Ramda 哪些让人困惑的函数签名规则

在我们查阅 Ramda 的文档 时, 常会见到一些"奇怪"的类型签名和用法，例如：,或者，某一些函数"奇怪"的用法：,这些"奇怪"的点背后投射着 Ramda "更深"一层的设计逻辑, 本文将会对此作出讲解, 并阐述背后通用的函数式编程理论知识。,Ramda 经常被当做 Lodash 的另外一个"更加FP"的替代库，相对于 Lodash，Ramda 的优势(之一)在于完备的柯里化与 data last 的设计带来的便捷的管道式编程(pipe)。,举一个简单的代码对比示例：,在 Ramda 的 API 文档中, 类型签名的语法有些"奇怪":,我们结合 Ramda 的柯里化规则, 稍加推测, 可以将这个函数转换为TypeScript 的定义：,OK, 那为什么Ramda 的文档不直接使用TypeScript 表达函数的类型呢? -- 因为更加简洁!,Ramda 文档中的类型签名使用的是Haskell 的语法, Haskell 作为一门纯函数式编程语言, 可以很简洁地表达柯里化的语义, 相较之下, TypeScript 的表达方式就显得比较臃肿。,当然, 使用Haskell 的类型签名的意义不仅于此, 让我们再看看其他"奇怪"的函数类型：,结合文档中的demo：,[a → b] → [a] → [b]我们好理解, 就是笛卡尔积；,(r → a → b) → (r → a) → (r → b)我们也能理解, 就是两个函数的串联；,Apply f => f (a → b) → f a → f b就有点难理解了, 语法上就有些陌生, 我们先将其翻译成TypeScript 语法：,:), 好吧, 这段类型没法简单地翻译成TypeScript, 因为: TypeScript 不支持将 「类型构造器」 作为类型参数！举个例子：,报错信息如下:,在类型签名中F​是一个类型构造器, 既和Array一样的 「返回类型的类型」， 然而, TypeScript 里根本无法声明"一个类型参数为类型构造器"。,正如示例中type T<F> = F<number>;​中, 我们无法告诉TypeScript, 这里的F​是一个类型构造器, 所以当将number​传入F的时候, 就报错了。,OK, 我们假设TypeScript 支持声明"一个类型参数为类型构造器", 让我们再来看看Apply f => f (a → b) → f a → f b该怎么翻译：,这里的F可以理解为一种 「上下文」, 这段类型签名可以先简单地理解为:,将一个包裹在上下文中的「函数」取出, 再将另一个包裹在上下文中的「值」取出, 调用函数后, 将函数的返回值重新包裹进上下文中并返回。,这里的 「上下文」 是一个泛指, 比如我们可以将其特异化(specialize)为 Promise :,ap​ 或说 Apply 作为函数式编程中的一种常见抽象, 有非常重要重要的学习意义, 但其抽象的解析超出本文范围, 在这里我们只聚焦于「是什么」, 暂不考虑「为什么」。,那么, (r → a → b) → (r → a) → (r → b)与Apply f => f (a → b) → f a → f b是什么关系?,他们之间是同父异母的关系, (r → a → b) → (r → a) → (r → b)​是对Apply f => f (a → b) → f a → f b的特异化, 正如我们对Promise 做的那样。,答案是可以的, 我们可以将一个一元函数a -> b​理解为"一个包裹在上下文中的b​, 只不过为了获取这个b​, 需要先传入一个a。,先看看 Haskell 对ap 的定义:,替换为TypeScript 的实现, 我们将上面的Promise 的例子稍微修改下, 得出：,同样的, 我们得到Apply 特异化为Array 的实现：,综上所述, 我们可以得出结论：,ap的类型签名[a → b] → [a] → [b]和(r → a → b) → (r → a) → (r → b)是Apply f => f (a → b) → f a → f b的特异化。