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Haskell与范畴论

http://www.yi-programmer.com/blog/2010-04-06_haskell_and_category_translate.html

用haskell的概念解释范畴论。翻译自 wikibook : http://en.wikibooks.org/wiki/Haskell/Category_theory

本文将对范畴论进行简单的介绍，最终目的是为了将它应用到Haskell语言。为了达到这个目的，我们会一边介绍数学上的定义，一边给出对应的Haskell代码。我们并不追求绝对的精确对应，只期望读者在读完以后，能对范畴论的基本概念以及跟Haskell之间的联系有一个直观的感受。

范畴论简介

一个简单的范畴，由三个对象 A, B 和 C 组成，有三个单位态射 id_A , id_B 和 id_C ，还有另外两个态射 $f : C \to B$ 和 $g : A \to B$ 。第三个组成元素（即如何对态射进行组合）没有展示出来。

本质上讲，范畴就是一个组合，它包括三部分：

一组对象
一组态射。每一个态射捆绑两个对象（一个源对象，一个目标对象）。（也有人把它们叫做箭头，我们这里不这么叫它，因为这个词语在Haskell里面有其他含义。译注：其他含义指的是 Control.Arrow 。）如果 f 是一个从源对象 A 到目标对象 B 的态射，我们把它记作 $f:A \to B$ 。
一个叫做 态射组合 的概念。如果 h 是态射 f 和 g 的组合，我们记作： $h=f \circ g$ 。

许多事物都构成范畴。比如所有集合就能构成一个范畴 Set ，函数（译注：这里说的函数是指集合论中的函数）就是它的态射，态射的组合就是函数的组合。所有群也构成范畴 Grp ，保持群结构的函数就是它的态射（群同态），比如任意两个群 G 和 H ， G 的操作符为 :m:* ， H 的操作符是 :m:circ ，那么函数 $f:G \to H$ 只要满足如下条件就是一个态射：

$f(u*v) = f(u) \circ f(v)$

初看起来似乎所有态射都是函数，实际上也不一定，比如下面这个例子，任何偏序结构 (P, $\leq$ ) 都构成范畴，该范畴中的对象就是 P 中的元素，任意两个元素 a 和 b 只要满足 $a \leq b$ ，那么 $a \to a$ 就是一个态射。另外，在相同的源对象和目的对象之间可以存在多个态射。我们拿 Set 范畴为例， $\sin$ 和 $\cos$ 都是从到 [-1,1] 的函数，但是他们不是相同的态射。

范畴公理

范畴需要满足三个公理。第一个就是态射的组合操作需要满足结合律。记作：

$f \circ (g \circ h) = (g \circ h) \circ h$

第二，态射在组合操作下是闭合的。所以如果存在态射 $f:A \to B$ 和 $g:B \to C$ ，那么范畴中必定存在态射 $h:A \to C$ 使得 $h=f \circ g$ 。比如以下面这个范畴为例：

f 和 g 都是态射，所以我们一定能够对他们进行组合并得到范畴中的另一个态射。那么哪一个是态射 $f \circ g$ 呢？唯一的选择就是 id_A 。类似地， $g \circ f=id_B$ 。

第三个公理，对任何一个范畴 C ，其中任何一个对象 A 一定存在一个单位态射， $id_A:A \to A$ 。这个态射是组合操作的单位元。

$g \circ id_A = id_B \circ g = g$

Hask ，Haskell范畴

本文重点关注一个叫 Hask 的范畴，该范畴由Haskell中所有类型组成，Haskell的函数就是它的态射， (.) 操作符便是态射组合，函数 f::A->B 就是 Hask 中的一个从类型 A 到类型 B 的态射。第一和第三个公理很容易验证通过，因为 (.) 操作符本身就是满足结合律的函数，而且很显然，对于任何函数 f 和 g ， f.g 还是一个函数。在 Hask 中，单位态射就是函数 id ，而且显然也满足第三个公理：

id.f = f.id = f

函子

这是从范畴 $\mathbf{C}$ 到范畴 $\mathbf{D}$ 的函子。图中的文字描述了对象 A 和 B 被转换到了范畴 D 中同一个对象，因此，态射 g 就被转换成了一个源对象和目标对象相同的态射（不一定是单位态射），而且 id_A 和 id_B 变成了相同的态射。对象之间的转换是用浅黄色的虚线箭头表示，态射之间的转换是用浅绿色的箭头表示。

OK，我们已经介绍了一些范畴，这些范畴里面都有些对象，还有一些态射能神奇地把对象关联在一起。下面我们要介绍一个范畴论中相当重要的概念，那就是函子，它甚至能把两个范畴关联在一起。函子本质上说其实就是范畴之间的转换。比如对于范畴 C 和 D ，函子 $F : C \to D$ 能够：

将 C 中任意对象 a 转换为 D 中的
将 C 中的态射 $f : A \to B$ 转换为 D 中的 $F(f) : F(A) \to F(B)$

“健忘”函子就是典型的一个函子： $\mathbf{Grp} \to \mathbf{Set}$ ，它能将群转换成它底层的集合，并将群的态射转换成集合上的相同行为的函数。另一个例子就是幂集函子： $\mathbf{Set} \to \mathbf{Set}$ ，它能将集合转换成他们的幂集，并将函数 $f : X \to Y$ 转换成函数 $\mathcal{P}(X) \to \mathcal{P}(Y)$ ，后面这个函数接收所有 $U \subset X$ 组成的集合（译注：也就是集合 X 的幂集），将它转换成 f(U) ，其中 $f(U) = \{ \, f(u) : u \in U \, \}$ 。对所有的范畴 C 都可以定义一个所谓的单位函子，也叫做 $1_C : C \to C$ ，它将对象和态射直接转换成它们自己。在后面要讲的 monad公理和他们的重要性一节中，我们将会看到单位函子的作用。

同样的，函子也需要遵守一些公理。第一，给定一个对象 A 上的单位态射 id_A ， F(id_A) 必须也是 F(A) 上的单位态射，也就是说：

$F(id_A) = id_{F(A)}$

第二，函子在态射组合上必须满足分配率，也就是说：

$F(f \circ g) = F(f) \circ F(g)$

Hask 上的函子

也许你已经看出来了， typeclass Functor 确实和范畴论中的函子概念关系紧密。首先函子包括两部分：首先它将一个范畴中的对象转换成另一个范畴中的对象，其次它还将一个范畴中的态射转换成另一个范畴中的态射。Haskell中的函子其实是从 Hask 到 Hask 的子范畴 Func 的，范畴 Func 是在定义该函子的类型上面的一个范畴。比如函子 list 就是从范畴 Hask 到范畴 Lst 的函子， Lst 范畴只包含一个类型 list ，也就是说函子 list 能将任意类型 T 转换为 [T] 。范畴 Lst 中的态射就是定义在 list 类型上的函数，即： [T]->[U] 。那么所有这些东西又如何跟Haskell的 Functor typeclass 联系在一起呢？我们回忆一下 Functor 的定义：

class Functor (f :: * -> *) where
    fmap :: (a -> b) -> (f a -> f b)

我们再定义一个实例：

instance Functor Maybe where
    fmap f (Just x) = Just (f x)
    fmap _ Nothing  = Nothing

关键的来了：type constructor Maybe 将任意类型 T 转换成新类型 Maybe T ，同时定义在 Maybe 上的 fmap 能将函数 a->b 转换为函数 Maybe a->Maybe b 。这样，我们就已经把函子的两个组成部分都定义了，将 Hask 中的对象转换到另一个范畴中的对象，并将 Hask 中的态射转换到该范畴的态射。所以 Maybe 是一个函子。

对于Haskell的 Functor 一个直观的感觉就是，他们代表了一类可以被map的类型。它可以是 list 或是 Maybe ，也可以是树这样复杂的结构。利用它我们可以编写一个执行实际map操作的函数，和 fmap 组合起来，然后就可以传递任意 Functor 结构给它。比如你可以写一个通用函数可以取代 Data.List.map ， Data.Map.map ， Data.Array.IArray.amap ，等等。

我们继续来看函子公理，多态函数 id 可以替代任意的 id_A ，所以第一条公理是满足的：

fmap id = id

直观地看，这句代码的含义是说map一个结构，然后对其中每一个元素啥也不做，和从一开始就啥也不做是等价的。

第二，因为态射组合就是 (.) ，那么：

fmap (f . g) = fmap f . fmap g

这条公理还挺实用。这里我们可以把函子想象成类似 list 这样的容器，等号右边就是一个要遍历容器两遍的算法：首先map这个容器，对其中元素执行函数 g ，产生一个新容器，然后map该新容器，执行 f 。而这条公理告诉我们，这个算法可以换成一个只需遍历一遍的算法，并对其中每一个元素执行 f . g 。这个过程叫做 fusion (译注：fusion啥意思不懂)。

将范畴论的概念对应到Haskell

现在我们来总结一下范畴论的概念要如何转换到Haskell上面呢？在这方面 Functor 提供了一个很好的例子。关键在于记住以下几点：

我们只探讨 Hask 范畴和它的子范畴
范畴的对象就是Haskell的类型
范畴的态射就是Haskell的函数
那些接受类型作为参数并返回另一个类型的东西叫类型构造子
那些接受函数作为参数并返回另一个函数的东西叫高阶函数
typeclass 以及它们提供的多态特性，正好反映了这样一个事实，那就是在范畴论中，其实很多概念都是在一组对象上定义的。

Monads

unit 和 join ，对monad中每一个对象都必须存在的两个态射

Monad是Haskell中一个相当重要的概念，实际上，它们最开始就是来自范畴论。monad 是一类特别的函子，它们拥有一些独特的结构。monad都是从一个范畴映射到其自身的函子。下面我们来看详细定义，Monad是一个函子 $M : C \to C$ ，并且对于 C 中每一个对象 x 都存在如下两个态射：

$\mathit{unit}^M_X : X \to M(X)$
$\mathit{join}^M_X : M(M(X)) \to M(X)$

在随后的讨论中，只要不产生混淆，我们就去掉上标 M ，只说 $\mathit{unit}_X$ 和 $\mathit{join}_X$ 。

现在我们来看看它是如何对应到Haskell的typeclass Monad 上的：

class Functor m => Monad m where
    return :: a -> m a
    (>>=)  :: m a -> (a -> m b) -> m b

类型约束 Functor m 可以确保我们已经拥有了函子结构：即对象和态射的一组转换关系。 return 就是对应的 $\mathit{unit}_X$ 。不过下面我们就遇到问题了，虽然 return 的类型酷似 unit ，但 (>>=) 的类型却很难跟 join 联系起来。反而下面这样的函数： join :: Monad m => m (m a) -> m a 看起来倒是跟 join 挺像的。实际上它们之间是可以互相转换的：

join :: Monad m => m (m a) -> m a
join x = x >>= id

(>>=) :: Monad m => m a -> (a -> m b) -> m b
x >>= f = join (fmap f x)

所以给出 return 和 join 和给出 return 和 >>= 是等价的。只不过在范畴论中通常用 unit 和 join 来定义monad，而Haskell程序员则更喜欢用 return 和 (>>=) _[3] 。范畴论的方式通常要更合理一点，因为对于一个结构 M 来说，如果存在一种自然的方式将任意对象 X 转换为 M(X) ，并能将 M(M(X)) 转换为 M(X) ，那么该结构很可能就是一个monad。这一点可以从下面的示例中看出。

示例：幂集函子同时也是monad

前面描述过的幂集函子 $P : \mathbf{Set} \to \mathbf{Set}$ 可以形成一个monad。对每一个集合 S 都有 $\mathit{unit}_S(x) = \{x\}$ ，将其中 S 的每一个元素映射到只含有该元素的一个集合。注意到这些只有一个元素的集合都是 S 的子集，所以 $\mathit{unit}_S$ 返回的正是 S 的幂集中的元素，这样就满足了 monad 对 unit 的要求。我们再来定义函数 $\mathit{join}_S$ ，输入为 $L \in \mathcal{P}(\mathcal{P}(S))$ ，它是：

S 的幂集的幂集的元素.
即 S 所有子集组成的集合的所有子集组成的集合的元素 .
即 S 的部分子集组成的集合

然后我们返回这些集合的并集, 这样就得到了 S 的另一个子集（译注：即 P(S) 的一个元素，也即成功地从 P(P(X)) 映射到了 P(X) ），公式如下。

$\mathit{join}_S(L) = \bigcup L$

由此可见 P 确实是一个 monad 。

其实 P 跟 `list` 几乎是等价的；除了后者处理的是列表而前者是集合，他们在其他地方基本一致。见表：

集合上的幂集函子 Haskell中的List Monad 类型定义类型定义

给定集合 S 和态射 $A \to B$ ：	给定类型 T 和函数 f :: A -> B
	$(P(f))(S)={f(a):a \in S}$	fmap f :: [A] -> [B]	fmap f xs = [ f a \| a <- xs ]
$unit_S:S \to P(S)$	$unit_S(X)={X}$	return :: T -> [T]	return x = [x]
$P(P(S)) \to P(S)$	$join_S(L)= \bigcup L$	join :: [[T]] -> [T]	join xs = concat xs

