问题描述
This Reddit post by Edward Kmett 提供了自然地图的建设性定义,该定义来自fmap
的自由定理(我在另一个Edward Kmett's post):
对于给定的f
、g
、h
和k
,使得f . g = h . k
:$map f . fmap g = fmap h . $map k
,其中$map
是给定构造函数的自然映射。
我不完全理解算法。让我们一步一步来:
我们可以通过归纳您给出的任何具体的 F
选择来定义“自然地图”。
最终,任何此类 ADT 都是由总和、乘积、(->)
、1
、0
、a
、其他
函子等
考虑:
data Smth a = A a a a | B a (Maybe a) | U | Z Void deriving ...
没有箭头。让我们看看 fmap
(我认为它是任何不含 (->)
的 ADT 的自然选择)在此处如何运作:
instance Functor Smth where
fmap xy (A x x1 x2) = A (xy x) (xy x1) (xy x2)
fmap xy (B x xPlus1) = B (xy x) (fmap xy xPlus1)
-- One can pattern-match 'xPlus1' as 'Just x1' and 'nothing'.
-- From my point of view,'fmap' suits better here. Reasons below.
fmap _xy U = U
fmap _xy (Z z) = absurd z
这看起来自然。更正式地说,我们将 xy
应用于每个 x
,将 fmap xy
应用于每个 T x
,其中 T
是一个 Functor
,我们保持每个单位不变,我们将每个 Void
传递给 absurd
。这也适用于递归定义!
data Lst a = Unit | Prepend a (Lst a) deriving ...
instance Functor Lst where
fmap xy Unit = Unit
fmap xy (Prepend x lstX) = Prepend (xy x) (fmap xy lstX)
对于non-inductive types:(链接帖子下的this answer中有详细说明。)
Graph a = Node a [Graph a]
instance Functor Graph where
fmap xy (Node x children) = Node (xy x) (fmap (fmap xy) children)
这部分很清楚。
当我们允许 (->)
时,我们现在有了第一个混合方差的东西。 (->)
的左侧类型参数处于逆变位置,右侧处于协变位置。所以你需要在整个 ADT 中跟踪最终类型变量,看看它是否出现在正和/或负位置。
现在我们包含 (->)
。让我们尽量保持这种归纳:
我们以某种方式为 T a
和 S a
导出了自然地图。因此,我们要考虑以下几点:
data T2S a = T2S (T a -> S a)
instance ?Class? T2S where
?map? ?? (T2S tx2sx) = T2S $ \ ty -> ???
我相信这是我们开始选择的点。我们有以下选择:
-
(Phantom)
a
既不出现在T
中,也不出现在S
中。a
中的T2S
是幻像,因此,我们可以将fmap
和contramap
实现为const phantom
。 -
(Covariant)
a
出现在S a
中,而不出现在T a
中。因此,这在ReaderT
行中,以S a
(实际上并不依赖于a
)作为环境,将?Class?
替换为Functor
,{ {1}} 与?map?
、fmap
、???
与??
与:xy
-
(Contravariant)
let tx = phantom ty sx = tx2sx tx sy = fmap xy sx in sy
出现在a
中,不出现在T a
中。我看不出有办法让这个东西成为协变函子,所以我们在这里实现了一个S a
实例,它用Contravariant
代替?map?
,用contramap
代替??
},yx
与:???
-
(Invariant)
let tx = fmap yx ty sx = tx2sx tx sy = phantom sx in sy
出现在a
和T a
中。我们不能再使用S a
,它非常方便。 Edward Kmett 有一个模块Data.Functor.Invariant
。它为以下类提供了地图:
然而,我看不出有什么方法可以将其转化为我们可以将其推入 fmap 的自由定理——该类型需要一个额外的函数参数,我们不能将其视为 {{1 }} 或者其他的东西。不管怎样,我们用phantom
class Invariant f where invmap :: (a -> b) -> (b -> a) -> f a -> f b -- and some generic stuff...
代替id
,用invmap
代替?map?
,用下面的代替xy yx
:??
那么,我对这种算法的理解是否正确?如果是这样,我们如何正确处理不变情况?
解决方法
我认为您的算法太复杂了,因为您正在尝试编写一个算法。相反,编写两个算法会使事情变得简单得多。一种算法将构建自然 fmap,另一种算法将构建自然 contramap。但是这两种算法在以下意义上都需要是不确定的:会有它们不能成功的类型,因此不返回实现;并且有些类型可以通过多种方式取得成功,但它们都是等价的。
首先,让我们仔细定义参数化类型的含义。以下是我们可以拥有的不同类型的参数化类型:
F ::= F + F'
| F * F'
| F -> F'
| F . F'
| Id
| Const X
在 Const X
中,X
范围涵盖所有具体的非参数化类型,例如 Int
和 Bool
等。这是它们的解释,即一旦给定参数,它们就同构的具体类型:
[[F + F']] a = Either ([[F]] a) ([[F']] a)
[[F * F']] a = ([[F]] a,[[F']] a)
[[F -> F']] a = [[F]] a -> [[F']] a
[[F . F']] a = [[F]] ([[F']] a)
[[Id]] a = a
[[Const X]] a = X
现在我们可以给出我们的两种算法。您已经自己编写的第一部分:
fmap @(F + F') f (Left x) = Left (fmap @F f x)
fmap @(F + F') f (Right x) = Right (fmap @F' f x)
fmap @(F * F') f (x,y) = (fmap @F f x,fmap @F f y)
fmap @(Id) f x = f x
fmap @(Const X) f x = x
这些对应于您在第一个实例中给出的子句。然后,在您的 [Graph a]
示例中,您给出了与此对应的子句:
fmap @(F . F') f x = fmap @F (fmap @F' f) x
那很好,但这也是我们第一次遇到不确定性。使其成为函子的一种方法确实是嵌套 fmap
s;但另一种方式是嵌套 contramap
s。
fmap @(F . F') f x = contramap @F (contramap @F' f) x
如果两个子句都可能,那么 Id
或 F
中都没有 F'
,因此两个实例都将返回 x
不变。
现在唯一剩下的就是箭盒,你问的那个。但事实证明,这种形式主义很容易,只有一种选择:
fmap @(F -> F') f x = fmap @F' f . x . contramap @F f
这就是定义自然 fmap
的完整算法。 ...除了一个细节,即自然 contramap
的算法。但希望如果您遵循上述所有内容,您可以自己重现该算法。我鼓励你试一试,然后在下面对照我的答案核对一下。
contramap @(F + F') f (Left x) = Left (contramap @F f x)
contramap @(F + F') f (Right x) = Right (contramap @F' f x)
contramap @(F * F') f (x,y) = (contramap @F f x,contramap @F' f y)
contramap @(F -> F') f x = contramap @F' f . x . fmap @F f
contramap @(F . F') f x = contramap @F (fmap @F' f) x
-- OR
contramap @(F . F') f x = fmap @F (contramap @F' f) x
-- contramap @(Id) fails
contramap @(Const X) f x = x
我个人感兴趣的一件事:结果证明 contramap @(Id)
是唯一失败的叶子案例。所有进一步的失败都是最终源于这个失败的归纳失败——这是我以前从未想过的事实! (双重声明是事实证明 fmap @(Id)
是唯一实际使用其第一个函数参数的叶案例。)