Question

有一个众所周知的问题we cannot use forall types in the Cont return type。

但是，可以使用以下定义：

class Monad m => MonadCont' m where
    callCC' :: ((a -> forall b. m b) -> m a) -> m a
    shift :: (forall r.(a -> m r) -> m r) -> m a
    reset :: m a -> m a

然后找到一个有意义的实例。在this paper中，作者声称我们可以在MonadFix之上实施ContT r m，前提是m已实施MonadFix和MonadRef。但我认为，如果我们确实有MonadRef，我们实际上可以实现callCC'，如下所示：

--satisfy law: mzero >>= f === mzero
class Monad m => MonadZero m where
    mzero :: m a

instance (MonadZero m, MonadRef r m) => MonadCont' m where
    callCC' k = do
        ref <- newRef Nothing
        v <- k (\a -> writeRef ref (Just a) >> mzero)
        r <- readRef ref
        return $ maybe v id r
    shift = ...
    reset = ...

（不幸的是，我不熟悉shift和reset的语义，所以我没有为它们提供实现）

这个实现对我来说似乎没问题。直观地，当callCC'被调用时，我们向k提供其自身效果始终失败的函数（尽管我们无法提供任意类型b的值，但我们可以始终提供类型为mzero的{{1}}，并且根据法律，它应该有效地停止计算所有进一步的效果），并将接收到的值作为m b的最终结果。

所以我的问题是：

此实施是否符合理想callCC'的预期效果？我们是否可以使用适当的语义实现callCC和shift？

除了上述内容，我想知道：

为了确保正确的行为，我们必须假设reset的某些属性。那么为了使上述实现具有预期的行为，MonadRef所具有的法律是什么？

更新

事实证明，上述天真的实现还不够好。使其满足＆＃34;延续当前＆＃34;

MonadRef

我们必须将实施调整为

callCC $\k -> k m === callCC $ const m === m

换句话说，原始instance (MonadPlus m, MonadRef r m) => MonadCont' m where callCC' k = do ref <- newRef mzero mplus (k $ \a -> writeRef ref (return a) >> mzero) (join (readRef ref))是不够的，我们必须能够使用正常计算将MonadZero值组合而不取消整个计算。

以上内容没有回答这个问题，只是因为最初的尝试被伪造为候选人而进行了调整。但对于更新版本，原始问题仍然是问题。特别是，mzero和reset仍有待实施。

Answer 1

（这还不是一个答案，但只有一些线索出现在我的脑海里。我希望这会通过我自己或其他人得到真正的答案。）

Call-by-Value is Dual to Call-by-Name - Philip Wadler

在上面的论文中，作者介绍了＆＃34; Dual Calculus＆＃34;，这是一种与经典逻辑相对应的类型演算。在上一节中，有一段称为

双重呼吁的策略可以通过用其covalue覆盖coterm来避免这种低效率第一次评估。

正如Wadler的论文中所述，逐个名称地逐个评估连续性（它在所有被评估的值之前返回），同时按值调用延迟评估连续性（它仅在所有值被评估之后返回））。

现在，看一下上面的callCC'，我相信这是继续方面的双重需求的双重例子。评估的策略是提供假的继续＆＃34;到给定的函数，但在此时缓存状态以调用＆＃34; true＆＃34;继续以后。这就像制作延续的缓存一样，所以一旦计算完成，我们就恢复那个延续。但缓存评估值是指按需调用的含义。

一般来说，我怀疑，状态（计算到当前时间点）是连续的两倍（未来的计算）。这将解释一些现象。如果这是真的，那么MonadRef（对应于全局和多态状态）对MoncadCont是双重的（对应于全局和多态连续）并不奇怪，因此它们可用于实现彼此。

使用MonadRef实现MonadCont

1 个答案: