Существует ряд довольно похожих языков, из которых, пожалуй, наиболее известен HOPE. И то, что представлено здесь, можно считать иллюстрацией современного стиля функционального программирования и противопоставить его более традиционному стилю функционального программирования, основанному на LISP.
Дэвид Тернер, Функциональные программы как исполняемые спецификации [Turn84].
В нулевой части истории мы выяснили, что к началу 80-х годов первый функциональный язык современного вида, с выводом полиморфных типов, АлгТД и паттерн-матчингом уже существовал [Burs80]. Но вышло так, что ни один из первого поколения компиляторов ФЯ, обзор которых мы сделали в первой части, не начал с имплементации такого языка.
В результате в начале 80-х появилось заметное число самобытных функциональных языков. Но им не долго оставалось быть существенно отличающимися друг от друга, да и вообще быть.
Вскоре начался процесс их унификации. Он включал в себя и скоординированные усилия по созданию одного универсального языка, и стремления отдельных разработчиков добавить в свой язык фичи как у всех. В результате немногие оставшиеся функциональные языки Эдинбургской исследовательской программы приобрели свой современный, узнаваемый вид. Об этом процессе мы и расскажем во второй части нашей истории.
Не смотря на все описанные в прошлой части успехи по компиляции ФЯ, HOPE - первый ФЯ современного вида - все еще оставался имплементированным с помощью медленного интерпретатора. Чего недоставало компилируемым функциональным языкам для того, чтоб догнать передний край худо-бедно интерпретируемых?
Все они уже функциональные, идеи Берджа восторжествовали после пары не самых простых для них десятилетий. Даже некоторые лисперы уже узнали про возвращение функций из функций и о том, что это неплохо бы поддержать в имплементации языка. Конечно, то, что несколько имплементаторов ФЯ теперь понимают возвращение функций из функций - это еще не значит, что это что-то широко известное. И донесение этого до более широкой общественности - основная тема и предназначение статей и докладов из которых можно было впервые узнать об остальных фичах.
Вывод типов Хиндли-Милнера достаточно хорошо известен и обычно либо уже имплементирован (в VAX-ML, LML и Cambridge ML) или не имплементирован потому, что автору языка хотелось бы чего-то большего и это что-то большее уже имплементировано вместо него (Ponder, Poly).
Хуже всего дела с АлгТД и уравнениями с паттерн-матчингом. Глава Хоара про композитные типы данных [Hoar72], написанная до изобретения BNF-образной формы АлгТД намного известнее, чем статья в которой такая форма описана [Hoar75]. Паттерн матчинг в VAX-ML самобытный, работающий не с привычными АлгТД. В ALFL есть уравнения с ПМ как в SASL, работающие только со встроенными списками.
Работавшие над языками с уравнениями с ПМ Бурсталл, Дарлингтон и Тернер не достаточно писали о своей работе над уравнениями с ПМ. В 70-е все эти уравнения оставались в обычно диссертациях, университетских отчетах и руководствах пользователя. Тот кто читал про работу Дарлингтона с Бурсталлом, как правило читал о ней в статье [Darl76] в которой уравнений еще нет. И если это легко объяснить тем, что когда статья была написана - уравнений с ПМ еще не было и статья просто долго ждала публикации, то похожую проблему со статьей Тернера [Turn79] объяснить сложнее. В самой популярной и цитируемой статье Тернера об SKI-интерпретаторе, вдохновившей так много героев нашей истории, Тернер по какой-то причине не посчитал нужным продемонстрировать уравнения с ПМ в новом SASL 76. Код похож на написанный на старом SASL и, следовательно, на ISWIM.
Карделли, скорее всего узнавший об уравнениях с ПМ таким же образом как и Тернер, приехав в Эдинбург, выбрал имплементировать ПМ и композитные типы данных не так как в HOPE. И Дарлингтон с Тернером выбрали (пока что) не имплементировать компиляторы своих языков с уравнениями для обычных машин.
В результате, книга [Hend80] об ФП одного из изобретателей ленивости Хендерсона, вышедшая спустя пять лет после книги Берджа все так же использует ISWIM, а не язык уравнений с паттерн-матчингом. Хендерсон описывает разбор структур в неформальной нотации, напоминающей Ландинскую, после чего имплементирует со всеми предикатами if-ми и селекторами. Одноуровневый ПМ и case-выражение упоминаются только как интересная концепция с одним примером. При том, что Хендерсон ссылается на работы Бурсталла и Тернера. Но, конечно же те, в которых они не посчитали нужным продемонстрировать уравнения с ПМ.
По большему счету все эти уравнения с ПМ в функциональных языках были представлены миру только на первых ФП конференциях в 80-е, когда работа над первыми компиляторами ФЯ уже шла вовсю.
В том, что первые ФП-конференции состоялись только в 80-е нет ничего удивительного. Как мы уже выяснили в нулевой части, до начала 80-х функционального программирования не было. Но чего наши читатели, скорее всего, не ожидают, так это того, что первая ФП-конференция была и первой регулярной Лисп-конференцией [Stee82b]. До нее была только конференция 64-го года в Мехико.
Где же лисперы докладывали о своей бурной деятельности, например о разработке MacLisp [Whit77] или NIL [Whit79]? Разумеется, на конференциях пользователей MACSYMA. Ведь, как мы уже выяснили в нулевой части, Лисп - это в первую очередь язык для имплементации MACSYMA, а все остальное - как повезет.
Но в 80-е Лисп довольно успешно освобождается от главного бремени (и смысла) своего существования, так что есть все основания начать проводить конференцию посвященную именно Лиспу.
Конференцию организовали и профинансировали Джон Аллен (John Allen) со своей женой Рут Дэвис (Ruth E. Davis) [McJo22]. Аллен работал в Стенфорде над тем самым мини-Маклиспом для не таких богатых лисперов из Стенфордского мини-Мака, который позднее использовал уже в Эдинбургском мини-Маке Милнер для написания LCF/ML. В конце 70-х Аллен основал The Lisp Company, которая разрабатывала Лисп для x86-машин.
Джон Аллен - не обычный лиспер, но лиспер, написавший книгу о Лиспе [Alle78], в которой ссылается не только на большинство имеющих какое-то отношение к ФП лисперов, но и на большинство героев обоекембриджской и ранней эдинбургской частей нашей истории, а также оказавших на них влияние. На Бойера, Берджа, Бурсталла, Черча, Карри, Дарлингтона, Гордона, Ландина, Милнера, Джея Мура, Джеймса Морриса, Локвуда Морриса, Ньюи, Плоткина, Поплстоуна, Рейнольдса, Скотта, Стрейчи (в том числе на тот самый доклад [Stra67]), Вадсворта (в том числе и на его диссертацию про редукцию графов), Вюийемена и, чтоб охватить совсем уж все имеющее отношение к ФП, Вейнгаардена, Algol 68 и прочих алголистов.
Что только частично можно объяснить стенфордскими связями авторов LCF и вообще отличием стенфордских лисперов от гораздо более стойко сопротивляющихся всему эдинбургскому лисперов МТИ.
Так что нет ничего удивительного в том, что он не хотел ограничиваться только Лиспом [Alle2005] и организовал первую конференцию по Лиспу, ставшую первой в серии проходящих раз в два года конференций по Лиспу и функциональному программированию (Lisp and Functional Programming Conference).
Конференция прошла в конце августа 1980-го года в Стенфорде, вскоре после первой конференции AAAI. Да первые ИИ-конференции, AAAI и ICML тоже начали организовывать только в 1980-ом году. Для тех, кто работает над каким-нибудь ИИ, который не является системой компьютерной алгебры MACSYMA.
Именно на этой конференции можно было услышать доклад о HOPE [Burs80] (и SKIM, что не так важно для этой части нашей истории).
Доклад о HOPE содержит редкий пример объявления АлгТД современного вида
data otree == empty ++ tip(num)
++ node(otree#num#otree)
и разбирающих его функций, написанных как уравнения с ПМ
dec insert : num#otree -> otree
--- insert(n,empty) <= tip(n)
--- insert(n,tip(m))
<= n<m then node(tip(n),m,empty)
else node(empty,m,tip(n))
--- insert(n,node(t1,m,t2))
<= n<m then node(insert(n,t1),m,t2)
else node(t1,m,insert(n,t2))
Примеров работы со встроенными типами вроде списков и натуральных чисел в то время было куда больше, тем более, что SASL и KRC поддерживали только их и большая часть ранних демонстраций уравнений с ПМ - это SASL и KRC.
Существует отчет [Stee82b] Стила о конференции с комментариями о каждом докладе. Так что у нас есть возможность узнать, что лисперы думали о ФЯ современного вида, когда они только появились.
Авторы утверждают, пишет Стил, что не пытаются быть оригинальными, а просто выбирают уже проверенные, хорошо изученные идеи. Но само сочетания идей - оригинально, решает Стил.
Итак, Стил признает HOPE и, соответственно, ФЯ современного вида чем-то новым. Но и для нового можно найти место в уже существующей классификации среди знакомых вещей.
Так, в нулевой части мы выяснили, что авторы языков алгебраической спецификации считали HOPE языком алгебраической спецификации. Пишущий главу о логических языках О’Доннел решал, что HOPE - логический язык. И Бурсталл не то чтобы был с ним не согласен. Тернер считал, что если и не логический, то ближайший родственник логических языков [Turn84].
Так что ничего удивительного в том, что лиспер решил, что HOPE - это типизированный, аппликативный Лисп. Лисперы даже включили интерпретатор HOPE, написанный в Эдинбурге на POP-2 в список имплементаций Лиспа, который составляли на конференции [Stee82b].
В июле 81-го в Университете Ньюкасла состоялось мероприятие, сравнимое с тем, чем была летняя школа 63-го года по “нечисленным вычислениям” для героев нулевой части нашей истории.
Десять лекторов, в том числе и такие важные герои истории ФП как Сассман, Уайз, Хендерсон и Джеймс Моррис прочли десять коротких курсов из трех-четырех лекций восьмидесяти слушателям, среди которых были Джон Хьюз и Саймон Пейтон-Джонс [Huda07]. Но важнейшими для продвижения языков с уравнениями и паттерн-матчингом были доклады Тернера и Дарлингтона.
Еще три доклада должны были прочесть приглашенные знаменитости, но Дана Скотт и ФП-алголист Фриц Бауэр не приехали, прислав замены. Не для всех эти обстоятельства оказались неудачными, заменявший Бауэра докладчик не дал упасть с лестницы третьей и единственной приехавшей приглашенной знаменитости - Эдсгеру Дейкстре.
Дейкстра прослушал половину лекций и написал отчет [Dijk81] о них. Достаточно критический даже по меркам Дейкстры отчет, в котором для лисперов не нашлось добрых слов. Но отзыв Дейкстры о докладах Дарлингтона и Тернера более-менее положительный, хотя и не без критики и иронии над грандиозной недописанной еще системы трансформации программ Дарлингтона. Дейкстра утверждает, что в докладе Тернера было больше нового, чем во всех прочих, но и преувеличивает важность своей темы Тернер больше, чем все остальные докладчики.
Дейкстра не упоминает в своем отчете то, что он уже знаком с Тернером и его работами. Но Тернер вспоминает [Hoar22], что они с Дейкстрой познакомились за год до того, что Тернер обсуждал с Дейкстрой SASL. Так что новое в данном случае, скорее всего, не для Дейкстры.
Сборник Ньюкаслских лекций вышел в 82-ом году под названием “Функциональное программирование и его применения” [Darl82].
Функциональное программирование привлекло к себе внимание, констатируют составители сборника Дарлингтон, Хендерсон и Тернер. Почему? Из-за лекции Бэкуса, продолжающегося “кризиса программного обеспечения” и “революции аппаратного обеспечения”. “Кризисом программного обеспечения” называют то, что развитие обычных языков программирования и методологии программирования не дает ожидаемого роста надежности и падения стоимости разработки программного обеспечения. Ничего удивительного, отмечает Тернер. Обычные языки слишком похожи друг на друга, изменения были не достаточно радикальными, чтоб от них был заметный эффект. Разумеется, у Тернера есть идеи достаточно радикальных изменений.
“Революцией аппаратного обеспечения” Дарлингтон, Хендерсон и Тернер называют то, что равномощный мэйнфрейму 70-х компьютер становится все меньше и дешевле. Как мы уже выяснили, удешевление памяти сыграло решающую роль в том, что функциональное программирования стало возможным на практике. Но составители сборника имеют в виду не это, а неминуемое появление параллельных компьютеров, для программирования которых лучше использовать ФЯ. Как мы уже выяснили в предыдущей части, в последующие пять лет это не нашло особого подтверждения.
Сборник лекций и открывающая его лекция Тернера [Turn82] “Рекурсивные уравнения как язык программирования” полны рассуждений о том, как нужно ФП для параллельных компьютеров и как параллельные компьютеры нужны для ФП. Мы уже кратко останавливались на этих идеях.
Но, к счастью, функциональное программирование нужно не только для программирования параллельных компьютеров. Свойства функционального кода легче доказывать. Функциональный код легче трансформировать в более эффективный. Но главное, функциональное программирование нужно для того, чтоб писать меньше кода.
Исследования показали, объясняет Тернер, не давая ссылок на эти исследования, что программист производит за год фиксированное количество отлаженного и документированного кода. Примерно полторы тысячи строк. Независимо от того, на чем он эти строки пишет, на ассемблере, на Фортране или на ФЯ. Но, разумеется, полторы тысячи строк на Фортране это не то же самое, что те же полторы тысячи на ассемблере. Код на Фортране в пять - десять раз короче кода на ассемблере, который делает то же, объясняет Тернер, не давая ссылок и в этом случае и не объясняя какого именно ассемблера. Поэтому Фортран такой грандиозный шаг вперед в развитии программирования. Он делает программиста в 5-10 раз продуктивнее.
Но со времен появления Фортрана прошло уже 25 лет, а новый язык, который был бы для Фортрана тем же, чем Фортран был для ассемблера, все не появлялся. Кризис программного обеспечения!
Но не нужно впадать в отчаянье. Такие языки долго не появлялись, но, наконец, появились. Это аппликативные, они же функциональные языки. Но, конечно же, не Лисп, который “все еще приходит на ум, когда говорят о функциональных языках”, поясняет Тернер. Функциональные языки, которые он имеет в виду - это SASL и KRC.
Смотрите сами. Вот Лисп, показывает Тернер:
DEFINE(((A (LAMBDA (M N)
(COND ((ZEROP M) (PLUS N 1))
((ZEROP N) (A (SUB1 M) 1))
(T (A (SUB1 M) (A M (SUB1 N)))
))))))
А вот KRC:
A 0 n = n + 1
A m 0 = A (m-1) 1
A m n = A (m-1) (A m (n-1))
В своей лекции из того же сборника [Darl82] Дарлингтон сравнивает уравнения с паттерн-матчингом и многоветочные if наподобие лисповых в одном и том же языке:
fact(0)=1
fact(n+1)=(n+1)*fact(n)
fact(n)=1 if n=0
n*fact(n-1) otherwise
И этот язык скорее NPL, чем HOPE. Дарлингтон упоминает HOPE, но в примерах не использует синтаксические детали, которые появились в NPL/HOPE с тех пор как Дарлингтон ушел из Эдинбургского Университета.
Эти примеры в какой-то степени демонстрируют преимущества уравнений с паттерн-матчингом. Но не так хорошо, как сравнение из доклада Уоррена о ненужности Лиспа [Warr77] [Warr77b]. Паттерн матчинг в примере Уоррена несколько интереснее потому, что разбирает списки. И Уоррен сравнивает паттерн матчинг Пролога с селекторным подходом Лиспа, используя его несуществующий M-синтаксис из статей, вместо существующего скобочного. Но Тернер и не скрывает, что хочет показать Лисп в плохом свете, а не только селекторный подход. Дарлингтон же не особенно заинтересован в сравнении с чем бы то ни было, он приводит конкатенацию списков в виде уравнений с ПМ в примере на следующей после факториала странице, но ни с чем не сравнивает.
append(nil,l2)=l2
append(cons(n,l1),l2)=cons(n,append(l1,l2)).
Но нужно ли? Программисты уже хорошо выучили селекторный подход и, вероятно, не нуждаются в напоминании для сравнения.
Доклад Тернера продолжается демонстрацией других примеров, в числе прочих и не-решета не-Эратосфена,
primes = sieve [2..]
sieve (p:x) = p:sieve {n;n<-x;n%p>0}
с помощью которого демонстрируют и преимущества Хаскеля на его официальном сайте и сорок лет спустя, в момент написания этих слов.
Завершается лекция Тернера полным текстом стандартной библиотеки KRC в которой демонстраций уравнений с ПМ более чем достаточно. Демонстраций многих современных возможностей, но не обязательно современного вида:
filter f [] = []
filter f (a:x) = a:filter f x, f a
= filter f x
Тернер заявляет, что его опыт аппликативного программирования раз за разом подтверждает, что код на SASL-образных языках на порядок короче, чем эквивалентный код на традиционных языках программирования.
Тернер не приводит никаких сравнений и примеров таких успехов и даже не говорит какой именно порядок имеется в виду. Даже выбранный им пример кода плохого Лиспа не в десять раз длиннее, чем пример кода хорошего KRC.
Но, конечно, среди функциональных программистов позднее нашлись желающие подтвердить, что код на ФЯ в 2-10 раз короче. В зависимости от смелости трактовки слова “порядок”. Подробность описаний этих подтверждений серьезно варьируется.
Так Вадлер в стенограмме обсуждения одного из более поздних докладов Тернера [Turn84] вспоминает, что написал одну и ту же программу на Лиспе и KRC. Кода на Лиспе получилось 40 страниц, т.е., надо полагать, 1.5-3 тыс. строк. Кода на KRC, вышло 4 страницы.
Наш старый знакомый по рассказу о SKI-машине NORMA Ричардс пишет [Rich85], что лексический анализатор (видимо, часть имплементации ARC SASL?) получается размером в 800 строк на Паскале-образном системном языке мэйнфрейма B1900, 400 строк на Лиспе и только 40 строк на ARC SASL.
Подробнее всего описан один из самых скромных успехов. В 83-ем году Саймон Пейтон-Джонс написал [SPJ85] на SASL генератор парсеров. Получилось 835 строк. Но Пейтон-Джонсу не удалось написать в десять раз больше строк кода на BCPL. Получилась только 1501 строка. Нужно заметить, справедливости ради, что BCPL не особенно многословный язык из-за отсутствия сигнатур типов и довольно легковесного ФЯ-образного синтаксиса. В статье достаточно примеров кода Пейтон-Джонса на SASL (но не полный текст программы), но не на BCPL. Как он писал на BCPL можно посмотреть в статье про сравнение SKI-интерпретатора с SECD [SPJ82].
Но даже такие совсем небольшие примеры - слишком большие для демонстрации в статье о преимуществах ФП. И пример подходящего размера был найден. Во времена первых ФП-конференций он еще не был готов, но вскоре после них начал использоваться для демонстрации краткости функциональных языков. Да, это был так называемый “квиксорт”.
Мы уже встречались с его ранними версиями в нулевой части нашей истории. Первоначально, “квиксорт” Берджа-Левенворта не был таким уж немногословным и был вполне сравним с квиксортом на Паскале по числу строк кода. У Ван Эмдена и Тернера он стал несколько компактнее благодаря паттерн-матчингу, но все еще не демонстрацией краткости, а в первую очередь демонстрацией того, что на логическом или функциональном языке вообще можно написать не совсем тривиальную программу.
Свою финальную форму этот “квиксорт” принял только с появлением ЦФ-нотации в языках Тернера. И придал ему эту финальную форму работавший Университете Кента над диссертацией Силвио Мейра (Sílvio Romero de Lemos Meira).
Рассказывая о “квиксорте” Мейры, Тернер ссылается [Turn84] на неотсканированный отчет [Meir83] 83-го года об имплементации сортировки на KRC. Отчет до нас не дошел, но дошло сообщение [Meir83b] Мейры в usenet группе net.applic, от 16 августа 83 в котором есть такой KRC код:
quick [] = [] ;
quick (a:x) = quick {y | y <- x; y <= a} ++
a:quick {z | z <- x; z > a} ;
В стандартной библиотеке [Turn83] новой версии SASL c ЦФ-нотацией от ноября 83-го года “квиксорт” занимает всего-то две строки:
sort () = ()
sort (a:x) = sort {b <- x; b<=a} ++ a : sort {b <- x; b>a}
Квиксорт на Паскале - пара десятков строк. Сокращение кода на десятичный порядок продемонстрировано.
Ричардс [Rich85] сравнивает 18 строк квиксорта на Паскале с “квиксортом” на ARC SASL, который он растянул на четыре строки.
sort [ ] = [ ]
sort (a:x) = sort [b; b <- x; b < a]
++ [a] ++
sort [b; b <- x; b >= a]
Может быть для того, чтоб продемонстрировать то, что преимущества в краткости растет с ростом серьезности программ. Может какие-нибудь игрушечные примеры и короче всего в несколько раз, но посмотрите на лексер. Реальная программа в 20 раз короче! Код реальных программ, правда, не показан.
Разработчик Lazy ML и его компилятора Томас Йонссон в своей диссертации [John87] тоже сравнивает квиксорт с “квиксортом”. В Lazy ML не было ЦФ-нотации, так что он просто использовал filter из стандартной библиотеки для получения двухстрочника. Не включил имплементацию фильтра в пример, в отличие от Берджа и Ван Эмдена. Но у Йонссона и квиксорт на Паскале покороче, чем у Ричардса - 15 строк. Только на одну больше, чем “квиксорт” Берджа.
В том же 81-ом году, когда Тернер и Дарлингтон прочитали свои лекции в Ньюкасле, состоялась вторая ФП-конференция, на которой с их идеями и языками уравнений познакомилась более широкая аудитория.
В октябре 81-го, уже знакомые читателям по предыдущей части, группа функциональных языков и архитектуры Арвинда совместно с группой вычислительных структур Денниса организовали в Портсмуте, Нью-Гэмпшир конференцию по функциональным языкам программирования и компьютерной архитектуре (FPCA). Как и LFP, эта конференция с тех пор проходила раз в два года, только по нечетным годам, пока в 96-ом они не объединились в одну ежегодную и, скорее всего, знакомую читателю ICFP.
Конференция была организована создателями (эмуляторов) специальных машин и они были центральной темой, но нашлось место и для мечтателей о том, у чего не будет такого мрачного будущего.
