1 <!-- λ Λ ∀ ≡ α β γ ρ ω Ω -->
2 <!-- Loved this one: http://www.stephendiehl.com/posts/monads.html -->
5 ==================
7 The [[tradition in the functional programming
10 monsters, monads are burritos. These metaphors can be helpful, and they
11 can be unhelpful. There's a backlash about the metaphors that tells people
12 to instead just look at the formal definition. We'll give that to you below, but it's
13 sometimes sloganized as
14 [A monad is just a monoid in the category of endofunctors, what's the problem?](http://stackoverflow.com/questions/3870088).
15 Without some intuitive guidance, this can also be unhelpful. We'll try to find a good balance.
18 The closest we will come to metaphorical talk is to suggest that
19 monadic types place values inside of *boxes*, and that monads wrap
20 and unwrap boxes to expose or enclose the values inside of them. In
21 any case, our emphasis will be on starting with the abstract structure
22 of monads, followed by instances of monads from the philosophical and
23 linguistics literature.
25 > <small>After you've read this once and are coming back to re-read it to try to digest the details further, the "endofunctors" that slogan is talking about are a combination of our boxes and their associated maps. Their "monoidal" character is captured in the Monad Laws, where a "monoid"---don't confuse with a mon*ad*---is a simpler algebraic notion, meaning a universe with some associative operation that has an identity. For advanced study, here are some further links on the relation between monads as we're working with them and monads as they appear in category theory:
26 (http://en.wikipedia.org/wiki/Outline_of_category_theory)
32 ## Box types: type expressions with one free type variable ##
34 Recall that we've been using lower-case Greek letters
35 <code>&alpha;, &beta;, &gamma;, ...</code> as type variables. We'll
36 use `P`, `Q`, `R`, and `S` as schematic metavariables over type expressions, that may or may not contain unbound
37 type variables. For instance, we might have
39     P_1 ≡ int
40     P_2 ≡ α -> α
41     P_3 ≡ ∀α. α -> α
42     P_4 ≡ ∀α. α -> β
44 etc.
46 A *box type* will be a type expression that contains exactly one free
47 type variable. (You could extend this to expressions with more free variables; then you'd have
48 to specify which one of them the box is capturing. But let's keep it simple.) Some examples (using OCaml's type conventions):
50     α option
51     α list
52     (α, R) tree    (assuming R contains no free type variables)
53     (α, α) tree
55 The idea is that whatever type the free type variable `α` might be instantiated to,
56 we will have a "type box" of a certain sort that "contains" values of type `α`. For instance,
57 if `α list` is our box type, and `α` is the type `int`, then in this context, `int list`
58 is the type of a boxed integer.
60 Warning: although our initial motivating examples are readily thought of as "containers" (lists, trees, and so on, with `α`s as their "elements"), with later examples we discuss it will be less natural to describe the boxed types that way. For example, where `R` is some fixed type, `R -> α` is a box type.
62 Also, for clarity: the *box type* is the type `α list` (or as we might just say, the `list` type operator); the *boxed type* is some specific instantiation of the free type variable `α`. We'll often write boxed types as a box containing what the free
63 type variable instantiates to. So if our box type is `α list`, and `α` instantiates to the specific type `int`, we would write:
65 <code><u>int</u></code>
67 for the type of a boxed `int`.
71 ## Kleisli arrows ##
73 A lot of what we'll be doing concerns types that are called *Kleisli arrows*. Don't worry about why they're called that, or if you like go read some Category Theory. All we need to know is that these are functions whose type has the form:
75 <code>P -> <u>Q</u></code>
77 That is, they are functions from values of one type `P` to a boxed type `Q`, for some choice of type expressions `P` and `Q`.
78 For instance, the following are Kleisli arrows:
80 <code>int -> <u>bool</u></code>
82 <code>int list -> <u>int list</u></code>
84 In the first, `P` has become `int` and `Q` has become `bool`. (The boxed type <code><u>Q</u></code> is <code><u>bool</u></code>).
