ass10 hints
[lambda.git] / cps_and_continuation_operators.mdwn
1 [[!toc]]
2
3 CPS Transforms
4 ==============
5
6 We've already approached some tasks now by programming in **continuation-passing style.** We first did that with tuples at the start of term, and then with the v5 lists in [[week4]], and now more recently and self-consciously when discussing [aborts](/couroutines_and_aborts), 
7 and [the "abSd" task](/from_list_zippers_to_continuations). and the use of `tree_monadize` specialized to the Continuation monad, which required us to supply an initial continuation.
8
9 In our discussion of aborts, we showed how to rearrange code like this:
10
11
12         let foo x =
13         +---try begin----------------+
14         |       (if x = 1 then 10    |
15         |       else abort 20        |
16         |       ) + 100              |
17         +---end----------------------+
18         in (foo 2) + 1000;;
19
20 into a form like this:
21
22         let x = 2
23         in let snapshot = fun box ->
24             let foo_result = box
25             in (foo_result) + 1000
26         in let continue_normally = fun from_value ->
27             let value = from_value + 100
28             in snapshot value
29         in
30             if x = 1 then continue_normally 10
31             else snapshot 20;;
32
33 <!--
34 # #require "delimcc";;
35 # open Delimcc;;
36 # let reset body = let p = new_prompt () in push_prompt p (body p);;
37 # let test_cps x =
38       let snapshot = fun box ->
39           let foo_result = box
40           in (foo_result) + 1000
41       in let continue_normally = fun from_value ->
42           let value = from_value + 100
43           in snapshot value
44       in if x = 1 then continue_normally 10
45       else snapshot 20;;
46
47         let foo x =
48         +===try begin================+
49         |       (if x = 1 then 10    |
50         |       else abort 20        |
51         |       ) + 100              |
52         +===end======================+
53         in (foo 2) + 1000;;
54
55 # let test_shift x =
56     let foo x = reset(fun p () ->
57         (shift p (fun k ->
58             if x = 1 then k 10 else 20)
59         ) + 100)
60     in foo z + 1000;;
61
62 # test_cps 1;;
63 - : int = 1110
64 # test_shift 1;;
65 - : int = 1110
66 # test_cps 2;;
67 - : int = 1020
68 # test_shift 2;;
69 - : int = 1020
70 -->
71
72 How did we figure out how to rearrange that code? There are algorithms that can do this for us mechanically. These algorithms are known as **CPS transforms**, because they transform code that might not yet be in CPS form into that form.
73
74 We won't attempt to give a full CPS transform for OCaml; instead we'll just focus on the lambda calculus and a few extras, to be introduced as we proceed.
75
76 In fact there are multiple ways to do a CPS transform. Here is one:
77
78         [x]     --> x
79         [\x. M] --> \k. k (\x. [M])
80         [M N]   --> \k. [M] (\m. m [N] k)
81
82 And here is another:
83
84         [x]     --> \k. k x
85         [\x. M] --> \k. k (\x. [M])
86         [M N]   --> \k. [M] (\m. [N] (\n. m n k))
87
88 These transforms have some interesting properties. One is that---assuming we never reduce inside a lambda term, but only when redexes are present in the outermost level---the formulas generated by these transforms will always only have a single candidate redex to be reduced at any stage. In other words, the generated expressions dictate in what order the components from the original expressions will be evaluated. As it happens, the first transform above forces a *call-by-name* reduction order: assuming `M N` to be a redex, redexes inside `N` will be evaluated only after `N` has been substituted into `M`. And the second transform forces a *call-by-value* reduction order. These reduction orders will be forced no matter what the native reduction order of the interpreter is, just so long as we're only allowed to reduce redexes not underneath lambdas.
89
90 Plotkin did important early work with CPS transforms, and they are now a staple of academic computer science. (See the end of his 1975 paper [Call-by-name, call-by-value, and the lambda-calculus](http://homepages.inf.ed.ac.uk/gdp/publications/cbn_cbv_lambda.pdf).)
