IOTA是一个小得可笑“的编程语言”只使用一个组合子。 我有兴趣了解它是如何工作的，但它是有益的，看看在我熟悉的语言实现。
我发现写在方案中丝毫编程语言的实现。 我一直有一个小麻烦翻译它虽然哈斯克尔。 这是相当简单的，但我是比较新的两个Haskell和方案。
你会如何写在Haskell等效丝毫实施？
(let iota ()
(if (eq? #\* (read-char)) ((iota)(iota))
(lambda (c) ((c (lambda (x) (lambda (y) (lambda (z) ((x z)(y z))))))
(lambda (x) (lambda (y) x))))))
我一直在自学一些这方面的东西，所以我真的希望我得到下面的权利......
由于纳米提到，那Haskell是键入的事实是对这个问题极为重要; 类型系统限制可以形成什么表情，特别是对于演算最基本的类型系统禁止自应用程序，这最终给你一个非图灵完备的语言。 图灵完整性上的基本类型的系统顶部加入作为额外的功能的语言（或者是fix :: (a -> a) -> a操作员或递归类型）。
这并不意味着你无法实现这个在Haskell所有，而是这样的实现不会只有一个运营商。
方法＃1：实施第二示例单点组合的逻辑基础从这里 ，并添加一个fix功能：
iota' :: ((t1 -> t2 -> t1)
-> ((t5 -> t4 -> t3) -> (t5 -> t4) -> t5 -> t3)
-> (t6 -> t7 -> t6)
-> t)
-> t
iota' x = x k s k
where k x y = x
s x y z = x z (y z)
fix :: (a -> a) -> a
fix f = let result = f result in result
现在，您可以在以下方面编写任何程序iota'和fix 。 解释它是如何工作是参与了一下。 （ 编辑：注意，这iota'不一样的λx.x SK在原来的问题，这是λx.x KSK ，这也是图灵完备的它是如此。 iota'节目将是来自不同iota 。节目我已经试过iota = λx.x SK在Haskell定义，它typechecks，但是当你尝试k = iota (iota (iota iota))和s = iota (iota (iota (iota iota)))你获得类型的错误。）
方法2：无类型演算denotations可以使用这种递归类型被嵌入到Haskell中：
newtype D = In { out :: D -> D }
D基本上是一种类型，其元素是功能从D到D 。 我们必须In :: (D -> D) -> D的转换D -> D功能到纯D ，并out :: D -> (D -> D)做相反。 因此，如果我们有x :: D ，我们可以通过做自其应用out xx :: D 。
给的是，现在我们可以这样写：
iota :: D
iota = In $ \x -> out (out x s) k
where k = In $ \x -> In $ \y -> x
s = In $ \x -> In $ \y -> In $ \z -> out (out x z) (out y z)
这需要从一些“噪音” In和out ; 哈斯克尔仍然禁止你的应用D到D ，但我们可以用In和out来解决这个问题。 你不能真正做任何类型的值有用D ，但你可以设计大约在同一模式的有益的类型。
编辑：IOTA基本上λx.x SK ，其中K = λx.λy.x和S = λx.λy.λz.xz (yz) 即，ι-需要两个参数的函数并将其应用于与S和K; 通过传递返回你得到S是其第一个参数的功能，并通过将返回你K.所以，如果你写了“返回第一个参数”和“返回第二个参数”使用ι-第二个参数的函数，你可以写S和K的丝毫。 但S和K的足以让图灵完备 ，所以你还在讨价还价获得图灵完备。 它变成可以使用ι-编写必要的选择功能，所以丝毫就够了图灵完整性。
因此，这减少了丝毫的理解与理解SK结石的问题。