86 Note that the left-hand schema `P` is permitted to itself be a boxed type. That is, where if `α list` is our box type, we can write the second type as:
88 <code><u>int</u> -> <u>int list</u></code>
90 Here are some examples of values of these Kleisli arrow types, where the box type is `α list`, and the Kleisli arrow types are <code>int -> <u>int</u></code> (that is, `int -> int list`) or <code>int -> <u>bool</u></code>:
92 <pre>\x. [x]
93 \x. [odd? x, odd? x]
94 \x. prime_factors_of x
95 \x. [0, 0, 0]</pre>
97 As semanticists, you are no doubt familiar with the debates between those who insist that propositions are sets of worlds and those who insist they are context change potentials. We hope to show you, in coming weeks, that propositions are (certain sorts of) Kleisli arrows. But this doesn't really compete with the other proposals; it is a generalization of them. Both of the other proposed structures can be construed as specific Kleisli arrow types.
100 ## A family of functions for each box type ##
102 We'll need a family of functions to help us work with box types. As will become clear, these have to be defined differently for each box type.
104 Here are the types of our crucial functions, together with our pronunciation, and some other names the functions go by. (Usually the type doesn't fix their behavior, which will be discussed below.)
106 <code>map (/mæp/): (P -> Q) -> <u>P</u> -> <u>Q</u></code>
108 > In Haskell, this is the function `fmap` from the `Prelude` and `Data.Functor`; also called `<\$>` in `Data.Functor` and `Control.Applicative`, and also called `Control.Applicative.liftA` and `Control.Monad.liftM`.
110 <code>map2 (/mæptu/): (P -> Q -> R) -> <u>P</u> -> <u>Q</u> -> <u>R</u></code>
114 <code>mid (/εmaidεnt@tI/): P -> <u>P</u></code>
116 > In Haskell, this is called `Control.Monad.return` and `Control.Applicative.pure`. In other theoretical contexts it is sometimes called `unit` or `η`. In the class presentation Jim called it `𝟭`. This notion is exemplified by `Just` for the box type `Maybe α` and by the singleton function for the box type `List α`.
118 <code>m\$ or mapply (/εm@plai/): <u>P -> Q</u> -> <u>P</u> -> <u>Q</u></code>
120 > In Haskell, this is called `Control.Monad.ap` or `Control.Applicative.<*>`. In the class presentation Jim called it `●`.
122 <code>&lt;=&lt; or mcomp : (Q -> <u>R</u>) -> (P -> <u>Q</u>) -> (P -> <u>R</u>)</code>
126 <code>&gt;=&gt; (flip mcomp, should we call it mpmoc?): (P -> <u>Q</u>) -> (Q -> <u>R</u>) -> (P -> <u>R</u>)</code>
130 <code>&gt;&gt;= or mbind : (<u>Q</u>) -> (Q -> <u>R</u>) -> (<u>R</u>)</code>
132 <code>=&lt;&lt; (flip mbind, should we call it mdnib?) (Q -> <u>R</u>) -> (<u>Q</u>) -> (<u>R</u>)</code>
134 <code>join: <span class="box2">P</span> -> <u>P</u></code>
136 > In Haskell, this is `Control.Monad.join`. In other theoretical contexts it is sometimes called `μ`.
139 In the class handout, we gave the types for `>=>` twice, and once was correct but the other was a typo. The above is the correct typing.
141 Haskell's name "bind" for `>>=` is not well chosen from our perspective, but this is too deeply entrenched by now. We've at least preprended an `m` to the front of it.
143 Haskell's names "return" and "pure" for `mid` are even less well chosen, and we think it will be clearer in our discussion to use a different name. (Also, in other theoretical contexts this notion goes by other names, anyway, like `unit` or `η` --- having nothing to do with `η`-reduction in the Lambda Calculus.) In the handout we called `mid` `𝟭`. But now we've decided that `mid` is better. (Think of it as "m" plus "identity", not as the start of "midway".)
145 The menagerie isn't quite as bewildering as you might suppose. Many of these will be interdefinable. For example, here is how `mcomp` and `mbind` are related: <code>k <=< j ≡ \a. (j a >>= k)</code>.
147 We will move freely back and forth between using `>=>` and using `<=<` (aka `mcomp`), which
148 is just `>=>` with its arguments flipped. `<=<` has the virtue that it corresponds more
149 closely to the ordinary mathematical symbol `○`. But `>=>` has the virtue
150 that its types flow more naturally from left to right.
