de son premier argument, la deuxième modifie physiquement le CDR de son argument. Voici leur définition :
| (RPLACAliste expression) | ? | nouvelle-liste RPLACA remplace physiquement le CAR de la liste premier argument par la valeur de l’expression donnée en deuxième argument. La liste ainsi modifiée est ramenée en valeur. |
| (RPLACDliste expression) Voici quelques exemples : | ? | nouvelle-liste RPLACD remplace physiquement le CDR de la liste premier argument par la valeur de l’expression donnée en deuxième argument. La liste ainsi modifiée est ramenée en valeur. |
| (RPLACA ’(A B C) 1) | ? (1 A B) | |
| (RPLACA ’((A B) (C . D)) ’(1 2 3)) ? ((1 2 3) (C . D)) (RPLACD ’(A B C) 1) ? (A . 1) (RPLACD ’((A B) (C . D)) ’(1 2 3)) ? ((A B) 1 2 3) | ||
Dans les exemples ci-dessus nous utilisons ces fonctions pour calculer une valeur. Mais pensons aussi au fait que ces deux fonctions modifient les listes données en argument. Pour cela, regardons donc la fonction suivante :
Que fait cette fonction ? Est-ce que le résultat est le meˆme si nous remplaçons le corps par (CONS (CONS 1 (CDR X)) X) ?
Regardons donc en détail. Si nous appelons cette fonction comme :
la variable X sera liée a‘ la liste (A B C). Avant de commencer l’évaluation du corps de la fonction nous avons donc :
X
L’évaluation du corps de la fonction se réduit a‘ l’évaluation du CONS. Il faut donc d’abord évaluer les deux arguments (RPLACA X 1) et X. RPLACA modifie la liste X, ce qui donne :
X
et c’est cette nouvelle liste qui sera le premier argument pour CONS.
L’évaluation de X (deuxième argument) produira également cette nouvelle liste (1 B C), puisque maintenant cette liste est la valeur de X. Le résultat de l’appel (FOO ’(A B C)) est donc la liste
et non point la liste ((1 B C) A B C).
Quand vous utilisez ces fonctions, faites attention, leur usage est très dangéreux, soyez suˆrs que vous voulez vraiment modifier la structure interne des listes !
Imaginons que la personne qui a construit le programme FOO ci-dessus veuille, en réalité, construire une fonction qui produise une liste contenant en CAR la meˆme liste que le CDR av ec le premier élément remplacé par l’atome 1, qu’il voulait donc que (FOO ’(A B C)) livre ((1 A B) A B C). Constatant l’erreur, elle construit alors la nouvelle version que voici :
(DE FOO (X)
Est-ce que cette solution est meilleure ? L’idée est claire : puisque RPLACA modifie la liste, on sauvegarde, avant de faire le RPLACA, la valeur de X dans la variable Y, et cette variable sera ensuite le deuxième argument du CONS. Reg ardons donc ce qui se passe, et appelons a‘ nouveau (FOO ’(A B C)). Comme préalablement, la variable X sera liée a‘ la liste (A B C) :
X
ensuite, dans le LET, X sera reliée a‘ cette meˆme liste, et Y sera liée a‘ la valeur de X ce qui donne :
X
Y
ensuite, comme préalablement, l’évaluation du premier argument du CONS livre la liste (1 B C) et modifie la valeur de X, ce qui donne :
X
Y
Etant donnée que la variable Xet la variable Y sont liées a‘ la meˆme liste (c’est-a‘-dire : la C-valeur de X et la C-valeur de Y contiennent la meˆme adresse de la zone liste), la fonction RPLACA modifie les valeurs de tous les deux variables ! Ainsi, meˆme avec cette sauveg arde initiale de la valeur de X, rien n’est changé : on se trouve dans le meˆme cas que précédemment, c’est-a‘-dire : le résultat sera la liste ((1 B C) 1
B C).