91
92 Here's another interesting fact about these transforms. Compare the translations for variables and applications in the call-by-value transform:
93
94         [x]     --> \k. k x
95         [M N]   --> \k. [M] (\m. [N] (\n. m n k))
96
97 to the implementations we proposed for `unit` and `bind` when developing a Continuation monads, for example [here](/list_monad_as_continuation_monad). I'll relabel some of the variable names to help the comparison:
98
99         let cont_unit x = fun k -> k x
100         let cont_bind N M = fun k -> N (fun n -> M n k)
101
102 The transform for `x` is just `cont_unit x`! And the transform for `M N` is, though not here exactly the same as `cont_bind N M`, quite reminiscent of it. (I don't yet know whether there's an easy and satisfying explanation of why these two are related as they are.) <!-- FIXME -->
103
104 Doing CPS transforms by hand is very cumbersome. (Try it.) But you can leverage our lambda evaluator to help you out. Here's how to do it. From here on out, we'll be working with and extending the call-by-value CPS transform set out above:
105
106         let var = \x (\k. k x) in
107         let lam = \x_body (\k. k (\x. x_body x)) in
108         let app = \m n. (\k. m (\m. n (\n. m n k))) in
109         ...
110
111 Then if you want to use [x], you'd write `var x`. If you want to use [\x. body], you'd write `lam (\x. BODY)`, where `BODY` is whatever [body] amounts to. If you want to use [m n], you'd write `app M N`, where M and N are whatever [m] and [n] amount to.
112
113 To play around with this, you'll also want to help yourself to some primitives already in CPS form. (You won't want to rebuild everything again from scratch.) For a unary function like `succ`, you can take its primitive CPS analogue [succ] to be `\u. u (\a k. k (succ a))` (where `succ` in this expansion is the familiar non-CPS form of `succ`). Then for example:
114
115         [succ x]
116                   = \k. [succ] (\m. [x] (\n. m n k))
117                 ~~> ...
118                 ~~> \k. k (succ x)
119
120 Or, using the lambda evaluator, that is:
121
122         ...
123         let op1 = \op. \u. u (\a k. k (op a)) in
124         app (op1 succ) (var x)
125         ~~> \k. k (succ x)
126
127 Some other handy tools: 
128
129         let app2 = \a b c. app (app a b) c in
130         let app3 = \a b c d. app (app (app a b) c) d in
131         let op2 = \op. \u. u (\a v. v (\b k. k (op a b))) in
132         let op3 = \op. \u. u (\a v. v (\b w. w (\c k. k (op a b c)))) in
133         ...
134
135 Then, for instance, [plus x y] would be rendered in the lambda evaluator as:
136
137         app2 (op2 plus) (var x) (var y)
138         ~~> \k. k (plus x y)
139
140 To finish off a CPS computation, you have to supply it with an "initial" or "outermost" continuation. (This is somewhat like "running" a monadic computation.) Usually you'll give the identity function, representing that nothing further happens to the continuation-expecting value.
141
142 If the program you're working with is already in CPS form, then some elegant and powerful computational patterns become available, as we've been seeing. But it's tedious to convert to and work in fully-explicit CPS form. Usually you'll just want to be using the power of continuations at some few points in your program. It'd be nice if we had some way to make use of those patterns without having to convert our code explicitly into CPS form.
143
144 Callcc
145 ======
146
147 Well, we can. Consider the space of lambda formulas. Consider their image under a CPS transform. There will be many well-formed lambda expressions not in that image---that is, expressions that aren't anybody's CPS transform. Some of these will be useful levers in the CPS patterns we want to make use of. We can think of them as being the CPS transforms of some new syntax in the original language. For example, the expression `callcc` is explained as a new bit of syntax having some of that otherwise unclaimed CPS real-estate. The meaning of the new syntax can be understood in terms of how the CPS transform we specify for it behaves, when the whole language is in CPS form.
148
149 I won't give the CPS transform for `callcc` itself, but instead for the complex form:
150
151         [callcc (\k. body)] = \outk. (\k. [body] outk) (\v localk. outk v)
152
153 The behavior of `callcc` is this. The whole expression `callcc (\k. body)`, call it C, is being evaluated in a context, call it E[\_]. When we convert to CPS form, the continuation of this occurrence of C will be bound to the variable `outk`. What happens then is that we bind the expression `\v localk. outk v` to the variable `k` and evaluate [body], passing through to it the existing continuation `outk`. Now if `body` is just, for example, `x`, then its CPS transform [x] will be `\j. j x` and this will accept the continuation `outk` and feed it `x`, and we'll continue on with nothing unusual occurring. If on the other hand `body` makes use of the variable `k`, what happens then? For example, suppose `body` includes `foo (k v)`. In the reduction of the CPS transform `[foo (k v)]`, `v` will be passed to `k` which as we said is now `\v localk. outk v`. The continuation of that application---what is scheduled to happen to `k v` after it's evaluated and `foo` gets access to it---will be bound next to `localk`. But notice that this `localk` is discarded. The computation goes on without it. Instead, it just continues evaluating `outk v`, where as we said `outk` is the outside continuation E[\_] of the whole `callcc (\k. body)` invocation.
