|
|
| Строка 1: |
Строка 1: |
| − | '''Лямбда-исчисление'''(''lambda calculus'') {{---}} формальная система, придуманная в 1930-х годах
| |
| − | Алонзо Чёрчем. Лямбда-функция является, по сути, анонимной функцией.
| |
| − | Эта концепция показала себя удобной и сейчас активно используется во многих
| |
| − | языках программирования.
| |
| | | | |
| − | == Лямбда-исчисление==
| |
| − |
| |
| − | Более формально, ''лямбда-функцию'' (или, ''лямбда-терм'') можно задать
| |
| − | следующей грамматикой:
| |
| − | {{Определение
| |
| − | |definition=
| |
| − | <tex>
| |
| − | \begin{array}{r c l}
| |
| − | \langle Term \rangle & ::= & \langle Variable \rangle \\
| |
| − | & | & \langle Term \rangle \langle Term \rangle \\
| |
| − | & | & \lambda \langle Variable \rangle\ .\ \langle Term \rangle\\
| |
| − | & | & ( \langle Term \rangle )\\
| |
| − | \langle Variable \rangle & ::= & \langle Char \rangle +\\
| |
| − | \end{array}
| |
| − | </tex>
| |
| − | }}
| |
| − |
| |
| − | В первом случае функция является просто переменной.
| |
| − | Во втором происходит ''аппликация'' (''применение'') одной функции к другой.
| |
| − | Это аналогично вычислению функции-левого операнда на аргументе-правом операнде.
| |
| − | В третьем {{---}} ''абстракция'' по переменной. В данном случае происходит
| |
| − | создание функции одного аргумента с заданными именем аргумента и телом функции.
| |
| − |
| |
| − | Рассмотрим, например, функцию <tex>\operatorname{id} = \lambda x\ .\ x</tex>. Эта функция принимает аргумент и
| |
| − | возвращает его неизменённым. Например,
| |
| − | <tex>\operatorname{id}\ 2 \equiv 2</tex>. Аналогично, <tex>\operatorname{id}\ y \equiv y</tex>.
| |
| − |
| |
| − | Ещё один пример функции: <tex>\operatorname{sum} = \lambda x\ .\ \lambda y\ .\ x + y</tex>. Эта функция двух аргументов,
| |
| − | которая возвращает их сумму. Правда, здесь мы немного вышли за написанную выше грамматику.
| |
| − | Ну да ладно. <tex>\operatorname{sum}\ 2\ 3 \equiv 5</tex>
| |
| − |
| |
| − | ===Приоритет операций===
| |
| − | * Применение левоассоциативно: <tex>x\ y\ z\ w \equiv ((x\ y)\ z)\ w</tex>
| |
| − | * Абстракция забирает себе всё, до чего дотянется: <tex>\lambda x\ .\ \lambda y\ .\ \lambda z\ .\ z\ y\ x \equiv \lambda x\ .\ (\lambda y\ .\ (\lambda z\ .\ ((z\ y)\ x)))</tex>
| |
| − | * Скобки играют привычную роль группировки действий
| |
| − |
| |
| − | ===Свободные и связанные переменные===
| |
| − | ''Связанными'' переменными называются все переменные, по которым выше в
| |
| − | дереве разбора были абстракции. Все остальные переменные называются свободными.
| |
| − |
| |
| − | Например, в <tex>\lambda x\ .\ \lambda y\ .\ x</tex>, <tex>x</tex> связана, а <tex>y</tex>{{---}} свободна. А в <tex>\lambda y\ .\ x (\lambda x\ .\ x)</tex>
| |
| − | в своём первом вхождении переменная <tex>x</tex> свободна, а во втором {{---}} связана.
