Fix / remove some final todos.
[matthijs/master-project/report.git] / Chapters / Normalization.tex
1 \chapter[chap:normalization]{Normalization}
2   % A helper to print a single example in the half the page width. The example
3   % text should be in a buffer whose name is given in an argument.
4   %
5   % The align=right option really does left-alignment, but without the program
6   % will end up on a single line. The strut=no option prevents a bunch of empty
7   % space at the start of the frame.
8   \define[1]\example{
9     \framed[offset=1mm,align=right,strut=no,background=box,frame=off]{
10       \setuptyping[option=LAM,style=sans,before=,after=,strip=auto]
11       \typebuffer[#1]
12       \setuptyping[option=none,style=\tttf,strip=auto]
13     }
14   }
15
16   \define[4]\transexample{
17     \placeexample[here][ex:trans:#1]{#2}
18     \startcombination[2*1]
19       {\example{#3}}{Original program}
20       {\example{#4}}{Transformed program}
21     \stopcombination
22   }
23
24   The first step in the Core to \small{VHDL} translation process, is normalization. We
25   aim to bring the Core description into a simpler form, which we can
26   subsequently translate into \small{VHDL} easily. This normal form is needed because
27   the full Core language is more expressive than \small{VHDL} in some
28   areas (higher-order expressions, limited polymorphism using type
29   classes, etc.) and because Core can describe expressions that do not
30   have a direct hardware interpretation.
31
32   \section{Normal form}
33     The transformations described here have a well-defined goal: to bring the
34     program in a well-defined form that is directly translatable to
35     \VHDL, while fully preserving the semantics of the program. We refer
36     to this form as the \emph{normal form} of the program. The formal
37     definition of this normal form is quite simple:
38
39     \placedefinition[force]{}{\startboxed A program is in \emph{normal form} if none of the
40     transformations from this chapter apply.\stopboxed}
41
42     Of course, this is an \quote{easy} definition of the normal form, since our
43     program will end up in normal form automatically. The more interesting part is
44     to see if this normal form actually has the properties we would like it to
45     have.
46
47     But, before getting into more definitions and details about this normal
48     form, let us try to get a feeling for it first. The easiest way to do this
49     is by describing the things that are unwanted in the intended normal form.
50
51     \startitemize
52       \item Any \emph{polymorphism} must be removed. When laying down hardware, we
53       cannot generate any signals that can have multiple types. All types must be
54       completely known to generate hardware.
55       
56       \item All \emph{higher-order} constructions must be removed. We cannot
57       generate a hardware signal that contains a function, so all values,
58       arguments and return values used must be first order.
59
60       \item All complex \emph{nested scopes} must be removed. In the \small{VHDL}
61       description, every signal is in a single scope. Also, full expressions are
62       not supported everywhere (in particular port maps can only map signal
63       names and constants, not complete expressions). To make the \small{VHDL}
64       generation easy, a separate binder must be bound to ever application or
65       other expression.
66     \stopitemize
67
68     \startbuffer[MulSum]
69     alu :: Bit -> Word -> Word -> Word
70     alu = λa.λb.λc.
71         let
72           mul = (*) a b
73           sum = (+) mul c
74         in
75           sum
76     \stopbuffer
77
78     \startuseMPgraphic{MulSum}
79       save a, b, c, mul, add, sum;
80
81       % I/O ports
82       newCircle.a(btex $a$ etex) "framed(false)";
83       newCircle.b(btex $b$ etex) "framed(false)";
84       newCircle.c(btex $c$ etex) "framed(false)";
85       newCircle.sum(btex $sum$ etex) "framed(false)";
86
87       % Components
88       newCircle.mul(btex * etex);
89       newCircle.add(btex + etex);
90
91       a.c      - b.c   = (0cm, 2cm);
92       b.c      - c.c   = (0cm, 2cm);
93       add.c            = c.c + (2cm, 0cm);
94       mul.c            = midpoint(a.c, b.c) + (2cm, 0cm);
95       sum.c            = add.c + (2cm, 0cm);
96       c.c              = origin;
97
98       % Draw objects and lines
99       drawObj(a, b, c, mul, add, sum);
100
101       ncarc(a)(mul) "arcangle(15)";
102       ncarc(b)(mul) "arcangle(-15)";
103       ncline(c)(add);
104       ncline(mul)(add);
105       ncline(add)(sum);
106     \stopuseMPgraphic
107
108     \placeexample[][ex:MulSum]{Simple architecture consisting of a
109     multiplier and a subtractor.}
110       \startcombination[2*1]
111         {\typebufferlam{MulSum}}{Core description in normal form.}
112         {\boxedgraphic{MulSum}}{The architecture described by the normal form.}
113       \stopcombination
114
115     \todo{Intermezzo: functions vs plain values}
116
117     A very simple example of a program in normal form is given in
118     \in{example}[ex:MulSum]. As you can see, all arguments to the function (which
119     will become input ports in the generated \VHDL) are at the outer level.