На первой FPCA 81-го года, скорее всего, присутствовали авторы LML и разработчики его компилятора Йонссон и Августссон. Там они не только увидели доклад Тернера, но и обсуждали с ним имплементацию ФЯ. Этот разговор подтолкнул Йонссона к изобретению G-машины, но, к сожалению, не подтолкнул Тернера к работе над более-менее эффективными имплементациями ФЯ на обычном железе. Это, разумеется, оказало серьезное влияние на то, как развивалась история ФП.
На этой конференции Тернер выступил с докладом “Семантическая элегантность аппликативных языков” [Turn81], в котором продемонстрировал написание и оптимизацию более серьезной программы, чем однострочники, которые демонстрировались до того. Серьезная программа растянулась на пару десятков строк. Сохранилась она не только в статье. Несколько вариантов этого кода поставлялись как примеры вместе с первой имплементацией KRC и её исходными кодами.
Программа строит гомологический ряд парафинов со всеми возможными изомерами. Да, в наборе бенчмарков GHC nofib есть такая программа. Но нет, это не порт KRC-кода на Haskell. В nofib переписанное на Хаскель другое решение той же задачи, которое демонстрировало уравнения с ПМ добавленные в другой язык, о котором мы еще напишем.
Когда программа на языке уравнений с ПМ разрастается аж до десятков строк, в ней начинают встречаться и бросаться в глаза более сложные примеры сопоставлений с образцом, использующие и вложение.
invert [[a,b,c],d,e,f] = [a,b,c,[d,e,f]]
invert x = x
Что может быть важно. Ведь, как мы выяснили в нулевой части, есть серьезные основания подозревать, что некоторые из тех немногих, кому посчастливилось увидеть примеры ПМ в 70-х, даже не поняли, что такое вложение возможно.
На этой же конференции состоялся доклад [Darl81] про планирующуюся параллельную ФП-машину ALICE с примерами на псевдо-HOPE. Да, и тут Дарлингтон использовал примеры без --- разделителей, вместо которых только отступы
MinOfList : List Integer -> Integer
MinOfList(x::nil) <= x
MinOfList(x::y::L)
<= Min(x, MinOfList(y::L))
Псевдокод похож на одну из версий NPL, от которых осталось меньше всего следов, но часто не имеет и обязательных сигнатур с типами. Так что слушатель докладов и читатель статей и в этот раз спасен Дарлингтоном от суровых реалий синтаксиса HOPE, близкое знакомство с которыми навряд ли способствовало бы популярности языков уравнений с ПМ.
В первые годы 80-х уравнения с ПМ используют как язык программирования или псевдокод в статьях только имеющие какое-то отношение к разработке NPL/HOPE и SASL.
Конференция 81-го года дает возможность посмотреть как даже Вадлер, впоследствии знаменитый своими статьями, использующими уравнения с ПМ, еще использует примеры на ISWIM с другой ассоциативностью применения функций (как обычно, в каждой статье свой ISWIM). В статье уже есть ссылки на работы Бурсталла, так что использование Вадлером ISWIM, скорее всего, последнее.
Родственное уравнениям с ПМ направление - алгебраическая спецификация - все еще представлено уже знакомыми нам по нулевой части бывшими разработчиками AFFIRM Гуттагом [Gutt81] и Мюссером [Muss81] и все еще разработчиками SCRATCHPAD [Jenk80]. Но ближайшие исполняемые языки с паттерн-матчингом и “уравнениями” были представлены только Пролог-образными языками [Clar81] и примерами кода вроде таких
mode merge(?,?,^)
merge(u.x,u.y,u.z) <- merge(x,y,z)
merge(u.x,v.y,u.z) <- u < v |merge(x,v.y,z)
merge(u.x,v.y,v.z) <- v < u |merge(u.x,y,z)
где на Прологах часто пишут обычные функции, которые проаннотированы как обычные функции. И может возникнуть вопрос: зачем вообще в таком случае писать на Прологе и смотреть на все эти неиспользуемые отличия от уравнений с ПМ?
После вышеописанных конференций и курсов про уравнения с ПМ знают уже все, кто должен о них знать для того, чтоб в 82-ом году на судьбоносной встрече в лаборатории Резерфорда — Эплтона затянувшаяся предыстория функционального программирования наконец закончилась и началась история.
В октябре 1977, в том же месяце, когда Бэкус получил премию Тьюринга, британское агенство SRC (с 81-го года SERC: Science (and Engineering) Research Council) сформировало панель Робертса. S(E)RC распределяло государственное финансирование между британскими проектами о которых обычно рассказывает наша история. И панель Робертса должна была решить, кто получит деньги в тяжелые времена “кризиса программного обеспечения”. Который, напомним, заключался в том, что железо дешевеет, а ПО дорожает. Отчет панели вышел в марте 79-го. Ответом на кризис должна была стать Software Technology Initiative (STI).
Наверное, решили в S(E)RC, у академиков или уже есть решения, или, по крайней мере, скоро будут. Но они не доходят до индустрии. Что делать? Нужно проводить больше курсов, на которых академики будут знакомить со своими исследовательскими языками и программами. Нужно создать “общую базу” ПО и железа, чтоб что-то разрабатываемое одними академиками могло быть скомпилировано и запущено другими академиками и не только ими. Общие языки Pascal и FORTRAN 77, общая ОС UNIX, общие рабочие станции PERQ [RAL83] [RAL84].
Pascal, FORTRAN 77 и UNIX выбраны потому, что уже популярны в академической среде. PERQ выбрана под влиянием Хоара и не появлявшегося в нашей истории с начала нулевой части разработчика Лондонского компилятора CPL Кулуриса [PERQ1].
Выбор Pascal и FORTRAN 77 не означал, что SERC боролся с исследовательским ПО на прочих языках и с новыми исследовательскими языками. В SERC планировали организовать разработку совместимых компиляторов для основных машин, причем планировали сделать так, чтоб из Pascal можно было вызвать функцию на FORTRAN 77 из которой, в свою очередь, можно бы было вызвать функцию на Pascal.
Организовывать совещания и курсы должна была Лаборатория Резерфорда - Эплтона (Rutherford Appleton Laboratory). И 17 ноября 1982-го года дошла очередь до встречи разработчиков ML, LCF и HOPE.
На встрече присутствовали как давние герои нашей истории: Милнер, Бурсталл, Дарлингтон, Хьюз и Майкрофт (один из изобретателей анализа строгости), так и будущие герои, такие как Митчелл. Гордон и Полсон не смогли принять участие, но прислали документ со своими новостями и пожеланиями. Хоар тоже должен был участвовать, но не поучаствовал. Впрочем, он уже сыграл существенную роль в начинающейся на этом собрании истории продвигая PERQ и приняв на работу в Оксфорде Бернарда Суфрина (Bernard Sufrin), научного руководителя Хьюза, который участие в совещании принял.
Заметки [Wads83] о совещании оставил Вадсворт, который после окончания работы над LCF/ML в 78-ом году ушел из Эдинбурга в Лабораторию Резерфорда - Эплтона.
Предполагалось, что участники встречи поделятся своими целями и общими нуждами и расскажут как STI лучше использовать их исследовательские достижения. SERC хотел, чтоб ML, LCF и HOPE заработали на рабочих станциях PERQ и чтоб были организованы курсы по их использованию. Разработчикам ML, LCF и HOPE нужно было придумать, как это может быть осуществлено.
На совещании зачитали послание Гордона и Полсона, подготовленное за пару недель до него [Gord82].
В заметках описаны работы Полсона и Жерара Юэ в Кембридже и INRIA над компилятором LCF/ML о котором мы уже писали подробнее в предыдущей части.
Полсон с Гордоном не горят особым энтузиазмом связанным с продолжением этих работ. Пишут, что они хотят использовать LCF, а не работать над его имплементацией и имплементацией компилятора ML для него.
Во время встречи в лаборатории Резерфорда-Эплтона Полсон планировал находится в Гетеборге, и обсуждать объединение усилий с теми, кто развивает собственную ветку LCF там.
Но если Гордон с Полсоном не очень-то и хотят работать над собственным компилятором, то почему не использовать компилятор Карделли?
Они пишут, что композитные типы данных и мутабельные ссылки в VAX ML лучше, чем в LCF/ML. Так же им нравится производительность кода, который генерирует компилятор Карделли. Но использовать этот компилятор они не хотят.
Компилятор и рантайм еще не доделаны и не готовы для использования. Например, не имплементирован ввод-вывод. Также, Полсон с Гордоном не хотят переписывать весь код на LCF/ML с которым у VAX ML множество мелких но хорошо распределенных по коду отличий. И в это время на LCF/ML написано уже больше LCF кода, чем в 78-ом году, к чему мы еще вернемся. Тем более они не хотят переписывать Лисп-код, который нужно переписывать потому, что у VAX ML нет интеропа с Лиспом, в отличие от их Кембриджского компилятора. Для имплементации LCF на PERQ они рекомендуют SPICE LISP, который имеет будущее потому, что имплементирует Common Lisp. И Common Lisp похож на MacLisp, так что потребуются только минимальные изменения LCF и Кембриджского компилятора ML.
Наконец, Полсон и Гордон недолюбливают VAX ML как язык, называя его “барочным”. А что им нравится?
Мэттьюз разрабатывает в Кембридже язык Poly (про который мы уже писали в предыдущей части), производительность имплементации Гордон с Полсоном считают хорошей, со временем можно будет использовать для написания будущих имплементаций LCF. Правда, будущее Poly не ясно, возможно скорое окончание финансирования от SERC. Гордон с Полсоном надеются на то, что Poly и ML могут быть, со временем, унифицированы. Poly может послужить источником идей для расширения системы типов ML.
Но больше всего им нравится HOPE. Ни Полсон, ни Гордон не писали ничего на HOPE, но дизайн языка произвел на них хорошее впечатление. Они настоятельно рекомендуют продолжать его развитие. HOPE - это ML, который “проще и чище”.
В каком направлении развивать HOPE? Нужны эксперименты с обработкой исключений, мутабельными ссылками и ленивостью. Также нужно больше экспериментов с отладчиками для таких языков как HOPE и ML.
Что еще нравится Гордону с Полсоном? Идеи Дэвида Тернера. Какие именно они не пишут, пишут только, что “не обязательно только нормальный порядок вычисления”. Больше неназванных идей Тернера должны быть использованы для развития языка HOPE, а идеи Карделли нужно использовать в имплементации. Со временем, HOPE с производительной имплементацией как у VAX ML может стать подходящим языком для имплементации будущих систем, таких как LCF.
Доклады прочих участников, по видимому, были похожи на письмо Полсона и Гордона, но пересказаны Вадсвортом сжато.
То, что в этой работе называется “Эдинбургская исследовательская программа” Вадсворт называет “типизированное функциональное программирование происходящее от ISWIM”. ML он называет “функциональным языком высшего порядка в стиле ISWIM”. Сегодня мало кто считает языки первого порядка функциональными. Но в 82-ом году были еще не так избалованы большим количеством ФЯ, так что записывали в ФЯ все что можно.
ML выделяют из прочих ISWIM-ов полиморфная система типов и абстрактные типы. HOPE - это ML без мутабельности и обрабатываемых исключений, но с паттерн-матчингом и функциями, определяемыми уравнениями, перегрузкой и ленивыми списками.
Тут нужно напомнить, что с отсутствием мутабельности не все так просто. Как мы выяснили в нулевой части, Эдинбургский HOPE позволял писать некоторые функции на POP-2, который поддерживал мутабельность еще как. И в Эдинбурге писали такие функции. Примерно как LCF/ML позволял писать некоторые функции на Лиспе. И как мы выяснили в прошлой, первой части, Лондонский HOPE имплементировали так, что полноценной поддержки (неоднократной) мутабельности нельзя было сделать в принципе.
На совещании вспомнили имплементации LCF/ML на разных Лиспах. В это время имплементация для PDP-10 сначала на Stanford Lisp, а затем на Rutgers Lisp еще работала в Эдинбурге. Но этому PDP-10 оставалось работать только пару лет, перспективы у имплементации неважные.
Другое дело версии для VAX Unix и Multics, которые разрабатывают совместно Кембридж и INRIA. Эти должны пригодится для портирования LCF на PERQ. Участники совещания не обратили внимания на жалобы в письме Гордона и Полсона о том, что они не особенно хотят работать над этим компилятором.
Обсуждают и независимый от предыдущего порт на VAX Unix в Гетеборге - видимо тот самый, который вдохновил чудом вывода типов Августссона делать не очередной SASL, а типизированный ленивый ФЯ.
Cardelli ML (так Вадсворт называет VAX ML) выглядит как идеальный ответ на требования SERC: имплементирован на Паскале и уже портирован на VAX Unix.
Обсудили и имплементации HOPE. О двух из них мы уже рассказывали. Первоначальная эдинбургская на POP-2 для PDP-10 тоже доживает последние годы. Интересно, что никто не рассматривает возможность портировать её на VAX с помощью POP-11. Может быть даже еще и не знают об этой имплементации или не особенно верят в её перспективность.
Бурсталл рассказал о планах по развитию HOPE в Эдинбурге: параметризованные модули и обработка исключений.
Дарлингтон рассказал о работах в Имперском колледже Лондона. Компилятор HOPE на HOPE, который там пишут не подходит для компиляции в FAM. И им нужен, по крайней мере, быстрый интерпретатор HOPE. Для целевого языка есть только эмулятор параллельного компьютера. Так что код на HOPE Дарлингтон с коллегами пишут дистанционно на Эдинбургской машине, которой недолго осталось работать.
Дарлингтон заверяет, что они поддерживают тесную связь с Эдинбургом для того, чтоб не допустить раскола HOPE на несовместимые диалекты. Тут нужно заметить, что в Эдинбурге и в Лондоне из опыта использования HOPE сделали разные выводы и сформулировали разные, часто противоположные пожелания по развитию языка, так что раскол на два диалекта вполне возможен.
Идет работа и над новой имплементацией HOPE на новом месте, правда с участием знакомых уже героев нашей истории. МакКвин в Bell Labs пишет имплементацию HOPE на Franz Lisp. Она транслирует HOPE в коды ВМ FAM Карделли. Но эти коды потом интерпретируются интерпретатором FAM на Franz Lisp, так что, видимо, не очень быстро. Не понятно, почему не использует компилятор своего коллеги по Bell Labs Карделли как бэкенд. Может быть просто руки пока не дошли?
Бурсталл недоволен скоростью исполнения HOPE кода и видит решение в микрокодовом интерпретаторе для ВМ Карделли FAM, в код которой будет транслировать компилятор, который пишет МакКвин в Bell Labs. Но в Эдинбурге рассматривают и другой план - использовать Spice Lisp, разработчики которого собираются использовать микропрограммируемый PERQ как Лисп-Машину. Но у собравшихся нет иллюзий о том, что это решение заработает раньше, чем через несколько лет.
В Эдинбурге Роберт Рэй, один из разработчиков WPOP, имплементации POP-2, которую использовали для разработки первого интерпретатора HOPE, как раз занимается портированием Franz Lisp на PERQ Unix. Перспективность Franz Lisp пока никого не беспокоит. Хотя уже идет работа над Common Lisp и наступление МТИ с Лисп-машинистами на группу Фейтмана. Может считают, что Franz Lisp не сильно от подмножества Common Lisp отличается, а группа Фейтмана еще не полностью разгромлена и Franz Inc. не основана.
Поэтому на совещании заключают, что самый простой путь портирования LCF и HOPE на PERQ - использовать их имплементации, написанные на Franz Lisp для VAX Unix. “Не должно потребовать больше нескольких дней”, когда Franz Lisp наконец заработает на PERQ Unix.
Но некоторым исследователям нужен ML без LCF, и чем выше производительность кода, который генерирует такая имплементация - тем лучше. Это исследователи, работающие над тремя проектами. В заметках Вадсворта не говорится, что это за проекты, но из последующих событий мы можем заключить, что Ханна хочет писать на ML доказатель, а Хеннесси с Митчеллом хотят писать имплементацию ML на ML. В следующей части мы расскажем об этих проектах подробнее. Для чего хотел использовать быструю имплементацию ML Суфрин - нам не известно.
Милнер советует (и с ним, в основном, соглашаются), что начать важнее с имплементации ML, которую легко использовать. Чтоб ML быстрее нашел больше пользователей.
К счастью, компилятор ML Карделли и удобнее в использовании, чем LCF/ML и генерирует более быстрый код, чем Кембриджской компилятор. И потому следует именно его использовать как основу. Но тут парой дней не обойтись.
Нужно писать новый генератор кода, сборщик мусора и, возможно, сделать какие-то изменения в коде компилятора на Паскале из-за отличия в диалектах для VAX и PERQ. Эту работу оценили в два человеко-месяца.
Суфрин предложил в среднесрочной перспективе, когда для PERQ будет доступно расширение памяти для микрокода, написать микрокодовый интерпретатор для абстрактной машины Карделли. За одно, можно будет использовать его и для новой имплементации HOPE, которую пишет МакКвин. И которая тоже компилирует в FAM-код. Хеннесси с Митчеллом и Суфрин даже готовы поработать над такой имплементацией.
Собравшиеся согласны, что переписывание LCF на ML Карделли того не стоит, LCF так и останется на Franz Lisp.
Курсы по HOPE, ML и LCF было решено провести летом 83-го в Эдинбурге и Лондоне. К этому времени, решили участники совещания, будет достаточно для них рабочих станций PERQ и будет завершено портирование имплементаций на эти рабочие станции.
На встрече разгорелась дискуссия о том, есть ли вообще смысл в поддержке и ML и HOPE. Не лучше ли объединить их в один язык, сочетающий их сильные стороны? Кто начал эту дискуссию и каковы были мнения всех её участников Вадсворт не пишет. Но пишет, что Милнер сформулировал её итог так: HOPE и ML представляют собой “разные точки спектра возможных типизированных ФЯ”. Разные цели привели к тому, что были выбраны отличающиеся компромиссы в дизайне этих двух языков. И оба языка нужно продолжать развивать. Пока еще не ясно, как должен выглядеть окончательный функциональный язык. На данном этапе нужно экспериментирование, а не стандартизация.
Через полгода после подведения этого итога, в апреле 83-го, у Милнера был готов первый черновик “стандарта” [Miln83], объединяющего HOPE и два диалекта ML.
Робин Милнер не только изменил свое отношение к объединению ML и HOPE. С конца 70-х годов он не уделял особого внимания ML и LCF, занимаясь вместе с Хеннесси семантикой конкурентности. Но теперь решил вернуться к работе над ML. Что же случилось?
Организованное SERC совещание о будущем ML напоминает прошедшее в предыдущем году организованное ARPA совещание о будущем Лиспа. И не так уж удивительно, что оно привело к похожим результатам - новому языку, претендующему на объединение существующих до него диалектов. В случае Common Lisp один из главных инициаторов работы по объединению писал и историю событий. Но не в случае с ML. Позднее Милнер напишет, что разрабатывать язык, объединяющий LCF/ML, VAX ML и даже HOPE, его убедил Бернард Суфрин. Как ему это удалось, правда, не известно. Авторы истории SML попытались разузнать какие-то подробности у самого Суфрина много лет спустя [MacQ20], но уточнили только время, когда переубеждение Милнера состоялось. Это произошло не на заседании в ЛРА, но на встрече Милнера и Суфрина вскоре после него, еще до окончания осени. Вероятно в Йорке.
Попытка объединения ML-ей, вероятно, могла бы состояться и без Милнера, но его участие несомненно оказало на процесс объединения и его результат огромное влияние. Мы можем оценить разницу сравнивая со следующей попыткой объединить ФЯ. Автора ФЯ, вокруг которого планировалось это следующее объединение, не удалось убедить поучаствовать.
Первый стандартный ML, который мы будем называть SML 83.4, но который так не называл его автор, спроектирован в основном Робином Милнером, который советовался с Аланом Майкрофтом. Черновик рукописного описания был готов в апреле 83-го.
Милнер пишет, что Standard ML - временное название. Как и Common Lisp. Но время перейти от временного к постоянному так и не пришло.
Standard ML не предполагается каким-то инновационным. И SML 83.4 таким не является. Цели:
1) исправить неверные решения и убрать излишества оригинального дизайна LCF/ML
2) добавить то, чего не хватает, а именно ПМ и АлгТД как в HOPE
3) определить, какой минимум пользователь может ожидать от имплементации ML
Типы данных HOPE, по мнению Милнера, нужны для того, чтоб доделать, завершить разработку ML наиболее естественным образом.
Милнер перечисляет с чем он связываться не собирается. В SML не будет ленивости, которая есть в HOPE. Но мы выяснили в нулевой части, что Эдинбургские разработчики HOPE, с которым общается Милнер, решили что ленивость не нужна. В отличие от Лондонских. Не будет и системы исключений, позволяющих бросать какие-то значения кроме строк. Только такие, как в LCF/ML. Но нельзя сказать, что уже есть готовое решение для более выразительных, хотя и есть идеи о том, как типизировать. Родственные идеям Дамаша о типизации изменяемых ссылок.
Интересно, что не задолго до этого Милнер писал о дизайне LCF/ML. Эта статья [Miln82] вышла в январе 83-го в том же номере самиздат-журнала Полиморфизм, что и отчет о встрече в ЛРА. Там он пишет, что АлгТД и уравнения с паттерн-матчингом может и слишком новые для языка, который принимает только проверенные фичи. И полиморфных изменяемых ссылок и более развитых исключений как раз не хватает ML для завершенности.
И тут мы переходим к более неожиданной части списка того, что в SML не попадает. SML должен стать объединением LCF/ML и HOPE с VAX ML Карделли, но фичам из VAX ML почему-то не находится места в SML. Полиморфные мутабельные ссылки, рекорды и варианты Карделли в SML не попадают.
Милнер пишет, что не считает что-то из этого неправильным. Но считает, что сбалансированный язык получается и без этого. Все это может быть добавлено потом, как расширение, но в базе этого не будет.
Основное влияние на дизайн SML, пишет Милнер, - это работы Карделли над VAX ML и Бурсталла и др. над HOPE. Но получается так, что Бурсталл придумал то, что в SML добавлено, а Карделли то, что в SML добавлять не нужно. Милнер утверждает, что “многое позаимствовано у Карделли”. Но многое ли? На наш взгляд позаимствовано не очень много. Видимо, не только Гордону и/или Полсону не особенно понравился VAX ML.
Милнер для начала определяет минимальное подмножество SML под названием Bare ML. Минимальный синтаксис без альтернативных конструкций. Без мутабельных ссылок и встроенных типов.
