问题描述
出于好奇，为什么是下面的程序
1 = 0
"hello" = "world"
有效且可由 GHC 编译？这仅仅是一个错误还是一个功能？谢谢！
解决方法
这是允许的，因为它是语言规则的自然结果，并没有大到足以在语言规范中设置特殊情况来阻止它的问题。
自然后果
有两种标准的定义：函数定义和数据定义。在函数定义中，你可以在等号左边写模式作为函数的参数。在数据定义中，您可以在等号左侧单独编写模式以匹配等号右侧的数据。所以，这些事情都是允许的：
x = 3
x@y = 3
[x,y,z] = [3,4,5]
[x,_,5]
x:_ = "xsuffix"
x:"suffix" = "xsuffix"
数字文字和字符串文字是模式。 （前者脱糖为调用 (==) 的守卫。）所以这些也是允许的：
3 = 3
x@3 = 3
[3,5] = [3,5]
"xsuffix" = "xsuffix"
-- and yes,these too
3 = 4
"xsuffix" = "lolno"
没问题
与语言的所有其他部分一样，数据定义是惰性的：它们表示的模式匹配计算在需要之前不会执行（通过检查匹配绑定的变量之一）。由于 "hello" = "world" 和 1 = 0 不绑定任何变量，它们所代表的模式匹配计算——这将引发异常——永远不会执行。因此，避免允许它们并不是非常重要。
...除非是
但是等等......我们说这是一个有效的模式：
x@3 = 3
这个类似的发散并绑定一个变量：
x@3 = 4
为什么那个是允许的？这更难回答！我认为尝试考虑一些可以防止这种情况的语言规则是非常合理的。一般来说，一个健全且完备的规则当然是不可判定的，因为等式的右边可以进行任意计算。但是您还可以做出其他选择；例如：
- 不允许在数据定义中使用可反驳的模式。如果模式可能无法匹配，则它是可反驳的。例如，
x是无可辩驳的，x@y是无可辩驳的，_是无可辩驳的，但是x:y是可辩驳的，True是可辩驳的，()是可反驳的（因为当 RHS 处于底部时它会发散）。这是迄今为止最简单的，并且将排除x@3 = 4和"hello" = "world"。不幸的是，它也会排除非常有用的东西，例如[x,5]。 - 实施终止检查器，并要求可反驳模式的 RHS 终止。如果您有一个分析可以决定某些计算终止——例如，通过发现其中的所有递归都是结构性的或其他东西，那么有一个终止检查算法的整个家庭手工业——那么您可以让编译器检查它。如果它确实终止，编译器实际上可以在编译期间运行计算，并仔细检查给定的模式实际上是否与值匹配。这样做的缺点是终止检查算法非常复杂，因此这给编译器编写者带来了很大的负担，并且有些是人类难以预测的，这使得针对它的编程让用户感到沮丧。
- 要求程序员证明匹配不会失败。您可以为程序员引入一种机制来为他们的程序编写证明，并要求他们证明匹配不会失败。这朝着依赖类型的方向发展；此举的两个主要成本通常是程序效率的降低，以及使用此类语言编写程序需要付出更多努力。
语言设计者做出了许多选择（不仅仅是在模式匹配语义方面），这些选择在让程序员和编译器编写者的生活更轻松方面是错误的，但允许更多的程序抛出异常或永远不会完成。这是一个这样的地方 - 数据定义中允许可反驳的模式，即使这会导致崩溃，因为该策略的实施是有用的、简单的且可预测的。
,因为这些文字是模式，所以您使用的是模式绑定。
Haskell 中的let 绑定是懒惰，因此不会执行实际的模式匹配。
但是如果我们强制匹配，它确实失败了：
> :{
let
x@1 = 0
in
1
:}
1 -- no assignment! NB
it :: Num a => a
> :{
let
x@1 = 0
in
x
:}
*** Exception: <interactive>:87:1-7: Irrefutable pattern failed for pattern x@1
因为1确实不是 0。
因此，这不是 GHC 实现的错误或功能，而是 Haskell 语言本身的功能。