monad公理和他们的重要性

正如函子需要满足函子的公理，monad也有他们的公理要去满足。我们先把这些公理简单列举一下，并转换成haskell代码，最后再来探讨这些公理的重要性。

给定一个monad $M:C \to C$ 和态射 $f:A \to B$ 其中 $A,B \in C$ ，有公理如下：

$join \circ M(join)=join \circ join$
$join \circ M(unit)=join \circ unit=id$
$unit \circ f=M(f) \circ unit$
$join \circ M(M(f))=M(f) \circ join$

现在，大家应该可以很自然地把他们转换成下面这样的haskell代码了吧:

join . fmap join = join . join
join . fmap return = join . return = id
return . f = fmap f . return
join . fmap (fmap f) = fmap f . join

(记住，fmap是函子定义中负责转换态射的那一部分。)乍看起来，这些公理似乎看不出存在什么深意。这几条公理究竟有啥鸟含义，凭什么非要monad遵守这几条规定？下面便让我们来探索一二。

公理一

用 list 对公理一进行的演示. 记住在 list monad中 join 就是 concat ， fmap 就是普通的 map 。

为了方便理解这条公理，我们先用 list 作为例子。首先这条公理涉及两个函数， join . fmap join （等式左边）和 join . join (等式右边)。这两个函数的类型是什么呢？因为我们只探讨 list ，所以我们知道 join 的类型是 [[a]] -> [a] ，然后可以推出他们的类型都是： [[[a]]] -> [a] 。所以我们的参数是一个 list 的 list 的 list ，然后对这个三层 list 执行 fmap join ，然后再在返回结果上应用 join 。对 list 来说 fmap 就是我们熟悉的普通 map ，所以我们首先对最外层列表的每一个元素进行 join 操作，也就是将其中每一个元素坍缩成为单层 list 。这个时候我们就得到一个 list 的 list ，我们再在其上应用 join ，最终坍缩成为一个 list 。简单地说，我们先进入外层 list ，将第二层和第三层 list 坍缩成一层，然后再将这一层和最外层坍缩成一层。

等式右边又是怎么样一个情况呢？我们首先对我们的三层 list 进行 join ，虽然是三层 list ，但实际上 join 操作的还是两层 list ，因为 [[[a]]] 也可以当作是一个 [[b]] ，其中 b = [a] ，所以，某种意义上说，三层 list 只是内部元素也是 list 的一个两层 list 。所以如果我们将这个 list 的 list （的 list ）应用到 join ，它会将外面两层坍缩成一层，而因为第二层的元素本身还是 list ，所以我们得到的还是一个 list 的 list ，然后我们再应用一次 join ，最终坍缩成为一个 list ，总结起来就是说，等式左边是先坍缩里面两层，然后坍缩外面一层，而等式右边则是先坍缩外面两层，然后里面一层。而这条公理告诉我们，这两个操作应该是等价的。其实也有点像是在说 join 操作需要满足结合律。

Maybe 也是一个 monad，因为：

return :: a -> Maybe a
return x = Just x

join :: Maybe (Maybe a) -> Maybe a
join Nothing         = Nothing
join (Just Nothing)  = Nothing
join (Just (Just x)) = Just x

所以如果我们有一个三层的 Maybe 类型（举例来说，它可以是 Nothing, Just Nothing, Just (Just Nothing) or Just (Just (Just x)) ），公理一就告诉我们，先坍缩里面两层还是先坍缩外面两层是完全等价的。

公理二

我们再来看看第二条公理，同样我们还是用 list 做例子。第二条公理提到两个函数的类型都是： [a] -> [a] 。等式左边表达的是对一个 list 进行map的函数，将每一个元素 x 转换成者有这一个元素的列表 [x]，这样我们最终就得到一个单元素列表组成的列表。然后这个两层 list 通过join函数又重新坍缩回单层 list ，右边部分，接收整个 list [x, y, z, ...]，将它转换成单元素 list [[x, y, z, ...]] ，然后又坍缩成为单层列表。这条公理的含义没那么容易一下子说清楚，不过大概就是说，当你在一个monadic值上面应用return，然后再对见过使用join另它坍缩，不管你是在外层应用return还是在内部应用return，其效果是一样的。