Faisons un petit exercice et écrivons une fonction FREVERSE qui doit inverser une liste sans construire une nouvelle liste, c’est-a‘-dire : sans faire un seul appel a‘ la fonction CONS. Pour résoudre ce problème nous changerons les pointeurs de la liste originale, telle que les meˆmes doublets seront, après exécution de la fonction, chaînés a‘ l’envers du chaînage original. Ci-dessous, la liste L aux trois éléments A, B et C, où j’ai dessiné en pointillé les pointeurs tels qu’ils doivent eˆtre après inversement de la liste et où L’ est la valeur de L a‘ la fin :
Regardons, sur une trace graphique comment nous devons procéder. Au début nous avons un pointeur, nommons le L, vers la liste initial :
L
Evidemment, la première chose a‘ faire est de remplacer le CDR du premier doublet par NIL, ce qui nous donne :
L
Le pas suivant consiste a‘ remplacer le pointeur du CDR du deuxième doublet par un pointeur vers ce premier doublet juste modifié. Mais, après cette opération du remplacement du CDR du premier doublet par NIL, nous n’avons plus aucun accès au deuxième doublet. Donc : avant de faire cette opération nous devons garder quelque part un pointeur vers la suite de la liste. Appelons ce pointeur SUIVANT. Nous devons donc avoir la configuration suivante :
L
Si maintenant nous remplaçons le CDR du deuxième doublet par un pointeur vers la valeur de L, nous perdons a‘ nouveau la suite de la liste. Nous devons donc d’abord avancer le pointeur SUIVANT, mais sans perdre sa valeur actuelle, puisque, dans la suite nous devons établir un pointeur vers ce doublet pointé actuellement par SUIVANT.
La solution qui s’impose sera donc d’introduire un pointeur supplémentaire, nommons-le PRECEDENT, et que L pointera a‘ tout instant sur la nouvelle teˆte de liste, PRECEDENT pointera vers le doublet qui précédait dans la liste originale l’élément pointé par L. Le pointeur SUIVANT indiquera en permanence les éléments suivants, pas encore modifiés. Ce qui nous donne la suite d’opérations ci-après :
Voici donc la définition LISP de FRERVERSE :
(DE FREVERSE (L)
(LET ((L L) (PRECEDENT))
(IF L (SELF (CDR L) (RPLACD L PRECEDENT)) PRECEDENT)))
Dans cette version nous n’avons pas besoin d’un pointeur SUIVANT explicite puisque la liaison de L au CDR de L, donc a‘ l’adresse du doublet suivant se fait en parallèle a‘ la destruction de ce meˆme champ
CDR !
Voila‘ donc une fonction qui inverse une liste sans faire le moindre CONS, c’est-a‘-dire : une fonction qui n’utilise aucun doublet supplémentaire. FREVERSE sera donc sensiblement plus rapide que la fonction REVERSE que nous avons vu au chapitre 6.
Mais n’oublions jamais que FREVERSE est destructive, et qu’il faut prendre les meˆmes précautions qu’avec la fonction FOO ci-dessus. Cela signifie que si nous avons, par exemple, la fonction :
(DE BAR (L)
l’appel (BAR ’(A B C)) ne nous livre pas la liste (C B A A B C), mais la liste (C B A A). Vous voyez pourquoi ?
Les deux fonctions RPLACA et RPLACD sont suffisantes pour faire n’importe quelle opération (destructive) sur des listes. Ainsi nous pouvons définir une fonction de concaténation de deux listes :
(DE LAST (L) (IF (ATOM (CDR L)) L (LAST (CDR L))))
(DE NCONC (LISTE1 LISTE2)
Nous pouvons construire une fonction ATTA CH qui insère un nouvel élément en teˆte d’une liste, de manière telle que le premier doublet de la liste originale soit également le premier doublet de la liste résultat :
(DE ATTACH (ELE LISTE)
(LET ((AUX (LIST (CAR LISTE))))
(RPLACD (RPLACA LISTE ELE) (RPLACD AUX (CDR LISTE)))))
Nous pouvons construire la fonction inverse de ATTA CH : SMASH, qui enlève physiquement le premier élément d’une liste, de manière telle que le premier doublet de la liste originale soit également le premier doublet de la liste résultat :
(DE SMASH (LISTE)
(RPLACD (RPLACA LISTE (CADR LISTE)) (CDDR LISTE)))
Toutes ces fonctions ont en commun le fait de modifier physiquement les structures des listes données en arguments, et donc que les valeurs de toutes les variables qui pointent vers une telle liste se trouvent modifiées.
Au chapitre 6 nous avons construit la fonction EQUAL, qui teste l’égalité de deux listes en traversant les deux listes en parallèle et en comparant l’égalité des atomes avec la fonction EQ. Cette fonction teste donc si les deux listes ont la meˆme structure et si elles sont composées des meˆmes atomes dans le meˆme ordre.