154
155 So in other words, since the continuation in which `foo` was to be applied to the value of `k v` was discarded, that application never gets evaluated. We escape from that whole block of code.
156
157 It's important to understand that `callcc` binds `k` to a pipe into the continuation as still then installed. Not just to a function that performs the same computation as the context E[\_] does---that has the same normal form and extension. But rather, a pipe into E[\_] *in its continuation-playing role*. This is manifested by the fact that when `k v` finishes evaluating, that value is not delivered to `foo` for the computation to proceed. Instead, when `k v` finishes evaluating, the program will then be done. Not because of some "stop here" block attached to `k`, but rather because of what it is that `k` represents. Walking through the explanation above several times may help you understand this better.
158
159 So too will examples. We'll give some examples, and show you how to try them out in a variety of formats:
160
161 1.      using the lambda evaluator to check how the CPS transforms reduce
162
163         To do this, you can use the following helper function:
164
165                 let callcc = \k_body. \outk. (\k. (k_body k) outk) (\v localk. outk v) in
166                 ...
167
168         Used like this: [callcc (\k. body)] = `callcc (\k. BODY)`, where `BODY` is [body].
169
170 2.      using a `callcc` operation on our Continuation monad
171
172         This is implemented like this:
173
174                 let callcc body = fun outk -> body (fun v localk -> outk v) outk
175
176         <!-- GOTCHAS?? -->
177
178 3.      `callcc` was originally introduced in Scheme. There it's written `call/cc` and is an abbreviation of `call-with-current-continuation`. Instead of the somewhat bulky form:
179
180                 (call/cc (lambda (k) ...))
181
182         I prefer instead to use the lighter, and equivalent, shorthand:
183
184                 (let/cc k ...)
185
186
187 Callcc/letcc examples
188 ---------------------
189
190 First, here are two examples in Scheme:
191
192         (+ 100 (let/cc k (+ 10 1)))
193                |-----------------|
194
195 This binds the continuation `outk` of the underlined expression to `k`, then computes `(+ 10 1)` and delivers that to `outk` in the normal way (not through `k`). No unusual behavior. It evaluates to `111`.
196
197 What if we do instead:
198
199         (+ 100 (let/cc k (+ 10 (k 1))))
200                |---------------------|
201
202 This time, during the evaluation of `(+ 10 (k 1))`, we supply `1` to `k`. So then the local continuation, which delivers the value up to `(+ 10 [_])` and so on, is discarded. Instead `1` gets supplied to the outer continuation in place when `let/cc` was invoked. That will be `(+ 100 [_])`. When `(+ 100 1)` is evaluated, there's no more of the computation left to evaluate. So the answer here is `101`.
203
204 You are not restricted to calling a bound continuation only once, nor are you restricted to calling it only inside of the `call/cc` (or `let/cc`) block. For example, you can do this:
205
206         (let ([p (let/cc k (cons 1 k))])
207           (cons (car p) ((cdr p) (cons 2 (lambda (x) x)))))
208         ; evaluates to '(2 2 . #<procedure>)
209
210 What happens here? First, we capture the continuation where `p` is about to be assigned a value. Inside the `let/cc` block, we create a pair consisting of `1` and the captured continuation. This pair is bound to p. We then proceed to extract the components of the pair. The head (`car`) goes into the start of a tuple we're building up. To get the next piece of the tuple, we extract the second component of `p` (this is the bound continuation `k`) and we apply it to a pair consisting of `2` and the identity function. Supplying arguments to `k` takes us back to the point where `p` is about to be assigned a value. The tuple we had formerly been building, starting with `1`, will no longer be accessible because we didn't bring along with us any way to refer to it, and we'll never get back to the context where we supplied an argument to `k`. Now `p` gets assigned not the result of `(let/cc k (cons 1 k))` again, but instead, the new pair that we provided: `'(2 . #<identity procedure>)`. Again we proceed to build up a tuple: we take the first element `2`, then we take the second element (now the identity function), and feed it a pair `'(2 . #<identity procedure>)`, and since it's an argument to the identity procedure that's also the result. So our final result is a nested pair, whose first element is `2` and whose second element is the pair `'(2 . #<identity procedure>)`. Racket displays this nested pair like this:
211
212         '(2 2 . #<procedure>)
