Лямбда-исчисление

Ля́мбда-исчисле́ние (λ-исчисление) — формальная система, разработанная американским математиком Алонзо Чёрчем для формализации и анализа понятия вычислимости.

Чистое λ-исчисление править

Чистое λ-исчисление, термы которого, называемые также объектами («обами»), или λ-термами, построены исключительно из переменных применением аппликации и абстракции. Изначально наличие каких-либо констант не предполагается.

Аппликация и абстракция править

В основу λ-исчисления положены две фундаментальные операции:

Аппликация (лат. applicatio — прикладывание, присоединение) означает применение функции к заданному значению аргумента (то есть вызов функции). Её обычно обозначают $f\ a$ , где $f$ — функция, а $a$ — аргумент. Это соответствует общепринятой в математике записи $f(a)$ , которая тоже иногда используется, однако для λ-исчисления важно то, что $f$ трактуется как алгоритм, вычисляющий результат по заданному входному значению. В этом смысле аппликация $f$ $a$ может рассматриваться двояко: как результат применения $f$ к $a$ , или же как процесс вычисления этого результата. Последняя интерпретация аппликации связана с понятием β-редукции.

Абстракция или λ-абстракция (лат. abstractio — отвлечение, отделение), в свою очередь, строит функции по заданным выражениям. Именно, если $t\equiv t[x]$ — выражение, свободно^[en] содержащее $x$ , тогда запись $(\lambda x.t[x])$ означает: λ функция от аргумента $x$ , которая имеет вид $t[x]$ , и обозначает функцию $x\mapsto t[x]$ . Здесь скобки не обязательны и использованы для ясности, так как точка является частью нотации и отделяет имя связанной переменной от тела функции. Таким образом, с помощью абстракции можно конструировать новые функции. Требование, чтобы $x$ свободно входило в $t$ , не обязательно — в этом случае $\ \lambda x.t$ обозначает функцию $x\mapsto t$ , то есть такую, которая игнорирует свой аргумент.

α-эквивалентность править

Основная форма эквивалентности, определяемая в лямбда-термах, это альфа-эквивалентность. Например, $\lambda x.x$ и $\lambda y.y$ - это альфа-эквивалентные лямбда-термы, которые оба представляют одну и ту же функцию — а именно, функцию тождества $x\mapsto x$ . Термы $x$ и $y$ не являются альфа-эквивалентными, так как являются свободными переменными.

Вообще говоря, $\alpha$ -преобразование - это переименование связанных переменных, не меняющее «смысла» терма. Структурно, два λ-терма $\alpha$ -эквивалентны если это один и тот же терм, либо если какие-либо их составляющие термы соответстветственно $\alpha$ -эквивалентны.

Для абстракций, терм $\lambda y.t[y]$ $\alpha$ -эквивалентен $\lambda x.t[x]$ , если $t[y]$ это $t[x]$ в котором все свободные появления $x$ заменены на $y$ , при условии, что 1.) $y$ не входит свободно в $t[x]$ , и 2.) $x$ не входит свободно ни в одну абстракцию $\lambda y$ внутри $t[x]$ (если такие есть).

Требование, чтобы $y$ не была свободной переменной в $t[x]$ — существенно, так как иначе она окажется «захваченной» абстракцией $\lambda y$ после $\alpha$ -преобразования, и из свободной переменной в $\lambda x.t[x]$ превратится в связанную переменную в $\lambda y.t[y]$ .

Второе требование необходимо чтобы предотвратить случаи подобные тому, когда, например, $\lambda y.x$ является частью $t[x]$ . Тогда необходимо произвести $\alpha$ -преобразование такой абстракции, например, в данном случае, в $\lambda z.x$ .

β-редукция править

Применение некой функции к некоему аргументу выражается в $\lambda$ -исчислении как аппликация $\lambda$ -терма, выражающего эту функцию, и $\lambda$ -терма аргумента. Например, применение функции $f(x)=2x+1$ к числу 3 выражается аппликацией

(\lambda x.2\cdot x+1)\ 3,

в которой на первом месте находится соответствующая абстракция. Поскольку эта функция ставит в соответствие каждому $x$ значение $2x+1$ , для вычисления результата необходимо заменить каждое свободное появление переменной $x$ в терме $2\cdot x+1$ на терм 3.

В результате получается $2\cdot 3+1=7$ . Это соображение в общем виде записывается как

(\lambda x.t)\ a=t[x:=a]

и носит название β-редукция. Выражение вида $(\lambda x.t)\ a$ , то есть применение абстракции к некоему терму, называется редексом (redex). Несмотря на то, что β-редукция по сути является единственной «существенной» аксиомой λ-исчисления, она приводит к весьма содержательной и сложной теории. Вместе с ней λ-исчисление обладает свойством полноты по Тьюрингу и, следовательно, представляет собой простейший язык программирования.

η-преобразование править

$\eta$ -преобразование выражает ту идею, что две функции являются идентичными тогда и только тогда, когда, будучи применёнными к любому аргументу, дают одинаковые результаты.