La fonction EQ, nous disions, ne peut tester que l’égalité des atomes. Précisons : chaque atome LISP n’existe qu’une seule fois. Ainsi, si nous avons l’expression :
les deux occurrences de l’atome A sont deux occurrences d’un pointeur vers le meˆme atome. Pour prendre un autre exemple, chaque occurrence de l’atome CONS a‘ l’intérieur d’un programme se réfère précisément au meˆme atome ! De ce fait, le test d’égalité de la fonction EQ est en réalité un test d’égalité de deux adresses (et non point un test d’égalité d’une suite de caractères). C’est donc un test d’identité : effectivement, les deux atomes A dans l’expression ci-dessus sont des références a‘ un seul et unique objet.
Sachant que EQ se réduit a‘ une comparaison d’adresses, et sachant que des listes sont également accessibles a‘ travers leurs adresses, nous pouvons utiliser cette fonction pour tester l’identité de deux listes.
Afin d’expliciter construisons deux listes (que nous nommerons X et Y) : la première, X, sera construite par l’appel
(LIST ’(A B) ’(A B))
et la deuxième, Y, par l’appel :
(LET ((X ’(A B))) (LIST X X))
Regardez bien la différence entre ces deux listes ! Les deux listes s’écrivent de façon externe :
mais, de façon interne, la première est représentée par :
et la deuxième par :
Bien que ces deux dernières listes soient - de façon interne - très différentes, elles ont toutes les deux une écriture externe identique !
La différence entre la liste X et la liste Y devient apparente si nous testons l’identité des deux sous-listes :
(EQUAL (CAR X) (CADR X)) ? T
(EQUAL (CAR Y) (CADR Y)) ? T
(EQ (CAR X) (CADR X)) ? NIL
(EQ (CAR Y) (CADR Y)) ? T
Evidemment, le premier et le deuxième élément de Y sont des pointeurs vers la meˆme liste : la fonction EQ livre donc T.
On dit que de telles listes sont partagées. Au niv eau de l’impression standard, aucun moyen n’existe pour distinguer des listes partagées des listes non-partagées. Naturellement, des listes partagées sont toujours issues d’opérations sur des listes (c.a‘.d.: elles ne peuvent pas eˆtre données tel quel au terminal).
15.5. LES LISTES CIRCULAIRES
Regardons encore quelques listes partagées : quel est le résultat de l’opération suivante ?
NCONC concatène deux listes : nous concaténons donc a‘ la liste X, c’est-a‘-dire : (A B C), la liste X ellemeˆme, ce qui donne :
X
Il s’agit d’une liste circulaire : une liste sans fin. Son impression donne quelque chose comme :
Donc, a‘ priori, il n’est pas possible d’imprimer de telles listes. Remarquons que ces listes peuvent eˆtre très utiles pour représenter des structures de données infinies, mais qu’elles sont très dangereuses : beaucoup de fonctions de recherche risquent de ne jamais se terminer sur de telles listes. Par exemple, si nous cherchons l’atome D a‘ l’intérieur de cette liste X, l’appel
va boucler éternellement, puisque la fonction MEMQ compare le premier élément de la liste avec l’argument cherché, et si ce n’est pas le meˆme, elle recommence l’opération sur le CDR de la liste, ceci jusqu’a‘ ce qu’elle arrive soit a‘ une occurrence de l’élément cherché soit a‘ la fin de la liste. Etant donné que notre liste X n’a pas de fin, la recherche de l’élément qui effectivement ne se trouve pas dans la liste, n’a pas de fin également.
Pour écrire une fonction qui cherche l’occurrence d’un élément donné dans une liste circulaire, nous avons donc besoin de garder en permanence un pointeur vers le début de la liste, afin de pouvoir tester, avec la fonction EQ, si le CDR de la liste est ’EQual’ a‘ la liste entière et ainsi d’éviter de répeter la recherche a‘ l’infinie.
Ci-après la définition du prédicat C-MEMQ testant l’occurrence d’un élément a‘ l’intérieur d’une liste circulaire :
(DE C-MEMQ (OBJ L)
(LET ((LL L)) (COND
((ATOM LL) (EQ LL OBJ)) ; le test d’égalité ;
((EQ L (CDR LL)) ()) ; le test d’arreˆt !! ;
(T (OR (SELF (CAR LL)) (SELF (CDR LL)))))))
Si on appelle cette fonction avec l’atome D comme premier argument, et comme deuxième argument la liste circulaire :
X
le résultat est NIL.