| |
| − |
| |
| − | Рассмотрим функции <tex>\lambda y\ .\ y</tex> и <tex>\lambda x\ .\ y</tex>. В первой из них при взгляде на <tex>y</tex>
| |
| − | понятно, что она имеет отношение к переменной, по которой производилась
| |
| − | абстракция. Если по одной и той же
| |
| − | переменной абстракция производилась более одного раза, то переменная связана
| |
| − | с самым поздним (самым нижним в дереве разбора) абстрагированием. Например, в
| |
| − | <tex>\lambda x\ .\ \lambda x\ .\ \lambda y\ .\ \lambda x\ .\ x</tex>, переменная <tex>x</tex> связана с самой правой абстракцией
| |
| − | по <tex>x</tex>.
| |
| − |
| |
| − | ===α-эквивалетность===
| |
| − |
| |
| − | {{Определение
| |
| − | |definition=''<tex>\alpha</tex>-эквивалетностью'' {{---}} называется наименьшее соотношение эквивалентности на <tex>\Lambda</tex> такое что:
| |
| − | :<tex>P=_\alpha P</tex> для любого <tex>P</tex>
| |
| − | :<tex>\lambda x.P=_\alpha \lambda y.P[x:=y]</tex> если <tex>y \not\in FV(P)</tex>
| |
| − | и замкнуто относительно следующих правил:
| |
| − | :<tex> P=_\alpha P' \Rightarrow \forall x \in V: \lambda x.P=_\alpha \lambda x.P'\\
| |
| − | P=_\alpha P' \Rightarrow \forall Z \in \Lambda : P Z =_\alpha P'Z\\
| |
| − | P=_\alpha P' \Rightarrow \forall Z \in \Lambda : Z P =_\alpha Z P'\\
| |
| − | P=_\alpha P' \Rightarrow P'=_\alpha P\\
| |
| − | P=_\alpha P' \ \& \ P'=_\alpha P'' \Rightarrow P=_\alpha P''\\</tex>
| |
| − | }}
| |
| − |
| |
| − | Функции <tex>\lambda x\ .\ \lambda y\ .\ x\ y\ z</tex> и <tex>\lambda a\ .\ \lambda x\ .\ a\ x\ z</tex> являются <tex>\alpha</tex>-эквивалентными,
| |
| − | а <tex>\lambda x\ .\ \lambda y\ .\ y\ z</tex> и <tex>\lambda y\ .\ \lambda x\ .\ y\ z</tex> {{---}} нет.
| |
| − |
| |
| − | ===β-редукция===
| |
| − |
| |
| − | {{Определение
| |
| − | |definition=
| |
| − | <tex>\beta</tex>-редукция это наименьшее соотношение на <tex>\Lambda</tex> такое что
| |
| − | :<tex>(\lambda x.P)Q\to _\beta P[x:=Q]</tex>
| |
| − | и замкнуто относительно следующих правил
| |
| − | :<tex>P\to _\beta P' \Rightarrow \forall x\in V:\lambda x.P\to _\beta \lambda x.P'\\
| |
| − | P\to _\beta P' \Rightarrow \forall Z\in \Lambda : P\ Z\to _\beta P'\ Z\\
| |
| − | P\to _\beta P' \Rightarrow \forall Z\in \Lambda : Z\ P\to _\beta Z\ P'</tex>
| |
| − | }}
| |
| − |
| |
| − | {{Определение
| |
| − | |definition=
| |
| − | Через <tex>f \to_\beta g</tex> обозначают сведение <tex>f</tex> к <tex>g</tex> с помощью одной <tex>\beta</tex>-редукции.
| |
| − | А через <tex>f \to_\beta^* g</tex> {{---}} за ноль или более.
| |
| − | }}
| |
| − |
| |
| − | ==Нотация Де Брёйна==
| |
| − | Существует также альтернативное эквивалентное определение <tex>\lambda</tex>-исчисления.
| |
| − | В оригинальном определении для обозначения переменных использовались имена,
| |
| − | и была проблема с тем, что не были запрещены одинаковые имена в разных
| |
| − | абстракциях.