$\eta$ -преобразование переводит друг в друга формулы $\lambda x.f\ x$ и $f$ , но только если $x$ не появляется свободно в $f$ . Иначе, свободная переменная $x$ в $f$ после преобразования стала бы связанной внешней абстракцией $\lambda x$ , и наоборот; и тогда применение этих двух выражений сводилось бы $\beta$ -редукцией к разным результатам.

Перевод $\lambda x.f\ x$ в $f$ называют $\eta$ -редукцией, а перевод $f$ в $\lambda x.f\ x$ — $\eta$ -экспансией.

Каррирование (карринг) править

Функция двух переменных $x$ и $y$ $f(x,y)=x+y$ может быть рассмотрена как функция одной переменной $x$ , возвращающая функцию одной переменной $y$ , то есть как выражение $\ \lambda x.\lambda y.x+y$ . Такой приём работает точно так же для функций любой арности. Это показывает, что функции многих переменных могут быть выражены в λ-исчислении и являются «синтаксическим сахаром». Описанный процесс превращения функций многих переменных в функцию одной переменной называется карринг (также: каррирование), в честь американского математика Хаскелла Карри, хотя первым его предложил Моисей Шейнфинкель (1924).

Соответственно, аппликация n-арных функций это на самом деле аппликация вложенных унарных функций, одна за другой. Например, для бинарных функций:

  (λxy.    ...x...y... )  a  b   =
  (λx.λy.  ...x...y... )  a  b   =
  (λx.(λy. ...x...y... )) a  b   =
(((λx.(λy. ...x...y... )) a) b)  =
      (λy. ...a...y... )     b   =
           ...a...b...

Семантика бестипового λ-исчисления править

Тот факт, что термы λ-исчисления действуют как функции, применяемые к термам λ-исчисления (то есть, возможно, к самим себе), приводит к сложностям построения адекватной семантики λ-исчисления. Чтобы придать λ-исчислению какой-либо смысл, необходимо получить множество $D$ , в которое вкладывалось бы его пространство функций $D\to D$ . В общем случае такого $D$ не существует по соображениям ограничений на мощности этих двух множеств, $D$ и функций из $D$ в $D$ : второе имеет бо́льшую мощность, чем первое.

Эту трудность в начале 1970-х годов преодолел Дана Скотт, построив понятие области $D$ (изначально на полных решётках^[1], в дальнейшем обобщив до полного частично упорядоченного множества со специальной топологией) и урезав $D\to D$ до непрерывных в этой топологии функций^[2]. На основе этих построений была создана денотационная семантика^[en] языков программирования, в частности, благодаря тому, что с помощью них можно придать точный смысл таким двум важным конструкциям языков программирования, как рекурсия и типы данных.

Связь с рекурсивными функциями править

Рекурсия — это определение функции через саму себя; на первый взгляд, лямбда-исчисление не позволяет этого, но это впечатление обманчиво. Например, рассмотрим рекурсивную функцию $f$ , вычисляющую факториал:

f(n) = 1, if n = 0; else n × f(n - 1).

Эта функция не может быть выражена λ-термом (λn.(1, if n = 0; else n × (f (n-1)))), так как в нём f является свободной переменной. Функция $f$ ссылается на саму себя посредством ссылки на своё имя, но в лямбда-исчислении у λ-термов имен нет.

Тем не менее, λ-термы могут быть переданы как аргумент, в том числе и самим себе. Терм-функция может получить сам себя как аргумент, который окажется связанным с его параметром. Как правило, этот параметр стоит на первом месте. Когда в приложении (применении) терма к самому себе этот параметер связывается с самим же термом, получается новый λ-терм, выражающий уже саму рекурсивную функцию – при условии что параметр, ссылающийся на себя (здесь обозначен как $h$ ), передаётся явным образом как аргумент, выражая таким образом рекурсивный вызов как $h\ h$ :

U := λh. h h

F := U (λh. λn. (1, if n = 0; else n × ((h h) (n-1))))

где $U$ — это комбинатор само-применения (само-аппликации), $Uh=h\ h$ .

Этот приём позволяет решить каждую конкретную проблему, как вычисление факториала здесь, создавая рекурсивную функцию через изменение λ-терма, для его явной передачи самому себе как добавочного аргумента. Но решение в общем виде также возможно. Несколькими несложными преобразованиями получается (подразумевая каррирование):

     U (λh.      λn. (1, if n = 0; else n × (h h (n-1))))
     U (λh. (λr. λn. (1, if n = 0; else n × (r   (n-1)))) (h h))
(λg. U (λh. g (h h))) (λr. λn. (1, if n = 0; else n × (r (n-1))))

Это эквивалентное выражение состоит из аппликации двух независимых λ-термов, где второй — это просто лямбда-выражение рекурсивной функции без изменений, но с абстрагированным рекурсивным вызовом $(\lambda r)$ . А первый это некий комбинатор, называемый $Y$ :

