我已经看到提到IO
不符合monad法则,但我没有找到一个简单的例子来证明这一点。有人知道一个例子吗?感谢。
编辑:ertes和n.m.指出,使用seq
有点违法,因为它可以使任何monad失败的法律(与undefined
结合)。由于undefined
可能被视为非终止计算,因此使用它是完全正确的。
所以修改后的问题是:有人知道一个例子,显示IO
未能满足monad法则,而不使用seq
?(或者可能是{{}的证据如果不允许IO
,1}}是否满足法律?)
答案 0 :(得分:41)
如果排除奇怪的seq
组合子,Haskell中的所有monad都只是monad。 IO
也是如此。由于seq
实际上不是常规函数但涉及魔法,因此您必须将其排除在检查monad定律之外,原因与您必须排除unsafePerformIO
相同。使用seq
可以证明所有monad错误,如下所示。
在Kleisli类别中monad引起,return
是身份态射,(<=<)
是构成。因此return
必须是(<=<)
的身份:
return <=< x = x
使用seq
甚至Identity和Maybe都不能成为monad:
seq (return <=< undefined :: a -> Identity b) () = ()
seq (undefined :: a -> Identity b) () = undefined
seq (return <=< undefined :: a -> Maybe b) () = ()
seq (undefined :: a -> Maybe b) () = undefined
答案 1 :(得分:24)
tl; dr beforefront:seq
是唯一的方法。
由于标准没有规定IO
的实施,我们只能看具体实施。如果我们看一下GHC的实现,因为它可以从源头获得(可能是IO
的一些幕后特殊处理引入了违反monad法则,但我不知道任何这样的事情),
-- in GHC.Types (ghc-prim)
newtype IO a = IO (State# RealWorld -> (# State# RealWorld, a #))
-- in GHC.Base (base)
instance Monad IO where
{-# INLINE return #-}
{-# INLINE (>>) #-}
{-# INLINE (>>=) #-}
m >> k = m >>= \ _ -> k
return = returnIO
(>>=) = bindIO
fail s = failIO s
returnIO :: a -> IO a
returnIO x = IO $ \ s -> (# s, x #)
bindIO :: IO a -> (a -> IO b) -> IO b
bindIO (IO m) k = IO $ \ s -> case m s of (# new_s, a #) -> unIO (k a) new_s
thenIO :: IO a -> IO b -> IO b
thenIO (IO m) k = IO $ \ s -> case m s of (# new_s, _ #) -> unIO k new_s
unIO :: IO a -> (State# RealWorld -> (# State# RealWorld, a #))
unIO (IO a) = a
它被实现为(严格)状态monad。因此,任何违反monad法律IO
的行为都是Control.Monad.State[.Strict]
。
让我们看一下monad定律,看看IO
中发生了什么:
return x >>= f ≡ f x:
return x >>= f = IO $ \s -> case (\t -> (# t, x #)) s of
(# new_s, a #) -> unIO (f a) new_s
= IO $ \s -> case (# s, x #) of
(# new_s, a #) -> unIO (f a) new_s
= IO $ \s -> unIO (f x) s
忽略newtype包装,这意味着return x >>= f
变为\s -> (f x) s
。 (可能)区别于f x
的唯一方法是seq
。 (而seq
只能在f x ≡ undefined
时区分它。)
m >>= return ≡ m:
(IO k) >>= return = IO $ \s -> case k s of
(# new_s, a #) -> unIO (return a) new_s
= IO $ \s -> case k s of
(# new_s, a #) -> (\t -> (# t, a #)) new_s
= IO $ \s -> case k s of
(# new_s, a #) -> (# new_s, a #)
= IO $ \s -> k s
再次忽略newtype包装,k
被\s -> k s
取代,seq
只能用k ≡ undefined
区分,并且只有m >>= (\x -> g x >>= h) ≡ (m >>= g) >>= h:
(IO k) >>= (\x -> g x >>= h) = IO $ \s -> case k s of
(# new_s, a #) -> unIO ((\x -> g x >>= h) a) new_s
= IO $ \s -> case k s of
(# new_s, a #) -> unIO (g a >>= h) new_s
= IO $ \s -> case k s of
(# new_s, a #) -> (\t -> case unIO (g a) t of
(# new_t, b #) -> unIO (h b) new_t) new_s
= IO $ \s -> case k s of
(# new_s, a #) -> case unIO (g a) new_s of
(# new_t, b #) -> unIO (h b) new_t
((IO k) >>= g) >>= h = IO $ \s -> case (\t -> case k t of
(# new_s, a #) -> unIO (g a) new_s) s of
(# new_t, b #) -> unIO (h b) new_t
= IO $ \s -> case (case k s of
(# new_s, a #) -> unIO (g a) new_s) of
(# new_t, b #) -> unIO (h b) new_t
。
case (case e of case e of
pat1 -> ex1) of ≡ pat1 -> case ex1 of
pat2 -> ex2 pat2 -> ex2
现在,我们一般都有
seq
根据语言报告的等式3.17.3.(a),因此该法律不仅以模IO
为模。
总结一下,seq
符合monad法则,但undefined
可区分\s -> undefined s
和State[T]
的事实除外。这同样适用于Reader[T]
,(->) a
,{{1}}以及包装函数类型的任何其他monad。
答案 2 :(得分:8)
monad法律之一是
m >>= return ≡ m
让我们在GHCi中尝试一下:
Prelude> seq ( undefined >>= return :: IO () ) "hello, world"
"hello, world"
Prelude> seq ( undefined :: IO () ) "hello, world"
*** Exception: Prelude.undefined
因此undefined >>= return
与undefined
不同,因此IO
不是monad。如果我们为Maybe
monad尝试相同的事情,另一方面:
Prelude> seq ( undefined >>= return :: Maybe () ) "hello, world"
*** Exception: Prelude.undefined
Prelude> seq ( undefined :: Maybe () ) "hello, world"
*** Exception: Prelude.undefined
这两个表达式是相同的 - 所以Maybe
不排除在这个例子中成为monad。
如果有人有一个不依赖于使用seq
或undefined
的示例,我会有兴趣看到它。
答案 3 :(得分:3)
m >>= return ≡ m
坏了:
sequence_ $ take 100000 $ iterate (>>=return) (return ()) :: IO ()
使内存混乱并增加计算时间,而
sequence_ $ take 100000 $ iterate (>>=return) (return ()) :: Maybe ()
没有。
AFAIR有Monad Transformer解决了这个问题;如果我猜对了,那就是Codensity Monad Transformer。