| |
| − |
| |
| − | От этой проблемы можно избавиться следующим образом. Вместо имени переменной
| |
| − | будет храниться натуральное число {{---}} количество абстракций в дереве разбора,
| |
| − | на которое нужно подняться, чтобы найти ту лямбду, с которой данная переменная
| |
| − | связана. В данной нотации получаются несколько более простые определения
| |
| − | свободных переменных и <tex>\beta</tex>-редукции.
| |
| − |
| |
| − | Переменная называется свободной, если ей соответствует число, которое больше
| |
| − | количества абстракций на пути до неё в дереве разбора.
| |
| − |
| |
| − | При <tex>\beta</tex>-редукции же нужно будет ко всем свободным переменным заменяющего
| |
| − | дерева при каждой замене прибавить число, равное разницы уровней раньше и сейчас.
| |
| − | Это будет соответствовать тому, что эта переменная продолжит «держаться» за
| |
| − | ту же лямбду, что и раньше.
| |
| − |
| |
| − | ==Нумералы Чёрча и программирование на <tex>\lambda</tex>-исчислении==
| |
| − |
| |
| − | ===Определение===
| |
| − | Введём на основе лямбда-исчисления аналог натуральных чисел, основанный на идее,
| |
| − | что натуральное число {{---}} это или ноль, или увеличенное на единицу натуральное
| |
| − | число.
| |
| − |
| |
| − | * <tex>\bar 0 = \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ z</tex>
| |
| − | * <tex>\bar 1 = \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ s\ z</tex>
| |
| − | * <tex>\bar 2 = \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ s\ (s\ z)</tex>
| |
| − | * <tex>\bar 3 = \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ s\ (s\ (s\ z))</tex>
| |
| − |
| |
| − | Каждое число будет функцией двух аргументов: какой-то функции и начального значения.
| |
| − | Число <tex>n</tex> будет <tex>n</tex> раз применять функцию к начальному значению и возвращать
| |
| − | результат. Если такому "числу" дать на вход функцию <tex>(+1)</tex> и <tex>0</tex> в качестве
| |
| − | начального значения, то на выходе как раз будет ожидаемое от функции число:
| |
| − | <tex>\bar 3\ (+1)\ 0 \equiv 3</tex>.
| |
| − |
| |
| − | ===+1===
| |
| − | Функция, прибавляющая 1 к числу, должна принимать первым аргументом число.
| |
| − | Но число {{---}} функция двух аргументов. Значит, эта функция должна принимать три
| |
| − | аргумента: "число" <tex>n</tex>, которое хочется увеличить, функция, которую надо будет
| |
| − | <tex>n+1</tex> раз применить, и начальное значение.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{succ} = \lambda n\ .\ \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ s\ (n\ s\ z)</tex>
| |
| − |
| |
| − | Здесь <tex>n\ s\ z</tex> {{---}} <tex>n</tex> раз применённая к <tex>z</tex> функция <tex>s</tex>. Но нужно применить <tex>n+1</tex>
| |
| − | раз. Отсюда <tex>s\ (n\ s\ z)</tex>.
| |
| − |
| |
| − | ===Сложение===
| |
| − | Сложение двух чисел похоже на прибавление единицы. Но только надо прибавить не единицу, а второе число.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{plus} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ n\ s\ (m\ s\ z)</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>n</tex> раз применить <tex>s</tex> к применённому <tex>m</tex> раз <tex>s</tex> к <tex>z</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>(\operatorname{plus}\ \bar 3\ \bar 3)\ (+1)\ 0 \equiv 6</tex>
| |
| − |
| |
| − | ===Умножение===
| |
| − | Умножение похоже на сложение, но прибавлять надо не единицу, а второе число.