120     This means that the body of the inner lambda abstraction is never a
121     function, but always a plain value.
122
123     As the body of the inner lambda abstraction, we see a single (recursive)
124     let expression, that binds two variables (\lam{mul} and \lam{sum}). These
125     variables will be signals in the generated \VHDL, bound to the output port
126     of the \lam{*} and \lam{+} components.
127
128     The final line (the \quote{return value} of the function) selects the
129     \lam{sum} signal to be the output port of the function. This \quote{return
130     value} can always only be a variable reference, never a more complex
131     expression.
132
133     \todo{Add generated VHDL}
134
135     \in{Example}[ex:MulSum] showed a function that just applied two
136     other functions (multiplication and addition), resulting in a simple
137     architecture with two components and some connections.  There is of
138     course also some mechanism for choice in the normal form. In a
139     normal Core program, the \emph{case} expression can be used in a few
140     different ways to describe choice. In normal form, this is limited
141     to a very specific form.
142
143     \in{Example}[ex:AddSubAlu] shows an example describing a
144     simple \small{ALU}, which chooses between two operations based on an opcode
145     bit. The main structure is similar to \in{example}[ex:MulSum], but this
146     time the \lam{res} variable is bound to a case expression. This case
147     expression scrutinizes the variable \lam{opcode} (and scrutinizing more
148     complex expressions is not supported). The case expression can select a
149     different variable based on the constructor of \lam{opcode}.
150     \refdef{case expression}
151
152     \startbuffer[AddSubAlu]
153     alu :: Bit -> Word -> Word -> Word
154     alu = λopcode.λa.λb.
155         let
156           res1 = (+) a b
157           res2 = (-) a b
158           res = case opcode of
159             Low -> res1
160             High -> res2
161         in
162           res
163     \stopbuffer
164
165     \startuseMPgraphic{AddSubAlu}
166       save opcode, a, b, add, sub, mux, res;
167
168       % I/O ports
169       newCircle.opcode(btex $opcode$ etex) "framed(false)";
170       newCircle.a(btex $a$ etex) "framed(false)";
171       newCircle.b(btex $b$ etex) "framed(false)";
172       newCircle.res(btex $res$ etex) "framed(false)";
173       % Components
174       newCircle.add(btex + etex);
175       newCircle.sub(btex - etex);
176       newMux.mux;
177
178       opcode.c - a.c   = (0cm, 2cm);
179       add.c    - a.c   = (4cm, 0cm);
180       sub.c    - b.c   = (4cm, 0cm);
181       a.c      - b.c   = (0cm, 3cm);
182       mux.c            = midpoint(add.c, sub.c) + (1.5cm, 0cm);
183       res.c    - mux.c = (1.5cm, 0cm);
184       b.c              = origin;
185
186       % Draw objects and lines
187       drawObj(opcode, a, b, res, add, sub, mux);
188
189       ncline(a)(add) "posA(e)";
190       ncline(b)(sub) "posA(e)";
191       nccurve(a)(sub) "posA(e)", "angleA(0)";
192       nccurve(b)(add) "posA(e)", "angleA(0)";
193       nccurve(add)(mux) "posB(inpa)", "angleB(0)";
194       nccurve(sub)(mux) "posB(inpb)", "angleB(0)";
195       nccurve(opcode)(mux) "posB(n)", "angleA(0)", "angleB(-90)";
196       ncline(mux)(res) "posA(out)";
197     \stopuseMPgraphic
198
199     \placeexample[][ex:AddSubAlu]{Simple \small{ALU} supporting two operations.}
200       \startcombination[2*1]
201         {\typebufferlam{AddSubAlu}}{Core description in normal form.}
202         {\boxedgraphic{AddSubAlu}}{The architecture described by the normal form.}
203       \stopcombination
204
205     As a more complete example, consider
206     \in{example}[ex:NormalComplete]. This example shows everything that
207     is allowed in normal form, except for built-in higher-order functions
208     (like \lam{map}). The graphical version of the architecture contains
209     a slightly simplified version, since the state tuple packing and
210     unpacking have been left out. Instead, two separate registers are
211     drawn. Most synthesis tools will further optimize this architecture by
212     removing the multiplexers at the register input and instead use the write
213     enable port of the register (when it is available), but we want to show
214     the architecture as close to the description as possible.