213
214 Ok, so now let's see how to perform these same computations via CPS.
215
216 In the lambda evaluator:
217
218         let var = \x (\k. k x) in
219         let lam = \x_body (\k. k (\x. x_body x)) in
220         let app = \m n. (\k. m (\m. n (\n. m n k))) in
221         let app2 = \a b c. app (app a b) c in
222         let app3 = \a b c d. app (app (app a b) c) d in
223         let op1 = \op. \u. u (\a k. k (op a)) in
224         let op2 = \op. \u. u (\a v. v (\b k. k (op a b))) in
225         let op3 = \op. \u. u (\a v. v (\b w. w (\c k. k (op a b c)))) in
226         let callcc = \k_body. \outk. (\k. (k_body k) outk) (\v localk. outk v) in
227
228         ; (+ 100 (let/cc k (+ 10 1))) ~~> 111
229         app2 (op2 plus) (var hundred) (callcc (\k. app2 (op2 plus) (var ten) (var one)))
230         ; evaluates to \k. k (plus hundred (plus ten one))
231
232 Next:
233
234         ; (+ 100 (let/cc k (+ 10 (k 1)))) ~~> 101
235         app2 (op2 plus) (var hundred) (callcc (\k. app2 (op2 plus) (var ten) (app (var k) (var one))))
236         ; evaluates to \k. k (plus hundred one)
237
238 We won't try to do the third example in this framework.
239
240 Finally, using the Continuation monad from our OCaml monad library. We begin:
241
242         # #use "path/to/monads.ml"
243         # module C = Continuation_monad;;
244
245 Now what we want to do is something like this:
246
247         # C.(run0 (100 + callcc (fun k -> 10 + 1)));;
248
249 `run0` is a special function in the Continuation monad that runs a value of that monad using the identity function as its initial continuation. The above expression won't type-check, for several reasons. First, we're trying to add 100 to `callcc (...)` but the latter is a `Continuation.m` value, not an `int`. So we have to do this instead:
250
251         # C.(run0 (callcc (fun k -> 10 + 1) >>= fun i -> 100 + i));;
252
253 Except that's still no good, because `10 + 1` and `100 + i` are of type `int`, but their context demands Continuation monadic values. So we have to throw in some `unit`s:
254
255         # C.(run0 (callcc (fun k -> unit (10 + 1)) >>= fun i -> unit (100 + i)));;
256         - : int = 111
257
258 This works and as you can see, delivers the same answer `111` that we got by the other methods.
259
260 Next we try:
261
262         # C.(run0 (callcc (fun k -> unit (10 + (k 1))) >>= fun i -> unit (100 + i)));;
263
264 That won't work because `k 1` doesn't have type `int`, but we're trying to add it to `10`. So we have to do instead:
265
266         # C.(run0 (callcc (fun k -> k 1 >>= fun j -> unit (10 + j)) >>= fun i -> unit (100 + i)));;
267         - : int = 101
268
269 This also works and as you can see, delivers the expected answer `101`.
270
271 The third example is more difficult to make work with the monadic library, because its types are tricky. I was able to get this to work, which uses OCaml's "polymorphic variants." These are generally more relaxed about typing. There may be a version that works with regular OCaml types, but I haven't yet been able to identify it. Here's what does work:
272
273         # C.(run0 (callcc (fun k -> unit (1,`Box k)) >>= fun (p1,`Box p2) -> p2 (2,`Box unit) >>= fun p2' -> unit (p1,p2')));;
274         - : int * (int * [ `Box of 'b -> ('a, 'b) C.m ] as 'b) as 'a =
275         (2, (2, `Box <fun>))
276
277 <!-- FIXME -->
278
279 Some callcc/letcc exercises
280 ---------------------------
281
282 Here are a series of examples from *The Seasoned Schemer*, which we recommended at the start of term. It's not necessary to have the book to follow the exercises, though if you do have it, its walkthroughs will give you useful assistance.
283
284 For reminders about Scheme syntax, see [here](/assignment8/) and [here](/week1/) and [here](/translating_between_ocaml_scheme_and_haskell). Other resources are on our [[Learning Scheme]] page.
285
286 Most of the examples assume the following preface:
287
288         #lang racket
289
290         (define (atom? x)
291           (and (not (pair? x)) (not (null? x))))
292
293 Now try to figure out what this function does:
294
295         (define alpha
296           (lambda (a lst)
297             (let/cc k ; now what will happen when k is called?
