Haskell 为什么可以'；t type Id a=a是否部分应用于数据df=D（f（））？

我还尝试了中建议的LiberalTypeSynonyms扩展，并在

Id

的定义中为

f

添加了明确的种类符号。我还是犯了同样的错误。我不知道是否有其他的扩展可能会有所帮助

ghci> type Id a = a
ghci> type Const a b = a
ghci> data D f = D (f ())
ghci> (((() :: Id ()) :: ()) :: Const () a)
()
ghci> D () :: D Id

<interactive>:10:9:
    Type synonym ‘Id’ should have 1 argument, but has been given none
    In an expression type signature: D Id
    In the expression: D () :: D Id
    In an equation for ‘it’: it = D () :: D Id

ghci>类型Id a=a
ghci>类型常数a b=a
ghci>数据D f=D（f（））
ghci>（（（）：：Id（））：：（））：：常量（）a）
()
ghci>D（）：：D Id
:10:9:
类型同义词“Id”应具有1个参数，但未提供任何参数
在表达式类型签名中：D Id
在表达式中：D（）：：D Id
在“it”的等式中：it=D（）：：D Id

---

这真让我困惑<

D

中的code>f是

*->*

，

Id

是

*->*

。还有什么呢？

Haskell的类型系统不支持部分应用（也称为不饱和）类型同义词或族<代码>数据类型和

新类型

确实支持部分应用程序

newtype D f = D (f ())
newtype Id a = Id a

d :: D Id
d = D (Id ())

---

newtype

s在编译过程中会被删除，因此您要支付的唯一成本是语法成本。

部分应用的类型同义词本质上等同于类型级别的lambda，这使得类型检查算法更加复杂。GHC不允许这样做。改为使用

newtype

s或

data

s包装器，并根据需要使用构造函数包装/展开值。否则，换成Agda或Coq:-PBy顺便说一句，自由类型同义词规则并没有给你更多的灵活性，只是一点点。如果在扩展了所有类型同义词之后，仍有部分应用的同义词，则会触发类型错误。如果您使用

类型df=f（）

，则扩展将允许您的代码。但是

df

与

f（）

@chi的类型相同，后者为我澄清了扩展。不幸的是，在我的特殊问题中，我不能将D作为类型同义词，但我可能会将Id和Const作为新类型。你的“这对GHC来说太复杂了”评论可以作为一个答案。如果你这样发布，我可能会接受，但也许我应该再等一点，以防其他人也想发布。@Bakuriu你问题中的两个例子都使用

LiberalTypeSynonyms

编译；然而，即使使用

liberaltype同义词

，这个问题中的示例也无法编译。所以我同意你的观点，它是相关的，但与jlmg无关，它是重复的。除非它不是：（.Ed Kmett想添加

liftCercion:：Maybe（强制a b->强制（f a）（f b））

到

Functor

类，以及类似于

逆变

、

双Functor

和

Profunctor

的方法，以使强制更普遍适用，从而使新类型更自由。