152 These functions come together in several systems, and have to be defined in a way that coheres with the other functions in the system:
154 *   ***Mappable*** (in Haskelese, "Functors") At the most general level, box types are *Mappable*
155 if there is a `map` function defined for that box type with the type given above. This
156 has to obey the following Map Laws:
158     <code>map (id : α -> α) == (id : <u>α</u> -> <u>α</u>)</code>
159     <code>map (g ○ f) == (map g) ○ (map f)</code>
161     Essentially these say that `map` is a homomorphism from the algebra of `(universe α -> β, operation ○, elsment id)` to that of <code>(<u>α</u> -> <u>β</u>, ○', id')</code>, where `○'` and `id'` are `○` and `id` restricted to arguments of type <code><u>_</u></code>. That might be hard to digest because it's so abstract. Think of the following concrete example: if you take a `α list` (that's our <code><u>α</u></code>), and apply `id` to each of its elements, that's the same as applying `id` to the list itself. That's the first law. And if you apply the composition of functions `g ○ f` to each of the list's elements, that's the same as first applying `f` to each of the elements, and then going through the elements of the resulting list and applying `g` to each of those elements. That's the second law. These laws obviously hold for our familiar notion of `map` in relation to lists.
163     > <small>As mentioned at the top of the page, in Category Theory presentations of monads they usually talk about "endofunctors", which are mappings from a Category to itself. In the uses they make of this notion, the endofunctors combine the role of a box type <code><u>_</u></code> and of the `map` that goes together with it.</small>
166 *   ***MapNable*** (in Haskelese, "Applicatives") A Mappable box type is *MapNable*
167        if there are in addition `map2`, `mid`, and `mapply`.  (Given either
168        of `map2` and `mapply`, you can define the other, and also `map`.
169        Moreover, with `map2` in hand, `map3`, `map4`, ... `mapN` are easily definable.) These
170        have to obey the following MapN Laws:
172     TODO LAWS
175 *   ***Monad*** (or "Composables") A MapNable box type is a *Monad* if there
176        is in addition an associative `mcomp` having `mid` as its left and
177        right identity. That is, the following Monad Laws must hold:
179         mcomp (mcomp j k) l (that is, (j <=< k) <=< l) == mcomp j (mcomp k l)
180         mcomp mid k (that is, mid <=< k) == k
181         mcomp k mid (that is, k <=< mid) == k
183     You could just as well express the Monad laws using `>=>`:
185         l >=> (k >=> j) == (l >=> k) >-> j
186         k >=> mid == k
187         mid >=> k == k
189     If you have any of `mcomp`, `mpmoc`, `mbind`, or `join`, you can use them to define the others. Also, with these functions you can define `m\$` and `map2` from *MapNables*. So with Monads, all you really need to get the whole system of functions are a definition of `mid`, on the one hand, and one of `mcomp`, `mbind`, or `join`, on the other.
191     In practice, you will often work with `>>=`. In the Haskell manuals, they express the Monad Laws using `>>=` instead of the composition operators. This looks similar, but doesn't have the same symmetry:
193         u >>= (\a -> k a >>= j) == (u >>= k) >>= j
194         u >>= mid == u
195         mid a >>= k == k a
197      Also, Haskell calls `mid` `return` or `pure`, but we've stuck to our terminology in this context.
199     > <small>In Category Theory discussion, the Monad Laws are instead expressed in terms of `join` (which they call `μ`) and `mid` (which they call `η`). These are assumed to be "natural transformations" for their box type, which means that they satisfy these equations with that box type's `map`:
200     > <pre>map f ○ mid == mid ○ f<br>map f ○ join == join ○ map (map f)</pre>
201     > The Monad Laws then take the form:
202     > <pre>join ○ (map join) == join ○ join<br>join ○ mid == id == join ○ map mid</pre>
203     > The first of these says that if you have a triply-boxed type, and you first merge the inner two boxes (with `map join`), and then merge the resulting box with the outermost box, that's the same as if you had first merged the outer two boxes, and then merged the resulting box with the innermost box. The second law says that if you take a box type and wrap a second box around it (with `mid`) and then merge them, that's the same as if you had instead mapped a second box around the elements of the original (with `map mid`, leaving the original box on the outside), and then merged them.<p>
204     > The Category Theorist would state these Laws like this, where `M` is the endofunctor that takes us from type `α` to type <code><u>α</u></code>:
205     > <pre>μ ○ M(μ) == μ ○ μ<br>μ ○ η == id == μ ○ M(η)</pre></small>
209 ## Interdefinitions and Subsidiary notions##
211 We said above that various of these box type operations can be defined in terms of others. Here is a list of various ways in which they're related. We try to stick to the consistent typing conventions that:
213 <pre>
214 f : α -> β; g and h have types of the same format (note that α and β are permitted to be, but needn't be, boxed types)