215
216     As you can see from the previous examples, the generation of the final
217     architecture from the normal form is straightforward. In each of the
218     examples, there is a direct match between the normal form structure,
219     the generated VHDL and the architecture shown in the images.
220
221     \startbuffer[NormalComplete]
222       regbank :: Bit 
223                  -> Word 
224                  -> State (Word, Word) 
225                  -> (State (Word, Word), Word)
226
227       -- All arguments are an initial lambda 
228       -- (address, data, packed state)
229       regbank = λa.λd.λsp.
230       -- There are nested let expressions at top level
231       let
232         -- Unpack the state by coercion (\eg, cast from
233         -- State (Word, Word) to (Word, Word))
234         s = sp ▶ (Word, Word)
235         -- Extract both registers from the state
236         r1 = case s of (a, b) -> a
237         r2 = case s of (a, b) -> b
238         -- Calling some other user-defined function.
239         d' = foo d
240         -- Conditional connections
241         out = case a of
242           High -> r1
243           Low -> r2
244         r1' = case a of
245           High -> d'
246           Low -> r1
247         r2' = case a of
248           High -> r2
249           Low -> d'
250         -- Packing a tuple
251         s' = (,) r1' r2'
252         -- pack the state by coercion (\eg, cast from
253         -- (Word, Word) to State (Word, Word))
254         sp' = s' ▶ State (Word, Word)
255         -- Pack our return value
256         res = (,) sp' out
257       in
258         -- The actual result
259         res
260     \stopbuffer
261
262     \startuseMPgraphic{NormalComplete}
263       save a, d, r, foo, muxr, muxout, out;
264
265       % I/O ports
266       newCircle.a(btex \lam{a} etex) "framed(false)";
267       newCircle.d(btex \lam{d} etex) "framed(false)";
268       newCircle.out(btex \lam{out} etex) "framed(false)";
269       % Components
270       %newCircle.add(btex + etex);
271       newBox.foo(btex \lam{foo} etex);
272       newReg.r1(btex $\lam{r1}$ etex) "dx(4mm)", "dy(6mm)";
273       newReg.r2(btex $\lam{r2}$ etex) "dx(4mm)", "dy(6mm)", "reflect(true)";
274       newMux.muxr1;
275       % Reflect over the vertical axis
276       reflectObj(muxr1)((0,0), (0,1));
277       newMux.muxr2;
278       newMux.muxout;
279       rotateObj(muxout)(-90);
280
281       d.c               = foo.c + (0cm, 1.5cm); 
282       a.c               = (xpart r2.c + 2cm, ypart d.c - 0.5cm);
283       foo.c             = midpoint(muxr1.c, muxr2.c) + (0cm, 2cm);
284       muxr1.c           = r1.c + (0cm, 2cm);
285       muxr2.c           = r2.c + (0cm, 2cm);
286       r2.c              = r1.c + (4cm, 0cm);
287       r1.c              = origin;
288       muxout.c          = midpoint(r1.c, r2.c) - (0cm, 2cm);
289       out.c             = muxout.c - (0cm, 1.5cm);
290
291     %  % Draw objects and lines
292       drawObj(a, d, foo, r1, r2, muxr1, muxr2, muxout, out);
293       
294       ncline(d)(foo);
295       nccurve(foo)(muxr1) "angleA(-90)", "posB(inpa)", "angleB(180)";
296       nccurve(foo)(muxr2) "angleA(-90)", "posB(inpb)", "angleB(0)";
297       nccurve(muxr1)(r1) "posA(out)", "angleA(180)", "posB(d)", "angleB(0)";
298       nccurve(r1)(muxr1) "posA(out)", "angleA(0)", "posB(inpb)", "angleB(180)";
299       nccurve(muxr2)(r2) "posA(out)", "angleA(0)", "posB(d)", "angleB(180)";
300       nccurve(r2)(muxr2) "posA(out)", "angleA(180)", "posB(inpa)", "angleB(0)";
301       nccurve(r1)(muxout) "posA(out)", "angleA(0)", "posB(inpb)", "angleB(-90)";
302       nccurve(r2)(muxout) "posA(out)", "angleA(180)", "posB(inpa)", "angleB(-90)";
303       % Connect port a
304       nccurve(a)(muxout) "angleA(-90)", "angleB(180)", "posB(sel)";
305       nccurve(a)(muxr1) "angleA(180)", "angleB(-90)", "posB(sel)";
306       nccurve(a)(muxr2) "angleA(180)", "angleB(-90)", "posB(sel)";
307       ncline(muxout)(out) "posA(out)";
308     \stopuseMPgraphic
309
310     \todo{Don't split registers in this image?}
311     \placeexample[][ex:NormalComplete]{Simple architecture consisting of an adder and a
312     subtractor.}
313       \startcombination[2*1]
314         {\typebufferlam{NormalComplete}}{Core description in normal form.}
315         {\boxedgraphic{NormalComplete}}{The architecture described by the normal form.}
316       \stopcombination
317     
318
319
320     \subsection[sec:normalization:intendednormalform]{Intended normal form definition}
321       Now we have some intuition for the normal form, we can describe how we want
322       the normal form to look like in a slightly more formal manner. The
323       EBNF-like description in \in{definition}[def:IntendedNormal] captures
324       most of the intended structure (and generates a subset of \GHC's Core
325       format). 
