参数化高阶抽象语法(PHOAS)的结构图编码
我正在阅读Olivera和Cook(Slides,draft paper.)的论文“Functional Programming with Structured Graphs”,提出了一个优雅的解决方案,在PHOAS中使用递归绑定来编码类图结构中的共享和循环。
AST(流示例)
例如,具有后边缘的流可以被编码为:
-- 'x' is the element type, 'b' is the PHOAS's abstract variable:
data PS0 x b = Var0 b
| Mu0 (b -> PS0 x b) -- recursive binder
| Cons0 x (PS0 x b)
-- Closed terms:
newtype Stream0 x = Stream0 { runS0 :: forall b. PS0 x b }
-- Example : [0, 1, 2, 1, 2, 1, 2, ...
exPS0 = Stream0 $ Cons0 0 (Mu0 $ \x -> Cons0 1 (Cons0 2 $ Var0 x))
折叠(至列表)
AST可以折叠成列表,而不考虑循环:
toListPS0 :: Stream0 x -> [x]
toListPS0 = go . runS0
where
go (Var0 x) = x
go (Mu0 h) = go . h $ [] -- nil
go (Cons0 x xs) = x : go xs
-- toListPS0 exPS0 == [0, 1, 2]
或者,通过取递归绑定器的固定点,生成一个无限列表:
toListRecPS0 :: Stream0 x -> [x]
toListRecPS0 = go . runS0
where
go (Var0 x) = x
go (Mu0 h) = fix $ go . h -- fixpoint
go (Cons0 x xs) = x : go xs
-- toListRecPS0 exPS0 == [0, 1, 2, 1, 2, 1, 2, ...
准一元join
作者指出,编码是一个准单子,既有join
,也有return
,但没有fmap
。
returnPS0 :: b -> PS0 x b
returnPS0 = Var0
joinPS0 :: PS0 x (PS0 x b) -> PS0 x b
joinPS0 (Var0 b) = b
joinPS0 (Mu0 h) = Mu0 $ joinPS0 . h . Var0
joinPS0 (Cons0 x xs) = Cons0 x $ joinPS0 xs
这可以用来展开一个级别的递归绑定:
unrollPS0 :: Stream0 x -> Stream0 x
unrollPS0 s = Stream0 $ joinPS0 . go $ runS0 s
where
go (Mu0 g) = g . joinPS0 . Mu0 $ g
go (Cons0 x xs) = Cons0 x $ go xs
go e = e
-- toListPS0 . unrollPS0 $ exPS0 == [0, 1, 2, 1, 2]
PHOAS免费
这让我想起了Edward Kmett在FPComplete上的一篇优秀文章:PHOAS For Free。这个想法是让AST成为一个profunctor,分离PHOAS变量的负和正出现。
函子的“具有位置顺序的不动点”用类似自由单子的AST(Fegaras and Sheard)表示:
data Rec p a b = Place b
| Roll (p a (Rec p a b))
假设p
是一个原函子(或者p a
是一个函子),Rec p a
是一个单子(也是一个函子!)。
流AST可以用非递归函子PSF
编码:
data PSF x a b = MuF (a -> b)
| ConsF x b
-- Type and pattern synonyms:
type PS1 x = Rec (PSF x)
pattern Var1 x = Place x
pattern Mu1 h = Roll (MuF h)
pattern Cons1 x xs = Roll (ConsF x xs)
-- Closed terms:
newtype Stream1 x = Stream1 { runS1 :: forall b. PS1 x b b }
-- Example : [0, 1, 2, 1, 2, 1, 2, ...
exPS1 = Stream1 $ Cons1 0 (Mu1 $ \x -> Cons1 1 (Cons1 2 (Var1 x)))
问题
来自Rec
monad示例的join
与论文中的原始joinPS1
不同!joinPS0
使用模式同义词的文学翻译是:
joinPS1 :: PS1 x (PS1 x b b) (PS1 x b b) -> PS1 x b b
joinPS1 (Var1 b) = b
joinPS1 (Mu1 h) = Mu1 $ joinPS1 . h . Var1 -- Var1 affects the negative occurrences
joinPS1 (Cons1 x xs) = Cons1 x $ joinPS1 xs
然而,在(>>= id)
中内联(>>=)
和fmap
给予:
joinFreePSF :: PS1 x a (PS1 x a b) -> PS1 x a b
joinFreePSF (Var1 b) = b
joinFreePSF (Mu1 h) = Mu1 $ joinFreePSF . h -- No Var1 !
joinFreePSF (Cons1 x xs) = Cons1 x $ joinFreePSF xs
所以我的问题是,为什么会有这种差异?
问题是像unrollPS1
这样的操作需要一个join
来“粉碎”monad的正和负出现(就像joinPS1
类型)。
我想这与绑定器的递归特性有关,我试图通过处理类型来重写unrollPS1
,但我不确定是否能完全理解值级别上发生的事情。
备注
joinPS1
的完全通用类型(由编译器推断)是
joinPS1 :: PS1 x (PS1 x' a a') (PS1 x a' b) -> PS1 x a' b
它可以专用于a' ~ a ~ b
和x' ~ x
。
PS:
我并不想达到什么具体的目标,这更多的是一种好奇心,就像试图把这些点联系起来。
所有示例的完整代码是available here (gist)。
1条答案
按热度按时间bxjv4tth1#
实际上,你可以很容易地从我的“profunctor HOAS”免费monad join中重建Olivera和Cook
join
:他们的版本做了他们类型中唯一能做的事情。
在这里他们必须保留
a = b
,所以它通过引入Var
来实现。这里我们可以单独放置它。它不是monad所必需的,也不应该在所有情况下都这样做。保持
a
和b
同步的 * 需要 * 就是为什么它们只能是一个“伪单子”,以及为什么profunctor HOAS让你实际上拥有一个真实的的单子。