G :=                  (λr. λn. (1, if n = 0; else n × (r (n-1))))
Y := λg. U (λh. g (h h)) 
   = λg. (λh. g (h h)) (λh. g (h h))

Этот комбинатор создает рекурсивную функцию из аргумента, являющегося закрытым (то есть в котором нет свободных переменных) λ-термом исходного выражения функции (то есть без удвоения параметра). Таким образом,

Y g = (λh. g (h h)) (λh. g (h h))
    = g ((λh. g (h h)) (λh. g (h h)))
    = g (Y g)

то есть $\operatorname {Y}$ — это комбинатор неподвижной точки: он вычисляет неподвижную точку своего аргумента. Для закрытого λ-терма с соответствующей арностью, его неподвижная точка выражает рекурсивную функцию, так как $Y\ g\ n=g\ (Y\ g)\ n$ , то есть аргумент который здесь создаётся для вызова внутри $g$ — это та же самая функция $Y\ g\$ .

F = Y (λr. λn. (1, if n = 0; else n × (r (n-1))))
  = Y G
  = G (Y G)
  = (λr. λn. (1, if n = 0; else n × (r (n-1)))) (Y G)
  = (    λn. (1, if n = 0; else n × (Y G (n-1)))) 
  = (    λn. (1, if n = 0; else n × (F   (n-1)))) 
  = G F

Итак, $G$ — это закрытый функционал, то есть λ-терм, вызывающий свой аргумент в качестве функции; его неподвижная точка — это функция (здесь, $F$ ), которая передаётся ему в качестве аргумента; а вызов той же самой функции и есть рекурсивный вызов.

Существует несколько определений комбинаторов неподвижной точки. Вышеуказанное — самое простое:

Y := λg. (λh. g (h h)) (λh. g (h h))

Используя стандартные комбинаторы $B$ и $C$ ,

Y g = U (λh. g (U h)) = U (λh. B g U h)
    = U (B g U) = U (C B U g) 
    = B U (C B U) g

В самом деле:

U (B g U) = B g U (B g U)
    = g (U (B g U))
    = g (Y g)

Итак, чтобы определить факториал как рекурсивную функцию, мы можем просто написать $\operatorname {Y} G\ n$ , где $n$ — число, для которого вычисляется факториал. Пусть $n=4$ , получаем:

Y G 4
Y (λrn.(1, if n = 0; else n×(r (n-1)))) 4
(λrn.(1, if n = 0; else n×(r (n-1)))) (Y G) 4
(λn.(1, if n = 0; else n×(Y G (n-1)))) 4
1, if 4 = 0; else 4×(Y G (4-1))
4×(Y G 3)
4×(G (Y G) 3)
4×((λrn.(1, if n = 0; else n×(r (n-1)))) (Y G) 3)
4×(1, if 3 = 0; else 3×(Y G (3-1)))
4×(3×(G (Y G) 2))
4×(3×(1, if 2 = 0; else 2×(Y G (2-1))))
4×(3×(2×(G (Y G) 1)))
4×(3×(2×(1, if 1 = 0; else 1×(Y G (1-1)))))
4×(3×(2×(1×(G (Y G) 0))))
4×(3×(2×(1×(1, if 0 = 0; else 0×(Y G (0-1))))))
4×(3×(2×(1×(1))))
24

Итак, каждое определение рекурсивной функции может быть представлено как неподвижная точка соответствующего закрытого функционала описывающего «один вычислительный шаг» рекурсивной функции. Следовательно, используя $\operatorname {Y}$ , каждое рекурсивное определение может быть выражено как лямбда-выражение (λ-терм). В частности, мы можем определить вычитание, умножение, сравнение натуральных чисел рекурсивно, и выразить их как λ-термы.

В языках программирования править

В языках программирования под «λ-исчислением» зачастую понимается механизм «анонимных функций» — callback-функций, которые можно определить прямо в том месте, где они используются, и которые имеют доступ ко всем переменным видимым в месте их вызова в текущей функции (замыкание).

См. также править

Примечания править

↑ Scott D.S. The lattice of flow diagrams.-- Lecture Notes in Mathematics, 188, Symposium on Semantics of Algorithmic Languages.-- Berlin, Heidelberg, New York: Springer-Verlag, 1971, pp. 311—372.
↑ Scott D.S. Lattice-theoretic models for various type-free calculi. — In: Proc. 4th Int. Congress for Logic, Methodology, and the Philosophy of Science, Bucharest, 1972.

Литература править

Барендрегт, Хенк. Ламбда-исчисление. Его синтаксис и семантика. — М.: Мир, 1985. — 606 с. — 4800 экз.

[1] Scott D.S. The lattice of flow diagrams.-- Lecture Notes in Mathematics, 188, Symposium on Semantics of Algorithmic Languages.-- Berlin, Heidelberg, New York: Springer-Verlag, 1971, pp. 311—372.

[2] Scott D.S. Lattice-theoretic models for various type-free calculi. — In: Proc. 4th Int. Congress for Logic, Methodology, and the Philosophy of Science, Bucharest, 1972.

[1]

[2]