| |
| − | Или, в терминах нумералов Чёрча, в качестве применяемой несколько раз
| |
| − | функции должна быть не <tex>s</tex>, а функция, применяющая <tex>n</tex> раз <tex>s</tex>.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{mult} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ n\ (m\ s)\ z</tex>
| |
| − |
| |
| − | Здесь <tex>m\ s</tex> {{---}} функция, которая <tex>m</tex> раз применит <tex>s</tex> к тому, что дадут ей на
| |
| − | вход. С помощью <tex>\eta</tex>-редукции можно немного сократить эту формулу
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{mult} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \lambda s\ .\ n\ (m\ s)</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>(\operatorname{mult} \bar 3\ \bar 3)\ (+1)\ 0 \equiv 9</tex>
| |
| − |
| |
| − | ===Возведение в степень===
| |
| − | It's a kind of magic
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{power} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \lambda s\ .\ \lambda z\ .\ m\ n\ s\ z</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>(\operatorname{power}\ \bar 3\ (\operatorname{succ}\ \bar 3))\ (+1)\ 0 \equiv 81</tex>
| |
| − |
| |
| − | ===Логические значения===
| |
| − | <tex>\operatorname{true} = \lambda a\ .\ \lambda b\ .\ a</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{false} = \lambda a\ .\ \lambda b\ .\ b</tex>
| |
| − |
| |
| − | Функции двух аргументов, возвращающие первый и второй, соответственное, аргументы.
| |
| − | Забавный факт: <tex>\operatorname{false} \equiv_\alpha \operatorname{zero}</tex>. Эти функции сделаны такими для того,
| |
| − | чтобы красиво написать функцию <tex>\operatorname{if}</tex>:
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{if} = \lambda p\ .\ \lambda t\ .\ \lambda e\ .\ p\ t\ e</tex>
| |
| − |
| |
| − | Если ей в качестве первого аргумента дадут <tex>\operatorname{true}</tex>, то вернётся <tex>t</tex>, иначе {{---}} <tex>e</tex>.
| |
| − |
| |
| − | Стандартные функции булевой логики:
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{and} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{if}\ n\ m\ \operatorname{false}</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{or} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{if}\ n\ \operatorname{true} \ m</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{not} = \lambda b\ .\ \operatorname{if}\ b\ \operatorname{false} \ \operatorname{true}</tex>
| |
| − |
| |
| − | Ещё одной важной функцией является функция проверки, является ли число нулём:
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{isZero} = \lambda n\ .\ n\ (\lambda c\ .\ \operatorname{false})\ \operatorname{true}</tex>
| |
| − |
| |
| − | Функция выглядит несколько странно. <tex>\lambda c -> \operatorname{false}</tex> {{---}} функция, которая независимо
| |
| − | от того, что ей дали на вход, возвращает <tex>\operatorname{false}</tex>. Тогда, если в качестве <tex>n</tex>
| |
| − | будет дан ноль, то функция, по определению нуля, не выполнится ни разу, и будет
| |
| − | возвращено значение по умолчанию <tex>\operatorname{true}</tex>. Иначе же функция будет запущено, и
| |
| − | вернётся <tex>\operatorname{false}</tex>.
| |
| − |
| |
| − | ===Пара===
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{pair} = \lambda a\ .\ \lambda b\ .\ \lambda t\ .\ t\ a\ b</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{fst} = \lambda p\ .\ p\ \operatorname{true}</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{snd} = \lambda p\ .\ p\ \operatorname{false}</tex>
| |
| − |
| |
| − | Функция <tex>\operatorname{pair}</tex> принимает два значения и запаковывает их в пару так, чтобы к ним можно было обращаться по <tex>\operatorname{fst}</tex> и <tex>\operatorname{snd}</tex>. В <tex>\operatorname{fst}</tex> и <tex>\operatorname{snd}</tex> вместо <tex>t</tex> в <tex>\operatorname{pair}</tex> будет подставлено <tex>\operatorname{true}</tex> или <tex>\operatorname{false}</tex>, возвращающие, соответственно, первый и второй аргументы, то есть <tex>a</tex> или <tex>b</tex>, соответственно.
