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我在 lambda 演算中通过名称类型参数化了术语表示:
{-# LANGUAGE DeriveFunctor #-}
data Lambda a = Var a | App (Lambda a) (Lambda a) | Lam a (Lambda a)
deriving Functor
我想知道 Lambda
是否可以成为 monad 的实例?我认为类似以下内容可能适用于 join
的实现:
joinT :: Lambda (Lambda a) -> Lambda a
joinT (Var a) = a
joinT (fun `App` arg) = joinT fun `App` joinT arg
joinT (Lam n body) = ?
对于第三种情况我完全不知道......但应该是可能的 -这个 lambda 项的无名表示,取自 De Bruijn Notation as a Nested Datatype ,是 Monad 的一个实例(Maybe
用于区分此表示中的绑定(bind)变量和自由变量):
{-# LANGUAGE RankNTypes #-}
{-# LANGUAGE DeriveFunctor #-}
data Expr a
= V a
| A (Expr a) (Expr a)
| L (Expr (Maybe a))
deriving (Show, Eq, Functor)
gfoldT :: forall m n b.
(forall a. m a -> n a) ->
(forall a. n a -> n a -> n a) ->
(forall a. n (Maybe a) -> n a) ->
(forall a. (Maybe (m a)) -> m (Maybe a)) ->
Expr (m b) -> n b
gfoldT v _ _ _ (V x) = v x
gfoldT v a l t (fun `A` arg) = a (gfoldT v a l t fun) (gfoldT v a l t arg)
gfoldT v a l t (L body) = l (gfoldT v a l t (fmap t body))
joinT :: Expr (Expr a) -> Expr a
joinT = gfoldT id (:@) Lam distT
distT :: Maybe (Expr a) -> Expr (Maybe a)
distT Nothing = Var Nothing
distT (Just x) = fmap Just x
joinT
对于实例 Monad Expr
来说就足够了:
instance Applicative Expr where
pure = Var
ef <*> ea = do
f <- ef
a <- ea
return $ f a
instance Monad Expr where
return = Var
t >>= f = (joinT . fmap f) t
进一步假设表示之间有以下两个转换函数:unname::Lamba a -> Expr a
和 name::Expr a -> Lambda a
。有了这些,我们就可以通过利用两个类型构造函数之间的同构来实现 Lambda 的join
:
joinL :: Lambda (Lambda a) -> Lambda a
joinL = name . joinT . uname . fmap uname
但这看起来很复杂。有没有更直接的方法,或者我错过了一些重要的事情?
<小时/>编辑:以下是我认为可以完成这项工作的函数name
和uname
。正如评论和答案中所指出的,a
确实需要一个Eq
约束来打破同构。
foldT :: forall n b.
(forall a. a -> n a) ->
(forall a. n a -> n a -> n a) ->
(forall a. n (Maybe a) -> n a) ->
Expr b -> n b
foldT v _ _ (V x) = v x
foldT v a l (A fun arg) = a (foldT v a l fun) (foldT v a l arg)
foldT v a l (L body) = l (foldT v a l body)
abstract :: Eq a => a -> Expr a -> Expr a
abstract x = L . fmap (match x)
match :: Eq a => a -> a -> Maybe a
match x y = if x == y then Nothing else Just y
apply :: Expr a -> Expr (Maybe a) -> Expr a
apply t = joinT . fmap (subst t . fmap V)
uname :: Eq a => Lambda a -> Expr a
uname = foldL V A abstract
name :: Eq a => Expr a -> Lambda a
name e = nm [] e where
nm vars (V n) = Var n
nm vars (A fun arg) = nm vars fun `App` nm vars arg
nm vars (L body) =
Lam fresh $ nm (fresh:vars) (apply (V fresh) body) where
fresh = head (names \\ vars)
names :: [String]
names = [ [i] | i <- ['a'..'z']] ++ [i : show j | j <- [1..], i <- ['a'..'z'] ]
最佳答案
您的直觉是对的:在结合位点具有显式名称的术语不会形成单子(monad)。
>>=
的签名提供了一些值得深思的内容:
(>>=) :: Lambda a -> (a -> Lambda b) -> Lambda b
绑定(bind) lambda 项会执行替换。您绑定(bind)的函数是将名称 a
映射到术语 Lambda b
的环境; >>=
查找所有出现的名称 a
并将每个名称交换为其引用的环境中的值。 (将 a -> Lambda b
与更传统的环境类型 [(a, Lambda b)]
进行比较)。
但是在结合位点进行替换是没有意义的。 lambda 项的参数在语法上不能是 lambda。 (\(\x -> y) -> y
在语法上无效。)在 Lam
构造函数中放入 a
意味着 Lambda
不能是 monad。
您要违反的特定法律是正确身份,其中规定对于所有x
,x >>= return = x
。 (要查看违规情况,请尝试将 x
设置为 Lam
项。)
换个角度来看,请考虑如何实现 Paterson 和 Bird 论文中提供的 >>=
避免捕获的替换。当您不使用 de Bruijn 索引时,避免捕获替换会很棘手:您需要新名称的来源以及识别重合名称的能力(以确定何时需要使用新名称)。这种函数的类型类似于:
subst :: (MonadFresh a m, Eq a) => Lambda a -> (a -> Lambda a) -> m (Lambda a)
类约束和一元上下文使该签名与 >>=
的签名非常不同!如果您实际上尝试实现 name
和 unname
,您会发现您假设的类型不正确,并且 joinL
需要这些类。
Bird 和 Paterson 的 lambda 项表示是一个 monad,因为它局部无名。它们的 L
构造函数中没有 a
;相反,您可以通过缩小变量值的长度来找到变量的绑定(bind)位点。正如论文所解释的,这是表示 de Bruijn 指数的一种方式(将 Just (Just Nothing)
与自然数 S (S Z)
进行比较)。
有关更多信息,请参阅 Kmett 的 detailed article描述他的设计bound
图书馆,它使用伯德和帕特森的方法作为灵感来源之一。
关于haskell - 参数化 lambda 项是 Monad 吗?,我们在Stack Overflow上找到一个类似的问题: https://stackoverflow.com/questions/35926898/
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