326       
327       There are two things missing from this definition: cast expressions are
328       sometimes allowed by the prototype, but not specified here and the below
329       definition allows uses of state that cannot be translated to \VHDL\
330       properly. These two problems are discussed in
331       \in{section}[sec:normalization:castproblems] and
332       \in{section}[sec:normalization:stateproblems] respectively.
333
334       Some clauses have an expression listed behind them in parentheses.
335       These are conditions that need to apply to the clause. The
336       predicates used there (\lam{lvar()}, \lam{representable()},
337       \lam{gvar()}) will be defined in
338       \in{section}[sec:normalization:predicates].
339
340       An expression is in normal form if it matches the first
341       definition, \emph{normal}.
342
343       \todo{Fix indentation}
344       \startbuffer[IntendedNormal]
345       \italic{normal} := \italic{lambda}
346       \italic{lambda} := λvar.\italic{lambda}                        (representable(var))
347                       | \italic{toplet} 
348       \italic{toplet} := letrec [\italic{binding}...] in var         (representable(var))
349       \italic{binding} := var = \italic{rhs}                         (representable(rhs))
350                        -- State packing and unpacking by coercion
351                        | var0 = var1 ▶ State ty                      (lvar(var1))
352                        | var0 = var1 ▶ ty                            (var1 :: State ty ∧ lvar(var1))
353       \italic{rhs} := \italic{userapp}
354                    | \italic{builtinapp}
355                    -- Extractor case
356                    | case var of C a0 ... an -> ai                   (lvar(var))
357                    -- Selector case
358                    | case var of                                     (lvar(var))
359                       [ DEFAULT -> var ]                             (lvar(var))
360                       C0 w0,0 ... w0,n -> var0
361                       \vdots
362                       Cm wm,0 ... wm,n -> varm                       (\forall{}i \forall{}j, wi,j \neq vari, lvar(vari))
363       \italic{userapp} := \italic{userfunc}
364                        | \italic{userapp} {userarg}
365       \italic{userfunc} := var                                       (gvar(var))
366       \italic{userarg} := var                                        (lvar(var))
367       \italic{builtinapp} := \italic{builtinfunc}
368                           | \italic{builtinapp} \italic{builtinarg}
369       \italic{built-infunc} := var                                    (bvar(var))
370       \italic{built-inarg} := var                                     (representable(var) ∧ lvar(var))
371                           | \italic{partapp}                         (partapp :: a -> b)
372                           | \italic{coreexpr}                        (¬representable(coreexpr) ∧ ¬(coreexpr :: a -> b))
373       \italic{partapp} := \italic{userapp} 
374                        | \italic{builtinapp}
375       \stopbuffer
376
377       \placedefinition[][def:IntendedNormal]{Definition of the intended normal form using an \small{EBNF}-like syntax.}
378           {\defref{intended normal form definition}
379            \typebufferlam{IntendedNormal}}
380
381       When looking at such a program from a hardware perspective, the top
382       level lambda abstractions (\italic{lambda}) define the input ports.
383       Lambda abstractions cannot appear anywhere else. The variable reference
384       in the body of the recursive let expression (\italic{toplet}) is the
385       output port.  Most binders bound by the let expression define a
386       component instantiation (\italic{userapp}), where the input and output
387       ports are mapped to local signals (\italic{userarg}). Some of the others
388       use a built-in construction (\eg\ the \lam{case} expression) or call a
389       built-in function (\italic{builtinapp}) such as \lam{+} or \lam{map}.