215 j : α -> <u>β</u>; k and l have types of the same format
216 u : <u>α</u>; v and xs and ys have types of the same format
217 w : <span class="box2">α</span>
218 </pre>
220 But we may sometimes slip.
222 Here are some ways the different notions are related:
224 <pre>
225 j >=> k ≡= \a. (j a >>= k)
226 u >>= k == (id >=> k) u; or ((\(). u) >=> k) ()
227 u >>= k == join (map k u)
228 join w == w >>= id
229 map2 f xs ys == xs >>= (\x. ys >>= (\y. mid (f x y)))
230 map2 f xs ys == (map f xs) m\$ ys, using m\$ as an infix operator
231 fs m\$ xs == fs >>= (\f. map f xs)
232 m\$ == map2 id
233 map f xs == mid f m\$ xs
234 map f u == u >>= mid ○ f
235 </pre>
238 Here are some other monadic notion that you may sometimes encounter:
240 * <code>mzero</code> is a value of type <code><u>α</u></code> that is exemplified by `Nothing` for the box type `Maybe α` and by `[]` for the box type `List α`. It has the behavior that `anything m\$ mzero == mzero == mzero m\$ anything == mzero >>= anything`. In Haskell, this notion is called `Control.Applicative.empty` or `Control.Monad.mzero`.
242 * Haskell has a notion `>>` definable as `\u v. mid (const id) m\$ u m\$ v`. It works like this: `u >> v == u >>= const v`. This is often useful, and won't in general be identical to just `v`. For example, using the box type `List α`, `[1,2,3] >> [4,5] == [4,5,4,5,4,5]`. But in the special case of `mzero`, it is a consequence of what we said above that `anything >> mzero == mzero`. Haskell also calls `>>` `Control.Applicative.*>`.
244 * Haskell has a correlative notion `Control.Applicative.<*`, definable as `\u v. mid const m\$ u m\$ v`. For example, `[1,2,3] <* [4,5] == [1,1,2,2,3,3]`. You might expect Haskell to call `<*` `<<`, but they don't. They used to use `<<` for `flip (>>)` instead, but now they seem not to use it anymore. Maybe in the future they'll call `<*` `<<`.
246 * <code>mapconst</code> is definable as `map ○ const`. For example `mapconst 4 [1,2,3] == [4,4,4]`. Haskell calls `mapconst` `<\$` in `Data.Functor` and `Control.Applicative`. They also use `\$>` for `flip mapconst`, and `Control.Monad.void` for `mapconst ()`.
250 ## Examples ##
252 To take a trivial (but, as we will see, still useful) example,
253 consider the Identity box type: `α`. So if `α` is type `bool`,
254 then a boxed `α` is ... a `bool`. That is, <code><u>α</u> == α</code>.
255 In terms of the box analogy, the Identity box type is a completely invisible box. With the following
256 definitions:
258     mid ≡ \p. p
259     mcomp ≡ \f g x.f (g x)
261 Identity is a monad.  Here is a demonstration that the laws hold:
263     mcomp mid k ≡ (\fgx.f(gx)) (\p.p) k
264               ~~> \x.(\p.p)(kx)
265               ~~> \x.kx
266               ~~> k
267     mcomp k mid ≡ (\fgx.f(gx)) k (\p.p)
268               ~~> \x.k((\p.p)x)
269               ~~> \x.kx
270               ~~> k
271     mcomp (mcomp j k) l ≡ mcomp ((\fgx.f(gx)) j k) l
272                       ~~> mcomp (\x.j(kx)) l
273                         ≡ (\fgx.f(gx)) (\x.j(kx)) l
274                       ~~> \x.(\x.j(kx))(lx)
275                       ~~> \x.j(k(lx))
276     mcomp j (mcomp k l) ≡ mcomp j ((\fgx.f(gx)) k l)
277                       ~~> mcomp j (\x.k(lx))
278                         ≡ (\fgx.f(gx)) j (\x.k(lx))
279                       ~~> \x.j((\x.k(lx)) x)
280                       ~~> \x.j(k(lx))