298               (letrec ([aux (lambda (l)
299                               (cond
300                                 [(null? l) '()]
301                                 [(eq? (car l) a) (k (aux (cdr l)))]
302                                 [else (cons (car l) (aux (cdr l)))]))])
303                 (aux lst)))))
304         
305 Here is [the answer](/hints/cps_hint_1), but try to figure it out for yourself.
306
307 Next, try to figure out what this function does:
308
309         (define beta
310           (lambda (lst)
311             (let/cc k ; now what will happen when k is called?
312               (letrec ([aux (lambda (l)
313                               (cond
314                                 [(null? l) '()]
315                                 [(atom? (car l)) (k (car l))]
316                                 [else (begin
317                                         ; what will the value of the next line be? why is it ignored?
318                                         (aux (car l))
319                                         (aux (cdr l)))]))])
320                 (aux lst)))))
321
322 Here is [the answer](/hints/cps_hint_2), but try to figure it out for yourself.
323
324 Next, try to figure out what this function does:
325
326         (define gamma
327           (lambda (a lst)
328             (letrec ([aux (lambda (l k)
329                             (cond
330                               [(null? l) (k 'notfound)]
331                               [(eq? (car l) a) (cdr l)]
332                               [(atom? (car l)) (cons (car l) (aux (cdr l) k))]
333                               [else
334                                ; what happens when (car l) exists but isn't an atom?
335                                (let ([car2 (let/cc k2 ; now what will happen when k2 is called?
336                                              (aux (car l) k2))])
337                                  (cond
338                                    ; when will the following condition be met? what happens then?
339                                    [(eq? car2 'notfound) (cons (car l) (aux (cdr l) k))]
340                                    [else (cons car2 (cdr l))]))]))]
341                      [lst2 (let/cc k1 ; now what will happen when k1 is called?
342                              (aux lst k1))])
343               (cond
344                 ; when will the following condition be met?
345                 [(eq? lst2 'notfound) lst]
346                 [else lst2]))))
347
348 Here is [the answer](/hints/cps_hint_3), but try to figure it out for yourself.
349
350 Here is the hardest example. Try to figure out what this function does:
351
352         (define delta
353           (letrec ([yield (lambda (x) x)]
354                    [resume (lambda (x) x)]
355                    [walk (lambda (l)
356                            (cond
357                              ; is this the only case where walk returns a non-atom?
358                              [(null? l) '()]
359                              [(atom? (car l)) (begin
360                                                 (let/cc k2 (begin
361                                                   (set! resume k2) ; now what will happen when resume is called?
362                                                   ; when the next line is executed, what will yield be bound to?
363                                                   (yield (car l))))
364                                                 ; when will the next line be executed?
365                                                 (walk (cdr l)))]
366                              [else (begin
367                                      ; what will the value of the next line be? why is it ignored?
368                                      (walk (car l))
369                                      (walk (cdr l)))]))]
370                    [next (lambda () ; next is a thunk
371                            (let/cc k3 (begin
372                              (set! yield k3) ; now what will happen when yield is called?
373                              ; when the next line is executed, what will resume be bound to?
374                              (resume 'blah))))]
375                    [check (lambda (prev)
376                             (let ([n (next)])
377                               (cond
378                                 [(eq? n prev) #t]
379                                 [(atom? n) (check n)]
380                                 ; when will n fail to be an atom?
381                                 [else #f])))])
382             (lambda (lst)
383               (let ([fst (let/cc k1 (begin
384                            (set! yield k1) ; now what will happen when yield is called?
385                            (walk lst)
386                            ; when will the next line be executed?
387                            (yield '())))])
388                 (cond
389                   [(atom? fst) (check fst)]
390                   ; when will fst fail to be an atom?
391                   [else #f])
392                 ))))
393
394 Here is [the answer](/hints/cps_hint_4), but again, first try to figure it out for yourself.
395
396
397 Delimited control operators
398 ===========================
399
400 Here again is the CPS transform for `callcc`:
401
402         [callcc (\k. body)] = \outk. (\k. [body] outk) (\v localk. outk v)
403
404 `callcc` is what's known as an *undelimited control operator*. That is, the continuations `outk` that get bound into our `k`s include all the code from the `call/cc ...` out to *and including* the end of the program. Calling such a continuation will never return any value to the call site.
405
406 (See the technique employed in the `delta` example above, with the `(begin (let/cc k2 ...) ...)`, for a work-around. Also. if you've got a copy of *The Seasoned Schemer*, see the comparison of let/cc vs. "collector-using" (that is, partly CPS) functions at pp. 155-164.)