390       For these, a hard-coded \small{VHDL} translation is available.
391
392   \section[sec:normalization:transformation]{Transformation notation}
393     To be able to concisely present transformations, we use a specific format
394     for them. It is a simple format, similar to one used in logic reasoning.
395
396     Such a transformation description looks like the following.
397
398     \starttrans
399     <context conditions>
400     ~
401     <original expression>
402     --------------------------          <expression conditions>
403     <transformed expression>
404     ~
405     <context additions>
406     \stoptrans
407
408     This format describes a transformation that applies to \lam{<original
409     expression>} and transforms it into \lam{<transformed expression>}, assuming
410     that all conditions are satisfied. In this format, there are a number of placeholders
411     in pointy brackets, most of which should be rather obvious in their meaning.
412     Nevertheless, we will more precisely specify their meaning below:
413
414       \startdesc{<original expression>} The expression pattern that will be matched
415       against (sub-expressions of) the expression to be transformed. We call this a
416       pattern, because it can contain \emph{placeholders} (variables), which match
417       any expression or binder. Any such placeholder is said to be \emph{bound} to
418       the expression it matches. It is convention to use an uppercase letter (\eg\
419       \lam{M} or \lam{E}) to refer to any expression (including a simple variable
420       reference) and lowercase letters (\eg\ \lam{v} or \lam{b}) to refer to
421       (references to) binders.
422
423       For example, the pattern \lam{a + B} will match the expression 
424       \lam{v + (2 * w)} (binding \lam{a} to \lam{v} and \lam{B} to 
425       \lam{(2 * w)}), but not \lam{(2 * w) + v}.
426       \stopdesc
427
428       \startdesc{<expression conditions>}
429       These are extra conditions on the expression that is matched. These
430       conditions can be used to further limit the cases in which the
431       transformation applies, commonly to prevent a transformation from
432       causing a loop with itself or another transformation.
433
434       Only if these conditions are \emph{all} satisfied, the transformation
435       applies.
436       \stopdesc
437
438       \startdesc{<context conditions>}
439       These are a number of extra conditions on the context of the function. In
440       particular, these conditions can require some (other) top level function to be
441       present, whose value matches the pattern given here. The format of each of
442       these conditions is: \lam{binder = <pattern>}.
443
444       Typically, the binder is some placeholder bound in the \lam{<original
445       expression>}, while the pattern contains some placeholders that are used in
446       the \lam{transformed expression}.
447       
448       Only if a top level binder exists that matches each binder and pattern,
449       the transformation applies.
450       \stopdesc
451
452       \startdesc{<transformed expression>}
453       This is the expression template that is the result of the transformation. If, looking
454       at the above three items, the transformation applies, the \lam{<original
455       expression>} is completely replaced by the \lam{<transformed expression>}.
456       We call this a template, because it can contain placeholders, referring to
457       any placeholder bound by the \lam{<original expression>} or the
458       \lam{<context conditions>}. The resulting expression will have those
459       placeholders replaced by the values bound to them.
460
461       Any binder (lowercase) placeholder that has no value bound to it yet will be
462       bound to (and replaced with) a fresh binder.
463       \stopdesc
464
465       \startdesc{<context additions>}
466       These are templates for new functions to be added to the context.
467       This is a way to let a transformation create new top level
468       functions.
469
470       Each addition has the form \lam{binder = template}. As above, any
471       placeholder in the addition is replaced with the value bound to it, and any
472       binder placeholder that has no value bound to it yet will be bound to (and
473       replaced with) a fresh binder.
474       \stopdesc
475
476     To understand this notation better, the step by step application of
477     the η-expansion transformation to a simple \small{ALU} will be
478     shown. Consider η-expansion, which is a common transformation from
479     lambda calculus, described using above notation as follows:
480
481     \starttrans
482     E                 \lam{E :: a -> b}
483     --------------    \lam{E} does not occur on a function position in an application
484     λx.E x            \lam{E} is not a lambda abstraction.
485     \stoptrans
486
487     η-expansion is a well known transformation from lambda calculus. What
488     this transformation does, is take any expression that has a function type
489     and turn it into a lambda expression (giving an explicit name to the
490     argument). There are some extra conditions that ensure that this
491     transformation does not apply infinitely (which are not necessarily part
492     of the conventional definition of η-expansion).
493
494     Consider the following function, in Core notation, which is a fairly obvious way to specify a
495     simple \small{ALU} (Note that it is not yet in normal form, but
496     \in{example}[ex:AddSubAlu] shows the normal form of this function).
