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假设我想要定义由两个类型级别环境索引的数据类型。就像是:
data Woo s a = Woo a | Waa s a
data Foo (s :: *) (env :: [(Symbol,*)]) (env' :: [(Symbol,*)]) (a :: *) =
Foo { runFoo :: s -> Sing env -> (Woo s a, Sing env') }
env
是输入环境和
env'
是输出之一。所以,输入
Foo
就像
indexed state monad .到现在为止还挺好。我的问题是如何证明
Foo
是一个应用仿函数。明显的尝试是
instance Applicative (Foo s env env') where
pure x = Foo (\s env -> (Woo x, env))
-- definition of (<*>) omitted.
pure
是错误类型的,因为它推断出类型
pure :: a -> Foo s env env a
pure :: a -> Foo s env env' a
Applicative
Foo
的实例允许改变环境类型?我搜索了
indexed functors ,但乍一看,他们似乎并没有解决我的问题。有人可以提出一些建议来实现这一目标吗?
最佳答案
您的 Foo
type 是 Atkey 最初称为 parameterised monad 的示例。 ,而其他所有人(可以说是错误的)现在都称为索引单子(monad)。
带索引的 monad 是类似 monad 的东西,有两个索引,它们描述了通过类型的有向图的路径。排序索引一元计算要求两个计算的索引像多米诺骨牌一样排列。
class IFunctor f where
imap :: (a -> b) -> f x y a -> f x y b
class IFunctor f => IApplicative f where
ipure :: a -> f x x a
(<**>) :: f x y (a -> b) -> f y z a -> f x z b
class IApplicative m => IMonad m where
(>>>=) :: m x y a -> (a -> m y z b) -> m x z b
x
的路径至
y
,以及从
y
获取的方法至
z
, 索引绑定(bind)
>>>=
会给你一个更大的计算,从
x
开始至
z
.
ipure
返回
f x x a
.
ipure
返回的值不通过类型的有向图采取任何步骤。像类型级别
id
.
newtype IState i o a = IState (i -> (o, a))
,它将其参数的类型从
i
至
o
.如果第一个的输出类型与第二个的输入类型匹配,您只能对有状态计算进行排序。
newtype IState i o a = IState { runIState :: i -> (o, a) }
instance IFunctor IState where
imap f s = IState $ \i ->
let (o, x) = runIState s i
in (o, f x)
instance IApplicative IState where
ipure x = IState $ \s -> (s, x)
sf <**> sx = IState $ \i ->
let (s, f) = runIState sf i
(o, x) = runIState sx s
in (o, f x)
instance IMonad IState where
s >>>= f = IState $ \i ->
let (t, x) = runIState s i
in runIState (f x) t
IMonad
具有多米诺骨牌式的排序,对于转换类型级环境的计算来说是一个很好的抽象:您希望第一个计算使环境处于对第二个可口的状态。让我们写一个
IMonad
的实例对于
Foo
.
Woo s a
类型与
(a, Maybe s)
同构,这是
Writer
的一个示例单子(monad)。我提到这一点是因为我们需要
Monad (Woo s)
的实例后来我懒得自己写了。
type Woo s a = Writer (First s) a
First
作为我喜欢的
Maybe
的口味monoid 但我不知道你打算如何使用
Woo
.您可能更喜欢
Last
.
Writer
的事实。是
Traversable
的一个实例.事实上,
Writer
比这更可遍历:因为它恰好包含一个
a
,我们不需要一起粉碎任何结果。这意味着我们只需要一个
Functor
有效
f
的约束.
-- cf. traverse :: Applicative f => (a -> f b) -> t a -> f (t b)
traverseW :: Functor f => (a -> f b) -> Writer w a -> f (Writer w b)
traverseW f m = let (x, w) = runWriter m
in fmap (\x -> writer (x, w)) (f x)
Foo s
是
IFunctor
.该实例使用
Writer s
的仿函数性:我们进入有状态计算和
fmap
Writer
上的函数里面的单子(monad)。
newtype Foo (s :: *) (env :: [(Symbol,*)]) (env' :: [(Symbol,*)]) (a :: *) =
Foo { runFoo :: s -> Sing env -> (Woo s a, Sing env') }
instance IFunctor (Foo s) where
imap f foo = Foo $ \s env ->
let (woo, env') = runFoo foo s env
in (fmap f woo, env')
Foo
一个普通的
Functor
, 与
traverseW
一起使用之后。
instance Functor (Foo s x y) where
fmap = imap
Foo s
是
IApplicative
.我们必须使用
Writer s
的
Applicative
实例粉碎
Woo
一起。这就是
Monoid s
约束来自。
instance IApplicative (Foo s) where
ipure x = Foo $ \s env -> (pure x, env)
foo <**> bar = Foo $ \s env ->
let (woof, env') = runFoo foo s env
(woox, env'') = runFoo bar s env'
in (woof <*> woox, env'')
Foo s
是
IMonad
.意外惊喜,我们最终委托(delegate)给
Writer s
的
Monad
实例。还要注意
traverseW
的巧妙使用。喂中间体
a
Kleisli 箭头的作者内部
f
.
instance IMonad (Foo s) where
foo >>>= f = Foo $ \s env ->
let (woo, env') = runFoo foo s env
(woowoo, env'') = runFoo (traverseW f woo) s env'
in (join woowoo, env'')
Foo
作为一个单子(monad)变压器堆栈:
type Foo s env env' = ReaderT s (IStateT (Sing env) (Sing env') (WriterT (First s) Identity))
>>>=
的类型将要求堆栈中的所有索引 monad 以相同的方式操作它们的索引,这可能不是您想要的。索引单子(monad)也不能与常规单子(monad)很好地组合。
IMonad
看起来像这样:
type f ~> g = forall x. f x -> g x
class IMonad m where
ireturn :: a ~> m a
(=<?) :: (a ~> m b) -> (m a ~> m b)
class IMonadTrans t where
ilift :: IMonad m => m a ~> t m a
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