407
408 Often times it's more useful to use a different pattern, where we instead capture only the code from the invocation of our control operator out to a certain boundary, not including the end of the program. These are called *delimited control operators*. A variety of these have been formulated. The most well-behaved from where we're coming from is the pair `reset` and `shift`. `reset` sets the boundary, and `shift` binds the continuation from the position where it's invoked out to that boundary.
409
410 It works like this:
411
412         (1) outer code
413         ------- reset -------
414         | (2)               |
415         | +----shift k ---+ |
416         | | (3)           | |
417         | |               | |
418         | |               | |
419         | +---------------+ |
420         | (4)               |
421         +-------------------+
422         (5) more outer code
423
424 First, the code in position (1) runs. Ignore position (2) for the moment. When we hit the `shift k`, the continuation between the `shift` and the `reset` will be captured and bound to `k`. Then the code in position (3) will run, with `k` so bound. The code in position (4) will never run, unless it's invoked through `k`. If the code in position (3) just ends with a regular value, and doesn't apply `k`, then the value returned by (3) is passed to (5) and the computation continues.
425
426 So it's as though the middle box---the (2) and (4) region---is by default not evaluated. This code is instead bound to `k`, and it's up to other code whether and when to apply `k` to any argument. If `k` is applied to an argument, then what happens? Well it will be as if that were the argument supplied by (3) only now that argument does go to the code (4) syntactically enclosing (3). When (4) is finished, that value also goes to (5) (just as (3)'s value did when it ended with a regular value). `k` can be applied repeatedly, and every time the computation will traverse that same path from (4) into (5).
427
428 I set (2) aside a moment ago. The story we just told is a bit too simple because the code in (2) needs to be evaluated because some of it may be relied on in (3).
429
430 For instance, in Scheme this:
431
432         (require racket/control)
433         
434         (reset
435          (let ([x 1])
436            (+ 10 (shift k x))))
437
438 will return 1. The `(let ([x 1]) ...` part is evaluated, but the `(+ 10 ...` part is not.
439
440 Notice we had to preface the Scheme code with `(require racket/control)`. You don't have to do anything special to use `call/cc` or `let/cc`; but to use the other control operators we'll discuss you do have to include that preface in Racket.
441
442 This pattern should look somewhat familiar. Recall from our discussion of aborts, and repeated at the top of this page:
443
444         let foo x =
445         +---try begin----------------+
446         |       (if x = 1 then 10    |
447         |       else abort 20        |
448         |       ) + 100              |
449         +---end----------------------+
450         in (foo 2) + 1000;;
451
452 The box is working like a reset. The `abort` is implemented with a `shift`. Earlier, we refactored our code into a more CPS form:
453
454         let x = 2
455         in let snapshot = fun box ->
456             let foo_result = box
457             in (foo_result) + 1000
458         in let continue_normally = fun from_value ->
459             let value = from_value + 100
460             in snapshot value
461         in
462             if x = 1 then continue_normally 10
463             else snapshot 20;;
464
465 `snapshot` here corresponds to the code outside the `reset`. `continue_normally` is the middle block of code, between the `shift` and its surrounding `reset`. This is what gets bound to the `k` in our `shift`. The `if...` statement is inside a `shift`. Notice there that we invoke the bound continuation to "continue normally". We just invoke the outer continuation, saved in `snapshot` when we placed the `reset`, to skip the "continue normally" code and immediately abort to outside the box.
466
467 Using `shift` and `reset` operators in OCaml, this would look like this:
468
469         #require "delimcc";;
470         let p = Delimcc.new_prompt ();;
471         let reset = Delimcc.push_prompt p;;
472         let shift = Delimcc.shift p;;
473         let abort = Delimcc.abort p;;
474         
475         let foo x =
476           reset(fun () ->
477             shift(fun continue ->
478                 if x = 1 then continue 10
479                 else 20
480             ) + 100
481           )
482         in foo 2 + 1000;;
483         - : int = 1020
484
485 If instead at the end we did `... foo 1 + 1000`, we'd get the result `1110`.
486
487 The above OCaml code won't work out of the box; you have to compile and install a special library that Oleg wrote. We discuss it on our [translation page](/translating_between_ocaml_scheme_and_haskell). If you can't get it working, then you can play around with `shift` and `reset` in Scheme instead. Or in the Continuation monad. Or using CPS transforms of your code, with the help of the lambda evaluator.