При применении функций f x в LCF/ML сначала вычислялась f, а затем x, но в VAX ML сначала вычисляется x, что позволило Карделли имплементировать более быстрое применение. В новом стандартном ML порядок вычисления не определен. Что можно посчитать редкой уступкой Карделли со стороны Милнера.
Одна из основных конструкций Bare ML - это некаррированная лямбда с несколькими ветвями ПМ как в HOPE (и как, позднее, function в OCaml и \case в Haskell)
fun v1. exp1 | ... | vn. expn
в HOPE она выглядела так [Burs80]:
lambda v1 => exp1 | ... | v2 => expn
Матчинг происходит, правда, не как в HOPE, а как в языке Тернера, Прологе и современных ФЯ: результат зависит от порядка паттернов. Одно из отличий ПМ в Bare ML в том, что в случае невозможности сопоставить ни один паттерн, выбрасывается обрабатываемое исключение.
Милнер почему-то приписывает изобретение HOPE-лямбды Алану Майкрофту. Милнер отмечает, что Майкрофт может не согласится с этим. И да, это вполне вероятно. Это лямбда из HOPE, едва ли Майкрофт претендовал бы на её изобретение. Может быть имеется в виду именно сочетание. Лямбды с многоветочным ПМ как в HOPE, но сам ПМ при этом как в SASL?
Вместо \, как в ML-ях до того, ключевое слово fun. И синтаксис изменился не только тут. Синтаксис в новом ML новый, не делается никаких попыток сохранить хоть какую-то совместимость с LCF/ML или VAX ML. И это, на самом деле, новое явление в создании диалектов ML. Те, что появлялись до сих пор, LCF/ML, VAX ML и Lazy ML могли отличаться мелкими деталями в “ядре” языка и не такими мелкими расширениями или исключениями существующих в LCF/ML фич, все равно оставались узнаваемыми ML-ями. Новый Standard ML 83.4 Милнера похож на LCF/ML не больше и не меньше, чем остальные ФЯ о которых мы пишем, не называющиеся ML
| DEC10 ML | VAX ML | STANDARD ML |
|---|---|---|
let z = x+y in |
let z = x+y |
let var z <- x+y; |
let w = z*z |
enc w = z*z |
` var w <- z*z` |
in |
in |
in |
| … | … | … |
От звездочек для обозначения параметров типов переходим к буквам с ' префиксом. Но конструкторы типов остаются постфиксными 'a ref, как в LCF/ML.
Все конструкторы с одним параметром, но не нужно писать c () в случае если тип этого единственного параметра unit. Для того, чтоб получить больше используются туплы и можно применить конструктор к туплу.
cons of 'a #'a list вместо cons ('a #'a list) как в HOPE для того, чтоб больше походило на речь на английском. | вместо ++ как в HOPE потому, что так в BNF и так разделяются ветки ПМ в лямбдах.
Суммы типов как у МакКарти из LCF/ML в новый ML не попали, только произведения.
Абстрактные типы данных теперь имеют конструкторы, которые можно разбирать паттерн-матчингом. Не автоматически объявляемые селекторы как в LCF/ML и VAX ML. Правда <=> вместо = для объявления абстрактных типов как в VAX ML. Действительно, нельзя сказать, что заимствований оттуда совсем нет.
Но это потому, что “пришло время избавиться от = в объявлениях”. В остальных объявлениях вместо = будет <-, но рассматривается и вариант be как в ранних SASL. Не <= как в HOPE потому, что Милнер решает, чтоб это означало только меньше или равно, “чтоб облегчить переход для программистов на Паскале”. Не думаем, что это самое крупное препятствие для перехода с Паскаля на HOPE.
BareML расширяется: декларациями инфиксной нотации, ассоциативности и приоритета.
Расширяется мутабельными ссылками. Да, Дамаш уже придумал как делать полиморфное присваивание, но лучше остановимся на мономорфном. В принципе, разрешает Милнер, желающие имплементаторы могут расширить расширение и добавить полиморфную мутабельность. И даже полиморфную рекурсию, если уж на то пошло. Но сам Милнер не собирается этого делать.
Обходить ограничения мономорфных мутабельных ссылок Милнер предлагает так же, как обходят мономорфизм сравнения: передавать мономорфные операции над ссылками в полиморфные ФВП.
И в SML есть перегружаемая проверка на равенство. Но не соответствующие ему констрейнты для параметров типов. Мономорфные операции проверки (не)равенства, которые определены для АлгТД (сравнение структурное) и мутабельных ссылок (равенство указателей).
BareML расширяется конструкцией для описания цикла. Но только одной и не такой выразительной, как в LCF/ML. Вместо всех разновидностей циклов только while.
Милнер не позаимствовал для Standard ML модули. Ни простые, которые уже есть в HOPE, ни параметризованные, которые для HOPE только разрабатывали на основе CLEAR. Можно импортировать файлы с кодом по имени файла.
BareML расширяется функциями ввода-вывода и сериализующими АлгТД в строки и разбирающие строки в АлгТД.
Минимальный набор конструкций Bare ML расширяется в Standard ML 83.4 несколькими конструкциями для удобства программиста, которые определяются однострочным описанием с помощью конструкций Bare ML или уже определенных расширений. Так Standard ML 83.4 есть where-выражение, определенное через let in. case of, определенное применением HOPE-лямбды с ПМ. if then else, определенный через case of, никакого тернарного оператора, как в обоекембриджских языках и LCF/ML.
Литералы для списков как в LCF/ML с ; разделителями.
Каррированные лямбды и декларации именованных функций определенные через базовые некаррированные лямбды. Определения минимальные, но похоже, что нельзя совмещать каррированные формы с многоветочным ПМ. И определения именованных функций несколькими уравнениями с ПМ не разрешены.
Немногочисленные примеры кода написаны в стиле, похожем на стиль в котором написан код на HOPE из [Ryde82]. В случае HOPE это объяснимо тем, что для объявления локальных функций нельзя использовать ничего кроме лямбды с ПМ, но из черновика следует, что у Standard ML 83.4 не должно быть такого ограничения. Некоторые расширения используются, но не синтаксический сахар для каррирования и именованных функций:
infix :: 30 right;
rec data 'a list <- nil | :: of 'a #'a list;
rec var map <- fun f, nil. nil
| f, x::l. f x :: map(f,l)
map (fun x. x + y, [1; 2; 3]) where y <- 2
причем выражение where то ли многократно используется с ошибкой, то ли короткое описание через let не отражает отсутствие необходимости писать var, обязательного в случае базового let.
Булевы операции - обычные функции как в VAX ML, вычисляют оба аргумента в любом случае.
Сильная сторона АлгТД в HOPE в том, пишет Милнер, что они в принципе позволяют определить все встроенные типы. В Bare ML нет предопределенных типов, но в Standard ML 83.4 они есть: unit, bool, Token, int и list. Милнер описал определения для них как АлгТД, которые варьируются от более-менее обычных сегодня для unit, bool и list, до непрактичных чисел Пеано для int и вовсе невозможного определения для Token с бесконечным количеством конструкторов для каждого из возможных сочетаний букв. Предполагается, что имплементатор предоставит эти типы данных с более практичными представлениями. Имплементаторов у Standard ML 83.4, правда, не было. Вскоре на смену ему пришла другая версия.
Первый черновик описания стандартного ML был, в основном, работой Милнера. Пусть и объединяющего идеи других людей, но самостоятельно решающего какие идеи объединить. Той же весной 83-го работа над новым языком стала более коллективной. Милнер пишет, что обсуждает язык со многими. Теперь даже большая часть идей о том, какие идеи объединять уже не его. А чьи?
Милнер вспоминает [Miln83b], что написать пропозал его уговорил Бернард Суфрин. Но не упоминает никаких подробностей и не включает (пока что) Суфрина в список авторов SML. Этот список разделен на две части. В второй его части те, кто не участвовал в обсуждении первого черновика, но принимали участие в создании первоначального ML: Локвуд Моррис, Малкольм Ньюи и Крис Вадсворт. Но нет тех, кто работал над NPL, например, Дарлингтон.
Первая часть списка авторов состоит из тех, кто обсуждал SML с Милнером лично или передал свои идеи. Мы не знаем точно всех обсуждавших SML с Милнером. Уже через пару месяцев, в самой первой записи об этих событиях Милнер пишет, что не помнит кто это был. Но, по крайней мере большинство известно.
Участники совещания в ЛРЭ может и стали делать то же, что и участники совещания лисперов, организованного DARPA незадолго до того, но SERC не стал делать то, что делало DARPA, не предоставил всем работающим над доступ к электронной почте. Так что авторам SML приходилось больше собираться вместе и писать друг другу с помощью почты обычной. Поэтому ранняя работа над SML имела выраженный географический центр.
Большинство авторов из первого списка Милнера работало в Эдинбурге вместе с ним. Это Кевин Митчелл (Kevin Mitchell), Джон Скотт (John Scott) и Алан Майкрофт (Alan Mycroft), работающие над имплементацией VAX ML, оставленной Карделли в Эдинбурге [MacQ14]. Этот форк VAX ML называется так же, как назывался VAX ML в его документации [Card82a], пока Карделли работал над ним в Эдинбурге - Edinburgh ML. Майкрофт уже поучаствовал в нашей истории как один из изобретателей анализа строгости.
Это пользователи и разработчики LCF [Miln82] [Gord2000] Дэвид Шмидт (David Schmidt) [Schmidt], Брайан Монахан (Brian Monahan), Стефан Соколовский (Stefan Sokolowski) [Sokolowski]. Шмидт один из тех, про которого вспоминают, что он не обсуждал SML с Милнером лично [MacQ15]. Другой такой участник - Дэвид Моссес (Peter David Mosses) [Mosses]. Соколовский, Моссес и Шмидт - доктора, которые поработали в Эдинбурге год или два в 82 и 83-ем, Монахан работал там над диссертацией до 85-го года.
Это авторы, имплементаторы и пользователи HOPE, уже знакомые нам по предыдущим частям: Род Бурсталл, Дональд Саннелла и Дэвид Райдхерд. Но вторая, Лондонская группа имплементаторов HOPE в обсуждениях участия не принимала.
Так вышло, что в это время работающие в Bell Labs в Нью-Джерси имплементатор ML Лука Карделли и имплементатор HOPE Дэвид МакКвин тоже были в Эдинбурге, судя по воспоминаниям МакКвина [MacQ14] [MacQ20], они не приезжали туда специально для того, чтоб обсудить SML.
Из Кембриджа приезжали другие наши старые знакомые имплементаторы LCF и ML: Майкл Гордон и Ларри Полсон. Из Франции приезжал новый важный герой нашей истории и новый имплементатор ML Ги Кузино (Guy Cousineau), передававший пожелания от еще одного заочного участника и уже знакомого нам имплементатора ML Жерара Юэ.
Принимавшие участие в судьбоносном совещании в ЛРЭ от Оксфорда и контактировавшие с Кембриджем и подписанные на почтовые рассылки эмелистов разработчики форка LCF и компилятора Lazy ML из Гетеборга не имели представителей.
В Эдинбурге, дома у Милнера [MacQ14], состоялись два больших обсуждения по 8-10 человек. Милнеру не особенно понравились дискуссии с большим количеством участников и он пишет, не хочет их больше проводить, считает, что собирать мнения в небольших локальных обсуждениях лучше.
И между апрелем и июнем 1983 состоялось несколько небольших обсуждений в INRIA, Кембридже, Эдинбурге. Но связующим звеном между ними был не Милнер, а МакКвин, который развернул активную деятельность и старался донести мнения от тех или тем, кто не мог поучаствовать в одном из основных обсуждений и обеспечить, как пишет Милнер, “когерентность”. Её сохранение очень беспокоит Милнера. Он торопится принять решения. Потому, что иначе “импульс будет потерян” и потеряны шансы получить “когерентный” дизайн.
Милнер пишет, что взгляды всех этих новых авторов SML нередко сильно отличались. Но и соглашались они друг с другом по многим вопросам. Милнер “надеется”, что те, чьи ожидания SML не оправдал смогут “принять” то, что у них получилось. Так что новый, второй черновик описания “пытается представлять консенсус”. Но часть этого консенсуса в том, утверждает Милнер, что хороший язык комитет не разработает. К счастью, SML разрабатывает не комитет. Что может прозвучать неожиданно, если речь идет об SML. Что Милнер имеет в виду?
Это, по видимому, означает, что может труд и коллективный, но с явным лидером. Скорее, как работа над CPL, но не как работа над Common Lisp, которую направлял “Квинкивират”, он же “Банда пяти”.
Это, конечно, не какая-то особенность разработки языка, которая мешает считать, что язык разработан комитетом. Или мешает языку являться языком, разработанным комитетом. Не стоит и преувеличивать желание Милнера направлять разработку.
Существует более сильный и необычный довод в пользу того, чтоб не считать SML языком, разработанным комитетом. Но к тому, какое желание Милнера, наоборот, не стоит приуменьшать и чем на самом деле является SML мы вернемся позднее. Когда будем писать о временах, в которых все это оказывало более существенное влияние на развитие SML.
С помощью “не-комитета” Милнер, в июне 83-го подготовил второй черновик описания SML [Miln83b]. Пока писал его, Милнер “убедился, что проблемы ML можно исправить сохранив характер ML”. И что из себя представляет этот самый “характер ML”? Опять таки, не совсем ожидаемо, но это HOPE.
type rec 'a list == nil | op :: of 'a # 'a list;
val rec map ($, nil) == nil
| map (f, x::l) == f x :: map(f,l);
map (fun x. x + y, [1; 2; 3]) where val y == 2 end
Делает ли добавление АлгТД и ПМ в любой ФЯ HOPE из этого языка? Нет. Мы еще увидим такую модификацию ML, которая не мешает языку быть узнаваемым ML. И увидим не одну. Даже предыдущий черновик описания SML представляет некоторую альтернативу настолько тотальной хопификации.
SML 83.4 выглядел более своеобразным языком, в котором в ISWIM-образный язык выражений добавлены АлгТД и паттерн матчинг. Но SML 83.6 довольно обычный в описываемое время язык уравнений.
К этому добавляется и множество совсем необязательных деталей, характерных для HOPE вроде более тяжелого синтаксиса со множеством ключевых слов и некоторого предпочтения туплов в ущерб каррированию. Объявление каррированных функций с помощью нескольких уравнений “не-комитет” обсуждал, но решил что это не понятно и ненужно. Исключили и каррированные лямбды, которые в 83.4 сосуществовали с лямбдами с многоветочным ПМ, как позднее будут сосуществовать в OCaml. Теперь только одна разновидность лямбд с многоветочным ПМ, как в HOPE. Упрощенная декларация каррированных именованных функций с помощью одного уравнения, правда, осталась.
Множество авторов и пользователей ML в “не-комитете” не особенно помогло стандартному ML больше походить на ML. Похоже, что многие участники не любят не только VAX ML, но и LCF/ML, включая и многих его авторов. Разумеется, нелюбовь авторов Standard ML к ML не единодушна и те, кому нравится LCF/ML еще заявят о себе позднее.
Большинство участников обсуждения предпочитают туплы из нескольких элементов как в HOPE (x,y,z) неоднородным спискам из пар как до того было принято в ML. Перечислениям через запятую там соответствуют такие конструкции: (x,(y,z)). Но не в SML. Там теперь туплы будут как в HOPE, плоские структуры с n безымянных полей.
В LCF/ML и первом черновике абстрактные типы данных были одной из основных конструкций, но Бурсталл и другие придумали энкодинг через АлгТД, которые Милнер называет более мощными. Так что в SML 83.6 абстрактные типы больше не в ядре языка. Это расширение, определенное через обычные АлгТД с одним конструктором, видимость которого ограничена телом АТД.
Но SML 83.6, конечно, не HOPE - это HOPE 2. Многие отличия от HOPE - это реализация планов Эдинбургских авторов и имплементаторов HOPE, с которыми мы уже знакомы. Вроде императивных фич, таких как мутабельность и исключения. Отказ от поддержки ленивых списков, которые в Эдинбурге посчитали бесполезными. Радикальное сокращение перегрузки, но все еще наличие перегрузки для некоторых операций вроде сравнения. Важное отличие от ML в котором перегрузки не было вообще.
Другие отличия от HOPE до этого момента в статьях о HOPE не обсуждались, но все равно продвигаются его авторами и имплементаторами. Так, МакКвин продвигает смену ПМ со своеобразного (и, по видимому, своеобразного и из-за особенностей имплементации) на привычный, зависящий от порядка паттернов как в SASL, Прологе и современных ФЯ. Но все равно линейный как в HOPE, переменные не могут повторяться для обозначения равенства как они могут в SASL и Prolog.
На заседаниях “не-комитета” много обсуждали ограничения ПМ и последовательность сопоставления с образцами. Неназываемые обсуждающие считают, что сопоставление от более конкретного к менее конкретному можно имплементировать эффективнее, хотя порядок слева направо и проще для программиста. Но МакКвин как раз разбирался с имплементацией ПМ для своего компилятора HOPE и убедил Милнера, что эффективную имплементацию можно получить и для порядка слева направо.
Акцентируем внимание на то, что воплощались планы на будущее HOPE именно от его Эдинбургских авторов и имплементаторов, не Лондонских, у которых совсем другие, часто противоположные планы. Но Лондон не имеет представителей в “не-комитете”. Правда, неназываемые участники обсуждения хотели запретить в SML изменяемые ссылки и исключения, но они оказались в меньшинстве.
Делает ли добавление в HOPE мутабельных ссылок (не таких как в LCF/ML) и абстрактных типов данных (не таких как в LCF/ML) из HOPE ML с элементами HOPE? С точки зрения Милнера - да. Но с нашей точки зрения HOPE, уже в момент своего создания получивший главную особенность и основное нововведение ML - вывод типов Хиндли-Милнера, больше похож на объединение двух Эдинбургских школ ФП-строения, чем Standard ML.
И NPL/HOPE линейка всегда отличалась от ML переработками синтаксиса, которые потребовали бы редактировать практически каждую строку кода. SML прошел через несколько таких переделок.
Уже во втором черновике многие детали синтаксиса снова изменились. Милнер не хочет использовать _ в качестве паттерна, который матчит все. Потому, что можно использовать _ и в именах. Поэтому в предыдуще черновике вместо _ использовалось any, а в этом используется $. Некоторые “не-комитетчики” хотят использовать , больше, например не только в туплах, но для списков как в HOPE. Но все равно пока для разделения элементов списка используется ; как в LCF/ML.
Выражения let и where теперь с end. “Не-комитет” достаточно много спорит о виде let и дополнительных ключевых словах для декларации типов и значений. Но большинство определенно считает, что val лучше, чем var из прошлого черновика.
<- вместо = из прошлого черновика тоже никому не нравится, так что теперь будет ==. Почему не хотят специальный оператор для сравнения, а не для байндингов? Сколько они собираются сравнений писать? Не понятно. Карделли не против того, чтоб использовать = и как сравнения и в синтаксисе объявлений. Пока что эта идея не победила. Может быть потому, что Карделли не против неё.
Карделли заявлял, что скоро структурные редакторы освободят программистов от заботы о конкретном синтаксисе, так что нужно описывать абстрактный синтаксис, а конкретный только рекомендовать. Но всех остальных конкретный синтаксис волнует гораздо больше и они спорят о нем до озверения, утверждает Милнер.
Решено, что язык будет полностью специфицирован. Очень важное для дальнейшей истории SML решение. Точнее важно то, что этому решению будут следовать. Как мы увидим в дальнейшем, не все создатели единых ФЯ способны на такое.
Цели обновленного SML декларируются теми же, что и в предыдущем черновике. Но, на практике, уже сделаны некоторые отступления от его анти-экспериментальной сущности. Исключение сделали для исключений. Теперь в SML исключения, позволяющие бросать любые значения, которые обобщают исключения-строки. В прошлом черновике это делать не собирались.
Новая система исключений придумана Майкрофтом, с использованием идей Монахана. Да, новая система исключений нигде не испытана, пишет Милнер, мы собирались избегать таких фич, но, вроде бы фича простая, работающая и безопасная.
Так что некоторые эксперименты возможны. Даже для экспериментов Дамаша с полиморфными изменяемыми ссылками появляется какая-то надежда. В SML 83.6 они не попали, но это уже не исключено в будущих редакциях. МакКвин пообещал разобраться с этим вопросом, пишет Милнер.
Эксперименты, которые все еще недопустимы - это, разумеется, эксперименты Карделли с рекордами. Этому ход в SML закрыт. АлгТД и ПМ как в HOPE поддерживает большинство участников обсуждений. Милнер пишет, что их можно было бы объединить с системой Карделли, добавив к конструкторам именованные поля. Но объединять не стали. Милнер опасается, что от такого богатства фич у пользователей языка глаза разбегутся.
Личное участие Карделли в заседаниях “не-комитета” не помогло сделать язык SML больше похожим на VAX ML. Но это не касается его стандартной библиотеки. Библиотеку потоков для ввода-вывода для SML теперь разрабатывает Карделли. Наработки Милнера по вводу-выводу выброшены, и Милнер передумал добавлять в ML перегруженные для любого АлгТД функции read и write потому, что их имплементация потребует “сложного и деликатного” взаимодействия с компилятором.
Но, конечно, когда сегодня один из тех (немногих), кто знает Standard ML читает, что ядро этого языка не задумывалось для экспериментирования с фичами, то экспериментальная фича, о которой он немедленно думает - это, скорее всего, не исключения и не рекорды. Это параметризованные модули.
И, разумеется, модули, не только простые модули, но и параметризованные и первоклассные уже обсуждаются комитетом. Простите, “не-комитетом”, конечно же. Модулей нет в LCF/ML, но простые модули есть в HOPE и уже позаимствованы Карделли для VAX ML. Мы также помним, что одна из самых амбициозных идей для следующей версии NPL/HOPE (Эдинбургской, не Лондонской, конечно) - это параметризованные модули на основе CLEAR.
Так что многие участники “не-комитета” хотят модули в SML, особенно имплементаторы ФЯ МакКвин, Карделли, Митчелл и Полсон, которым они нужны для раздельной компиляции, необходимой для практически полезной имплементации языка общего назначения.
Но Милнер не хочет модулей. Отказываясь от них он вспоминает о “консолидации” и отказа от экспериментирования. Как будто не делает тут же рядом исключений для экспериментирования. И как будто модули, по крайней мере простые, не проверены уже в HOPE не меньше, чем ПМ и АлгТД.