282 The Identity monad is favored by mimes.
284 To take a slightly less trivial (and even more useful) example,
285 consider the box type `α list`, with the following operations:
287     mid : α -> [α]
288     mid a = [a]
290     mcomp : (β -> [γ]) -> (α -> [β]) -> (α -> [γ])
291     mcomp k j a = concat (map k (j a)) = List.flatten (List.map k (j a))
292                 = foldr (\b ks -> (k b) ++ ks) [] (j a) = List.fold_right (fun b ks -> List.append (k b) ks) [] (j a)
293                 = [c | b <- j a, c <- k b]
295 In the first two definitions of `mcomp`, we give the definition first in Haskell and then in the equivalent OCaml. The three different definitions of `mcomp` (one for each line) are all equivalent, and it is easy to show that they obey the Monad Laws. (You will do this in the homework.)
297 In words, `mcomp k j a` feeds the `a` (which has type `α`) to `j`, which returns a list of `β`s;
298 each `β` in that list is fed to `k`, which returns a list of `γ`s. The
299 final result is the concatenation of those lists of `γ`s.
301 For example:
303     let j a = [a*a, a+a] in
304     let k b = [b, b+1] in
305     mcomp k j 7 ==> [49, 50, 14, 15]
307 `j 7` produced `[49, 14]`, which after being fed through `k` gave us `[49, 50, 14, 15]`.
309 Contrast that to `m\$` (`mapply`, which operates not on two *box-producing functions*, but instead on two *values of a boxed type*, one containing functions to be applied to the values in the other box, via some predefined scheme. Thus:
311     let js = [(\a->a*a),(\a->a+a)] in
312     let xs = [7, 5] in
313     mapply js xs ==> [49, 25, 14, 10]
316 As we illustrated in class, there are clear patterns shared between lists and option types and trees, so perhaps you can see why people want to figure out the general structures. But it probably isn't obvious yet why it would be useful to do so. To a large extent, this will only emerge over the next few classes. But we'll begin to demonstrate the usefulness of these patterns by talking through a simple example, that uses the monadic functions of the Option/Maybe box type.
319 ## Safe division ##
321 Integer division presupposes that its second argument
322 (the divisor) is not zero, upon pain of presupposition failure.
323 Here's what my OCaml interpreter says:
325     # 12/0;;
326     Exception: Division_by_zero.
328 Say we want to explicitly allow for the possibility that
329 division will return something other than a number.
330 To do that, we'll use OCaml's `option` type, which works like this:
332     # type 'a option = None | Some of 'a;;
333     # None;;
334     - : 'a option = None
335     # Some 3;;
336     - : int option = Some 3
338 So if a division is normal, we return some number, but if the divisor is
339 zero, we return `None`. As a mnemonic aid, we'll prepend a `safe_` to the start of our new divide function.
341 <pre>
342 let safe_div (x:int) (y:int) =
343   match y with
344     | 0 -> None
345     | _ -> Some (x / y);;
347 (*
348 val safe_div : int -> int -> int option = fun
349 # safe_div 12 2;;
350 - : int option = Some 6
351 # safe_div 12 0;;
352 - : int option = None
353 # safe_div (safe_div 12 2) 3;;
354             ~~~~~~~~~~~~~
355 Error: This expression has type int option
356        but an expression was expected of type int
357 *)
358 </pre>
360 This starts off well: dividing `12` by `2`, no problem; dividing `12` by `0`,
361 just the behavior we were hoping for. But we want to be able to use
362 the output of the safe-division function as input for further division
363 operations. So we have to jack up the types of the inputs:
365 <pre>
366 let safe_div2 (u:int option) (v:int option) =
367   match u with
368   | None -> None
369   | Some x ->
370       (match v with
371       | Some 0 -> None
372       | Some y -> Some (x / y));;
374 (*
375 val safe_div2 : int option -> int option -> int option = <fun>
376 # safe_div2 (Some 12) (Some 2);;
377 - : int option = Some 6
378 # safe_div2 (Some 12) (Some 0);;
379 - : int option = None
380 # safe_div2 (safe_div2 (Some 12) (Some 0)) (Some 3);;
381 - : int option = None
382 *)
383 </pre>
385 Calling the function now involves some extra verbosity, but it gives us what we need: now we can try to divide by anything we
386 want, without fear that we're going to trigger system errors.