Naturellement, si le premier argument se trouve a‘ l’intérieur de la liste le résultat est T.
Modifions-donc notre liste X av ec l’opération suivante :
Cette opération nous livre une liste doublement circulaire : une boucle sur un CAR, et une boucle sur un
CDR :
X
C-MEMQ, la fonction de recherche d’un élément dans une liste circulaire ne marche plus sur cette liste, car aucun test n’est effectué vérifiant la circularité sur le CAR de la liste.
Pour généraliser notre fonction C-MEMQ nous devons tester aussi bien le CAR que le CDR de la liste en vue d’une circularité vers le début de la liste. Voici alors la nouvelle fonction C-MEMQ :
(DE C-MEMQ (OBJ L)
(IF (EQ (CAR L) OBJ) T
(LET ((LL (CDR L))) (COND
((EQ L LL) ())
(T (OR (SELF (CAR LL)) (SELF (CDR LL))))))))
Finalement, nous pouvons généraliser notre approche a‘ des listes a‘ circularités arbitraires, c’est-a‘-dire a‘ des circularités qui ne portent que sur des sous-parties de la liste, comme par exemple la liste X ci-dessous :
X
Dans ces cas généraux, en plus des tests de circularités ’globales’ a‘ partir des champs CAR et CDR, il faut garder une pile de toutes les sous-listes rencontrées, afin de reconnaître une circularité sur des sous-structures arbitraires. Ce qui donne :
(DE C-MEMQ (OBJ L)
(SELF (CDR L) (CONS L AUX)))))))
Evidemment, la fonction MEMQ utilisée dans la ligne
est la fonction standard MEMQ, dont la définition se trouve au chapitre 6 dans l’exercice 4 : c’est une fonction qui procède au test d’égalité avec la fonction EQ !
Après tant de fonctions de modifications terminons ce chapitre par un bref regard sur les fonctions de modifications des valeurs de variables.
Jusqu’a‘ maintenant, l’unique moyen que nous connaissons pour donner des valeurs a‘ des variables est la liaison dynamique, c’est-a‘-dire : la liaison des valeurs a‘ des variables pendant les appels de fonctions utilisateurs. Cette liaison dynamique se comporte de manière telle, qu’a‘ l’appel d’une fonction les variables prennent les nouvelles valeurs, déterminées par les arguments de l’appel, et qu’a‘ la sortie de la fonction les anciennes valeurs de ces variables soient restituées.
En LISP, il existe deux autres manières pour donner des valeurs a‘ des variables en utilisant les fonctions d’affectationSETQ et SET. La fonction SETQ prend - au minimum - deux arguments, le premier doit eˆtre le nom d’une variable, le second une expression LISP quelconque. L’effet de l’évaluation d’un appel de la fonction SETQ est de donner a‘ la variable premier argument comme nouvelle valeur le résultat de l’évaluation de l’expression deuxième argument. C’est donc une fonction de modification de la C-valeur des atomes (sans possibilité de restauration automatique ultérieure). La valeur de l’évaluation d’un appel de la fonction SETQ est le résultat de l’évaluation de l’expression.
Voici un exemple d’une interaction avec LISP utilisant cette fonction :
? (SETQ X 1) ; X prend la valeur numérique 1
= 1
? X ; examinons la valeurs de X
? X ; examinons la nouvelle valeur de X= 4
et voici une manière élégante d’échanger les valeurs numérique de X et Y sans passer par une variable intermédiare :
? (SETQ X 10) ; la valeur initiale de X
= 10
? (SETQ Y 100) ; la valeur initiale de Y
= 100
? (SETQ X (- X Y))
= -90
? (SETQ Y (+ X Y))
= 10
? (SETQ X (- Y X))
= 100
? X ; la valeur de X est bien
= 100 ; l’ancienne valeur de Y
? Y ; et la valeur de Y est bien
= 10 ; l’ancienne valeur de X
La fonction SETQ est principalement utilisée dans la construction et la modification de bases de données globales a‘ un ensemble de fonctions, elle permet de donner a‘ l’extérieur de toute fonction des valeurs a‘ des variables.
Notons finalement qu’en général la fonction SETQ admet 2*n arguments. Voici alors la définition formelle de SETQ :
(SETQvar1val1. . . varnvaln) ? valeur(valn)
et la C-valeur de var1 est le résultat de l’évaluation de val1, . . ., la C-valeur de varn est le résultat de l’évaluation de valn.