Но, конечно, сторонники разных модулей мешают друг другу добавить их в SML. Простые модули как в Hope и MODULA 2, за которые выступает Карделли, не добавляют, чтоб оставить место для параметризованных модулей МакКвина. Не понятно, правда, почему простые модули исключают добавление параметризованных, которые могут стать просто расширением простых. Но у модулей вообще, всех их видов, есть и другие, неназванные Милнером противники.
Правда, как и в случае с типизацией ссылок по Дамашу, Милнер против модулей только временно. Он не только допускает, но и ожидает, что модули будут добавлены, но не сейчас и не Милнером.
Милнер считает, что не разбирается в модулях. Писать стандарт с модулями надо тому, кто разбирается в них, имеет опыт использования. И такой стандарт будет через год или два. Чем скорее закончим с описанием SML, тем скорее начнем описывать его дальнейшее развитие - MML (Modular ML). Который, вероятно, будет совместим со всем SML кроме абстрактных типов данных, которые в языке с модулями не нужны - можно регулировать видимость конструктора АТД посредством модулей.
Но способ раздельной компиляции, который не обязательно является модулями, нужен уже сейчас, для SML.
Для этого используются система директив spec для декларации без имплементации. Эти декларации функций и типов в тех файлах, где их используют позволяют проверять типы и компилировать файлы по отдельности. Имплементации этих сигнатур должны быть в окружении в момент загрузки скомпилированного файла.
Типы в сигнатурах могут быть более общими. Если для АлгТД не используется ПМ и автоматически генерируемое равенство, то декларировать можно только часть конструкторов и “конструкторы” могут быть имплементированы как функции.
Для объявления синонимов для типов, deftype в LCF/ML (или type в Haskell) тоже используются директивы. Почему директивы? В SML 83.4 синонимов не было вовсе. Но все “не-комитетчики”, которые писали код какого-то заметного размера на ФЯ говорили Милнеру, что они очень нужны. Но даже они по какой-то причине считают их сомнительным хаком, так что они добавлены в язык не как обычная конструкция для объявления типа, а как директива вроде тех, что для раздельной компиляции.
Итак, процесс стандартизации ML продолжает отторгать идеи Карделли. Но Карделли был “достаточно добр, чтоб принять это” - продолжает хвалить его Милнер. Карделли написал детальный черновик мануала по VAX ML. И “щедро предложил” приостановить работу над мануалом для VAX ML пока описание SML не будет закончено. Но почему Карделли приостанавливает описание собственного языка? Что он “принимает”, в чем его жертва, за которую его продолжает благодарить Милнер?
До сих пор типичный ФЯ Эдинбургской программы был языком, определенным имплементацией. И если такой язык и изобретался на бумаге, как ISWIM до того, он либо так и не был имплементирован, либо то, что было позднее имплементировано довольно заметно отличалось, носило другое название и было типичным определенным имплементацией языком.
Не так с SML. Как Algol 68, SML сначала определен достаточно строго и имплементирован позднее достаточно точно для того, чтоб можно было говорить только о некоторых отличиях между языком и его имплементацией.
Как и авторы Algol 68, Милнер надеялся [Miln83b], что имплементаторы найдут проблемы в описании и самом языке. В отличие от авторов Algol 68 Милнер надеялся, что это произойдет в ближайшие месяцы и серьезных изменений не потребуется.
И у Милнера были основания надеяться. Как мы выяснили в предыдущей части, ко времени появления первых черновиков описания SML уже существовало несколько компиляторов ФЯ, и даже нестандартного еще ML, создатели которых проделали уже значительную часть работы нужной для того, чтоб имплементировать ML стандартный.
МакКвин пишет [MacQ14], что Митчелл, Скотт и Майкрофт, работавшие над форком компилятора VAX ML Карделли в Эдинбурге, начали использовать его для прототипирования дизайна SML после апрельских совещаний.
Тем временем в Кембридже Гордон посоветовал Мэттьюзу написать компилятор SML на Poly. Чем Мэттьюз и занялся [Matt89].
Как мы помним, сами Гордон с Полсоном не горели особым желанием имплементировать ML, так что вместо того, чтоб переделывать Cambridge ML в компилятор SML Полсон стал первым пользователем компилятора ML Мэттьюза. Но Poly не так похож на SML как ML, так что ничего удивительного, что его автору хоть и удалось имплементировать SML в ближайшие месяцы, но не в самые близкие.
Работающие над форком компилятора Карделли в Эдинбурге были лучше позиционированы для того, чтоб быстро сделать компилятор SML, но в описываемое время были заняты его полным переписыванием.
Поэтому, по всей видимости, первую имплементацию SML и единственную более-менее полную имплементацию SML 83.6 написал Карделли. И даже успел выпустить несколько версий.
Карделли выпустил последнюю версию VAX ML с достаточно подробным описанием [Card83] 14-го августа 83-го года. Она уже содержала некоторые элементы HOPE-фикации, не только названия конструкторов списков как в HOPE, но и экспериментальные простые модули как в HOPE. Это, конечно, не шло ни в какое сравнение с тем, что произошло дальше.
Уже в следующем месяце девятого сентября [Card83b] Карделли начал серию компиляторов SML и переработанных руководств пользователя. Эти версии Карделли называл “позициями”. Но, в отличие от танцевальных позиций, позиции у Карделли нумеруются с нуля (Pose O).
Трудно сказать, когда была выпущена первая позиция, в руководстве [Card83c] указана явно неправильная дата - 1-е августа - т.е. раньше, чем нулевая позиция и даже последняя версия VAX ML. Вторая позиция [Card83d] и последняя, (частично) имплементирующая SML 83.6, вышла десятого октября 83-го.
Разница между этими тремя версиями компилятора и их описаниями незначительная.
Разница между ними и последним компилятором VAX ML очень значительная. Карделли не добавил SML как дополнительный фронтенд, как делал в это время автор Poly Мэттьюз. Карделли заменил один фронтенд на другой. Просто удалил имплементацию своего собственного языка из своего собственного компилятора. Даже разработчики форка его компилятора в Эдинбурге этого не сделали, так что это еще не конец VAX ML. Но, определенно, конец его развития. Карделли пожертвовал своим основным экспериментом - рекордами и вариантами [MacQ14], которые заменены на алгебраические типы данных как в HOPE. Та самая жертва, за которую его благодарит Милнер в своем черновике.
Язык, который имплементируют Pose 0/1/2 отличается от SML 83.6, но предполагается, что отличия временные. Карделли пишет [Card83e], что не собирается больше поддерживать имплементацию собственного диалекта ML. Со временем, или его компилятор измениться чтоб соответствовать стандартному ML или стандартный ML изменится, чтоб соответствовать компилятору. Трудно сказать, почему Карделли все еще надеется на второй исход.
Отклонения имплементации Карделли от SML 83.6 можно разделить на две разновидности [Card83e]. Во-первых, не все эксперименты Карделли с ML закончены. Ввод-вывод частично имплементирует предложенный Карделли новый ввод-вывод для SML. Вместо системы деклараций сигнатур для раздельной компиляции из SML 83.6 в имплементации Карделли простые, непараметризованные модули. Они имплементируют идеи Карделли не полностью и работают не совсем хорошо.
Проверка типов для изменяемых ссылок осталась такой же как в VAX ML, более обобщенной, чем в черновике описания SML. В компиляторе Карделли осталась и поддержка массивов, которых нет в SML 83.6. Надежды на то, что это все может попасть в SML не считаются безнадежными.
Некоторые новые эксперименты из SML, зато, в компиляторах Карделли пока что не начались. Компилятор Карделли еще не поддерживает новые исключения, пока что можно бросать только строки как в LCF/ML. Карделли не имплементировал local конструкцию из SML. Не имплементированы полностью проверки для нового, перегруженного сравнения.
Работая над вторым черновиком, Милнер передумал делать порядок вычисления аргументов функции неопределенным и определил его не так как в VAX ML. В новой имплементации SML от Карделли порядок пока тот же, что в VAX ML, т.е. неправильный.
И, после перечисления таких недоработок в имплементации не самых амбициозных инноваций SML, может показаться неожиданным, что самое крупное изменение SML по сравнению с VAX ML - уравнения с паттерн-матчингом - имплементированы. Интересно, что Карделли, когда пишет эти уравнения с ПМ в своем руководстве пользователя компилятора, ставит разделители между уравнениями не в начале строк, как пишущие код на NPL/HOPE и Милнер в своем черновике, а в конце строк:
val rec map ($, nil) == nil |
map (f, x::l) == f x :: map(f,l)
Такой стиль оформления кода не получил особого распространения в среде программистов на SML, но, как мы увидим в дальнейшем, не будет считаться чем-то немыслимым программистами на родственных языках.
Итак, уравнения с ПМ наконец имплементированы. В значительной степени. Карделли не имплементировал сопоставления с числовыми и строковыми константами в паттернах. Хотя case of в SML 83.6 определяется через применение лямбды с ПМ, предполагается, что это специальный случай для проверки типов. Но, по видимому, это не(до) имплементировано в компиляторе Карделли. Компилятор Карделли не проверяет линейность паттернов, т.е. то, что новые связываемые имена не повторяются. Поведение в случае если они повторяются не определено. Проверка полноты ПМ тоже не готова.
Но главная часть - компиляция ПМ более-менее современного вида сделана. Теперь и в ML паттерн-матчинг - это не проблема для компиляции, как у имплементаторов языков алгебраической спецификации, а как и в Уорреновском Прологе - решение для получения кода, более быстрого чем Лиспо-образный код с предикатами и селекторами. Решение даже более эффективное из-за линейности ПМ, меньшей мощности паттерн-матчинга, чем в Прологе и в SASL.
В 83-ем году (в худшем случае в 84-ом, когда Карделли описал свой компилятор) уже не просто рассуждают о том, как это можно было бы сделать, как рассуждали в 70-е, а действительно делают [Card84]. Сопоставление образцов оптимизируется для исключения лишних проверок, и представление АлгТД в памяти становится достаточно компактным, чтоб определенный пользователем список был не хуже специального Лиспового. Дополнительная косвенность из-за МакКартиевского разделения на суммы и произведения больше не требуется:
┌───┐ ┌───┬───┐ ┌───┬───┐
│ ├──►│ 1 │ ├──►│ 2 │ 0 │
└───┘ └───┴───┘ └───┴───┘
специальные объекты без служебных полей в FAM-машине, правда, только для пар и троек, более крупные рекорды хранят еще и свой размер в начале.
Разумеется, это важное достижение стало возможным благодаря существенным наработкам сделанным до того. Карделли не единственный, кто пожертвовал своими собственными экспериментами ради SML. Эта жертва, правда, намного понятнее, чем жертвы Карделли. Потому, что эксперименты просто переехали в SML, экспериментатор получил, по видимому, все что хотел. Этот экспериментатор - коллега Карделли по Bell Labs МакКвин прекратил работу над своим незаконченным компилятором HOPE. И эта работа не пропала даром.
Идеи о компиляции ПМ появились у МакКвина еще в конце семидесятых, во время работы с Жилем Каном [Card84], с которым МакКвин работал в Эдинбурге в 75-76гг над корутинами для POP-2. С Каном мы уже знакомы по истории dataflow-машин.
Идеи получили дальнейшее развитие во время работы над первой имплементацией HOPE на POP-2 в 1979-80гг, вспоминает [MacQ22] МакКвин в 22-ом году. Но и в тот раз идея так и осталась идеей, в той имплементации компиляция ПМ так и не была сделана. Компиляция ПМ этим методом появилась впервые в имплементации HOPE на Franz LISP, которую МакКвин писал в начале 80-х в Bell Labs. И эти наработки были использованы Карделли для оптимизации ПМ в его компиляторе SML [Card84].
Идеи не были опубликованы, так что другому герою нашей истории, не так тесно связанному с разработкой SML пришлось изобретать компиляцию ПМ независимо и он свои работы опубликовал.
После всех этих лет “дозревания”, первое поколение паттерн-матчера МакКвина устарело на следующий же год после первого использования в реальном компиляторе. У МакКвина появились идеи получше.
Но это уже другие истории других компиляторов.
В ноябре 83-го был готов третий черновик описания SML [Miln83c]. Последний в этом году и первый дошедший до нас не в рукописной форме.
В предисловии более явно обозначается роль наработок HOPE в исправлении недоработок ML. Оттуда исчезли рассуждения про то, что комитет хороший язык не спроектирует и что SML проектирует совершенно точно не комитет.
В новом черновике Милнер больше не делит авторов SML на действующих и исторических. Теперь они разделены на два сорта. Основные контрибьютеры: Бурсталл, Карделли, Гордон, МакКвин, Милнер, Моррис, Ньюи и Вадсворт. И “также поучаствовавшие” Кузино, Юэ, Митчелл, Монахан, Моссес, Майкрофт, Полсон, Райдхерд, Саннелла, Шмидт, Скотт и Соколовский. На этот раз Суфрин записан в эту вторую категорию авторов. Еще новые люди в ней: Роберт Милн (Robert Milne) и Филип Вадлер.
Революционное предложение использовать ПМ-лямбду из HOPE и новая система исключений, как видим, не помогли Майкрофту попасть в основные авторы.
Главными результатом обсуждений второго черновика, пишет (печатает?) Милнер, было решение о разделении описания SML.
Двумя самыми обсуждаемыми частями языка о которых меньше всего согласия стали ввод-вывод и раздельная компиляция. Но все разногласия о том, каким должно быть ядро языка, касаются мелких деталей. Так что Милнер концентрирует усилия на описании ядра языка без ввода-вывода и модулей. Тем более, что ни выбор того, как именно будет устроен ввод-вывод, ни какие именно модули будут в ML, практически не повлияет на вид ядра языка, утверждает Милнер.
Тут можно было бы предположить, что разделение современного SML на язык модулей и язык функций - это результат действия закона Конуэя и дизайн SML воспроизводит структуру “не-комитета”, в котором собираются разрабатывать модули отдельно, а ядро языка - отдельно. Но мы уже выяснили в предыдущих частях, что еще в CLEAR, от которого модули МакКвина происходят, уже было явное разделение на язык модулей и язык функций. И оба языка составляющих CLEAR разрабатывали одни и те же люди в одно и то же время.
Описания ввода-вывода от Карделли и модулей от МакКвина должны быть готовы одновременно с третьим черновиком описания ядра SML и все вместе составят полное его описание.
Имплементатор может имплементировать все три описания или только часть из них, пишет Милнер, но “надеется”, что все три компонента будут приняты имплементаторами.
Полиморфные изменяемые ссылки все еще считаются недостаточно проверенными временем и Милнер все еще ждет хорошего описания от Дамаша или МакКвина.
Решение полностью исключить типы как у Карделли в VAX ML, а не совмещать их с АлгТД HOPE Милнер называет трудным.
В третьем черновике произведение типов обозначается не # (как в HOPE), а * (не как в HOPE). Сопротивление Милнера преодолено и теперь паттерн, который сопоставляется со всем - это привычное _ (как в HOPE), а сравнение и связывание имен привычное = (не как в HOPE). SML приобретает еще одну фичу HOPE - as-паттерн и теряет одну из самых распространенных фич эдинбургских и обоекембриджских языков - выражение where.
Еще одно отступление от / усовершенствование HOPE: теперь можно объявлять каррированные функции несколькими уравнениями
val rec map _ nil = nil
| map f (x::xs) = f x :: map f xs
авторы SML придумали как рассахаривать такой код в лямбды и case выражение:
val rec map = fun f . fun l .
case (f, l) of
( _, nil . nil
| f, x::xs . f x :: map f xs )
Рекордам Карделли ход в SML закрыт, но какие-то рекорды нужны и в SML 83.11 добавили “рекорды”, которые, скорее всего, уже знакомы читателю по другому функциональному языку. Такое вот объявление списка
type rec 'a list = nil | op :: of (hd:'a, tl:'a list)
рассахаривается в такой вот код:
type rec 'a list = nil | op :: of 'a * 'a list
exception hd : unit val hd(x::l) = x | hd(_) = escape hd
exception tl : unit val tl(x::l) = l | tl(_) = escape tl
И наш традиционный пример теперь выглядит вот так:
infixr 30 ::
type rec 'a list = nil | op :: of (hd:'a, tl:'a list)
val rec map _ nil = nil
| map f (x::l) = f x :: map f l
let val y = 2 in map (fun x. x + y) [1; 2; 3] end
Третий черновик стандарта вырывается за пределы тесного кружка авторов SML и вращается в несколько более широких кругах подписчиков самиздат-журнала “Полиморфизм”. Он опубликован в декабрьском выпуске. Как и обещал Милнер, вместе со статьями описывающими стримы Карделли для ввода-вывода и модули МакКвина. В том же выпуске и руководство пользователя очередной версии компилятора Карделли от 15 ноября 83-го [Card83e]. Теперь предполагается, что период накопления опыта имплементации и использования продлится “год или вроде того”. И Карделли не особенно торопится. Конечно, двойные равенства он заменил на одинарные, а $ на _, но менее тривиальные нововведения, вроде декларации каррированных функций несколькими уравнениями Карделли не имплементировал ни в этой “третьей позиции”, ни в следующей “четвертой позиции” [Card84b], вышедшей аж пятого апреля 84-го года.
Не известно, насколько полно имплементировал SML экспериментальный компилятор Мэттьюза на основе компилятора Poly, первая версия которого была готова и передана на испытания Полсону в конце 83-го года [Matt89].
Итак, после того, как Карделли выпустил четыре ежемесячных версии компилятора SML, пятую версию он выпустил уже почти через полгода. И шестую не выпустил никогда. Как вспоминает МакКвин [MacQ14], в 84-ом году усилия Карделли по работе над SML были “разбавлены” работой над “другими проектами” чтоб в 85-ом году “полностью иссякнуть” из-за “других интересов”. Что это были за проекты и интересы?
Карделли работал над надежным алгоритмом проверки типов для языка Альбано (Antonio Albano) и Орсини (Renzo Orsini) Galileo [Card85], который планировали имплементировать на основе компилятора VAX ML. Galileo - язык с рекордами и множественным наследованием. И пока Карделли работал над ним, у него появились идеи о том, как его структурные рекорды и варианты из VAX ML можно улучшить [Card84c].
Как мы помним, от структурности типов данных в VAX ML были одни неудобства. Даже если функция обращается только к полям a и b ее тип не может отражать только этот факт. Функция типа (|a:int; b:bool|) -> int не сможет принимать рекорд с полями, которые эта функция не использует. И нет смысла аннотировать значение, созданное конструктором варианта [|a=3|] как [|a:int|] - его не разобрать в case-выражении, которое разбирает и другие конструкторы. Придется объявлять синонимы для структурных типов и использовать их дальше как алгебраические типы из HOPE, только без удобств вроде вывода типов.
И первый шаг к исправлению всех этих проблем Карделли сделал решив, что функция, конечно, должна принимать рекорды с полями, которые она не использует, тип рекорда (a:a, b:b, c:c) должен быть подтипом (a:a, b:b), тип любого рекорда - подтип type any = (). И тип варианта [a:a] должен быть подтипом варианта [a:a, b:b]. Вариант type nothing = [] - подтип любого типа варианта.
Можно, например, описать тип только для структуры списка
type anyList = rec list. [nil: unit, cons: (rest: list)]
и функцию, которая обходит его
val rec length(l: anyList): int =
if l is nil then 0 else 1 + length(rest l)
а потом применять её к списку с “полезной нагрузкой” вроде целых чисел с типом
type intList = rec list. [nil: unit, cons: (first: int, rest: list)]
Аннотировать типы все равно пока что придется вручную, но может быть имплементатор Edinburgh ML Митчелл что-нибудь придумает [Mitc84].
Обратите внимание на то, что для описания своих идей [Card84c] сначала в отчетах Bell Labs 84-го года, а позднее и в статьях, Карделли использует псевдокод, больше похожий на VAX ML и позаимствовавший у SML некоторые детали, но не уравнения с ПМ как в HOPE или SASL. И естественным образом появляется подозрение, что Карделли переделал свой компилятор ML в компилятор языка уравнений не потому, что его переубедили и научили любить уравнения.
Эти подозрения находят новые подтверждения в новом языке Карделли Amber [Card86], который он разработал и имплементировал в том же 84-ом году для экспериментов со своими рекордами после того, как для них не нашлось места в SML. Amber и его имплементация [Card86b] описаны в отчетах Bell Labs в сентябре 84-го и июне 85-го, которые позднее, в 86-ом году опубликованы как статьи.
type IntList =
rec(List) [nil : Unit, cons : {first : Int, rest : List}];
value map =
rec(map: (Int -> Int) -> IntList -> IntList)
fun (f: Int -> Int, list: IntList)
case list of
[cons = c] [cons = {first = f(c.first),
rest = map(f,c.rest)}]
otherwise [nil = unity];
value y = 2;
map(fun(x : Int) x + y,
[cons = {first = 1, rest =
[cons = {first = 2, rest =
[cons = {first = 3, rest =
[nil = unity]}]}]}])
Во времена его появления, Amber считался ML-образным, но мы его таковым не считаем. Мы считаем его редким примером языка, который произошел от прото-языка Эдинбургской программы, но утратил один из ключевых признаков - параметрический полиморфизм.
Карделли не против параметрического полиморфизма в принципе, но пока не знает как совмещать его с полиморфизмом через подтипирование. Карделли не считает, что они несовместимы, предполагает, что наработки автора языка Ponder Фейрберна могут помочь решить эту проблему.
К имплементации Amber решение не поспело, но решение Карделли нашел. Тут нам уже надо переходить от рассказа о работах более известного другими работами Карделли как раз к тем другим работам которыми он и известен. И это уже другая история.
Amber - функциональный язык, Карделли пишет об отношениях подтипирования между функциональными типами и об уникальности семейства Galileo/Amber как функциональных языков с полиморфизмом через подтипирование.
Карделли написал компилятор Amber в байткод интерпретатора на основе FAM на Amber [Card86b]. Интерпретатор работал на Macintosh, персональном компьютере с процессором как на рабочих станциях, но с существенно меньшей памятью. Из-за этого ограничения имплементация Amber и была интерпретатором, а не компилятором в нативный код, а сборщик мусора был компактифицирующим, а не копирующим как в VAX ML.
Разработчики Standard ML смогли убедить Карделли начать переделывать свой компилятор в компилятор SML, но продолжал работать над имплементацией языка, отчищенного от интересных для Карделли фич он не долго.
Человеческие существа деградируют до состояния животных, когда спорят о конкретном синтаксисе.
Робин Милнер, Проект стандартного ML (второй черновик) [Miln83b]
Мы знаем, чем это закончилось.
