CPS 风格的 `call/cc` 是否可以用假设的非 CPS 风格的 `cc'` 来编写？答案

【问题标题】：Can the CPS-styled `call/cc` be written in terms of a hypothetical non-CPS-styled `cc'`?CPS 风格的 `call/cc` 是否可以用假设的非 CPS 风格的 `cc'` 来编写？
【发布时间】：2019-12-13 03:31:40
【问题描述】：

在支持延续的语言中，例如Scheme、Ruby 和 Haskell，假设有一个函数 cc'，它不接受任何参数并返回当前的延续，因此通过调用 cc' 获得延续的调用者可以在任何地方调用延续，只要它喜欢.

cc' 可以写成 CPS 风格的 call/cc，通过将标识函数作为参数传递给 call/cc。

相反，CPS 风格的 call/cc 可以写成非 CPS 风格的 cc' 吗？

【问题讨论】：

call/cc(f) = f(cc)?
@rampion 这很直观，但错误（AFAICS）。这会导致g(call/cc(f)) = g(f(cc)) = call/cc(g . f)，其中最后一个. 表示函数组合，这显然不是我们想要的。关键是，直观地说，f 应该接收“没有f 本身”的延续，而f(cc) 在延续中包含f。
Haskell 不原生支持延续。可以在语言中实现定界延续（例如，ContT r monad 转换器和各种 CPSish 事物，如 Codensity），但不支持像 Scheme 那样的未定界延续。

标签： ruby haskell scheme continuations continuation-passing

【解决方案1】：

这是我的尝试（警告：我是一个没有经验的策划者）。让get-cc 成为返回当前延续的函数。

(define (get-cc)
  (call-with-current-continuation (lambda (k) k)))

那么，我们可以定义：

(define (callCC f)
  (let ((w (get-cc)))
    (if (pair? w)
      (car w)
      (f (lambda (x) (w (cons x '())))))))

第一次调用此函数时，w 绑定到当前延续。所以，(pair? w) 是假的，我们调用f 并继续(lambda (x) (w (cons x '()))。

当通过f（带有参数(cons x '())）调用w 时，再次输入let 的主体，其中w 现在绑定到(cons x '())。现在，(pair? w) 为真，我们可以返回(car w)，即x。

pair wrapper 用于区分什么是“f 的延续”和“结果来自 f”，可以这么说。

快速测试表明这是有效的，但我并不完全相信它的正确性。

您可能注意到w 绑定到不同类型的值。这就是为什么我使用像 Scheme 这样的无类型语言而不是 Haskell。

【讨论】：