Лямбда-исчисление
Ля́мбда-исчисле́ние (λ-исчисление) — формальная система, разработанная американским математиком Алонзо Чёрчем для формализации и анализа понятия вычислимости.
Чистое λ-исчислениеПравить
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 абстракцияПравить
В основу λ-исчисления положены две фундаментальные операции:
- Аппликация (лат. applicatio — прикладывание, присоединение) означает применение функции к заданному значению аргумента (т.е. вызов функции). Её обычно обозначают , где — функция, а — аргумент. Это соответствует общепринятой в математике записи , которая тоже иногда используется, однако для λ-исчисления важно то, что трактуется как алгоритм, вычисляющий результат по заданному входному значению. В этом смысле аппликация может рассматриваться двояко: как результат применения к , 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 — выражение, свободно содержащее , тогда запись означает: λ функция от аргумента , которая имеет вид , и обозначает функцию . 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 свободно входило в , не обязательно — в этом случае обозначает функцию , т.е. такую, которая игнорирует свой аргумент.
α-эквивалентностьПравить
Основная форма эквивалентности, определяемая в лямбда-термах, это альфа-эквивалентность. Например, и это альфа-эквивалентные лямбда-термы которые оба представляют одну и ту же функцию - а именно, функцию тождества . Термы и не являются альфа-эквивалентными, так как они не находятся в лямбда-абстракции.
По определению, -эквивалентно если не входит свободно в , и это в котором все свободные появления заменены на .
Требование, чтобы не была свободной переменной в - существенно, т.к. иначе она окажется "захваченной" абстракцией , и, после -преобразования, из свободной переменной в превратится в связанную переменную в .
β-редукцияПравить
Применение некой фунции к некоему аргументу выражается в -исчислении как аппликация -терма, выражающего эту функцию, и -терма аргумента. Например, применение функции к числу 3 выражается аппликацией
в которой на первом месте находится соответствующая абстракция. Поскольку эта функция ставит в соответствие каждому значение , для вычисления результата необходимо заменить каждое свободное появление переменной в терме на терм 3.
В результате получается . Это соображение в общем виде записывается как
и носит название β-редукция. Выражение вида , 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-преобразованиеПравить
-преобразование выражает ту идею, что две функции являются идентичными тогда и только тогда, когда, будучи применёнными к любому аргументу, дают одинаковые результаты.
-преобразование переводит друг в друга формулы и , но только если не появляется свободно в . Иначе, свободная переменная в после преобразования стала бы связанной внешней абстракцией , и наоборот; и тогда применение этих двух выражений сводилось бы -редукцией к разным результатам.
Перевод в называют -редукцией, а перевод в - -экспансией.
Каррирование (карринг)Править
Функция двух переменных и может быть рассмотрена как функция одной переменной , возвращающая функцию одной переменной , то есть как выражение . 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-исчисленияПравить
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 , в которое вкладывалось бы его пространство функций . В общем случае такого не существует по соображениям ограничений на мощности этих двух множеств, и функций из в : второе имеет бо́льшую мощность, чем первое.
Эту трудность в начале 1970-х годов преодолел Дана Скотт, построив понятие области (изначально на полных решётках[1], в дальнейшем обобщив до полного частично упорядоченного множества со специальной топологией) и урезав до непрерывных в этой топологии функций[2]. На основе этих построений была создана денотационная семантика 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 функциямиПравить
Рекурсия — это определение функции через саму себя; на первый взгляд, лямбда-исчисление не позволяет этого, но это впечатление обманчиво. Например, рассмотрим рекурсивную функцию, вычисляющую факториал:
- f(n) = 1, if n = 0; else n × f(n - 1).
Мы не можем выразить эту функцию λ-термом (λn.(1, if n = 0; else n × (f (n-1)))), так как в нём f окажется свободной переменной. Эта функция ( ) ссылается на саму себя посредством ссылки на своё имя (f), 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. Связав его с функцией, мы получаем новый λ-терм, выражающий уже рекурсивную функцию. Для этого параметр, ссылающийся на себя (здесь обозначен как ), обязательно должен быть передан явным образом как аргумент при рекурсивном вызове (как ):
- U := λh. h h
- f := U (λh. λn. (1, if n = 0; else n × (h h (n-1))))
где - это комбинатор само-аппликации, .
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 мы получаем
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 эквивалентое выражение состоит из аппликации двух независимых λ-термов, где второй - это просто лямбда-выражение рекурсивной функции без изменений, но с абстрагированным рекурсивным вызовом . А первый это некий комбинатор, называемый :
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 (т.е. в котором нет свободных переменных) λ-термом исходного выражения функции. Таким образом,
Y g = (λh. g (h h)) (λh. g (h h)) = g ((λh. g (h h)) (λh. g (h h))) = g (Y g)
т.е. - это комбинатор неподвижной точки: он вычисляет неподвижную точку своего аргумента. Для закрытого λ-терма с подходящей арностью, его неподвижная точка выражает рекурсивную функцию, так как , т.е. аргумент который здесь создаётся для рекурсивного вызова внутри - это та же самая функция !
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, - это закрытый функционал, т.е. λ-терм, вызывающий свой аргумент в качестве функции; его неподвижная точка - это функция, которая передаётся ему же в качестве аргумента; а вызов той же самой функции и есть рекурсивный вызов, по определению.
Существует несколько определений комбинаторов неподвижной точки. Вышеуказанное - самое простое:
- Y := λg. (λh. g (h h)) (λh. g (h h))
Используя стандартные комбинаторы и ,
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
Indeed,
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 , где — число, для которого вычисляется факториал. Пусть , 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 , 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 программированияПравить
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 к локальным переменным текущей функции (замыкание).
См. такжеПравить
ПримечанияПравить
- ↑ 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.
ЛитератураПравить
- Барендрегт X. Ламбда-исчисление. Его синтаксис и семантика: Пер. с англ. — М.: Мир, 1985. — 606 с.