| |
| − |
| |
| − | ===Вычитание===
| |
| − | В отличие от всех предыдущих функций, вычитание для натуральных чисел определено только в случае, если уменьшаемое больше вычитаемого. Положим в противном случае результат равным нулю. Пусть уже есть функция, которая вычитает из числа единицу. Тогда на её основе легко сделать, собственно, вычитание.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{minus} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ m\ \operatorname{pred} n</tex>
| |
| − |
| |
| − | Это то же самое, что <tex>m</tex> раз вычесть единицу из <tex>n</tex>.
| |
| − |
| |
| − | Осталось, собственно, функция для вычитания единицы. Однако, это не так просто, как может показаться на первый взгляд. Проблема в том, что, имея функцию, которую нужно применить для того, чтобы продвинуться вперёд, продвинуться назад будет проблематично. Если попробовать воспользоваться идеей о том, чтобы, начав от нуля, идти вперёд, и пройти на один шаг меньше, то будет не очень понятно, как же остановиться ровно за один шаг до конца. Для реализации вычитания единицы сделаем следующее. <tex>n</tex> раз выполним следующее: имея пару <tex>\langle n-1, n-2\rangle</tex> построим пару <tex>\langle n, n-1\rangle</tex>. Тогда после <tex>n</tex> шагов во втором элементе пары будет записано число <tex>n-1</tex>, которое и хочется получить.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{pred} = \lambda n\ .\ \lambda s\ .\ \lambda z.\ \operatorname{snd}\ (
| |
| − | n\ (
| |
| − | \lambda p\ .\ \operatorname{pair}\ (s\ (\operatorname{fst} p))\ (\operatorname{fst} p)
| |
| − | )\ (\operatorname{pair}\ z\ z))</tex>
| |
| − |
| |
| − | Если вы ничего не поняли, не огорчайтесь. Вычитание придумал Клини, когда ему вырывали зуб мудрости. А сейчас наркоз уже не тот.
| |
| − |
| |
| − | ===Сравнение===
| |
| − | Так как вычитание определено таким способом, чтобы для случая, в котором уменьшаемое больше, чем вычитаемое, возвращать ноль, можно определить сравнение на больше-меньше через него. Равными же числа <tex>a</tex> и <tex>b</tex> считаются, если <tex>a - b = 0 \wedge b - a = 0</tex>.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{le} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{isZero}\ (\operatorname{minus}\ n\ m)</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{less} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{le}\ n\ (\operatorname{pred} m)</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{eq} = \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{and}\ (\operatorname{isZero}\ (\operatorname{minus}\ n\ m))\
| |
| − | (\operatorname{isZero}\ (\operatorname{minus}\ m\ n))</tex>
| |
| − |
| |
| − | ===Комбинатор неподвижной точки===
| |
| − | Попробуем выразить в лямбда-исчислении какую-нибудь функцию, использующую рекурсию. Напрмер, факториал.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{fact} = \lambda x\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{isZero}\ x)\ \bar 1\ (\operatorname{fact}\ (\operatorname{pred}\ x))</tex>
| |
| − |
| |
| − | Мы столкнулись с проблемой. В определении функции <tex>\operatorname{fact}</tex> используется функция <tex>\operatorname{fact}</tex>. При формальной замене, получим бесконечную функцию. Можно попытаться решить эту проблему следующим образом
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{fact} = (\lambda f\ .\ \lambda x\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{isZero}\ x)\ \bar 1\ (f\ (\operatorname{pred}\ x)))\ \operatorname{fact}</tex>
| |
| − |
| |
| − | {{Определение
| |
| − | |definition=''Неподвижной точкой'' лямбда-функции <tex>f</tex> назовём такую функцию <tex>x</tex>, что
| |
| − | <tex>f\ x \to_\beta^* x</tex>.
| |
| − | }}
| |
| − |
| |
| − | Лямбда исчисление обладаем замечательным свойством: у каждой функции есть неподвижная точка!