La fonction SET est identique a‘ SETQ, mise a‘ part le fait qu’elle évalue son premier argument. L’évaluation du premier argument doit donc livrer le nom d’une variable. En guise de définition de la fonction SET disons que les expressions
(SETQvariable expression)
et
(SET (QUOTEvariable)expression)
sont équivalentes. La fonction SET permet des indirections. Par exemple, la suite d’instructions :
donne a‘ la variable B la valeur numérique 3.
A titre d’exemple, voici une version supplémentaire de la fonction REVERSE. Sa particularité est de modifier la valeur de la variable donnée en argument; la voici :
(DF PREVERSE (L RES)
(SETQ RES (CONS (CAR LISTE) RES) LISTE (CDR LISTE))
Voici une utilisation de cette fonction :
? (SETQ K ’(A B C)) ; pour donner une valeur a‘ la variable K
= (A B C)
? (REVERSE K) ; appelons la fonction REVERSE standard
= (C B A) ; le résultat
? K ; examinons la valeur de K
= (A B C) ; ça doit bien eˆtre la meˆme
? (PREVERSE K) ; appelons maintenant la nouvelle fonction
= (C B A) ; le résultat
? K ; regardons la valeur de K
= (C B A) ; elle a bien été modifiée
; voila toute la différence
D’ailleurs, la fonction SETQ peut eˆtre définie avec la fonction SET de la manière suivante :
(DF SETQ (X)
(LET ((VARIABLE (CAR X)) (VALEUR (EVAL (CADR X))) (REST (CDDR X)))
(SET VARIABLE VALEUR)
(IF REST (EVAL (CONS ’SETQ REST)) VALEUR)))
Bien évidemment, en LE_LISP cette définition s’ecrit :
(DF SETQ X
(LET ((VARIABLE (CAR X)) (VALEUR (EVAL (CADR X))) (REST (CDDR X)))
(SET VARIABLE VALEUR)
(IF REST (EVAL (CONS ’SETQ REST)) VALEUR)))
15.7. EXERCICES
1. Montrez graphiquement l’effet des instructions suivantes :
2. Ecrivez la fonction FDELQ a‘ deux arguments ELE et LISTE, qui enlève physiquement toutes les occurrences de l’élément ELE a‘ l’intérieur de la liste LISTE. (Attention au cas où la liste commence par l’élément ELE.)
3. Ecrivez une fonction qui inverse physiquement une liste circulaire simple.
4. Modifiez la fonction FREVERSE de manière à inverser une liste sur tous ses niveaux. 5. La suite d’instructions
(SETQvariable(CARla-liste)) (SETQla-liste(CDRla-liste))
est très courante. C’est pourquoi beaucoup de systèmes LISP ont une fonction NEXTL définit comme suit :
(NEXTLvariable) ? (CAR(valeur (variable))) et variable prend comme nouvelle valeur (CDRvariable).
Av ec cette fonction, la fonction PREVERSE peut eˆtre redéfinie comme suit :
(DF PREVERSE (L RES)
(LET ((LISTE (EVAL (CAR L))))
(IF (NULL LISTE) (SET (CAR L) RES)
(SETQ RES (CONS (NEXTL LISTE) RES))
Definissez alors cette fonction NEXTL.
6. Definissez la fonction RPLACB qui combine les fonctions RPLACA et RPLACD en remplaçant le CAR de la liste premier argument par le CAR de la liste deuxième argument et le CDR de la liste premier argument par le CDR de la liste deuxième argument. Ainsi si la variable X a la valeur (X Y Z), le résultat de l’appel
affecte la valeur (1 2 3) à la variable X. De plus le premier doublet de la liste originale se trouve à la même adresse que le premier doublet de la liste résultat.
Dans LE_LISP, cette fonction s’appelle DISPLACE.
[1] L’organisation que nous proposons ici n’est pas la seule possible. D’autres systèmes LISP le font différemment. Nous proposons cette organisation puisqu’elle est, conceptuellement, la plus simple et expose néanmoins toutes les caractéristiques les plus importantes.
rappelons qu’un pointeur vers l’atome NIL dans le champ CDR indique la fin d’une liste.
Cette version de la fonction C-MEMQ est inspirée de la fonction SKE de Patrick Greussay.