Лоуренс Полсон, Воспоминания: от Edinburgh ML до Standard ML [Paul22b]
После убедительной победы стандартных эмелистов над одним из важнейших и, по-видимому, самым успешным на тот момент имплементатором ML их ждали новые победы. С, как выяснилось позднее, еще более важными последствиями.
Следующая встреча разрабатывающего SML не-комитета состоялась в Эдинбурге 6-8 июня 84-го года. В ней приняли участие эдинбуржцы Бурсталл, Милнер, Митчелл, Саннелла, Скотт. Бывший эдинбуржец, теперь представляющий Bell Labs МакКвин. Полсон представлял Кембридж, INRIA - Кузино, а Корнелл - Джеймс Хук (James Hook) - новый автор SML второй категории. Не-комитет также рассмотрел комментарии от Майкрофта и Кента Карлссона (Kent Karlsson), который суммировал взгляды неупомянутых эмелистов Гетеборга.
“К сожалению”, пишут [MacQ85] МакКвин и Милнер, в очередной встрече комитета не смогли принять участие Карделли, Юэ и Гордон. Но они были представлены своими коллегами.
На встрече обсуждаются планы о написании учебника, возможно на основе руководства к компилятору Карделли, но ориентирующийся как на образец на вышедший в том же году учебник по Scheme - Структура и интерпретация компьютерных программ.
Планируют разобраться с описанием формальной семантики. Может Моссес использует свои наработки.
Согласились, что SML - общественное достояние и кто угодно имеет право его имплементировать.
Решают, что нужна быстрая имплементация, чтоб “убедить мир в жизнеспособности SML”. Очень важно, чтоб SML не приобрел репутацию непрактичного, игрушечного языка, пишут МакКвин и Милнер. Конечно, очень некстати, что автор самой быстрой имплементации SML и, скорее всего, самой быстрой имплементации ФЯ на тот момент отвлекся на какие-то свои проекты и утратил интерес к имплементации SML.
Нужно разрабатывать и портируемую систему, что-то вроде Smalltalk 80. Системный образ, который смогут загружать несколько имплементаций одной виртуальных машины на разных платформах. Этим как раз занимаются Митчелл и другие, которые в 83-км году в Эдинбурге переписали форк нативного компилятора Карделли в интерпретатор байт-кода FAM.
Не-комитетчики считают, что первое время хорошая производительность будет несовместима с портируемостью, так что для осуществления этих планов потребуются по крайней мере две имплементации.
Значительная часть обсуждения посвящена модулям, вернее объяснению МакКвином модулей другим эмелистам. Мы рассмотрим модули позднее, пока отметим только, что запланированная независимость дизайна ядра языка от дизайна модулей уже не состоялась.
Для синтаксиса модулей нужны точки, так что лучше сократить их использование в синтаксисе ядра языка.
Милнер предложил заменить точки их отсутствием и требованием к паттернам быть “атомарными”. Не думаем, что тут требуется объяснение, потому что это предложение отвергли. Между .. и => выбрали =>, как в HOPE.
Синтаксис списков тоже сделали как в HOPE, с разделителем ,, а не ; как в LCF/ML.
Эти изменения - очередной шаг к современному виду SML, но не все шаги были к современному виду, были и шаги в другом направлении.
Поскольку синонимы типов снова стали одной из обычных конструкций для объявления типа (как были в LCF/ML, а точнее как в HOPE потому, что параметризованные), было решено использовать ключевое слово data для того, чтоб отличать от них декларации алгебраических типов. Но, скорее всего, не так как вы подумали, а так:
type bool = data true | false
Соберем все эти изменения в наш традиционный пример:
infixr 30 ::
type rec 'a list = data nil | op :: of 'a * 'a list
val rec map _ nil = nil
| map f (x::l) = f x :: map f l
let val y = 2 in map (fun x => x + y) [1, 2, 3] end
Да, Хаскеле-образных “рекордов” Милнера в SML больше нет. Но фича нужна имплементаторам, которые хотят писать компилятор SML на SML. Поскольку Карделли уже потерял интерес к SML, в ML можно вернуть рекорды без кавычек, типы-произведения с метками в “гармонии” с произведениями без меток. Займется их разработкой МакКвин. Решили, что сначала пара видов рекордов будут расширениями, не частью ядра языка, но интеграция в ядро лучшей из экспериментальных систем рекордов весьма вероятна.
Не смотря на то, что ядро языка должно разрабатываться отдельно от модулей, МакКвин продолжает генерировать идеи о том, что можно заменить при наличии модулей. Может и генеративные АлгТД как в HOPE не нужны и можно обойтись структурными суммами как у Карделли, а новые, отличающиеся типы будут производиться из них модульными механизмами. Было бы забавно, если бы сразу после того, как Карделли потерял интерес к SML, его бы превратили в VAX ML с параметризованными модулями, но идею посчитали слишком экспериментальной для SML.
То, что абстрактные типы данных не нужны в языке с модулями решили уже давно, но ядро языка все еще собираются стандартизировать отдельно от модулей и что делать с ними после добавления модулей пока не ясно. Может быть АТД будет просто альтернативным синтаксисом для модуля, а не отдельной конструкцией в SML с модулями.
В SML добавлены числа с плавающей точкой, а с ними добавляются и новые перегруженные операции. Арифметика теперь тоже перегружена.
Но это не все, возвращаются перегруженные операции для печати значений, от которых уже отказывались. Добавляются две специальные функции, называемые теперь “type-driven”: makestring и print. print - тоже специальная функция потому, что написать полиморфную “type-driven” функцию нельзя, не будет контекста с информацией о типе для makestring и требование такого контекста нельзя поместить в сигнатуру. Примерно в это же время Карделли работает над решением этой проблемы, но не для SML, а для своих полиморфных рекордов.
Милнер подготовил новую редакцию описания ядра языка [Miln84] в следующем месяце, в июле 84-го. В октябре - еще одну редакцию [Miln84c], отличающуюся уточнениями и исправлениями в примерах кода. Например уточняется, что синонимы типов не могут быть рекурсивными, а в примеры с туплами добавлены скобки, которые теперь нужны для того, чтоб отличать их от списков.
Но SML 84.7 (или 84.10) - это не тот SML, который стал в 84-ом году известен в более широких кругах, чем подписчики самиздат-журнала “Полиморфизм”.
В августе 1984 состоялась очередная конференция по Лиспу и функциональному программированию LFP. Мы не знаем, о каком SML был доклад, но в сборнике докладов конференции опубликовали [Miln84b] ноябрьский черновик прошлогоднего SML 83.11 c Хаскеле-образными “рекордами” и без нового Алгол-68-образного способа объявления АлгТД, что, скорее всего сказалось на его распространенности в дальнейшем. Понятно, что с момента отправки статьи до ее публикации проходит заметное время.
Но как описание языка помещается в лимит страниц для доклада? Просто: на каждой странице сборника по паре страниц описания, развернутых на 90 градусов. Выглядит не очень хорошо.
Впрочем, для нашей истории важнее не те изменения, которые были сделаны в SML 84.7, а те, которые делать оказались.
Конечно, не у всех несостоявшихся изменений были серьезные последствия. Например, некоторые не-комитетчики хотели оба вида комментариев: и скобки и однострочные, но это предложение отклонили. Полсон предлагал определения для операторов вида infix precedence op = id, где id уже определенная функция. Примерно как намного позднее сделали в PureScript. Этому предложению тоже не хватило поддержки. Обсудили или-паттерны, выяснили, что они никому особо не интересны, но возможен небольшой эксперимент в будущем. Кстати, на этом совещании договорились использовать термин “pattern” вместо “varstruct”.
О предложениях из Гетеборга мы знаем только, что они не любили as-паттерны по какой-то причине, но as-паттерны из SML не убрали.
Несостоявшимися изменениями с серьезными последствиями были предложения Ги Кузино, представителя INRIA.
Кузино и примкнувший к нему представитель Корнелла и Роберта Констебля (Robert L. Constable) против исключения из языка where-выражения и хотели его вернуть в SML. И вообще в INRIA и в Корнелле хотели бы SML синтаксис больше похожий на ISWIM и LCF/ML, например let f x = вместо let val f x =. Некоторые участники обсуждения очень сильно ненавидели val, вспоминает Полсон, и до сих пор настаивают на том, что синтаксис SML уродливый.
Выражение-where из SML убрали потому, что если объявить ассоциативность, приоритет и т.д. оператора в нем, то это объявление будет после использования, что плохо для парсера. Также, конструкцию посчитали сложной для программиста. Трудно понять область видимости. И МакКвин с Милнером пишут, что where “с сожалением” решили не возвращать в язык.
val добавили для того, чтоб было легче отличать объявление функции от матчинга конструктора и убирать не собирались.
Но Кузино предлагает не только возвращение в прошлое, он желает и новых для ML фич, выступает за нелинейные паттерны как в SASL и Прологе, хочет писать
val MP(x ==> y, x) = y
В не-комитете SML посчитали, что это плохо для оптимизации ПМ. Можно, конечно, и поэкспериментировать, тем более, что Кузино имплементировал такой ПМ, правда, как и ожидалось, не оптимально.
Помимо официального отчета МакКвина и Милнера о встрече [MacQ85] есть еще и воспоминания Полсона [Paul22b]. Полсон пишет, что не помнит точно, какую из встреч не-комитета он вспоминает, ту, что была в апреле 83-го или ту, что была в июне 84, но по описанию больше похоже на ту, что была в 84-ом. Вспоминает он это почти сорок лет спустя. Но смутность воспоминаний Полсона компенсируется его желанием обсуждать то, чего отчет МакКвина избегает.
Из документов, которые нашли и оцифровали историки SML видно, что кто-то побеждает. И понятно кого. Но кто этот победоносный автор, сделавший стандартный ML стандартным NPL? Полсон в своих воспоминаниях называет его имя. Это Дэвид МакКвин.
И пришло время МакКвину побеждать INRIA. Кузино представил предложения Юэ и все они были отклонены комитетом. У Юэ и МакКвина явно были разные виденья ML, заключает Полсон.
Полсон неоднократно приводит цитаты неких неназванных знакомых. И одна из них рассказывает о том, что на заседаниях не-комитета “было сложно услышать что-то за грохотом сталкивающихся Эго”. И Ги Кузино, представлявший INRIA-эмелистов, вспоминает Полсон, просто не имел подходящего Эго для таких столкновений, был “тихим” и “мягким”.
Жерар Юэ же, по мнению работавшего с ним над компилятором ML Полсона, подходил для таких столкновений гораздо лучше. Юэ бы “отчаянно настаивал на своих требованиях”, утверждает Полсон, но Юэ не было на заседании не-комитета и МакКвин добился своего. И Полсон согласен с МакКвином по всем пунктам. Полсону не нравились ни нелинейные паттерны, ни выражение where, ни синтаксис LCF/ML. Этот синтаксис Полсон считает смесью идей из ISWIM и странностей, произошедших от неумения имплементаторов ML 70-х парсить, о котором ему рассказал Гордон.
Но Полсон не считает конкретный синтаксис таким уж важным. Трагедия раскола в том, пишет Полсон, что разногласий по важным принципиальным вопросам не было. И ради предотвращения раскола можно было бы и уступить по ряду не особенно важных вопросов.
“Французы не получили ничего из того, чего хотели” - цитирует Полсон еще одного своего неназванного знакомого. Мы знаем, чем все это закончилось, подытоживает Полсон. И мы действительно знаем, торжество французского ML над британским ML сегодня не вызывает никакого сомнения. В 22-ом году Полсон считает, что МакКвин выиграл битву, но проиграл войну. Но в 84-ом году такой исход должен был выглядеть не очень вероятным. Полсон называет это совещание “судьбоносным”, именно на нем произошел “злополучный раскол”, который “создал то, что позднее было названо Caml”. Но для того, чтоб Standard ML стал, по словам Полсона, “трагически упущенной возможностью” не достаточно создать Caml. Caml создала небольшая оппозиция к более многочисленному движению, развивающему несколько имплементаций. Чтоб Caml стал для него угрозой, что-то в этом движении должно было пойти не так. И у разгромившего французов на судьбоносном заседании МакКвина есть идеи на этот счет. Но это уже другая история.
Констебль и прочие разработчики Nuprl в Корнелле, неудовлетворенные направлением развития SML, просто продолжили использовать и поддерживать форк Cambridge ML 4.3 [Nuprl94], имплементирующий LCF/ML в практически первозданном виде. Так этот язык пережил многие более новые функциональные языки и дожил до наших дней.
Но в INRIA участники проекта Formel не хотели использовать LCF/ML, они хотели использовать такие фичи HOPE как паттерн-матчинг и алгебраические типы данных. Но чтоб у всего этого была LCF/ML эстетика.
Когда Полсон пишет, что в результате “раскола” получился Caml, читатель скорее всего подумает про OCaml и будет обескуражен тем, что OCaml не так и похож на LCF/ML, не имеет выражения where и нелинейного паттерн-матчинга. Но OCaml - не первый и даже не второй язык, который получился в результате этого самого “раскола”.
Первый получился после того, как летом 84-го Ги Кузино добавил ПМ и АлгТД в Cambridge ML [HOL88].
Эти изменения не привели к изменению названия, язык продолжили называть ML, указывая версии Cambridge ML с новыми фичами 5 (скорее всего) и 6 (это уже точно).
Не убирая из языка обычную, каррированную ML-лямбду \p1 p2. exp, Кузино добавил некаррированную, поддерживающую несколько ветвей HOPE-лямбду fun C1 p1. exp1 | C2 p2. exp2, оставив при этом точку разделителем между паттерном и телом функции. Добавил и case-выражение
case x of
(C1 p1) . exp1
| (C2 p2) . exp2
Уравнения с несколькими ветвями Кузино добавлять не стал, так что получившийся ML остался чистым языком выражений и выглядел скорее как придуманный Бурсталлом в конце 60-х ISWIM с паттерн-матчингом, а не как разработанные им в последующие пятнадцать лет языки уравнений.
Объявления алгебраических типов данных продолжили использовать те же ключевые слова, что и объявления синонимов типов, | достаточно, чтоб их отличить:
lettype T = C1 of T1 | C2 of T2
Весь остальной синтаксис остался неизменным, ничего похожего на множество мелких отличий как у VAX ML Карделли и уж тем более переделывания синтаксиса почти с нуля как в SML. Язык получился примерным надмножеством LCF/ML, все инновации его только расширяли:
rectype * list = nil | $. of * # * list;;
letrec map f = fun nil . nil
| (x.xs) . f x . map f xs;;
map (\x. x + y) [1; 2; 3] where y = 2;;
Использование этой модификации Cambridge ML не было ограничено INRIA или прочим анти-SML-сопротивлением, на этом языке стали писать и другие пользователи Cambridge ML, например Гордон, который, судя по посланию, зачитанному на встрече в ЛРА, положительно относился к HOPE.
И использование Cambridge ML продолжилось, тем более, что замена его на компилятор Карделли не состоялась, а все прочее требовало еще больше работы для доведения до состояния, пригодного для использования.
Но в INRIA замену для него стали готовить уже в том же 84-ом году. У французских эмелистов было много идей и сами они объясняют раскол не привязанностью к синтаксису LCF/ML, а сомнениями в том, что им удастся добавить в SML нужные им новые фичи.
Привязанность к синтаксису LCF/ML явно сыграла свою роль, вид обновленного Cambridge ML это убедительно демонстрирует. Но современный вид OCaml, в свою очередь, демонстрирует уже то, что привязанность к синтаксису LCF/ML со временем ослабела, а новых фич, за добавление которых в SML пришлось бы бороться с сомнительными перспективами - было довольно много.
Cambridge ML не был единственным LCF/ML, который подвергся HOPE-фикации. Скорее всего, не был и первым. Потеряв надежду на то, что смогут повлиять на решения SML-не-комитета, участники проекта Formel в INRIA оказались в том же положении, что и другая команда разработчиков компилятора ФЯ, которая не имела надежды на такое влияние с самого начала.
Речь идет о разработчиках Lazy ML и его компилятора - Леннарте Августссоне и Томасе Йонссоне. На очередной ФП-конференции LFP, состоявшейся в Августе 84-го в Остине, Техас, Августссон представил новую версию Lazy ML.
Августссон с Йонссоном, по видимому, не горели особым желанием изобретать собственный синтаксис, потому и взяли подмножество LCF/ML. Но теперь оказались в ситуации, в которой были вынуждены его изобретать.
Конечно, авторы и имплементаторы Lazy ML все равно могли основывать свою работу только на подмножестве SML, как до того - на подмножестве LCF/ML. Они не знали как совместить исключения и изменяемые ссылки с ленивым языком. Но подмножество какого именно SML им делать? Каждые несколько месяцев появляется новый SML.
Августссон с Йонссоном добавили фичи HOPE в свой ML довольно рано, в конце 83-го или начале 84-го года. И, как и их французские коллеги, рано начали использовать свой язык для написания кода. Так что можно предположить, что ни переписывание компилятора и компилируемого им кода раз в полгода из-за очередного полного переделывания синтаксиса SML, ни ожидание годами того момента, когда переделывание синтаксиса SML наконец закончится, не должно было выглядеть для них очень заманчиво.
Все что им оставалось - добавить в свое подмножество LCF/ML алгебраические типы и паттерн-матчинг своим способом.
В отличие от французов, они добавили в LCF/ML не многоветочную HOPE-лямбду, а функции, определяемые группами уравнений как в SML [Augu84]. Матчинг зависит от последовательности: слева - направо, сверху вниз как в языке Тернера и в Прологе. Неполное покрытие паттернов обнаруживается, но разрешено. В LML нет обработки исключений, если значение будет таким, которое неполный набор паттернов не сможет обработать - исполнение программы прекращается.
В отличие от авторов HOPE и подобно INRIA и авторам SML они добавили еще и Бурсталл-case-выражение из 60-х. И сделали именно case-выражение основной конструкцией через которую выражаются все производные. Что, полагаем, более привычный подход сегодня, чем определение всех ПМ-конструкций через лямбду с ПМ как в прото-SML.
case x in
C1 p1 : exp1
|| C2 p2 : exp2
end
Еще один вариант case-выражения, не в точности как у Бурсталла, в SML или французском Cambridge ML, с новым видом разделителя между уравнений - ||.
Лямбды с такими разделителями в LML нет, но та лямбда, что в LML есть, хотя и похожа на LCF/ML лямбду на первый взгляд, не поддерживает компактное объявление каррированных функций. Так что тут нет выбора между поддержкой каррирования или многоветочного паттерн-матчинга, лямбда в LML просто хуже, чем любая из двух обычных их разновидностей. Упрощенная декларация каррированных функций с помощью уравнений с ПМ, правда, поддерживается.
Августссон пишет [Augu85], что ПМ в LML развивался под влиянием HOPE и языков Тернера независимо от SML и “пока еще” отличается. Возможно, что это “пока еще” указывает на какие-то планы сделать LML более похожим на SML, которые так никогда и не материализовались. Но некоторые детали синтаксиса ПМ уже выглядят так, как будто позаимствованы у ранних версий SML, например $-уайлд-кард и as-паттерн. Со временем, правда, уайлд-кард в LML, как и в SML, сделают более привычного вида.
Есть и ПМ-фичи отсутствующие в SML, а именно гарды. Но гарды не такие как у Тернера в KRC
f x = r1 , p
= r2
и некоторых других языках уравнений, а более привычного вида, располагающиеся ближе к паттернам:
f x & p = r1
f $ = r2
но не совсем привычные, без возможности пропустить имя функции и паттерны-параметры, которая обычно есть в ФЯ сегодня:
f x | p = r1
| otherwise = r2
Августссон пишет, что гарды могут быть средством имплементации нелинейных паттернов, но нелинейные паттерны в LML, по видимому, не добавил.
Уайлд-карды, as-паттерны и гарды, правда, появляются уже в более поздних статьях 85-го года, например в докладе [Augu85] на конференции FPCA 85, в котором Августссон более подробно рассказывает о компиляции паттерн-матчинга. Как компилировать паттерн-матчинг Августссон придумал может и не раньше МакКвина, но раньше опубликовал. Потому, что МакКвин не особенно торопился с публикацией. Изобретать самостоятельно компиляцию ПМ авторам LML пришлось не только потому, что наработки МакКвина были мало известны даже подписчикам самиздат-журнала “Полиморфизм”, но и потому, что компилировать ПМ для ленивого языка с гардами нужно было другим способом.
Наш традиционный пример на обновленном LML.
nonfix "_[]";
infixr "_.";
type rec List *a = [] + *a . (List *a);
rec map $ [] = []
|| map f (x.l) = f x. map f l;
map (\x. x + y) [1; 2; 3] where y = 2
Реальный библиотечный map отличается тем, что не использует $.
Как видите, синтаксис для декларации АлгТД в LML тоже оригинальный, не похожий в точности на тот, что в HOPE или ML-ях. Но больше похожий на тот, что в HOPE.
Но главное отличие АлгТД в LML от тех, что в SML, не в синтаксисе. В SML конструкторы могут либо не иметь параметра вовсе, либо иметь один параметр. Для конструирования объекта кучи со многими полями нужно использовать туплы. В LML конструкторы могут иметь более одного параметра-поля потому, что LML - ленивый язык и конструктор со многими полями вычисляется не так как конструктор с одним полем-туплом. Конструктор с несколькими полями, правда, не обязательно будет конструировать один объект в куче.
Представление списка чисел в памяти [John86] выглядит примерно настолько хуже VAX-ML-представления, насколько можно ожидать от ленивого языка.
┌───┐ ┌───┬───┬───┐ ┌───┬───┬───┐ ┌───┐
│ ├──►│C12│ │ ├──►│C12│ │ ├──►│C00│
└───┘ └───┴─┬─┴───┘ └───┴─┬─┴───┘ └───┘
│ │
│ ┌───┬───┐ │ ┌───┬───┐
└─►│C01│ 1 │ └─►│C01│ 2 │
└───┴───┘ └───┴───┘
Лениво вычисляющиеся числа требуют своих объектов в куче и каждый объект требует указатель на функции, который работает и как тег. Но более сложные АлгТД могут иметь представление, которое намного хуже.
Дело в том, что первоначально Lazy ML был ленивым LCF/ML, в котором нет АлгТД и все типы данных нужно собирать из пар (троек в куче). Отсутствие необходимости в прочих конструкторах привело к выбору имплементирующего ленивость представления в памяти, которое отличается от, например, представления в GHC-Haskell, в котором АлгТД были с самого начала. В LML все ленивые конструкторы должны были помещаться на месте конструктора применения - тройки указателей - соответствующего конструктору АлгТД с двумя параметрами. Так что конструктор с тремя параметрами становился в куче тройкой со ссылкой на тройку, а конструкторы с большим числом - тройкой со ссылкой на массив ссылок, хранящий свою длину в одном из полей. Даже такое представление появилось не сразу, первоначально единственным решением был, по видимому, список троек.