388 I prefer to line up the `match` alternatives by using OCaml's
389 built-in tuple type:
391 <pre>
392 let safe_div2 (u:int option) (v:int option) =
393   match (u, v) with
394   | (None, _) -> None
395   | (_, None) -> None
396   | (_, Some 0) -> None
397   | (Some x, Some y) -> Some (x / y);;
398 </pre>
400 So far so good. But what if we want to combine division with
401 other arithmetic operations? We need to make those other operations
402 aware of the possibility that one of their arguments has already triggered a
403 presupposition failure:
405 <pre>
406 let safe_add (u:int option) (v:int option) =
407   match (u, v) with
408     | (None, _) -> None
409     | (_, None) -> None
410     | (Some x, Some y) -> Some (x + y);;
412 (*
413 val safe_add : int option -> int option -> int option = <fun>
414 # safe_add (Some 12) (Some 4);;
415 - : int option = Some 16
416 # safe_add (safe_div (Some 12) (Some 0)) (Some 4);;
417 - : int option = None
418 *)
419 </pre>
421 This works, but is somewhat disappointing: the `safe_add` operation
422 doesn't trigger any presupposition of its own, so it is a shame that
423 it needs to be adjusted because someone else might make trouble.
425 But we can automate the adjustment, using the monadic machinery we introduced above.
426 As we said, there needs to be different `>>=`, `map2` and so on operations for each
427 monad or box type we're working with.
429 symbol and it will calculate from the context of the surrounding type constraints what
430 monad you must have meant. In OCaml, the monadic operators are not pre-defined, but we will
431 give you a library that has definitions for all the standard monads, as in Haskell.
432 For now, though, we will define our `>>=` and `map2` operations by hand:
434 <pre>
435 let (>>=) (u : 'a option) (j : 'a -> 'b option) : 'b option =
436   match u with
437     | None -> None
438     | Some x -> j x;;
440 let map2 (f : 'a -> 'b -> 'c) (u : 'a option) (v : 'b option) : 'c option =
441   u >>= (fun x -> v >>= (fun y -> Some (f x y)));;
443 let safe_add3 = map2 (+);;    (* that was easy *)
445 let safe_div3 (u: int option) (v: int option) =
446   u >>= (fun x -> v >>= (fun y -> if 0 = y then None else Some (x / y)));;
447 </pre>
449 Haskell has an even more user-friendly notation for defining `safe_div3`, namely:
451     safe_div3 :: Maybe Int -> Maybe Int -> Maybe Int
452     safe_div3 u v = do {x <- u;
453                         y <- v;
454                         if 0 == y then Nothing else Just (x `div` y)}
456 Let's see our new functions in action:
458 <pre>
459 (*
460 # safe_div3 (safe_div3 (Some 12) (Some 2)) (Some 3);;
461 - : int option = Some 2
462 #  safe_div3 (safe_div3 (Some 12) (Some 0)) (Some 3);;
463 - : int option = None
464 # safe_add3 (safe_div3 (Some 12) (Some 0)) (Some 3);;
465 - : int option = None
466 *)
467 </pre>
469 Compare the new definitions of `safe_add3` and `safe_div3` closely: the definition
470 for `safe_add3` shows what it looks like to equip an ordinary operation to
471 survive in dangerous presupposition-filled world. Note that the new
472 definition of `safe_add3` does not need to test whether its arguments are
473 `None` values or real numbers---those details are hidden inside of the
474 `bind` function.
476 Note also that our definition of `safe_div3` recovers some of the simplicity of
477 the original `safe_div`, without the complexity introduced by `safe_div2`. We now
478 add exactly what extra is needed to track the no-division-by-zero presupposition. Here, too, we don't
479 need to keep track of what other presuppositions may have already failed
480 for whatever reason on our inputs.
482 (Linguistics note: Dividing by zero is supposed to feel like a kind of
483 presupposition failure. If we wanted to adapt this approach to
484 building a simple account of presupposition projection, we would have
485 to do several things. First, we would have to make use of the
486 polymorphism of the `option` type. In the arithmetic example, we only
487 made use of `int option`s, but when we're composing natural language
488 expression meanings, we'll need to use types like `N option`, `Det option`,
489 `VP option`, and so on. But that works automatically, because we can use
490 any type for the `'a` in `'a option`. Ultimately, we'd want to have a
491 theory of accommodation, and a theory of the situations in which
492 material within the sentence can satisfy presuppositions for other
493 material that otherwise would trigger a presupposition violation; but,
494 not surprisingly, these refinements will require some more
495 sophisticated techniques than the super-simple Option/Maybe monad.)