497     The parentheses around the \lam{+} and \lam{-} operators are
498     commonly used in Haskell to show that the operators are used as
499     normal functions, instead of \emph{infix} operators (\eg, the
500     operators appear before their arguments, instead of in between).
501
502     \startlambda 
503     alu :: Bit -> Word -> Word -> Word
504     alu = λopcode. case opcode of
505       Low -> (+)
506       High -> (-)
507     \stoplambda
508
509     There are a few sub-expressions in this function to which we could possibly
510     apply the transformation. Since the pattern of the transformation is only
511     the placeholder \lam{E}, any expression will match that. Whether the
512     transformation applies to an expression is thus solely decided by the
513     conditions to the right of the transformation.
514
515     We will look at each expression in the function in a top down manner. The
516     first expression is the entire expression the function is bound to.
517
518     \startlambda
519     λopcode. case opcode of
520       Low -> (+)
521       High -> (-)
522     \stoplambda
523
524     As said, the expression pattern matches this. The type of this expression is
525     \lam{Bit -> Word -> Word -> Word}, which matches \lam{a -> b} (Note that in
526     this case \lam{a = Bit} and \lam{b = Word -> Word -> Word}).
527
528     Since this expression is at top level, it does not occur at a function
529     position of an application. However, The expression is a lambda abstraction,
530     so this transformation does not apply.
531
532     The next expression we could apply this transformation to, is the body of
533     the lambda abstraction:
534
535     \startlambda
536     case opcode of
537       Low -> (+)
538       High -> (-)
539     \stoplambda
540
541     The type of this expression is \lam{Word -> Word -> Word}, which again
542     matches \lam{a -> b}. The expression is the body of a lambda expression, so
543     it does not occur at a function position of an application. Finally, the
544     expression is not a lambda abstraction but a case expression, so all the
545     conditions match. There are no context conditions to match, so the
546     transformation applies.
547
548     By now, the placeholder \lam{E} is bound to the entire expression. The
549     placeholder \lam{x}, which occurs in the replacement template, is not bound
550     yet, so we need to generate a fresh binder for that. Let us use the binder
551     \lam{a}. This results in the following replacement expression:
552
553     \startlambda
554     λa.(case opcode of
555       Low -> (+)
556       High -> (-)) a
557     \stoplambda
558
559     Continuing with this expression, we see that the transformation does not
560     apply again (it is a lambda expression). Next we look at the body of this
561     lambda abstraction:
562
563     \startlambda
564     (case opcode of
565       Low -> (+)
566       High -> (-)) a
567     \stoplambda
568     
569     Here, the transformation does apply, binding \lam{E} to the entire
570     expression (which has type \lam{Word -> Word}) and binding \lam{x}
571     to the fresh binder \lam{b}, resulting in the replacement:
572
573     \startlambda
574     λb.(case opcode of
575       Low -> (+)
576       High -> (-)) a b
577     \stoplambda
578
579     The transformation does not apply to this lambda abstraction, so we
580     look at its body. For brevity, we will put the case expression on one line from
581     now on.
582
583     \startlambda
584     (case opcode of Low -> (+); High -> (-)) a b
585     \stoplambda
586
587     The type of this expression is \lam{Word}, so it does not match \lam{a -> b}
588     and the transformation does not apply. Next, we have two options for the
589     next expression to look at: the function position and argument position of
590     the application. The expression in the argument position is \lam{b}, which
591     has type \lam{Word}, so the transformation does not apply. The expression in
592     the function position is:
593
594     \startlambda
595     (case opcode of Low -> (+); High -> (-)) a
596     \stoplambda
597
598     Obviously, the transformation does not apply here, since it occurs in
599     function position (which makes the second condition false). In the same
600     way the transformation does not apply to both components of this
601     expression (\lam{case opcode of Low -> (+); High -> (-)} and \lam{a}), so
602     we will skip to the components of the case expression: the scrutinee and
603     both alternatives. Since the opcode is not a function, it does not apply
604     here.
605
606     The first alternative is \lam{(+)}. This expression has a function type
607     (the operator still needs two arguments). It does not occur in function
608     position of an application and it is not a lambda expression, so the
609     transformation applies.
610
611     We look at the \lam{<original expression>} pattern, which is \lam{E}.
612     This means we bind \lam{E} to \lam{(+)}. We then replace the expression
613     with the \lam{<transformed expression>}, replacing all occurrences of
614     \lam{E} with \lam{(+)}. In the \lam{<transformed expression>}, the This gives us the replacement expression:
615     \lam{λx.(+) x} (A lambda expression binding \lam{x}, with a body that
616     applies the addition operator to \lam{x}).