Другое ограничение не было настолько же вынужденным и сложившимся исторически, но тоже происходящим от особенностей имплементации. Тегом конструктора является не число, которое можно сравнить с числом, а ссылка на набор функций. Авторы LML посчитали, что в АлгТД обычно не так много конструкторов и не нужно создавать слишком большой набор готовых конструкторов с разными тегами. Достаточно конструкторов для пяти значений тегов. Если у типа больше конструкторов - представление в памяти будет примерно как в раннем VAX ML: отдельный объект в куче хранит значение тега и ссылку на следующий объект кучи с полями конструктора.
Одна из общих фич LML и первых версий SML, из тех, что заметно повлияли на то, как ФП выглядит сегодня, не имела отношения к паттерн-матчингу и АлгТД. Как и в первых SML, раздельная компиляция в LML требовала от программиста декларировать используемые функции, конструкторы и типы. Например, для использования map нужно написать
import map: ((*a->*b)->((List *a)->(List *b)));
Разумеется, такой подход придумали не авторы SML, но, наверное, они сыграли какую-то роль в нормализации такого в ФЯ середины 80-х. Конечно, писать такое вручную всякий раз программистам не очень хочется. Как мы уже выяснили в прошлой части, компилятор LML писали как инструмент UNIX-экосистемы и к решению проблемы подошли как там было принято. Компилятор генерировал для экспортов в .m файлах c LML-кодом заголовочные .t файлы с соответствующими импортами, после чего использующий их программист мог вставить их в свой файл с кодом с помощью C-препроцессора. И такое широкое использование C-препроцессора запустило последовательность событий, к результатам которой мы еще вернемся позднее.
После докладов на ФП-конференциях 84-го и 85-го годов о LML [Augu84] [Augu85] [John85] и VAX ML [Card84] то, как можно имплементировать практичные ФЯ или, по крайней мере, где искать информацию об этом, стало более-менее широко известно в узком кругу ФЯ-имплементаторов.
Очередной большой съезд не-комитета SML состоялся в Эдинбурге в конце мая 1985 [Harp85]. Эдинбург на нем представляли Милнер, разработчики HOPE Бурсталл и Саннелла, работающие над Edinburgh ML (форком компилятора Карделли) Митчелл и Скотт, а также три новых героя нашей истории: имплементатор SML Дэвид Берри (David Berry) и два более важных деятеля, Роберт Харпер (Robert Harper) и Мадс Тофте (Mads Tofte), появление которых знаменует начало новой главы в истории ML.
Еще трое поработавших когда-то над ML и/или HOPE в Эдинбурге представляли уже другие группы разработчиков. Один из основных авторов HOPE и теперь SML МакКвин, работающий в Bell Labs вместе с Карделли, который кстати вернулся к обсуждению SML после перерыва чтоб потерять последние остатки интереса к SML. Майкрофт теперь представлял эмелистов Кембриджа вместе с Полсоном и автором Poly Мэттьюзом. К работе над ML после долгого перерыва вернулся и Вадсворт, работающий в лаборатории Резерфорда - Эплтона.
Во встрече не-комитета поучаствовал некий Ник Шарман (Nick Sharman) от Software Sciences. Не уверен, что мы еще о нем услышим после этого.
Не-комитет ознакомился еще и с письмом с комментариями от Дэвида Парка, того самого, который уже поучаствовал в нашей истории как не самый успешный имплементатор LISP и CPL. Харпер составил и описание этого заседания не-комитета.
Харпер, Мэттьюз и Парк поучаствовали в разработке языка достаточно, чтоб попасть в список авторов SML второго класса [Miln85].
Как обычно, значительная часть обсуждений была посвящена параметризованным модулям МакКвина, которым мы до сих пор не уделяли особого внимания потому, что пишем историю имплементаций и имплементаторы SML и родственных языков в это время активно работают над имплементацией ПМ и АлгТД, но история имплементации МакКвиновских модулей еще как следует не начиналась. Но это все скоро изменится. В 85-ом году Харпер начал работать над имплементацией модулей в Edinburgh ML и мы рассмотрим историю модулей подробно в следующей части.
Другая тема с большим будущим - перегрузка. На этой встрече Майкрофт выступает за более универсальный и доступный программисту механизм перегрузки, чем просто перегрузка арифметики для ограниченного числа типов и операций сравнения для менее ограниченного числа типов. У Майкрофта есть несколько сторонников, но голосование он проиграл.
В очередной раз обсудили полиморфные изменяемые ссылки и в очередной раз решили, что они не готовы. МакКвину не нравится подход Дамаша, считает его ограниченным.
Карделли предложил отказаться от локального объявлений типов. Прочие не-комитетчики признали, что никогда не использовали локальные типы сами, но решили оставить их в SML.
На этой же встрече МакКвин пересказал свое предложение по дизайну рекордов и Милнер предложил решить ряд вопросов:
(| |) как были сделаны у Карделли в VAX ML, а # в начале имен полей #foo не нужно.(| x |) вместо (| x=x |) в паттернах? Карделли заявил, что это он изобрел такой синтаксис и он ему больше не нравится. Решили, что так делать нельзя.Получилось так, что Карделлиевские рекорды из VAX ML попали таки в SML. Но, справедливости ради нужно отметить, что принятие не-полиморфных рекордов в SML с самого начала, скорее всего, не решило бы проблему потери Карделли интереса к имплементации SML. Принятие на этом этапе определенно не решило. С не-полиморфными рекордами он уже поэкспериментировал до того.
Кто-то предложил добавить и Карделлиевские не-полиморфные варианты, но не-комитет против, включая и самого Карделли.
У многих авторов и имплементаторов ФЯ, в числе прочих и SML, позднее будут другие мнения по всем этим рекордо-вопросам. Но пока что, судя по описанию заседания, все эти важные решения дались не-комитету относительно легко и похоже, что большинство не-комитетчиков не имело какого-то сформировавшегося и важного для них самих мнения по всем этим вопросам.
Что им дались значительно тяжелее? Разумеется очередное переделывание синтаксиса. По этим вопросам хорошо сформировавшееся мнение было у многих.
Карделли предложил сделать все, что называется буквами префиксным, а символами - инфиксным. Не-комитетчики оценили простоту предложения, но все равно единодушно отклонили.
Милнер хочет заменить type rec на data, а val rec на fun и, соответственно fun для обозначения лямбды на fn. Дальнейшее осуждение Харпер описывает фразами вроде “общее недовольство и несогласие”, “в этот момент дискуссия стала непродуктивной”.
Не-комитет дал решительный отпор Милнеру и постановил, что разобраться с тем, как будет выглядеть синтаксис должен под-не-комитет по синтаксису.
На встрече сформировали три под-не-комитета. По вводу-выводу, которым занимался когда-то Карделли, пока не перестал, в составе: Харпер, МакКвин, Мэттьюз, Митчелл. По раздельной компиляции: Харпер, МакКвин, Мэттьюз, Митчелл. По синтаксису: Харпер, МакКвин, Скотт.
Позднее в том же году под-не-комитет по синтаксису принял предложение Милнера. А Карделлиевские составные скобки рекордов (| |) заменили на скобки комментариев { }, а скобки комментариев наоборот стали составными (* *). Так что “ядро” SML в сентябрьской редакции описания [Miln85] наконец приняло вид, похожий на современный:
infixr 5 ::
datatype 'a list = nil | op :: of 'a * 'a list
fun map _ nil = nil
| map f (x::l) = f x :: map f l
let val y = 2 in map (fn x => x + y) [1, 2, 3] end
На этом история адаптации изобретений 70-х закончилась и началась история формального описания Standard ML и решения проблем, которые были в 70-х в основном только сформулированы: разработка и имплементация параметризованных модулей, перегрузки и интеграции изменяемых ссылок в ФЯ. Но это уже другая история.
В том же 84-ом году, когда Кузино добавил в Cambridge ML паттерн-матчинг и АлгТД, в INRIA начали работу над более амбициозной имплементацией ML [Maun86]. На этот раз ML не стали транслировать в Лисп. Le Lisp считается хорошей имплементацией Лиспа, но его компилятору нужно пытаться компенсировать проблемы Лиспа с производительностью, вроде особенностей (отсутствия) типизации, которых в ML просто нет. Так что решено использовать виртуальную машину LLM3, которую Le Lisp использует для облегчения портирования. Она достаточно низкоуровневая для этого.
Из-за использования рантайма и бэкенда Le Lisp новый компилятор сначала называли Le ML. Позднее его стали называть CAML по имени другой виртуальной машины уровнем выше [Cous90].
Уровнем выше над LLM3 в новой имплементации ML - виртуальная машина CAM (Categorical Abstract Machine) [Cous87]. Почему “categorical”? Набор её инструкций основывался на исчислении категорных комбинаторов Курьена (Pierre-Louis Curien). Кузино посчитал, что набор инструкций на основе формализма поможет доказывать корректность оптимизаций.
Как основные операции тернеровского SK-интерпретатора соответствуют инстансу Applicative для функций, основные операции CAM соответствуют операциям из Хаскельного модуля Control.Arrow над функциями и парами вроде (<<<) и (&&&). Но главное отличие CAM от комбинаторного интерпретатора в том, что она-то не комбинаторная.
CAM собирает окружения из пар указателей. Как мы выяснили в предыдущих частях, имплементаторы ФЯ или хотя-бы мечтали, как Стил, или даже успешно смогли, как Карделли, отказаться от такого подхода и сделать окружение массивом, чтоб оптимизировать время доступа к нему. Но Кузино и др. считают, что лучше оптимизировать конструирование замыкания. И новые развесистые окружения-деревья из пар быстрее склеивать из уже имеющихся конструированием пар. По крайней мере асимптотически.
Быстрое конструирование замыканий, например, частичных применений, посчитали авторы новой виртуальной машины, лучше подходит для функционального программирования вообще и для имплементации ленивости в частности. Помимо компилятора строгого по умолчанию языка Le ML/CAML, над которым работал Аскандер Суарес (Ascander Suarez), Мишель Мони (Michel Mauny) писал и компилятор ленивого ФЯ Le LML/Lazy CAML. И даже в строгом по умолчанию языке были конструкции для опциональной ленивости.
В INRIA уже с лета 86-го стали использовать для написания доказателя. Версию CAML 2.5, используемую не позднее ноября 87-го, в INRIA считали более-менее стабильной [Huet15] и не позднее весны 88-го начали писать о ней в рассылках [Maun88]. Версию 2.6 в 90-ом предлагали [Neum90] выслать желающим за $300 ($740 в 2025).
Этот CAML все еще не тот язык, который сегодня ассоциируется с этим названием. Но современный OCaml уже вполне узнаваем в нем, как и современный SML узнаваем в SML 85.9.
Что в CAML узнать гораздо сложнее - это LCF/ML. Синтаксис комментариев и строк в CAML теперь как в SML. Больше нет соединений ключевых слов вроде letrec и whererec. Типы-произведения становятся * как в SML. Конструктор списка теперь :: как в SML. Точки в лямбдах и case-выражениях заменили на стрелки, но одинарные ->, а не двойные => как в SML [Cous90].
Да, незадолго до того в INRIA бережно добавили фичи HOPE в LCF/ML так, чтоб не потребовалось править каждую строку их кода на LCF/ML. И теперь там же спроектировали язык, который потребовал править практически каждую строку их кода на LCF/ML++, которого стало только больше. Мы не знаем, почему так произошло.
CAML стал больше походить на SML в деталях, но остались отличия важные для представителей INRIA на заседаниях не-комитета. В CAML нет групп уравнений, обычных для HOPE-фицированных языков того времени, CAML - язык выражений, а не уравнений, в большей степени ISWIM, чем NPL. let остался как в LCF/ML, не похожим на тот, что в SML, и пока что никуда не делось выражение where.
Есть различия, которые не обозначали как важные. Элементы в списках перечисляются через ;, а туплы не плоские как в HOPE и SML, а состоят из пар.
Основная причина несовместимости CAML с процессом стандартизации SML, по видимому, не желание сохранить побольше LCF/ML, как в случае с модифицированным Кузино Cambridge ML. CAML несовместим с SML-процессом из-за обилия новых фич. Они не ограничиваются опциональной ленивостью.
В CAML множество экспериментов с паттерн-матчингом. Два вида лямбд. Одна лямбда - function, позволяющая многоветочный паттерн-матчинг, но не позволяющая упрощенной декларации каррированных функций. Как лямбда в HOPE, SML, одна из двух лямбд в OCaml и \case в Haskell.
Но второй вид лямбд - fun - соответствовал не современным fun-лямбдам OCaml или \-лямбдам в Haskell, поддерживающим простую декларацию каррированной функции, но не многоветочный ПМ. fun в CAML поддерживает и то и другое, приблизительно как \cases в GHC 9.4.
let chop_list = (fun n l -> chop_aux n ([],l))
where rec chop_aux =
fun 0 (l1,l2) -> rev l1,l2
| n ->
fun (_,[]) -> failwith "chop_list"
| (l1,h::t) -> chop_aux (pred n) (h::l1,t);;
Но код на CAML развивается в сторону соглашения, соответствующего ролям fun и function, которые в OCaml устанавливаются самим языком.
CAML большой и избыточный язык, в нем сосуществовали два синтаксиса для ПМ-выражений. И case of и более привычный программисту на OCaml match with. Но вторая конструкция использовалась чаще и к версии 3 осталось только выражение match with.
Там появляются как более-менее знакомые нам сегодня или-паттерны, менее обычные версии обычных вещей, такие как as-паттерны в которых сложные паттерны могут быть с обеих сторон as одновременно, так и более необычные вещи, вроде парсеров, объявляемых как ПМ. Как этот ПМ-парсер, разбирающий код с ПМ [Caml261]:
and Fnexpr =
parse Literal "fun"; Match m -> MLmatch m
| Literal "function"; Umatch um -> MLmatch um
| Literal "match"; Expr e; Literal "with"; Umatch um
-> MLapply (MLmatch um, e, [])
| Literal "case"; Expr e; Literal "of"; Umatch um
-> MLapply (MLmatch um, e,[]) ...
Важная причина того, что разработчики доказателей не спешили использовать VAX ML и SML, а продолжали выбирать Cambridge ML или собственную имплементацию ML - это средства метапрограммирования. В мета-языке для доказателя хотелось бы иметь средства для манипуляции кодом на языке для доказателя. И в CAML они есть.
let rec MAP f =
function (<<[]>> as S) -> S
| <<#x::#L>> -> <<(#f #x)::#(MAP f L)>>
Можно и конструировать AST с помощью цитат, и разбирать в ПМ.
Но довольно привычные и ожидаемые теми, кто знаком с OCaml, гарды появились там не сразу, только в третьей версии в начале 90-х. Позже, чем в LML, но намного раньше, чем в SML.
Наш обычный пример выглядит так:
type 't list = [] | prefix :: of 't * 't list;;
let rec map f = fun [] -> []
| (h::l) -> f h::map f l;;
map (fun x -> x + y) [1; 2; 3] where y = 2
Его можно сделать еще более похожим на код на OCaml, но мы старались подчеркнуть различия.
Так в INRIA создали свою, узнаваемую разновидность HOPE-фицированных ML-ей. С паттерн-матчингом, но без групп уравнений. Это довольно привычно сегодня, но не в середине 80-х. Для большинства HOPE-фикаторов, добавление уравнений было чем-то самим собой разумеющимся. На каждый компилятор французского ML-я приходилось несколько имплементаций ФЯ с уравнениями. Несколько одних только имплементаций SML, которые в эти времена делали один за другим. И до того, как завершилось формальное описание его семантики, так что нельзя приписать успех решению эту семантику формально описывать.
После того, как Карделли забросил свой компилятор, следующей главной экспериментальной имплементацией для SML не-комитетчиков стал его ранний форк Edinburgh ML. Разделение произошло, по видимому, задолго до начала переделывания компилятора Карделли из компилятора VAX ML в компилятор SML, так что наработки Карделли использованы не были. Тем более, что Митчелл с коллегами в Эдинбурге переписали Edinburgh ML с Паскаля на другой язык. В Edinburgh ML не заменили поддержку VAX ML на SML как сделал Карделли, а продолжили поддерживать VAX ML вместе с SML. Правда, VAX ML потерял статус ФЯ с нативным компилятором потому, что Edinburgh ML переделали из нативного компилятора в интерпретатор байт-кода. Справедливости ради нужно отметить, что переделали в интерпретатор нового поколения с заметно более высокой производительностью, чем у первой волны интерпретаторов ФЯ вроде LCF/ML, обеих основных SASL и Edinburgh HOPE. Почему из компилятора сделали интерпретатор? Об этом в следующей части.
Эстафету главной песочницы SML-не-комитетчиков Edinburgh ML передал новому компилятору, который был компилятором SML с самого начала, написанному вернувшимся к имплементации ФЯ МакКвином и новым героем нашей истории Аппелем. Работа над этим новым компилятором Standard ML of New Jersey (SML/NJ) началась в Принстоне, в марте 86-го [MacQ14]. Осенью 87-го вышел первый доступный публично релиз.
В 89-ом году в Эдинбурге Мадс Тофте и др. начали писать еще один экспериментальный компилятор ML Kit [MLKit2002].
Все эти компиляторы сами являются важными экспериментами по написанию реальных программ на ML и будут подробно рассмотрены в следующей части.
Но было еще несколько компиляторов SML, которые или стали экспериментами по написанию кода на ML не сразу. Или не стали уже никогда.
Начнем с компилятора SML, написанного на самом нефункциональном языке - Паскале. Да, после стольких лет, нашлись еще имплементаторы ML кроме Карделли, готовые писать имплементацию ML на Паскале.
Написанный на Pascal компилятор Карделли не пропал, после того, как Карделли забросил работу над ним. Один из первых авторов и имплементаторов LCF/ML Малкольм Ньюи, который после работы в Эдинбурге вернулся в Австралию работать в Австралийском национальном университете (Australian National University), создал там еще один форк компилятора Карделли, предпоследней его версии Pose 3. Этот компилятор, получивший название ANU ML [Berr90], был портирован на рабочие станции и даже на Макинтош. ANU ML имплементировал более новую версию SML и более полно, чем Pose 4. Но имплементация все же была не полной, не были имплементированы параметризованные модули и она отставала от самых последних представлений о том, как SML должен работать. Что не является нетипичным для имплементаций SML того времени.
Интересно, что Ньюи, еще один “ядерный” разработчик LCF/ML, в отличие от своих французских и шведских коллег, похоже предпочел не LCF/ML, а что-то более HOPE-образное.
SML-не-комитет узнал об ANU ML не позднее мая 88-го [Miln88], но он не перечисляется как доступная имплементация SML до 90-го года [Moss89] [Berr90]. К концу 80-х производительность генерируемого кода все еще оценивают как хорошую, а требования к памяти как более скромные, чем у новых компиляторов.
На заре HOPE-фикации Гордон и Полсон [Gord82] рассматривали Poly как перспективный источник идей для развития ML и даже как потенциальный язык для объединения в один с ML. Мэттьюз в дальнейшем писал, что неплохо было бы добавить в Poly паттерн-матчинг и конструкторы исключений с параметрами [Matt88], но ничего из этого не было сделано.
Poly не был хопифицирован добавлением ПМ и АлгТД как VAX ML, Lazy ML, Cambridge ML. Компилятор Poly был использован как основа для компилятора SML. Но, поскольку Poly использовался для разработки самого компилятора (и, по видимому, ни для чего другого), возможность компилировать код на Poly осталась. Так же как поддержка VAX ML осталась в Edinburgh ML, имплементирующем SML.
Первая экспериментальная версия Poly/ML была сделана до конца 83-го года [Matt89] и была пригодна для написания реальных проектов не позднее 86-го года. По мнению Полсона, Poly/ML был, на протяжении ряда лет единственной эффективной имплементацией SML. Что не удивительно, Полсон с самого начала не считал компилирующиеся через Лисп ML-и серьезными имплементациями по сравнению с Poly и VAX ML [Paul22b]. И в это время одна ветка VAX ML была заброшена, другая переделана в интерпретатор и третья пропадала на другом конце Земли и, по видимому, не была известна европейским и американским эмелистам до конца 80-х [Berr90].
Дэвид Мэттьюз работал в Кембридже над Poly/ML один, по видимому, до конца 89-го года [Moss89]. Компилятор был портирован на популярные рабочие станции SUN 3, где требовал 3-6Мб памяти, но VAX-версия была заброшена [Berr90]. Распространяла компилятор компания Cambridge University Technical Services, занимающаяся коммерциализацией того, что делали академики в Кембридже. А именно, другие академики получали компилятор за 100 фунтов ($333 в 2025) [Wolf89], а коммерческий пользователь мог договориться во сколько ему обойдется лицензия. Но не позднее весны 1990-го CUTS передала права на разработку и распространение Poly/ML компании Abstract Hardware Limited, в которой Мэттьюз продолжил работу, но уже не один [Matt2000] [Berr90]. Abstract Hardware Ltd. продавала компилятор академикам за 500 фунтов ($1664 в 25-ом), а коммерческим пользователям за две тысячи фунтов ($6655 в 2025).
POPLOG - система, разработчики которой старались сделать ее удобной основой для имплементации ФЯ. Разумеется ее использовали и для имплементации SML.
С появлением популярных рабочих станций, POPLOG [Slom89] сделали более удобным для портирования на новые машины, для этого в нем теперь два промежуточных языка, с которыми работают имплементаторы расширений: PVM (Poplog Virtual Machine) - в это компилируют новые языки писатели фронтендов, PIM (Poplog Implementation Machine) - это имплементируют на новой машине писатели новых бэкендов. Весь конвейер между PVM и PIM машино- и языконезависим.
С середины 84-го POPLOG работает на 4BSD, сначала на VAX, а позднее и на машинах с MC68K вроде рабочих станций SUN и Apollo, c 386 и менее важных.
Университет Сассекса продавал POPLOG с 82-го года [POP19], с существенными скидками для прочих академиков, с 83-го года продажами занялась компания Systems Designers Ltd. (позднее SD). В ней имплементацию MACLISP-диалекта Каннингема на основе POPLOG посчитали не соответствующей ожиданиям от коммерческого продукта и профинансировали новую, более серьезную имплементацию Common LISP. Деньги на это выделил и S(E)RC. Над имплементацией работал в основном Джон Уильямс (John Williams) под руководством Каннингема. Для этой имплементации как и для имплементации Пролога, в POPLOG добавили новые фичи. Гибсон внес изменения в виртуальную машину для лучшей поддержки статической видимости и исключений.