| |
| − |
| |
| − | Рассмотрим следующую функцию.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{fix} = \lambda f\ .\ (\lambda x\ .\ f\ (x\ x))\ (\lambda x\ .\ f\ (x\ x))</tex>
| |
| − |
| |
| − | Заметим, что <tex>\operatorname{fix} \to_\beta^* \lambda f\ .\ f\ ((\lambda x\ .\ f\ (x\ x))\ (\lambda x\ .\ f\ (x\ x)))</tex>.
| |
| − | Или, что то же самое,
| |
| − | <tex>\lambda f\ .\ (\lambda x\ .\ f\ (x\ x))\ (\lambda x\ .\ f\ (x\ x)) \to_\beta^*</tex>
| |
| − | <tex>\lambda f\ .\ f\ ((\lambda x\ .\ f\ (x\ x))\ (\lambda x\ .\ f\ (x\ x)))</tex>
| |
| − |
| |
| − | Рассмотрим функцию
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{fact'} = \lambda f\ .\ \lambda x\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{isZero}\ x)\ \bar 1\ (\operatorname{mult}\ x\ (f\ (\operatorname{pred}\ x)))</tex>
| |
| − |
| |
| − | Как было показано выше, <tex>\operatorname{fix} f \to_\beta^* f\ (\operatorname{fix} f)</tex>, то есть, <tex>\operatorname{fix}\ \operatorname{fact'} \to_\beta^* \operatorname{fact}</tex>, где <tex>\operatorname{fact}</tex> {{---}} искомая функция, считающая факториал.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{fact} = \operatorname{fix}\ \operatorname{fact'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | Это даст функцию, которая посчитает факториал числа. Но делать она это будет мееедленно-меееедленно. Для того, чтобы посчитать <tex>5!</tex> потребовалось сделать 66066 <tex>\beta</tex>-редукций.
| |
| − |
| |
| − | Тут правда ничего не понятно? :'(
| |
| − |
| |
| − | ===Деление===
| |
| − | Воспользовавшись идеей о том, что можно делать рекурсивные функции, сделаем функцию, которая будет искать частное двух чисел.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{div'} = \lambda div\ .\ \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{less}\ n\ m)\ \bar 0\ (\operatorname{succ}\ (div\ (\operatorname{minus}\ n\ m)\ m))</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{div} = \operatorname{fix}\ \operatorname{div'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | И остатка от деления
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{mod'} = \lambda mod\ .\ \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{less}\ n\ m)\ n\ (mod\ (\operatorname{minus}\ n\ m)\ m)</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{mod} = \operatorname{fix}\ \operatorname{mod'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | ===Проверка на простоту===
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{isPrimeHelp}</tex> {{---}} принимает число, которое требуется проверить на простоту и то, на что его надо опытаться поделить, перебирая это от 2 до <tex>p-1</tex>. Если на что-нибудь разделилось, то число {{---}} составное, иначе {{---}} простое.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{isPrimeHelp'} =</tex><tex>\lambda f\ .\ \lambda p\ .\ \lambda i\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{le}\ p\ i)\ \operatorname{true}\ (\operatorname{if}\ (\operatorname{isZero}\ (\operatorname{mod}\ p\ i))\ \operatorname{false}\ (f\ p\ (\operatorname{succ}\ i)))</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{isPrimeHelp} = \operatorname{fix}\ \operatorname{isPrimeHelp'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{isPrime} = \lambda p\ .\ \operatorname{isPrimeHelp}\ p\ \bar 2</tex>
| |
| − |
| |
| − | Следующее простое число. <tex>\operatorname{nextPrime'}</tex> {{---}} следующее, больше либо равное заданного, <tex>\operatorname{nextPrime}</tex> {{---}} следующее, большее заданного.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{nextPrime''} = \lambda f\ .\ \lambda p\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{isPrime}\ p)\ p\ (f\ (\operatorname{succ}\ p)) </tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{nextPrime'} = \operatorname{fix}\ \operatorname{nextPrime'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{nextPrime} = \lambda p\ .\ \operatorname{nextPrime'}\ (\operatorname{succ}\ p)</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{ithPrimeStep}</tex> пропрыгает <tex>i</tex> простых чисел вперёд. <tex>\operatorname{ithPrime}</tex> принимает число <tex>i</tex> и пропрыгивает столько простых чисел вперёд, начиная с двойки.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{ithPrimeStep'} = \lambda f\ .\ \lambda p\ .\ \lambda i\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{isZero}\ i)\ p\ (f\ (\operatorname{nextPrime}\ p)\ (\operatorname{pred}\ i))</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{ithPrimeStep} = \operatorname{fix}\ \operatorname{ithPrimeStep'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{ithPrime} = \lambda i\ .\ \operatorname{ithPrimeStep}\ \bar 2\ i</tex>
| |
| − |
| |
| − | ...и всего через 314007 <tex>\beta</tex>-редукций вы узнаете, что третье простое число {{---}} семь!