617
618     The complete function then becomes:
619     \startlambda
620     (case opcode of Low -> λa1.(+) a1; High -> (-)) a
621     \stoplambda
622
623     Now the transformation no longer applies to the complete first alternative
624     (since it is a lambda expression). It does not apply to the addition
625     operator again, since it is now in function position in an application. It
626     does, however, apply to the application of the addition operator, since
627     that is neither a lambda expression nor does it occur in function
628     position. This means after one more application of the transformation, the
629     function becomes:
630
631     \startlambda
632     (case opcode of Low -> λa1.λb1.(+) a1 b1; High -> (-)) a
633     \stoplambda
634
635     The other alternative is left as an exercise to the reader. The final
636     function, after applying η-expansion until it does no longer apply is:
637
638     \startlambda 
639     alu :: Bit -> Word -> Word -> Word
640     alu = λopcode.λa.b. (case opcode of
641       Low -> λa1.λb1 (+) a1 b1
642       High -> λa2.λb2 (-) a2 b2) a b
643     \stoplambda
644
645     \subsection{Transformation application}
646       In this chapter we define a number of transformations, but how will we apply
647       these? As stated before, our normal form is reached as soon as no
648       transformation applies anymore. This means our application strategy is to
649       simply apply any transformation that applies, and continuing to do that with
650       the result of each transformation.
651
652       In particular, we define no particular order of transformations. Since
653       transformation order should not influence the resulting normal form,
654       this leaves the implementation free to choose any application order that
655       results in an efficient implementation. Unfortunately this is not
656       entirely true for the current set of transformations. See
657       \in{section}[sec:normalization:non-determinism] for a discussion of this
658       problem.
659
660       When applying a single transformation, we try to apply it to every (sub)expression
661       in a function, not just the top level function body. This allows us to
662       keep the transformation descriptions concise and powerful.
663
664     \subsection{Definitions}
665       A \emph{global variable} is any variable (binder) that is bound at the
666       top level of a program, or an external module. A \emph{local variable} is any
667       other variable (\eg, variables local to a function, which can be bound by
668       lambda abstractions, let expressions and pattern matches of case
669       alternatives). This is a slightly different notion of global versus
670       local than what \small{GHC} uses internally, but for our purposes
671       the distinction \GHC\ makes is not useful.
672       \defref{global variable} \defref{local variable}
673
674       A \emph{hardware representable} (or just \emph{representable}) type or value
675       is (a value of) a type that we can generate a signal for in hardware. For
676       example, a bit, a vector of bits, a 32 bit unsigned word, etc. Values that are
677       not run-time representable notably include (but are not limited to): types,
678       dictionaries, functions.
679       \defref{representable}
680
681       A \emph{built-in function} is a function supplied by the Cλash
682       framework, whose implementation is not used to generate \VHDL. This is
683       either because it is no valid Cλash (like most list functions that need
684       recursion) or because a Cλash implementation would be unwanted (for the
685       addition operator, for example, we would rather use the \VHDL addition
686       operator to let the synthesis tool decide what kind of adder to use
687       instead of explicitly describing one in Cλash). \defref{built-in
688       function}
689
690       These are functions like \lam{map}, \lam{hwor}, \lam{+} and \lam{length}.
691
692       For these functions, Cλash has a \emph{built-in hardware translation},
693       so calls to these functions can still be translated.  Built-in functions
694       must have a valid Haskell implementation, of course, to allow
695       simulation. 
696
697       A \emph{user-defined} function is a function for which no built-in
698       translation is available and whose definition will thus need to be
699       translated to Cλash. \defref{user-defined function}
700
701       \subsubsection[sec:normalization:predicates]{Predicates}
702         Here, we define a number of predicates that can be used below to concisely
703         specify conditions.
704
705         \emph{gvar(expr)} is true when \emph{expr} is a variable that references a
706         global variable. It is false when it references a local variable.
707
708         \emph{lvar(expr)} is the complement of \emph{gvar}; it is true when \emph{expr}
709         references a local variable, false when it references a global variable.
710
711         \emph{representable(expr)} is true when \emph{expr} is \emph{representable}.