В 86-ом году, в POPLOG версии 12, Common Lisp был уже имплементирован процентов на 90% [POPLOG], а в феврале 87-го состоялся релиз версии 1.0 Common Lisp фронтенда. К осени 88-го заработала даже оптимизация хвостовой рекурсии.
Добавленная в POPLOG статическая видимость стала использоваться и в POP-11, сначала как опциональная, летом 86-го с версии 10.3 [POPLOG], а позднее и по-умолчанию. В последних версиях POPLOG пример Поплстоуна, демонстрирующий проблемы с возвращением функций больше проблемы не демонстрирует. Но превращение POP-11 в полноценный ФЯ Эдинбургской программы не состоялось, как и превращение Poly. Вместо этого Роберт Дункан (Robert Duncan) и Саймон Николс (Simon Nichols) написали на основе POPLOG имплементацию Standard ML, для которой улучшенная поддержка статической видимости как раз пригодилась.
Версия 1.0 PML, как назывался Standard ML на основе POPLOG, появилась в октябре 88-го года, но не поставлялась в комплекте с POPLOG (в это время 13.6). Первоначальная имплементация SML доросла до версии 1.3 и в декабре 90-го сменилась версией 2.0, вошедшей в основной комплект поставки POPLOG 14 в 91-ом году.
Считалось, что POPLOG SML генерировал код, который исполнялся немного помедленнее Poly/ML, но компилировал побыстрее [Appe91].
В 90-ом году счастливым обладателем POPLOG можно было стать заплатив 7.5тыс. фунтов (25тыс. долларов в 2025-ом) [Berr90]. Для академиков скидка 85%!
Standard ML получил поддержку от программы-наследника STI и Лаборатория Резерфорда - Эплтона подключилась к его разработке и имплементации. В 85-ом Вадсворт принял участие во встречах комитета, а в самой лаборатории занялись доведением Cambridge ML до полной и окончательной HOPE-фикации.
Эта имплементация называлась Rutherford ML или Rutherford SML.
Филип Микаэль Хедлунд (Philip Mikael Hedlund) начал работу в лаборатории в январе 85-го [Witt85]. К февралю 86-го Хедлунд под руководством Вадсворта [RAL87] написал новые парсер и проверку типов, которые сделали Rutherford ML компилятором подмножества Standard ML без модулей. Сделав это он приступил к улучшению генератора кода и рантайма [Duce86]. Заявляется, что оптимизации в новом генераторе кода на Лиспе улучшили время выполнения некоторых программ в 10 раз [RAL87], но нам не известно каких программ.
Имплементация Rutherford SML была закончена в июне 1986. Тестировал новый компилятор SML Полсон в Кембридже [RAL87]. После этого Хедлунд начал работу над генератором парсеров для ML, но летом 87-го его работа в ЛРА закончилась и он вернулся в Швецию [Danc87].
Cambridge LCF и, естественно, Cambridge ML и Rutherford SML в ЛРА заработали на IBM-совместимом мэйнфрейме с UNIX - Atlas 10 [Faul84] [Duce86]. Так в середине 80-х мечты Стрейчи и Уилкса осуществились уже полностью, Реально-Существующий-CPL (ML) заработал на пригодном для его использования Atlas (но 10, а не 1 и не 2 и разработанный Fujitsu).
Машина с одним ЦПУ в 15 MIPS и, что более важно, с 16Мб памяти, так что нужно было меньше ждать когда страницы поднимут в память с диска. Так что Кембриджский Университет проверял на этой машине за минуты доказательства, которые требовали ночь работы VAX [GEC63] с процессором всего-то раз в 15 медленнее.
И когда Кембридж использует очередной реальный CPL на очередном Atlas, то понятно, что другая организация мечтателей о CPL не остается в стороне. Королевский Радиолокационный Институт тоже захотел компилятор SML, но на этот раз не разрабатывал компилятор самостоятельно, а заказал [Berr90] его компании Harlequin Ltd. (Кембридж, СК), разработчику коммерческой имплементации Common Lisp.
Но Cambridge ML с нестандартно HOPE-фицированным французским ML, даже заброшенный французами и с новоявленным стандартным форком-конкурентом не погиб и оставался, по видимому, более популярным, чем Rutherford ML, количество пользователей которого стало заметно падать уже через пару-тройку лет после первого релиза [RAL89].
Жизнь Cambridge ML продлило и то, что в отличие от Rutherford ML, так и оставшегося компилятором ML через Franz LISP и прочие нестандартные и уже умирающие в эти годы Лиспы, Hewlett-Packard профинансировал [Gord2000] создание Кэрроллом (John Carroll) версии нестандартного Cambridge ML, компилирующего через стандартный Common Lisp.
Давайте посмотрим, насколько быстро работает код, который генерируют компиляторы HOPE-фицированных ML-ей. Таблица показывает насколько больше вызовов функций делается за единицу времени по сравнению с интерпретатором LCF/ML.
| nfib | |
|---|---|
| Le ML (CAML) [Maun86] | 197 |
| SML/NJ 0.18 [Augu89] | 115 |
| C [Augu84] | 100 |
| ANU ML (VAX ML) [Augu84] | 92.0 |
| Lazy ML [Augu89] | 59.0 |
| Cambridge ML V6.2 Franz Lisp [Maun86] | 31.5 |
| Poly/ML [Maun86] | 25.8 |
| Poplog ML [Berr90] | 25 ? |
| Le LML [Maun86] | 16.0 |
| Edinburgh ML [Augu89] | 13.5 |
| LCF/ML [Augu84] | 1.00 |
Le ML (CAML) [Maun86]
░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░
SML/NJ 0.18 [Augu89]
░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░
_C_ [Augu89]
░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░
ANU ML (VAX ML) [Augu84]
░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░
Lazy ML [Augu89]
░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░░
Cambridge ML V6.2 Franz Lisp [Maun86]
░░░░░░░░░░░░░░░░
Poly/ML [Maun86]
░░░░░░░░░░░░░
Poplog ML ? [Berr90]
░░░░░░░░░░░░░
Le LML [Maun86]
░░░░░░░░
Edinburgh ML [Augu89]
░░░░░░░
_LCF/ML_ [Augu84]
░
Разумеется, основной микробенчмарк для оценки производительности ФЯ 80-х не особенно хорошо подходит для такой оценки. С появлением более-менее серьезного кода на этих языках стало возможно более качественное сравнение, которое поменяло взаимное расположение имплементаций в этом рейтинге. Но это уже тема следующей части.
Академия стала переписывать свой Лисп-код с MacLisp-диалектов на Common Lisp. Видимо предполагая, что прочие Лиспы теперь не имеют будущего. В некоторых случаях так и вышло.
InterLisp для имплементации ФЯ и до того не использовался, но Standard Lisp использовался, имел компилятор PSL, производящий быстрый код и получил поддержку HP. Для Standard Lisp разрабатывался новый экспериментальный компилятор EPIC [Kess86], компилирующий в семь стадий, больше похожий на оптимизирующие компиляторы S-1 Lisp и BLISS-11. Но Standard Lisp не поддерживал лексическую видимость и потому был не особенно удобен и эффективен для использования в качестве бэкенда компилятора ФЯ.
Ожидалось, что этот недостаток будет преодолен, но преодолен одновременно с превращением в компилятор Common Lisp, что было еще одним поводом использовать CL, а не Standard Lisp.
Сконвертировать наработки по имплементации хорошего компилятора Standard Lisp в хороший компилятор Common Lisp не удалось. Сделать хороший компилятор Common Lisp было вообще не легко, как это и было задумано, по крайней мере некоторыми, авторами его стандарта. Так что HP прекратил поддержку разработки PSL и Standard Lisp, заказав компилятор Common Lisp у коммерческой компании, основанной авторами стандарта [Stee96].
Но не все нестандартные Лиспы прекратили существование, работы над Le Lisp продолжались.
Торжество Common Lisp, тем временем, оборачивалось не самым удачным развитием событий для академии. Создание стандартного (со строчной буквы) Лиспа было использовано для того, чтоб перезапустить экосистему и превратить её из экосистемы насыщенной доступным для академии кодом, на основе которого можно строить что-то свое, в экосистему, в которой практически все работающее коммерциализировано и закрыто и академику не за что ухватиться.
Эта новая коммерциализированная экосистема состояла из Лисп-машинистов, уступающих под натиском обычных рабочих станций, и использующих их остальных лисперов. Проблемы Лисп-машинистов мы изложили подробнее в прошлой части.
Лисп-машинисты со временем придумали, как использовать победоносное шествие обычных рабочих станций. Не нужно пытаться продавать свои персональные мини-компьютеры величиной с холодильник, нужно продавать плату расширения - Лисп-акселератор, который лиспер будет вставлять в свои новые, все более мощные рабочие станции и даже простые ПК из верхнего ценового сегмента вроде Макинтоша. Эта идея несколько продлила жизнь Лисп-машинизма, но, по видимому, не стала достаточно релевантной для того, чтоб сыграть важную роль в нашей истории функционального программирования. Рабочие станции развивались быстро и акселератор для Лиспа был не так уж и нужен.
Основными коммерческими имплементаторами Common LISP для рабочих станций были Lucid Inc. и Franz Inc. Некоторые производители обычного железа начали с разработки собственных имплементаций, но, со временем, отказывались от них в пользу продуктов Lucid, которая выступала OEM имплементатором для них. Franz больше работала с небольшими компаниями и индивидуальными программистами.
Franz - это уже знакомые нам разработчики Franz LISP, самой популярной имплементации MACLISP-образного Лиспа, являющейся общественным достоянием. Для разработчиков ФЯ в академии это подходило, но группа Фейтмана в Беркли положила этому конец, став коммерческой компанией, которая сначала продавала новые версии Franz LISP, а с конца 86-го стала продавать ExCL (Extended Common Lisp), переименованный в 88-ом году в Allegro CL [Franz].
Lucid основали важные разработчики Common LISP, которые написали компилятор с нуля в 85-ом. Компания привлекла 16 (49.5 в 2025) миллионов долларов венчурного финансирования [Gabr96]. Их соперники из Franz считают, что вместе с господдержкой набиралось 25 (77 в 2025) миллионов [Franz].
Franz существовала на совсем другом уровне. Джон Фодераро тоже написал имплементацию Common LISP с нуля, но один, сидя дома за рабочей станцией, полученной от SUN или какого-то другого клиента из первых, как плата за портирование Franz LISP. Хотя Фодераро и писал код какое-то время один у себя дома, у него были коллеги. Офис располагался дома у другого со-основателя Фрица Кунце (Fritz Kunze), Фодераро просто не хотел “отвлекаться” на какое-то взаимодействие с ними.
То, что Franz мог конкурировать с Lucid, по видимому, объясняется не какой-то необычной эффективностью Franz, а скорее необычной неэффективностью Lucid. И мы знаем, что они могли конкурировать потому, что даже SUN, отношения с которой считались ключевыми [Stee96] для выживания Lucid с 86 по 87-ой годы переключалась на сотрудничество с Franz.
Сам CTO Lucid вспоминает [Gabr96], что программисты часто предпочитали Franz, но их руководство предпочитало Lucid. Например, основатели SUN из-за знакомства с основателями Lucid по университету.
Он же считает, что Franz мог конкурировать с ними потому, что SUN предоставила тем альфы и беты ПО Lucid. Но это может быть проекцией. Потому, что он же вспоминает, как они сами пытались получить такой доступ к ПО Franz, но те пригрозили им судом.
Их соперники из Franz называют причиной своей конкурентоспособности то, что из-за нищеты они разрабатывали свой софт на дешевых рабочих станциях, похожих на те, что использовали их клиенты [Stee96]. В Lucid писали на Лиспе сначала на Лисп-машинах Symbolics [Gabr96], а затем на топовых рабочих станциях SUN.
Имплементаторы ФЯ в академии, которые стали переключаться с MACLISP-вариантов на Common LISP обычно делали свои проекты собираемыми как Lucid CL так и Allegro CL. Но этого было недостаточно. По понятным причинам важно, чтоб проект мог использовать и имплементацию с открытым кодом, может быть не такую качественную как коммерческая, но как-то работающую. И с этим дела обстояли не особенно хорошо.
Как мы выяснили в предыдущей главе, Spice Lisp стал эталонной имплементацией Common Lisp, код которой был общественным достоянием.
Несколько имплементаторов коммерческих Лиспов воспользовались этим. В DEC использовали код Spice Lisp для имплементации Лиспа на своих машинах вроде VAX. В TI - для MC68K [Stee96]. Самые важные платформы для имплементации ФЯ в это время. Но ни эти разработчики, ни прочие, из тех что использовали Spice Lisp не отдали никакого кода в Spice Lisp. Ни VAX, ни MC68K бэкенда он не получил.
Сегодня коммерческие разработчики развивают проекты вроде LLVM даже если их не обязывает лицензия. Но у Столлмана были все основания ожидать, что без такого принуждения не обойтись. Коммерциализаторы Лиспа в 80-е это убедительно продемонстрировали.
Тем временем, в 1985-ом году финансирование проекта SPICE прекратилось [MacL15], проект закрылся.
Но разработка бывшего SPICE LISP продолжилась, только теперь он назывался CMU Common Lisp (CMUCL) и был небольшой автономной [CMUCL] частью нового проекта университета Карнеги-Меллона. Этот проект был представителем успешного направления по созданию параллельных машин с разделяемой памятью, которое привело к созданию обычных современных компьютеров. А именно проект по написанию ядра ОС для таких машин, совместимого с 4BSD - Mach (так Джуизе записал произнесенный Рашидом придуманный Тевоняном акроним MUCK, Multiprocessor Universal Communication Kernel).
Нужно отметить, что роль имплементации Лиспа на Mach была существенно менее важной, чем имплементация Лиспа на 3BSD в Беркли несколькими годами ранее, о которой мы писали в нулевой части нашей истории. 3BSD для VAX создавался практически для того, чтоб использовать Franz LISP и написанные на нем программы. Позднее, 4BSD для MC68K уже не был так связан с Лиспом, и получил Franz LISP с некоторым опозданием. Но это не идет ни в какое сравнение с тем, насколько неважным был CMUCL для проекта Mach. Разработчики Mach заявляли поддержку Common Lisp [Acce86], но ни на популярных и важных для истории ФП VAX и MC68K ни на остальных, поддерживаемых Mach платформах, CMUCL в 80-е так и не появился [Rash89] [McDo89]. Кроме одной.
Нашлась одна коммерческая компания, которая не просто взяла общественное достояние - код SPICE LISP/CMUCL - и использовала для своих нужд, ничего не вернув в CMUCL, но решила поучаствовать именно в развитии его кода и сделать свою платформу первым обычным компьютером на котором он будет работать. И так получилось, что единственной на все оставшиеся 80-е. Этой компанией была IBM.
Платформа была не той, о которой вы, скорее всего, подумали. В IBM решили выйти на рынок рабочих станций со своей новой платформой RT, поконкурировать с SUN и Apollo.
Но лисперы нашли ответ на эту новую угрозу появления открытой имплементации Лиспа. Руководитель группы разработчиков SPICE LISP/CMUCL Фалман был одновременно и основателем Lucid. И он воспользовался своим положением руководителя группы для того, чтоб убедить IBM заказать разработку имплементации Лиспа для их новой рабочей станции у Lucid. И ему это удалось. Но дальше события развивались не очень благоприятно для Lucid, и хитрый план Фалмана был источником многих проблем, большинство из которых не выглядит такими уж неожиданными.
Для начала, этичность и даже законность действий Фалмана показалась IBM сомнительной. Возникли опасения, что кто-то из переигранных Фалманом может обратиться в суд. В IBM решили обстоятельно изучить такие риски и потратили на это от полугода до года. Только после этого IBM заключил договор с Lucid.
Это не только задержало деньги от IBM. Фалману удалось уговорить IBM давать эти деньги ему, а не университету Карнеги-Меллона в числе прочего и потому, что дедлайн не изменился. И до него теперь оставался только один год.
Тут дала о себе знать следующая проблема. У Lucid уже был собственный компилятор, но не было инструментов вроде редактора, отладчика и библиотек, например для графического интерфейса пользователя. К счастью, все это было написано в УКМ в рамках проекта SPICE и Lucid просто взяла написанный в университете код в надежде доработать его до индустриального уровня. Но написанный в университете код оказался не таким уж хорошим, а требования IBM к индустриальному уровню повыше, чем ожидали лисперы.
Наконец, IBM почему-то не понравилось, что Lucid хочет продать им как документацию написанные на деньги DARPA руководство пользователя и репорт по Common LISP. Представьте себе, пришлось в Lucid еще и документацию писать. Которая была, в основном, копией репорта. Гэбриел называет её “редакцией Пьера Менара” и тратит на объяснение шутки страницу своей книги, сопровождая пояснение обширной цитатой из Борхеса.
Короче говоря, как и в случае с лисп-машинами, с приватизацией прибылей поторопились, еще не все убытки были национализированы.
Проблема, которая оказалась неожиданной (для 80-х годов) заключалась в том, что новая рабочая станция IBM провалилась.
Вся эта история нанесла Lucid значительный ущерб, пишет Гэбриел, “возможно, что невосполнимый”.
Как видно, у лисперов не было недостатка решимости ударить других лисперов ножом в спину. Но, обычно, недоставало способности сконвертировать этот удар в свою победу или выгоду для себя.
Забавно, что эта история описана не какими-то злопыхателями из Franz, а одним из основателей Lucid Гэбриелем [Gabr96], который неиронично считает себя, Фалмана и других своих коллег по Lucid жертвами IBM.
Что успели сделать для IBM RT в университете Карнеги-Меллона [MacL15] - это рантайм в шесть тысяч строк ассемблера и раскрытие команд SPICE-Lisp байт-кода в стиле компиляторов Уоррена и Карделли. Что наверное было не очень хорошо для байт-кода, который планировалось интерпретировать микрокодовым интерпретатором на PERQ. Но насколько это было плохо было бы важно в том случае, если б IBM RT была хоть сколько-нибудь популярна, а она не была.
В 85-ом году один из разработчиков CMU CL (из тех, у кого не было собственной Лисп-компании) Маклахлан (Rob MacLachlan) начал работу над более серьезным компилятором для этой имплементации Лиспа под названием Python [MacL15]. Компилятор для Лисп-системы часто носит отдельное название. Так компилятор Franz Lisp назывался liszt, а компилятор Le Lisp назывался Complice.
Но до конца 80-х компилятор CMUCL Python не генерировал код ни для каких релевантных для нашей истории платформ. В 90-е генерировал, но это уже другая история.
Как видно, в это время в США было не много лисперов, желающих разрабатывать имплементации Common Lisp с открытыми исходниками. Возможно, что это объясняет, почему последнюю версию Franz Lisp, являющуюся общественным достоянием не попытались превратить в компилятор Common LISP, например, использовав CMU CL как фронтэнд.
Помощь пришла из Исследовательского Института Математических Наук Киотского Университета (Research Institute for Mathematical Sciences, Kyoto University).
Юаса Тайити (Yuasa Taiichi) и Хагия Масами (Hagiya Masami) написали имплементацию [Yuas85] Common Lisp под названием Kyoto Common Lisp без особого взаимодействия со своими американскими коллегами, просто по описанию Стила [Stee84]. На 60% на C и на 40% на Лиспе. Это было не ново, Franz Lisp тоже имел портируемый рантайм на C. Новым было то, что компилятор KCL транслировал Common Lisp в C-код для последующей компиляции компилятором C. Европейские и американские имплементаторы Лиспов и ФЯ считали такой подход бесперспективным [Stee96]. И появление этого компилятора изменило их мнение, в конце 80-х и начале 90-х многие попробовали этот подход. Но это уже другая история.
Компилирование через C означало медленную компиляцию и легкость портирования. Лисперы вспоминают, что и конкурирующие с KCL компиляторы тоже не отличались высокой скоростью компиляции. А вот легкость портирования была важной.
Первой машиной, для которой написали KCL был миникомпьютер Data General Eclipse MV, но не позднее ноября 85-го появились версии для более актуальных миникомпьютеров VAX-11 и рабочих станций SUN с BSD 4.2.
Портирование KCL на первую Unix-машину заняло три дня до первой работающей версии и еще несколько дней на устранение ошибок. Портирование на следую Unix-машину было сделано уже “за три вечера”.
Как компилирование через C сказалось на производительности? К этому мы еще вернемся.
Конечно же, последняя версия KCL вышла уже в июне 87-го. И эту имплементацию коммерциализировали как Ibuki Common Lisp. Но, как и в случае с компиляцией через C, произошло некоторое отклонение от американской лисперской нормы. Киотский университет продолжал раздавать последнюю версию бесплатно всем академикам, которые напишут им обычное, не электронное письмо [Boye92]. Так что академик мог продолжать выпускать патчи для этого последнего KCL но не мог потом основать собственную фирму, которая будет продавать этот код, как уже поступили многие коллеги с кодом-общественным достоянием.
Теоретически, развивать KCL таким способом мог любой желающий академик, но на практике нашелся только один, по крайней мере в 80-е.
В прошлой части мы писали, как МТИ сделал из MACSYMA-общественного достояния MACSYMA-коммерческий продукт, который должен обеспечить преимущества для Лисп-машинистов из Symbolics. И что департаменту (министерству) энергетики США не особенно понравилось, что их многолетние вложения стали чьим-то там коммерческим продуктом. И МТИ передал им код MACSYMA на мертворожденном Лиспе NIL с некоторыми ограничениями для распространения. Для начала, эту DoE MACSYMA нужно было переписать на язык поживее и энергетики нашли для этого подходящего человека [Fate2003].
Уильям Шелтер (William Frederick Schelter) с 79-го года работал в Университете Остина вместе с нашим старым знакомым по нулевой части Бойером. Шелтер поддерживал код DoE MACSYMA с 82-го года и со временем переписал его на Common Lisp. Ожидалось что этот Лисп будет поживее NIL, в академии стали писать на нем, вот и очередная версия доказателя Бойера-Мура на нем, и очередная производная LCF с Cambridge ML, будут на нем писать и другие программы о которых мы еще планируем рассказать подробнее в другой раз.