488
489 You can make the lambda evaluator perform the required CPS transforms with these helper functions:
490
491         let reset = \body. \outk. outk (body (\i i)) in
492         let shift = \k_body. \midk. (\k. (k_body k) (\i i)) (\a localk. localk (midk a)) in
493         let abort = \body. \midk. body (\i i) in
494         ...
495
496 You use these like so:
497
498 *       [reset body] is `reset BODY` where `BODY` is [body]
499 *       [shift k body] is `shift (\k. BODY)` where `BODY` is [body]
500 *       and [abort value] is `abort VALUE` where `VALUE` is [value]
501         
502 There are also `reset` and `shift` and `abort` operations in the Continuation monad in our OCaml [[monad library]]. You can check the code for details.
503
504
505 As we said, there are many varieties of delimited continuations. Another common pair is `prompt` and `control`. There's no difference in meaning between `prompt` and `reset`; it's just that people tend to say `reset` when talking about `shift`, and `prompt` when talking about `control`. `control` acts subtly differently from `shift`. In the uses you're likely to make as you're just learning about continuations, you won't see any difference. If you'll do more research in this vicinity, you'll soon enough learn about the differences.
506
507 (You can start by reading [the Racket docs](http://docs.racket-lang.org/reference/cont.html?q=shift&q=do#%28part._.Classical_.Control_.Operators%29).)
508
509
510 Ken Shan has done terrific work exploring the relations of `shift` and `control` and other control operators to each other.
511
512 In collecting these CPS transforms and implementing the monadic versions, we've been helped by Ken and by Oleg and by these papers:
513
514 *       Danvy and Filinski, "Representing control: a study of the CPS transformation" (1992)
515 *       Sabry, "Note on axiomatizing the semantics of control operators" (1996)
516
517
518 Examples of shift/reset/abort
519 -----------------------------
520
521 Here are some more examples of using delimited control operators. We present each example three ways: first a Scheme formulation; then we compute the same result using CPS and the lambda evaluator; then we do the same using the Continuation monad in OCaml. (We don't demonstrate the use of Oleg's delimcc library.)
522
523
524 Example 1:
525
526         ; (+ 1000 (+ 100 (abort 11))) ~~> 11
527         
528         app2 (op2 plus) (var thousand)
529           (app2 (op2 plus) (var hundred) (abort (var eleven)))
530         
531         # Continuation_monad.(run0(
532             abort 11 >>= fun i ->
533             unit (100+i) >>= fun j ->
534             unit (1000+j)));;
535         - : int = 11
536
537 When no `reset` is specified, there's understood to be an implicit one surrounding the entire computation (but unlike in the case of `callcc`, you still can't capture up to *and including* the end of the computation). So it makes no difference if we say instead:
538
539         # Continuation_monad.(run0(
540             reset (
541               abort 11 >>= fun i ->
542               unit (100+i) >>= fun j ->
543               unit (1000+j))));;
544         - : int = 11
545
546
547 Example 2:
548         
549         ; (+ 1000 (reset (+ 100 (abort 11)))) ~~> 1011
550         
551         app2 (op2 plus) (var thousand)
552           (reset (app2 (op2 plus) (var hundred) (abort (var eleven))))
553         
554         # Continuation_monad.(run0(
555             reset (
556               abort 11 >>= fun i ->
557               unit (100+i)
558             ) >>= fun j ->
559             unit (1000+j)));;
560         - : int = 1011
561
562 Example 3:
563
564         ; (+ 1000 (reset (+ 100 (shift k (+ 10 1))))) ~~> 1011
565
566         app2 (op2 plus) (var thousand)
567           (reset (app2 (op2 plus) (var hundred)
568             (shift (\k. ((op2 plus) (var ten) (var one))))))
569
570         Continuation_monad.(
571           let v = reset (
572             let u = shift (fun k -> unit (10 + 1))
573             in u >>= fun x -> unit (100 + x)
574           ) in let w = v >>= fun x -> unit (1000 + x)
575           in run0 w);;
576         - : int = 1011
577
578 Example 4:
579