| |
| − |
| |
| − | ===Списки===
| |
| − |
| |
| − | Для работы со списками чисел нам понадобятся следующие функции:
| |
| − | * <tex>\operatorname{empty}</tex> {{---}} возвращает пустой список
| |
| − | * <tex>\operatorname{cons}</tex> {{---}} принимает первый элемент и оставшийся список, склеивает их
| |
| − | * <tex>\operatorname{head}</tex> {{---}} вернуть голову списка
| |
| − | * <tex>\operatorname{tail}</tex> {{---}} вернуть хвост списка
| |
| − |
| |
| − | Список будем хранить в следующем виде: <tex>\langle len, p_1^{a_1}p_2^{a_2}\ldots p_{len}^{a_{len}} \rangle</tex>. При этом, голова списка будет храниться как показатель степени при <tex>p_{len}</tex>.
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{empty} = \operatorname{pair}\ \operatorname{zero}\ \bar 1</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{cons} = \lambda h\ .\ \lambda t\ .\ \operatorname{pair}\ (\operatorname{succ}\ (\operatorname{fst}\ t))\ (\operatorname{mult}\ (\operatorname{snd}\ t)\ (\operatorname{power}\ (\operatorname{ithPrime}\ (\operatorname{fst}\ t))\ h))</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{head} = \lambda list\ .\ \operatorname{getExponent}\ (\operatorname{snd}\ list)\ (\operatorname{ithPrime}\ (\operatorname{pred}\ (\operatorname{fst}\ list)))</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{tail} = \lambda list\ .\ \operatorname{pair}\ (\operatorname{pred}\ (\operatorname{fst}\ list))
| |
| − | (\operatorname{eliminateMultiplier}\ (\operatorname{snd}\ list)\ (\operatorname{ithPrime}\ (\operatorname{pred}\ (\operatorname{fst}\ list))))</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{eliminateMultiplier'} =</tex><tex> \lambda f\ .\ \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{isZero}\ (\operatorname{mod}\ n\ m))\ (f\ (\operatorname{div}\ n\ m)\ m)\ n</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{eliminateMultiplier} = \operatorname{fix}\ \operatorname{eliminateMultiplier'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{getExponent'} =</tex><tex> \lambda f\ .\ \lambda n\ .\ \lambda m\ .\ \operatorname{if}\ (\operatorname{isZero}\ (\operatorname{mod}\ n\ m))\ (\operatorname{succ}\ (f\ (\operatorname{div}\ n\ m)\ m))\ \bar 0</tex>
| |
| − |
| |
| − | <tex>\operatorname{getExponent} = \operatorname{fix}\ \operatorname{getExponent'}</tex>
| |
| − |
| |
| − | ==Выводы==
| |
| − |
| |
| − | На основе этого всего уже можно реализовать эмулятор машины тьюринга: с помощью пар, списков чисел можно хранить состояния. С помощью рекурсии можно обрабатывать переходы. Входная строка будет даваться, например, закодированной аналогично списку: пара из длины и числа, характеризующего список степенями простых. Я бы продолжил это писать, но уже на операции <tex>\operatorname{head} [1, 2]</tex> я не дождался окончания выполнения. Скорость лямбда-исчисления как вычислителя печальна.