И когда KCL перестал обновляться, пришлось Шелтеру разрабатывать набор патчей для него - Austin Kyoto Common Lisp. Пока CMUCL не начал поддерживать хоть какие-то актуальные для академии платформы, вся экосистема открытого кода на Common Lisp держалась на одном человеке.
Так что технически компиляция ФЯ через Common Lisp была возможна, но возможность эта была пока что не особенно привлекательна. Так что имплементаторы ФЯ желающие использовать Лисп рассматривали и другие варианты. Но это уже другая история.
ПРОДОЛЖЕНИЕ СЛЕДУЕТ
[Acce86]: Accetta, Mike, Robert Baron, William Bolosky, David Golub, Richard Rashid, Avadis Tevanian, and Michael Young. “Mach: A new kernel foundation for UNIX development.” (1986): 93-112.
[Alle78]: John Allen. 1978. Anatomy of LISP. McGraw-Hill, Inc., USA.
[Alle2005]: John Allen. History, Mystery, and Ballast https://international-lisp-conference.org/2005/media/allen-slides.pdf https://international-lisp-conference.org/2005/media/allen-audio.mp3
[Appe91]: Appel, Andrew W. “Compiling with Continuations.” (1991). DOI:10.1017/CBO9780511609619
[Augu84]: Lennart Augustsson, A compiler for lazy ML. LFP ‘84: Proceedings of the 1984 ACM Symposium on LISP and functional programming August 1984 Pages 218–227 doi:10.1145/800055.802038
[Augu85]: Augustsson, L. (1985). Compiling pattern matching. In: Jouannaud, JP. (eds) Functional Programming Languages and Computer Architecture. FPCA 1985. Lecture Notes in Computer Science, vol 201. Springer, Berlin, Heidelberg. doi:10.1007/3-540-15975-4_48
[Berr90]: Dave Berry, COMP.LANG.ML Frequently Asked Questions and Answers 19 Apr 1990
[Boye92]: Robert S. Boyer. Frequently Asked Questions about KCL and AKCL. https://web.cecs.pdx.edu/~mperkows/=LISP/kcl
[Burs80]: R. M. Burstall, D. B. MacQueen, and D. T. Sannella. 1980. HOPE: An experimental applicative language. In Proceedings of the 1980 ACM conference on LISP and functional programming (LFP ‘80). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 136–143. DOI:10.1145/800087.802799
[Caml261]: CAML V2-6.1
[Card82a]: EDINBURGH ML by Luca Cardelli, March, 1982. A README file accompanying the distribution of Cardelli’s ML Compiler for VAX-VMS. https://smlfamily.github.io/history/Cardelli-Edinburgh-ML-README-1982_03.pdf
[Card83]: Luca Cardelli, Pre-Standard ML under Unix, August 14 1983. http://lucacardelli.name/Papers/MLUnix.pdf
[Card83b]: Luca Cardelli, ML under Unix Pose 0. 9/9/83 http://lucacardelli.name/Papers/MLUnix%20Pose%200.pdf
[Card83c]: Luca Cardelli, ML under Unix Pose 1, http://lucacardelli.name/Papers/MLUnix%20Pose%201.pdf
[Card83d]: Luca Cardelli, ML under Unix Pose 2, 10/10/83 http://lucacardelli.name/Papers/MLUnix%20Pose%202.pdf
[Card83e]: Luca Cardelli, ML under Unix Pose 3, 11/15/83 http://lucacardelli.name/Papers/MLUnix%20Pose%203.pdf
[Card84]: Luca Cardelli. 1984. Compiling a functional language. In Proceedings of the 1984 ACM Symposium on LISP and functional programming (LFP ‘84). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 208–217. doi:10.1145/800055.802037
[Card84b]: Luca Cardelli, ML under Unix Pose 4, 4/5/84 http://lucacardelli.name/Papers/MLUnix%20Pose%204.pdf
[Card84c]: Luca Cardelli, A semantics of multiple inheritance. in Semantics of Data Types, International Symposium, Sophia-Antipolis, France, June 1984, Proceedings. Lecture Notes in Computer Science, Vol. 173, Springer-Verlag, 1984, ISBN 3-540-13346-1. pp 51-67.
[Card85]: Antonio Albano, Luca Cardelli, and Renzo Orsini. Galileo: a strongly typed, interactive, conceptual language. ACM Transactions on Database Systems (TODS), 10(2):230-260, 1985.
[Card86]: Luca Cardelli. Amber. In Guy Cousineau, Pierre-Louis Curien, and Bernard Robinet, editors, Combinators and Functional Programming Languages, Lecture Notes in Computer Science, Vol. 242, pp 21-70. Springer-Verlag, 1986.
[Card86b]: Luca Cardelli. The amber machine. In Guy Cousineau, Pierre-Louis Curien, and Bernard Robinet, editors, Combinators and Functional Programming Languages, Lecture Notes in Computer Science, Vol. 242, pp 21-70. Springer-Verlag, 1986.
[Clar81]: Keith L. Clark and Steve Gregory. 1981. A relational language for parallel programming. In Proceedings of the 1981 conference on Functional programming languages and computer architecture (FPCA ‘81). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 171–178. doi:10.1145/800223.806776
[CMUCL]: CMUCL: Project history & who’s who (2020) https://cmucl.org/credits.html
[Cous87]: Cousineau, Guy, P-L. Curien, and Michel Mauny. “The categorical abstract machine.” Science of computer programming 8, no. 2 (1987): 173-202.
[Cous90]: Cousineau, Guy, and Gérard Huet. “The CAML primer.” Version 2.6.1, INRIA, 1990.
[Danc87]: Gill Dancey, INFORMATICS DIVISION NEWSLETTER No. 10 May 1987 https://www.chilton-computing.org.uk/inf/pdfs/inf_newsletters.pdf
[Darl76]: Darlington, J., & Burstall, R. M. (1976). A system which automatically improves programs. Acta Informatica, 6(1). doi:10.1007/bf00263742
[Darl81]: John Darlington and Mike Reeve. 1981. ALICE a multi-processor reduction machine for the parallel evaluation CF applicative languages. In Proceedings of the 1981 conference on Functional programming languages and computer architecture (FPCA ‘81). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 65–76. doi:10.1145/800223.806764
[Darl82]: Darlington J, Henderson P, Turner DA, editors. Functional programming and its applications: an advanced course. CUP Archive; 1982 Feb 18.
[Dijk81] Dijkstra, E. (1981). Trip report E.W. Dijkstra, Newcastle, 19-25
July 1981. Dijkstra working note EWD798. https://www.cs.utexas.edu/~EWD/transcriptions/EWD07xx/EWD798.html
[Duce86]: D. A. Duce, Software Engineering Research at RAL, 13 February 1986 https://www.chilton-computing.org.uk/inf/pdfs/seg/seg101.pdf
[Fate2003]: Souza, Paulo Ney de, Richard J. Fateman, Joel Moses and Clifford W Yapp. “The Maxima Book.” (2003). https://maxima.sourceforge.io/docs/maximabook/maximabook-19-Sept-2004.pdf
[Faul84]: Faulkner, T. L., & Pavelin, C. J. (1984). Atlas 10 computer. ICL technical journal, 4, 13-32.
[Franz]: History of Franz Inc. https://franz.com/about/company.history.lhtml
[GEC63]: GEC Series 63 https://www.chilton-computing.org.uk/inf/alvey/p003.htm
[Gord82]: Mike Gordon, Larry Paulson, 1982-11-03 in Polymorphism Vol 1 part 1 Jan 83
[Gord2000]: Gordon M. From LCF to HOL: a short history. In Proof, language, and interaction 2000 Jul 24 (pp. 169-186).
[Gutt81]: John Guttag, James Horning, and John Williams. 1981. FP with data abstraction and strong typing. In Proceedings of the 1981 conference on Functional programming languages and computer architecture (FPCA ‘81). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 11–24. doi:10.1145/800223.806758
[Harp85]: Robert Harper, Report on the Standard ML Meeting, Edinburgh, May 23-25, 1985. https://smlfamily.github.io/history/Harper-SML-meeting-1985_05.pdf
[Hend80]: Henderson, Peter B.. “Functional programming - application and implementation.” Prentice Hall International Series in Computer Science (1980).
[Hoar72]: Hoare, Charles Antony Richard. “Chapter II: Notes on data structuring.” In Structured programming, pp. 83-174. 1972.
[Hoar75]: Hoare, C.A.R. Recursive data structures. International Journal of Computer and Information Sciences 4, 105–132 (1975). doi:10.1007/BF00976239
[Hoar22]: Krzysztof R. Apt and Tony Hoare (Eds.). 2022. Edsger Wybe Dijkstra: His Life,Work, and Legacy (1st. ed.). ACM Books, Vol. 45. Association for Computing Machinery, New York, NY, USA. doi:10.1145/3544585
[HOL88]: HOL88 https://github.com/theoremprover-museum/HOL88
[Huda07]: Paul Hudak, John Hughes, Simon Peyton Jones, and Philip Wadler. 2007. A history of Haskell: being lazy with class. In Proceedings of the third ACM SIGPLAN conference on History of programming languages (HOPL III). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 12–1–12–55. DOI:10.1145/1238844.1238856
[Huet15]: Gérard Huet, Thierry Coquand and Christine Paulin. Early history of Coq, September 2015 https://coq.inria.fr/refman/history.html
[Jenk80]: James H. Davenport and Richard D. Jenks. 1980. MODLISP. In Proceedings of the 1980 ACM conference on LISP and functional programming (LFP ‘80). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 65–74. doi:10.1145/800087.802791
[John85]: Johnsson, T. (1985). Lambda lifting: Transforming programs to recursive equations. In: Jouannaud, JP. (eds) Functional Programming Languages and Computer Architecture. FPCA 1985. Lecture Notes in Computer Science, vol 201. Springer, Berlin, Heidelberg. doi:10.1007/3-540-15975-4_37
[John86]: Johnsson, T. (1987). Target code generation from G-machine code. In: Fasel, J.H., Keller, R.M. (eds) Graph Reduction. GR 1986. Lecture Notes in Computer Science, vol 279. Springer, Berlin, Heidelberg. doi:10.1007/3-540-18420-1_53
[John87]: Johnsson, Thomas. “Compiling Lazy Functional Language.” PhD Thesis, Chalmers University of Technology (1987).
[Kess86]: R. R. Kessler, J. C. Peterson, H. Carr, G. P. Duggan, and J. Knell. 1986. EPIC - a retargetable, highly optimizing Lisp compiler. In Proceedings of the 1986 SIGPLAN symposium on Compiler construction (SIGPLAN ‘86). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 118–130. doi:10.1145/12276.13323
[MacL15]: Rob MacLachlan, History of the CMUCL Project (2015) https://www.cons.org/cmucl/doc/cmucl-history.html
[MacQ85]: David MacQueen and Robin Milner. 1985. Record of the Standard ML Meeting, Edinburgh, 6–8 June 1984. Polymorphism: The ML/LCF/Hope Newsletter II, 1 (Jan.), 16. http://lucacardelli.name/Papers/Polymorphism%20Vol%20II,%20No%201.pdf
[MacQ14]: Luca Cardelli and the Early Evolution of ML, by David MacQueen. A paper presented at the Luca Cardelli Fest at Microsoft Research Cambridge on Sept. 8, 2014.
[MacQ15]: MacQueen, David B. The History of Standard ML: Ideas, Principles, Culture https://www.youtube.com/watch?v=NVEgyJCTee4
[MacQ20]: MacQueen, David B., Robert Harper and John H. Reppy. “The history of Standard ML.” Proceedings of the ACM on Programming Languages 4 (2020): 1 - 100.DOI:10.1145/3386336
[MacQ22]: D. MacQueen, A New Match Compiler for Standard ML of New Jersey https://icfp22.sigplan.org/details/mlfamilyworkshop-2022-papers/3/A-New-Match-Compiler-for-Standard-ML-of-New-Jersey
[Matt88]: Matthews D.C.J. (1988) An Overview of the Poly Programming Language. In: Atkinson M.P., Buneman P., Morrison R. (eds) Data Types and Persistence. Topics in Information Systems. Springer, Berlin, Heidelberg. doi:10.1007/978-3-642-61556-6_4
[Matt89]: Matthews, David CJ. Papers on Poly/ML. No. UCAM-CL-TR-161. University of Cambridge, Computer Laboratory, 1989.
[Matt2000]: David Matthews, History and Acknowledgements https://polyml.org/FAQ.html#history
[Maun86]: Mauny, M., & Suárez, A. (1986). Implementing functional languages in the Categorical Abstract Machine. Proceedings of the 1986 ACM Conference on LISP and Functional Programming - LFP ’86. doi:10.1145/319838.319869
[Maun88]: Michel Mauny, A new functional language: CAML Release 2.5 in comp.lang.misc, 05/09/88
[McDo89]: D. McDonald, editor. CMU Common Lisp User’s Manual: Mach/IBM RT PC edition. Carnegie Mellon University. CMU-CS-89-132, April 1989. https://doi.org/10.1184/R1/6604121.v1
[McJo24]: Paul McJones, John Allen (1937-2022) and Anatomy of LISP https://mcjones.org/dustydecks/archives/2024/04/11/1249/
[Meir83]: Meira, S. R. L. 1983 Sorting algorithms in KRC: implementation, proof and performance. Computing Laboratory rep. no. 14. University of Kent at Canterbury.
[Meir83b]: recursion – again from net.lang srlm@ukc.UUCP (S.R.L.Meira) (08/16/83) https://usenet.trashworldnews.com/?thread=132780
[Miln82]: Milner, Robin. “How ML evolved.” (1982).
[Miln83]: Robin Milner. 1983. A Proposal for Standard ML (TENTATIVE). April 1983. 25 pages. https://smlfamily.github.io/history/SML-proposal-4-83.pdf
[Miln83b]: Robin Milner. 1983. A Proposal for Standard ML (second draft). June 1983. 50 pages. http://sml-family.org/history/SML-proposal-6-83.pdf
[Miln83c]: A Proposal for Standard ML, by Robin Milner, November 1983. The third draft of Milner’s proposal for core Standard ML. https://smlfamily.github.io/history/SML-proposal-11-83.pdf
[Miln84]: Robin Milner, The Standard ML Core Language, July 1984. https://smlfamily.github.io/history/SML-proposal-7-84.pdf
[Miln84b]: Robin Milner. 1984. A proposal for standard ML. In Proceedings of the 1984 ACM Symposium on LISP and functional programming (LFP ‘84). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 184–197. doi:10.1145/800055.802035
[Miln84c]: Robin Milner, The Standard ML Core Language, October, 1984. The second draft of the “Core Language” design. https://smlfamily.github.io/history/SML-proposal-10-84.pdf
[Miln85]: Robin Milner, The Standard ML Core Language (Revised), September, 1985. The third draft of the “Core Language” design. https://smlfamily.github.io/history/SML-proposal-9-85.pdf
[Miln88]: Harper, R.M., Milner, R., Tofte, M., The Definition of Standard ML, Version 2 Report ECS-LFCS-88-62, Laboratory for Foundations of Computer Science, Computer Science Department, Edinburgh University, 1988.
[Mitc84]: John C. Mitchell. 1984. Coercion and type inference. In Proceedings of the 11th ACM SIGACT-SIGPLAN symposium on Principles of programming languages (POPL ‘84). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 175–185. https://doi.org/10.1145/800017.800529
[MLKit2002]: About the ML Kit https://web.archive.org/web/20020827144153/http://www.itu.dk/research/mlkit/about.html
[Moss89]: A. E. Mossberg, Edinburgh ML (summary) comp.lang.misc, Dec 18, 1989
[Mosses]: Peter Mosses, Affiliations https://pdmosses.github.io/affiliations/
[Muss81]: D. Kapur, D. R. Musser, and A. A. Stepanov. 1981. Operators and algebraic structures. In Proceedings of the 1981 conference on Functional programming languages and computer architecture (FPCA ‘81). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 59–64. doi:10.1145/800223.806763
[Neum90]: Pierre-Louis Neumann, New Caml version in comp.lang.misc, 03/29/90
[Nuprl94]: Nuprl 3.2 (26-MAY-94) https://github.com/owo-lang/nuprl-3 https://web.archive.org/web/20220630143027/http://www.cs.cmu.edu/afs/cs/project/ai-repository/ai/areas/reasonng/atp/systems/nuprl/0.html
[Paul96]: Paulson, Lawrence Charles. “ML for the working programmer (2. ed.).” (1996).
[Paul22b]: Lawrence Paulson. Memories: Edinburgh ML to Standard ML https://lawrencecpaulson.github.io/2022/10/05/Standard_ML.html
[PERQ1]: PERQ History, 1.3. EARLY DAYS http://www.chilton-computing.org.uk/acd/sus/perq_history/part_1/c3.htm
[POP19]: INFORMATION ABOUT POPLOG AND POP-11 2019 https://poplogarchive.getpoplog.org/poplog.info.html
[POPLOG]: Poplog https://github.com/poplog/poplog
[RAL83]: DISTRIBUTED INTERACTIVE COMPUTING NOTE 893, RUTHERFORD APPLETON LABORATORY, 3 October 1983 http://www.dataweb.clrc.ac.uk/acd/pdfs/dic/dic841.pdf
[RAL84]: The Software Technology Initiative Final Report 1981-1984
October 1984 http://www.dataweb.stfc.ac.uk/inf/literature/reports/sti_report/p001.htm
[RAL87]: Informatics Annual Report 1986-87 http://www.chilton-computing.org.uk/inf/literature/inf_annual_reports/p003.htm
[RAL89]: Informatics Annual Report 1988-9 http://www.chilton-computing.org.uk/inf/literature/inf_reports/p005.htm
[Rash89]: Rashid, Richard, Robert Baron, Alessandro Forin, David Golub, Michael Jones, Douglas Orr, and Richard Sanzi. “Mach: a foundation for open systems (operating systems).” In Proceedings of the Second Workshop on Workstation Operating Systems, pp. 109-113. IEEE, 1989.
[Rich85]: Richards, H. (1985). Applicative programming. Systems Research, 2(4), 299–306. doi:10.1002/sres.3850020409
[Ryde82]: Rydeheard, David Eric. “Applications of category theory to programming and program specification.” (1982).
[Schmidt]: CV https://people.cs.ksu.edu/~schmidt/vita.html
[Slom89]: Sloman, Aaron. “The Evolution of Poplog and Pop-11 at Sussex University.” POP-11 Comes of Age: The Advancement of an AI Programming Language (1989): 30-54.
[Sokolowski]: CV https://prabook.com/web/stefan_andrzej.sokolowski/90807
[SPJ82]: Simon L Peyton Jones. 1982. An investigation of the relative efficiencies of combinators and lambda expressions. In Proceedings of the 1982 ACM symposium on LISP and functional programming (LFP ‘82). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 150–158. doi:10.1145/800068.802145
[SPJ85]: Jones, S. L. P. (1985). Yacc in sasl — an exercise in functional programming. Software: Practice and Experience, 15(8), 807–820. doi:10.1002/spe.4380150807
[Stee82b]: Guy L. Steele. 1982. Report on the 1980 LiSP Conference Stanford University. August 25-27, 1980. SIGPLAN Not. 17, 3 (March 1982), 22–36. doi:10.1145/947912.1361218
[Stee84]: Steele, Guy L. “Common LISP. The language.” Bedford: Digital Press (1984).
[Stee96]: Guy L. Steele and Richard P. Gabriel. 1996. The evolution of Lisp. Uncut draft.
[Stra67]: Strachey, Christopher S.. “Fundamental Concepts in Programming Languages.” Higher-Order and Symbolic Computation 13 (2000): 11-49.
DOI:10.1023/A:1010000313106
[Turn79]: Turner, D. A. (1979). A new implementation technique for applicative languages. Software: Practice and Experience, 9(1), 31–49. doi:10.1002/spe.4380090105
[Turn81]: D. A. Turner. 1981. The semantic elegance of applicative languages. In Proceedings of the 1981 conference on Functional programming languages and computer architecture (FPCA ‘81). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 85–92. doi:10.1145/800223.806766
[Turn82]: Turner, D.A. (1982). Recursion Equations as a Programming Language. In: Darlington, John, David Turner and Peter B. Henderson. “Functional Programming and its Applications: An Advanced Course.”
[Turn83]: Turner, D. A. “SASL language manual (revised version).” University of Kent (1983).
[Turn84]: Turner, D. A. (1984). Functional Programs as Executable Specifications [and Discussion]. Philosophical Transactions of the Royal Society A: Mathematical, Physical and Engineering Sciences, 312(1522), 363–388. doi:10.1098/rsta.1984.0065
[Wads83]: Christopher Wadsworth. 1983. ML, LCF, and HOPE. Polymorphism: The ML/LCF/Hope Newsletter I, 1 (Jan.), 5. http://lucacardelli.name/Papers/Polymorphism%20Vol%20I,%20No%201.pdf
[Wadl81]: Philip Wadler. 1981. Applicative style programming, program transformation, and list operators. In Proceedings of the 1981 conference on Functional programming languages and computer architecture (FPCA ‘81). Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 25–32. doi:10.1145/800223.806759
[Warr77]: David H D Warren, Luis M. Pereira, and Fernando Pereira. 1977. Prolog - the language and its implementation compared with Lisp. In Proceedings of the 1977 symposium on Artificial intelligence and programming languages. Association for Computing Machinery, New York, NY, USA, 109–115. doi:10.1145/800228.806939
[Warr77b]: David H D Warren. 1977. Prolog - the language and its implementation compared with Lisp. Slides https://www.softwarepreservation.org/projects/prolog/edinburgh/doc/slides-ACM1977.pdf
[Whit77]: White, Jon L. “Lisp: Program is Data: A historical perspective on MACLISP.” In Proceedings of the 1977 MACSYMA Users’ Conference, MIT Laboratory for Computer Science, Cambridge, Mass, pp. 181-189. 1977.
[Whit79]: Jon L. White. NIL: A perspective. Proceedings of 1979 MACSYMA Users’ Conference, Washington, D.C., June 1979. https://www.softwarepreservation.org/projects/LISP/MIT/White-NIL_A_Perspective-1979.pdf
[Witt85]: R. W. Witty, SEG ANNUAL REPORT September 84-September 85, 30 September 1985 https://www.chilton-computing.org.uk/inf/pdfs/seg/seg74.pdf
[Wolf89]: David Wolfram, ACE Version 1.3 Distribution comp.lang.misc, Jun 20, 1989
[Yuas85]: Yuasa, Taiichi, and Masami Hagiya. “Kyoto Common Lisp Report.” Research Institute for Mathematical Sciences, Kyoto University (1985.11.13).