580         ; (+ 1000 (reset (+ 100 (shift k (k (+ 10 1)))))) ~~> 1111
581         
582         app2 (op2 plus) (var thousand)
583           (reset (app2 (op2 plus) (var hundred)
584             (shift (\k. (app (var k) ((op2 plus) (var ten) (var one)))))))
585         
586         Continuation_monad.(
587           let v = reset (
588             let u = shift (fun k -> k (10 :: [1]))
589             in u >>= fun x -> unit (100 :: x)
590           ) in let w = v >>= fun x -> unit (1000 :: x)
591           in run0 w);;
592         - : int list = [1000; 100; 10; 1]
593
594 To demonstrate the different adding order between Examples 4 and 5, we use `::` in the OCaml version instead of `+`. Here is Example 5:
595
596         ; (+ 1000 (reset (+ 100 (shift k (+ 10 (k 1)))))) ~~> 1111 but added differently
597
598         app2 (op2 plus) (var thousand)
599           (reset (app2 (op2 plus) (var hundred)
600             (shift (\k. ((op2 plus) (var ten) (app (var k) (var one)))))))
601         
602         Continuation_monad.(let v = reset (
603             let u = shift (fun k -> k [1] >>= fun x -> unit (10 :: x))
604             in u >>= fun x -> unit (100 :: x)
605           ) in let w = v >>= fun x -> unit (1000 :: x)
606           in run0  w);;
607         - : int list = [1000; 10; 100; 1]
608
609
610 Example 6:
611
612         ; (+ 100 ((reset (+ 10 (shift k k))) 1)) ~~> 111
613         
614         app2 (op2 plus) (var hundred)
615           (app (reset (app2 (op2 plus) (var ten)
616             (shift (\k. (var k))))) (var one))
617         
618         (* not sure if this example can be typed as-is in OCaml... this is the best I an do at the moment... *)
619
620         # type 'x either = Left of (int -> ('x,'x either) Continuation_monad.m) | Right of int;;
621         # Continuation_monad.(let v = reset (
622             shift (fun k -> unit (Left k)) >>= fun i -> unit (Right (10+i))
623           ) in let w = v >>= fun (Left k) ->
624               k 1 >>= fun (Right i) ->
625               unit (100+i)
626           in run0 w);;
627         - : int = 111
628
629 <!--
630 # type either = Left of (int -> either) | Right of int;;
631 # let getleft e = match e with Left lft -> lft | Right _ -> failwith "not a Left";;
632 # let getright e = match e with Right rt -> rt | Left _ -> failwith "not a Right";;
633 # 100 + getright (let v = reset (fun p () -> Right (10 + shift p (fun k -> Left k))) in getleft v 1);;
634 -->
635
636 Example 7:
637
638         ; (+ 100 (reset (+ 10 (shift k (k (k 1)))))) ~~> 121
639         
640         app2 (op2 plus) (var hundred)
641           (reset (app2 (op2 plus) (var ten)
642             (shift (\k. app (var k) (app (var k) (var one))))))
643         
644         Continuation_monad.(let v = reset (
645             let u = shift (fun k -> k 1 >>= fun x -> k x)
646             in u >>= fun x -> unit (10 + x)
647           ) in let w = v >>= fun x -> unit (100 + x)
648           in run0 w)
649         - : int = 121
650
651 <!--
652
653         print_endline "=== pa_monad's Continuation Tests ============";;
654
655         (1, 5 = C.(run0 (unit 1 >>= fun x -> unit (x+4))) );;
656         (2, 9 = C.(run0 (reset (unit 5 >>= fun x -> unit (x+4)))) );;
657         (3, 9 = C.(run0 (reset (abort 5 >>= fun y -> unit (y+6)) >>= fun x -> unit (x+4))) );;
658         (4, 9 = C.(run0 (reset (reset (abort 5 >>= fun y -> unit (y+6))) >>= fun x -> unit (x+4))) );;
659         (5, 27 = C.(run0 (
660                                   let c = reset(abort 5 >>= fun y -> unit (y+6))
661                                   in reset(c >>= fun v1 -> abort 7 >>= fun v2 -> unit (v2+10) ) >>= fun x -> unit (x+20))) );;
662
663         (7, 117 = C.(run0 (reset (shift (fun sk -> sk 3 >>= sk >>= fun v3 -> unit (v3+100) ) >>= fun v1 -> unit (v1+2)) >>= fun x -> unit (x+10))) );;
664
665         (8, 115 = C.(run0 (reset (shift (fun sk -> sk 3 >>= fun v3 -> unit (v3+100)) >>= fun v1 -> unit (v1+2)) >>= fun x -> unit (x+10))) );;
666
667         (12, ["a"] = C.(run0 (reset (shift (fun f -> f [] >>= fun t -> unit ("a"::t)  ) >>= fun xv -> shift (fun _ -> unit xv)))) );;
668
669
670         (0, 15 = C.(run0 (let f k = k 10 >>= fun v-> unit (v+100) in reset (callcc f >>= fun v -> unit (v+5)))) );;
671
672 -->