公理三和公理四

最后两条公理就更加不言而喻了，要展现他们的真实性最简单的方法就是将他们扩展开来：

x -> return (f x) = x -> fmap f (return x)
x -> join (fmap (fmap f) x) = x -> fmap f (join x)

应用到do语法

OK，前面我们已经对monad必须遵守的一些公理进行了一些直观的陈述，但是这些公理为什么如此重要？这个问题的答案当我们看到do语法的时候就清除了。我们知道do只是一个语法糖，它其实就是多个 (>>=) 操作的组合：

do { x }                 -->  x -- test
do { let { y = v }; x }  -->  let y = v in do { x }
do { v <- y; x }         -->  y >>= \v -> do { x }
do { y; x }              -->  y >>= \_ -> do { x }

另外，我们其实可以通过上面提到的这些公理和 (>>=) 的定义，对 haskell 中的 monad 公理进行证明（证明过程有的地方比较复杂，如果没有兴趣也可以直接跳过）：

return x >>= f = f x 。证明：

  return x >>= f
= join (fmap f (return x)) -- 根据 (>>=) 的定义
= join (return (f x))      -- 根据公理三
= (join . return) (f x)
= id (f x)                 -- 根据公理二
= f x

m >>= return = m 。证明：

  m >>= return
= join (fmap return m)    -- 根据 (>>=) 的定义
= (join . fmap return) m
= id m                    -- 根据公理二
= m

(m >>= f) >>= g = m >>= (x -> f x >>= g) 。证明（联想 fmap f . fmap g = fmap (f . g) ）：

  (m >>= f) >>= g
= (join (fmap f m)) >>= g                          -- 根据 (>>=) 的定义
= join (fmap g (join (fmap f m)))                  -- 根据 (>>=) 的定义
= (join . fmap g) (join (fmap f m))
= (join . fmap g . join) (fmap f m)
= (join . join . fmap (fmap g)) (fmap f m)         -- 根据公理四
= (join . join . fmap (fmap g) . fmap f) m
= (join . join . fmap (fmap g . f)) m              -- 根据函子的分配率
= (join . join . fmap (\x -> fmap g (f x))) m
= (join . fmap join . fmap (\x -> fmap g (f x))) m -- 根据公理一
= (join . fmap (join . (\x -> fmap g (f x)))) m    -- 根据函子的分配率
= (join . fmap (\x -> join (fmap g (f x)))) m
= (join . fmap (\x -> f x >>= g)) m                -- 根据 (>>=) 的定义
= join (fmap (\x -> f x >>= g) m)
= m >>= (\x -> f x >>= g)                          -- 根据 (>>=) 的定义

这几条使用 return 和 (>>=) 的monad公理，可以翻译成如下的do语法糖：

无参(points-free)风格 do语句块

return x >>= f = f x	do { v <- return x; f v } = do { f x }
m >>= return = m	do { v <- m; return v } = do { m }
(m >>= f) >>= g = m >>= (x -> f x >>= g)	do { y <- do { x <- m; f x }; g y } = do { x <- m; y <- f x; g y }

现在，monad公理就变成了关于do语句块如何才能正常运转的称述了，如果有一个公理不满足，都会导致用户的困惑，因为do语句块的行为将和你期待的不一样。所以本质上说，monad公理其实是一份关于monad的可用性指南。

总结

在这一章中，我们一路走到现在，我们知道了范畴是什么，他们对应了haskell的哪些概念。我们介绍了包括函子在内的许多范畴论中的重要概念，同时还介绍了monad这样的高级话题，并且看到了他们对于haskell来说是多么的关键。我们没有介绍范畴论中其他一些基本概念，比如自然转换，因为就我们的目标来说并不需要。我们希望让你能对haskell背后的范畴论概念有一些直观的感受。

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来自网络的有关实验室语言与工程性语言的精 ... | （转）对 haskell 与 monad 的理解

2010-08-06 21:10
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1 楼 TNTDoctor 2012-11-12

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Monads

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公理二

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