什么是具有动态作用域和静态类型的编程语言？

Question

我知道这种语言的存在，但我无法确定它的具体情况。

动态范围 和 静态类型？

Answer 1

我们可以尝试推理这样的语言可能是什么样子。显然，这样的事情（使用类似 C 的语法用于演示目的）是不允许的，或者至少没有明显的含义：

int x_plus_(int y) {
    return x + y;        // requires that x have type int
}

int three_plus_(int y) {
    double x = 3.0;
    return x_plus_(y);   // calls x_plus_ when x has type double
}

那么，如何避免这种情况呢？

我可以立即想到一些方法：

1. 上面的评论者提到 77 年之前的 Fortran 有这种行为。这是有效的，因为变量的名称决定了它的类型；像上面的 x_plus_ 这样的函数是非法的，因为 x 永远不可能有整数类型。 （同样，像 third_plus_ 这样的变量，因为 y 也有相同的限制。）整数变量的名称必须以 i 开头、j、k、l、m 或 n。

2. Perl 使用语法来区分几大类变量，即标量、数组（常规数组）和散列（关联数组）。属于不同类别的变量可以具有完全相同的名称，因为语法区分了所指的变量。例如，表达式 foo $foo, $foo[0], $foo{'foo'} 涉及函数 foo，标量 $foo、数组 @foo（$foo[0] 是 @foo 的第一个元素）和散列 % foo （$foo{'foo'} 是 %foo 中与键 'foo' 相对应的值）。现在，要非常清楚的是，Perl 不是静态类型的，因为有许多不同的标量类型，并且这些类型在语法上无法区分。 （特别是：所有引用都是标量，甚至是对函数、数组或散列的引用。因此，如果您使用语法取消对数组的引用，Perl 必须在运行时检查该值是否确实是数组引用。 ）但是同样的方法可以用于真正的类型系统，特别是如果类型系统是一个非常简单的系统。通过这种方法，x_plus_ 方法将使用 int 类型的 x，并且完全忽略 x由 third_plus_ 声明。 （相反，它将使用 int 类型的 x，该类型必须从名为 third_plus_ 的任何范围提供。）这可能需要某种类型上面未包含的注释，或者它可以使用某种形式的类型推断。

3. 函数的签名可以指示它使用的非局部变量及其预期类型。在上面的示例中，x_plus_ 将具有签名“采用一个 int 类型的参数；使用 类型的调用范围 x” int；返回int类型的值”。然后，就像调用 x_plus_ 的函数必须传入 int 类型的参数一样，它还必须提供一个名为 x 的变量int 类型的 code> — 通过声明它本身，或者继承类型签名的该部分（因为调用 x_plus_ 相当于使用 x< /code> 类型为 int）并将此要求传播给其调用者。使用这种方法，上面的 Three_plus_ 函数将是非法的，因为它会违反它调用的 x_plus_ 方法的签名 - 就像它试图传递 < code>double 作为其参数。

4. 上面可能只是有“未定义的行为”；编译器不必显式地检测和拒绝它，但规范不会对其处理方式施加任何特定要求。程序员有责任确保他们永远不会调用带有错误类型的非局部变量的函数。

您的教授可能正在考虑#1，因为 77 年之前的 Fortran 是一种具有此属性的真实世界语言。但其他方法值得思考。 :-)

Answer 2

我没有在其他地方找到它写下来，但是 AXIOM CAS （以及各种分支，包括 FriCAS（仍在积极开发中）使用一种称为 SPAD 的脚本语言，具有非常新颖的强大功能静态依赖类型系统和动态作用域（尽管这可能是一个意外的实现错误）。

大多数时候，用户不会意识到这一点，但是当他们开始尝试像其他函数式语言一样构建闭包时，它就会揭示其动态作用域本质：

                       FriCAS Computer Algebra System 
                         Version: FriCAS 2021-03-06
                   Timestamp: Mon May 17 10:43:08 CST 2021
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   Issue )copyright to view copyright notices.
   Issue )summary for a summary of useful system commands.
   Issue )quit to leave FriCAS and return to shell.
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(1) -> foo (x,y) == x + y
                                                                   Type: Void
(2) -> foo (1,2)
   Compiling function foo with type (PositiveInteger, PositiveInteger)
       -> PositiveInteger 

   (2)  3
                                                        Type: PositiveInteger
(3) -> foo             

   (3)  foo (x, y) == x + y
                                                    Type: FunctionCalled(foo)
(4) -> bar x y == x + y
                                                                   Type: Void
(5) -> bar  

   (5)  bar x == y +-> x + y
                                                    Type: FunctionCalled(bar)
(6) -> (bar 1)
   Compiling function bar with type PositiveInteger -> 
      AnonymousFunction 

   (6)  y +-> #1 + y
                                                      Type: AnonymousFunction
(7) -> ((bar 1) 2)

   (7)  #1 + 2
                                                    Type: Polynomial(Integer)

这种行为类似于尝试使用 (lambda (x) (lambda (y) (+ xy))) 在动态范围的 Lisp 中，例如 Emacs Lisp。实际上，函数的底层表示本质上与早期的 Lisp 相同，因为 AXIOM 最初是在 IBM 大型机上的早期 Lisp 实现之上开发的。

然而，我相信这是一个缺陷（就像 JMC 在实现 LISP 语言的第一个版本时发生的情况一样），因为实现者使解析器像 bar 的函数定义中那样进行非柯里化，但这不太可能在没有能力用语言构建闭包的情况下有用。

还值得注意的是，SPAD 会自动重命名异常函数中的变量以避免捕获，因此它的动态作用域可以用作其他 Lisp 中的功能。

Answer 3

动态作用域意味着，特定代码行中的变量及其类型取决于之前调用的函数。这意味着，您无法知道特定代码行的类型，因为您无法知道之前执行过哪些代码。

静态类型意味着，在代码开始运行之前，您必须知道代码每一行的类型。

这是不可调和的。