Нормализация путем оценки - Википедия - Normalisation by evaluation

Эта статья или раздел может потребоваться форматированный. Вы можете помочь Википедии форматирование это если знаешь как. Пожалуйста, также учтите изменение этого уведомления на более конкретное. (Апрель 2014 г.)

В язык программирования семантика, нормализация оценкой (NBE) это стиль получения нормальная форма терминов в λ исчисление обращаясь к их денотационная семантика. Срок первый интерпретированный в денотационную модель λ-членной структуры, а затем канонический (β-нормальный и η-длинный) представитель извлекается с помощью материализация обозначение. Такой существенно семантический подход отличается от более традиционного синтаксического описания нормализации как сокращения система перезаписи терминов куда β-редукции разрешены глубоко внутри λ-членов.

NBE впервые был описан для просто типизированное лямбда-исчисление.^[1] С тех пор он был расширен до более слабых системы типов такой как нетипизированное лямбда-исчисление^[2] используя теоретическая область подход, и к более богатым системам типов, таким как несколько вариантов Теория типа Мартина-Лёфа.^[3][4]

Контур

Рассмотрим просто типизированное лямбда-исчисление, где типы τ могут быть базовыми типами (α), типами функций (→) или продуктами (×), заданными следующими Форма Бэкуса – Наура грамматика (→ присоединение справа, как обычно):

(Типы) τ :: = α | τ₁ → τ₂ | τ₁ × τ₂

Они могут быть реализованы как тип данных на метаязыке; например, для Стандартный ML, мы можем использовать:

 тип данных ты = Базовый из нить             | Стрелка из ты * ты             | Прод из ты * ты

Термины определены на двух уровнях.^[5] Нижний синтаксический уровень (иногда называемый динамичный level) - это представление, которое намереваются нормализовать.

(Термины синтаксиса) s,т,… ::= вар Икс | лам (Икс, т) | приложение (s, т) | пара (s, т) | первый т | snd т

Здесь лам/приложение (соотв. пара/первый,snd) являются вступление /Элим формы для → (соответственно ×) и Икс находятся переменные. Эти условия предназначены для реализации в качестве первый заказ на метаязыке:

 тип данных тм = вар из нить             | лам из нить * тм | приложение из тм * тм             | пара из тм * тм | первый из тм | snd из тм

В денотационная семантика of (закрытые) термины на метаязыке интерпретирует конструкции синтаксиса с точки зрения особенностей метаязыка; таким образом, лам интерпретируется как абстракция, приложение как приложение и т. д. Конструируются следующие семантические объекты:

(Семантические термины) S,Т,… ::= LAM (λИкс. S Икс) | ПАРА (S, Т) | SYN т

Обратите внимание, что в семантике нет переменных или форм исключения; они представлены просто как синтаксис. Эти семантические объекты представлены следующим типом данных:

 тип данных сем = LAM из (сем -> сем)              | ПАРА из сем * сем              | SYN из тм

Есть пара функций с индексированием типов, которые перемещаются между синтаксическим и семантическим уровнями. Первая функция, обычно пишется ↑_τ, отражает синтаксис термина в семантику, а второй овеществляет семантика как синтаксический термин (записывается как ↓^τ). Их определения взаимно рекурсивны:

${ displaystyle { begin {align} uparrow _ { alpha} t & = mathbf {SYN} t uparrow _ { tau _ {1} to tau _ {2}} v & = mathbf {LAM} ( lambda S. uparrow _ { tau _ {2}} ( mathbf {app} (v, downarrow ^ { tau _ {1}} S))) uparrow _ { tau _ {1} times tau _ {2}} v & = mathbf {PAIR} ( uparrow _ { tau _ {1}} ( mathbf {fst} v), uparrow _ { tau _ {2}} ( mathbf {snd} v)) [1ex] downarrow ^ { alpha} ( mathbf {SYN} t) & = t downarrow ^ { tau _ { 1} to tau _ {2}} ( mathbf {LAM} S) & = mathbf {lam} (x, downarrow ^ { tau _ {2}} (S ( uparrow _ { tau _ {1}} ( mathbf {var} x)))) { text {where}} x { text {свежо}} downarrow ^ { tau _ {1} times tau _ {2}} ( mathbf {PAIR} (S, T)) & = mathbf {pair} ( downarrow ^ { tau _ {1}} S, downarrow ^ { tau _ {2 }} T) end {выровнен}}}$