| |
| − |
| |
| − | ==Примеры (слабонервным не смотреть)==
| |
| − |
| |
| − | ====fact====
| |
| − | (\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\x.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) (x)) (\s.\z.s z) ((\n.\m.\s.n (m s)) (x) (f ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (x)))))
| |
| − |
| |
| − | ====head====
| |
| − | \list.(\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\mod.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (n) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (m))) (n) m) n (mod ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m) m)) n m)) ((\n.\s.\z.s (n s z)) (f ((\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\div.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (n) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (m))) (n) m) (\s.\z.z) ((\n.\s.\z.s (n s z)) (div ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m) m))) n m) m)) (\s.\z.z)) ((\p.p (\a.\b.b)) (list)) ((\i.(\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\p.\i.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) (i)) p (f ((\p.(\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\p.(\p.\t.\e.p t e) ((\p.(\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\p.\i.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (p) i) (\a.\b.a) ((\p.\t.\e.p t e) ((\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\mod.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (n) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (m))) (n) m) n (mod ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m) m)) p i)) (\a.\b.b) (f p ((\n.\s.\z.s (n s z)) (i))))) p (\s.\z.s (s z))) (p)) p (f ((\n.\s.\z.s (n s z)) (p)))) ((\n.\s.\z.s (n s z)) (p))) (p)) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (i)))) (\s.\z.s (s z)) i) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) ((\p.p (\a.\b.a)) (list))))
| |
| − |
| |
| − |
| |
| − | ====tail====
| |
| − | \list.(\a.\b.\t.t a b) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) ((\p.p (\a.\b.a)) (list))) ((\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\mod.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (n) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (m))) (n) m) n (mod ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m) m)) n m)) (f ((\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\div.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (n) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (m))) (n) m) (\s.\z.z) ((\n.\s.\z.s (n s z)) (div ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m) m))) n m) m) n) ((\p.p (\a.\b.b)) (list)) ((\i.(\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\p.\i.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) (i)) p (f ((\p.(\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\p.(\p.\t.\e.p t e) ((\p.(\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\f.\p.\i.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (p) i) (\a.\b.a) ((\p.\t.\e.p t e) ((\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\f.(\x.f (x x)) (\x.f (x x))) (\mod.\n.\m.(\p.\t.\e.p t e) ((\n.\m.(\n.\m.(\n.n (\c.\a.\b.b) (\a.\b.a)) ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m)) (n) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (m))) (n) m) n (mod ((\n.\m.m (\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) n) (n) m) m)) p i)) (\a.\b.b) (f p ((\n.\s.\z.s (n s z)) (i))))) p (\s.\z.s (s z))) (p)) p (f ((\n.\s.\z.s (n s z)) (p)))) ((\n.\s.\z.s (n s z)) (p))) (p)) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) (i)))) (\s.\z.s (s z)) i) ((\n.\s.\z.(\p.p (\a.\b.b)) (n (\p.(\a.\b.\t.t a b) (s ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\p.p (\a.\b.a)) (p))) ((\a.\b.\t.t a b) (z) z))) ((\p.p (\a.\b.a)) (list)))))
| |
| − |
| |
| − | ==Ссылки==
| |
| − | [http://en.wikipedia.org/wiki/Lambda-calculus Английская Википедия]
| |
| − |
| |
| − | [http://ru.wikipedia.org/wiki/%D0%9B%D1%8F%D0%BC%D0%B1%D0%B4%D0%B0-%D0%B8%D1%81%D1%87%D0%B8%D1%81%D0%BB%D0%B5%D0%BD%D0%B8%D0%B5 Русская Википедия]
| |
| − |
| |
| − | [http://rain.ifmo.ru/~komarov/Turing.lhs Тут можно это всё потыкать]
| |
| − |
| |
| − | [http://worrydream.com/AlligatorEggs А это игра про крокодильчиков]
| |
