Универсализация
Проверка типов
Используя универсализацию, можно гарантировать, что структура данных будет содержать элементы определенного типа. Допустим, класс содержит объявления:
sc: STACK [CIRCLE]; sa: STACK [ACCOUNT]; c: CIRCLE; a: ACCOUNT.
Тогда в программах этого класса допустимы следующие инструкции:
sc.put (c) -- Втолкнуть круг в стек кругов sa.put (a) -- Втолкнуть счет в стек счетов c := sc.item -- Сущности круг присвоить вершину стека кругов.
Но каждая из следующих инструкций недопустима и будет отвергнута:
sc.put (a); -- Попытка: Втолкнуть счет в стек кругов. sa.put (c); -- Попытка: Втолкнуть круг в стек счетов. c:= sa.item -- Попытка: Дать кругу значение счета.
Это исключает ошибочные операции, подобные попытке вычитания денег из круга.
Правило типизации
Правило типизации, делающее допустимым первый набор и недопустимым второй, интуитивно понятно, но его надо уточнить.
Вначале рассмотрим обычные, не родовые классы. Пусть C такой класс. Рассмотрим объявление его компонента, не использующее, естественно, никаких формальных родовых параметров:
f(a:T):U is ...
Тогда вызов вида x.f(d), появляющийся в произвольном классе B, где x типа C, будет корректен по типу, тогда и только тогда, когда:
- f доступен классу B, - экспортирован всем классам или множеству классов, включающих B ;
- d принадлежит типу T. Если учитывать возможность наследования, то d может принадлежать потомкам T.
- Результат вызова имеет тип U. В этом примере предполагается, что компонент f является функцией.
Теперь предположим, что C родовой класс с формальным родовым параметром G имеет компонент:
h (a: G): G is...
Вызов h имеет вид y.h(e), где y сущность, объявленная как
y: C [V]
Тип V - некоторый ранее определенный тип. Теперь правило типизации - двойник неродового правила - требует, чтобы e имело тип V или при наследовании было потомком V. Аналогичное требование к результату выполнения функции h.
Требования правила понятны: V - фактический параметр, заменяющий формальный родовой параметр G параметризованного класса C, поэтому он заменяет все вхождения G при вызове компонент класса. Все предыдущие примеры следовали этой модели: вызов s.put(z) требует параметра z типа POINT, если s типа STACK [POINT] ; INTEGER если s типа STACK [INTEGER] ; и s.item возвращает результат типа POINT в первом случае и типа INTEGER во втором.
Операции над сущностями родового типа
В родовом классе C [G, H, ...] рассмотрим сущность, чей тип - один из формальных родовых параметров, например x типа G. Когда класс используется клиентом для объявления сущностей, G, разумеется, может представлять любой тип. Поэтому любая операция, которую выполняют подпрограммы C над x, должна быть применима ко всем типам. Это ограничение позволяет выполнять только пять видов операций:
Использование сущностей формального родового типа
Корректно использовать сущность x, чей тип задан формальным родовым параметром G, можно следующим образом.
- Слева от оператора присваивания x := y, где выражение y также имеет тип G.
- Справа от оператора присваивания y := x, где сущность y также типа G.
- В логических выражениях вида x = y или x /= y, где y также типа G.
- Как фактический аргумент в вызове подпрограммы на месте формальных параметров типа G, или типа ANY.
- Как цель вызова компонента класса ANY.
В частности, инструкция создания вида create x неприменима, так как нам ничего неизвестно о процедурах создания, если таковые есть, для класса, определенного возможным фактическим родовым параметром, соответствующим G.
Случаи (4) и (5) ссылаются на класс ANY. Упомянутый уже несколько раз, этот класс содержит компоненты, наследуемые всеми классами. Поэтому можно быть уверенным, что независимо от фактического типа G при родовом порождении компоненты будут доступны. Компонентами класса ANY являются все основные операции копирования и сравнения объектов: clone, copy, equal, deep_clone, deep_equal и др. Поэтому для x и y формального родового типа G корректно использовать следующие инструкции:
x.copy (y) x := clone (y) if equal (x, y) then ...
Случай (4) разрешает вызов a.f(x) в родовом классе C [G], если f имеет формальный аргумент типа G. В частности, возможна ситуация, когда a может быть типа D [G], где D другой родовой класс. В классе D [G] объявлен компонент f, требующий аргумент типа G, обозначающий в этом случае формальный родовой параметр класса D, а не класса С. (Если предыдущая фраза не совсем понятна, перечитайте ее еще раз, и, надеюсь, она покажется столь же прозрачной2Для проверки прозрачности выполните упражнение У10.3. , как горный ручей.)
Типы и классы
Мы уже научились смотреть на класс - центральное понятие объектной технологии, - как на продукт слияния двух концепций: модуля и типа. До введения универсализации можно было говорить, что класс - это модуль, но это и тип данных.
С появлением универсализации второе утверждение перестало быть буквально истинным, хотя нюанс невелик. Родовой класс, объявленный как C [G], является не типом, а шаблоном типа, задающим бесконечное множество возможных типов. Любой тип из этого множества можно получить, предоставив фактический родовой параметр, который, в свою очередь, является типом.
Это приводит к более общему и гибкому понятию. Но за выигрыш в мощности приходится немного пожертвовать простотой: только при небольшом насилии над языком можно продолжать говорить о "компонентах класса T " или о "клиентах T ", если x объявлен, как имеющий тип T. Теперь T может быть параметрически порожденным типом C [U] из некоторого родового класса C и некоторого типа U. Конечно, основой типа остается родовой класс C, поэтому насилие над языком приемлемо.
Если требовать буквальной строгости, то терминология следующая. Любой тип T ассоциируется с базовым классом T, поэтому всегда можно говорить о компонентах и клиентах базового класса T. Если T неродовой класс, то он же является и базовым классом. Если T родовое порождение C [U, ...], то C является базовым классом T.