Эти определения легко реализовать на метаязыке:

 (* отразить: ty -> tm -> sem *) весело отражать (Стрелка (а, б)) т =       LAM (fn S => отражать б (приложение т (овеществлять а S)))   | отражать (Прод (а, б)) т =       ПАРА (отражать а (первый т)) (отражать б (snd т))   | отражать (Базовый _) т =       SYN т (* reify: ty -> sem -> tm *) и овеществлять (Стрелка (а, б)) (LAM S) =       позволять Икс = fresh_var () в         Лам (Икс, овеществлять б (S (отражать а (вар Икс))))       конец   | овеществлять (Прод (а, б)) (ПАРА S Т) =       Пара (овеществлять а S, овеществлять б Т)   | овеществлять (Базовый _) (SYN т) = т

К индукция от структуры типов следует, что если семантический объект S обозначает хорошо напечатанный термин s типа τ, то овеществляющее объект (т. е. ↓^τ S) производит β-нормальную η-длинную форму s. Поэтому остается только построить исходную семантическую интерпретацию. S от синтаксического термина s. Эта операция, записанная ∥s∥_Γ, где Γ - контекст привязок, проводится индукцией исключительно по временной структуре:

${ displaystyle { begin {align} | mathbf {var} x | _ { Gamma} & = Gamma (x) | mathbf {lam} (x, s) | _ { Gamma} & = mathbf {LAM} ( lambda S. | s | _ { Gamma, x mapsto S}) | mathbf {app} (s, t) | _ { Gamma} & = S ( | t | _ { Gamma}) { text {where}} | s | _ { Gamma} = mathbf {LAM} S | mathbf {пара} (s, t) | _ { Gamma} & = mathbf {PAIR} ( | s | _ { Gamma}, | t | _ { Gamma}) | mathbf {fst} s | _ { Gamma} & = S { text {where}} | s | _ { Gamma} = mathbf {PAIR} (S, T) | mathbf {snd} t | _ { Gamma} & = T { text {where}} | t | _ { Gamma} = mathbf {PAIR} (S, T) конец {выровнено}}}$

В реализации:

 (* значение: ctx -> tm -> sem *) весело смысл грамм т =       дело т из         вар Икс => искать грамм Икс       | лам (Икс, s) => LAM (fn S => смысл (Добавить грамм (Икс, S)) s)       | приложение (s, т) => (дело смысл грамм s из                          LAM S => S (смысл грамм т))       | пара (s, т) => ПАРА (смысл грамм s, смысл грамм т)       | первый s => (дело смысл грамм s из                     ПАРА (S, Т) => S)       | snd т => (дело смысл грамм т из                     ПАРА (S, Т) => Т)

Обратите внимание, что есть много неисчерпывающих случаев; однако, если применить к закрыто хорошо напечатанный термин, ни один из этих пропущенных случаев никогда не встречается. Таким образом, операция NBE на закрытых условиях:

 (* nbe: ty -> tm -> tm *) весело nbe а т = овеществлять а (смысл пустой т)

В качестве примера его использования рассмотрим синтаксический термин SKK определено ниже:

 вал K = лам ("Икс", лам ("у", вар "Икс")) вал S = лам ("Икс", лам ("у", лам ("z", приложение (приложение (вар "Икс", вар "z"), приложение (вар "у", вар "z"))))) вал SKK = приложение (приложение (S, K), K)

Это хорошо известная кодировка функция идентичности в комбинаторная логика. Нормализация его по типу идентичности дает:

 - nbe (Стрелка (Базовый "а", Базовый "а")) SKK; вал Это = лам ("v0",вар "v0") : тм

Результат на самом деле имеет длину η, что легко увидеть, нормализовав его по другому типу идентичности:

 - nbe (Стрелка (Стрелка (Базовый "а", Базовый "б"), Стрелка (Базовый "а", Базовый "б"))) SKK; вал Это = лам ("v1",лам ("v2",приложение (вар "v1",вар "v2"))) : тм

Смотрите также

• MINLOG, а помощник доказательства который использует NBE в качестве механизма перезаписи.

Рекомендации