712
713     \subsection[sec:normalization:uniq]{Binder uniqueness}
714       A common problem in transformation systems, is binder uniqueness. When not
715       considering this problem, it is easy to create transformations that mix up
716       bindings and cause name collisions. Take for example, the following Core
717       expression:
718
719       \startlambda
720       (λa.λb.λc. a * b * c) x c
721       \stoplambda
722
723       By applying β-reduction (see \in{section}[sec:normalization:beta]) once,
724       we can simplify this expression to:
725
726       \startlambda
727       (λb.λc. x * b * c) c
728       \stoplambda
729
730       Now, we have replaced the \lam{a} binder with a reference to the \lam{x}
731       binder. No harm done here. But note that we see multiple occurrences of the
732       \lam{c} binder. The first is a binding occurrence, to which the second refers.
733       The last, however refers to \emph{another} instance of \lam{c}, which is
734       bound somewhere outside of this expression. Now, if we would apply beta
735       reduction without taking heed of binder uniqueness, we would get:
736
737       \startlambda
738       λc. x * c * c
739       \stoplambda
740
741       This is obviously not what was supposed to happen! The root of this problem is
742       the reuse of binders: identical binders can be bound in different,
743       but overlapping scopes. Any variable reference in those
744       overlapping scopes then refers to the variable bound in the inner
745       (smallest) scope. There is not way to refer to the variable in the
746       outer scope. This effect is usually referred to as
747       \emph{shadowing}: when a binder is bound in a scope where the
748       binder already had a value, the inner binding is said to
749       \emph{shadow} the outer binding. In the example above, the \lam{c}
750       binder was bound outside of the expression and in the inner lambda
751       expression. Inside that lambda expression, only the inner \lam{c}
752       can be accessed.
753
754       There are a number of ways to solve this. \small{GHC} has isolated this
755       problem to their binder substitution code, which performs \emph{de-shadowing}
756       during its expression traversal. This means that any binding that shadows
757       another binding on a higher level is replaced by a new binder that does not
758       shadow any other binding. This non-shadowing invariant is enough to prevent
759       binder uniqueness problems in \small{GHC}.
760
761       In our transformation system, maintaining this non-shadowing invariant is
762       a bit harder to do (mostly due to implementation issues, the prototype
763       does not use \small{GHC}'s substitution code). Also, the following points
764       can be observed.
765
766       \startitemize
767       \item De-shadowing does not guarantee overall uniqueness. For example, the
768       following (slightly contrived) expression shows the identifier \lam{x} bound in
769       two separate places (and to different values), even though no shadowing
770       occurs.
771
772       \startlambda
773       (let x = 1 in x) + (let x = 2 in x)
774       \stoplambda
775
776       \item In our normal form (and the resulting \small{VHDL}), all binders
777       (signals) within the same function (entity) will end up in the same
778       scope. To allow this, all binders within the same function should be
779       unique.
780
781       \item When we know that all binders in an expression are unique, moving around
782       or removing a sub-expression will never cause any binder conflicts. If we have
783       some way to generate fresh binders, introducing new sub-expressions will not
784       cause any problems either. The only way to cause conflicts is thus to
785       duplicate an existing sub-expression.
786       \stopitemize
787
788       Given the above, our prototype maintains a unique binder invariant. This
789       means that in any given moment during normalization, all binders \emph{within
790       a single function} must be unique. To achieve this, we apply the following
791       technique.
792
793       \todo{Define fresh binders and unique supplies}
794
795       \startitemize
796       \item Before starting normalization, all binders in the function are made
797       unique. This is done by generating a fresh binder for every binder used. This
798       also replaces binders that did not cause any conflict, but it does ensure that
799       all binders within the function are generated by the same unique supply.
800       \item Whenever a new binder must be generated, we generate a fresh binder that
801       is guaranteed to be different from \emph{all binders generated so far}. This
802       can thus never introduce duplication and will maintain the invariant.
803       \item Whenever (a part of) an expression is duplicated (for example when
804       inlining), all binders in the expression are replaced with fresh binders
805       (using the same method as at the start of normalization). These fresh binders
806       can never introduce duplication, so this will maintain the invariant.
807       \item Whenever we move part of an expression around within the function, there
808       is no need to do anything special. There is obviously no way to introduce
809       duplication by moving expressions around. Since we know that each of the
810       binders is already unique, there is no way to introduce (incorrect) shadowing
811       either.
812       \stopitemize
813
814   \section{Transform passes}
815     In this section we describe the actual transforms.
816
817     Each transformation will be described informally first, explaining
818     the need for and goal of the transformation. Then, we will formally define
819     the transformation using the syntax introduced in
820     \in{section}[sec:normalization:transformation].
821
822     \subsection{General cleanup}
823       \placeintermezzo{}{
824         \defref{substitution notation}
825         \startframedtext[width=8cm,background=box,frame=no]
826         \startalignment[center]
827           {\tfa Substitution notation}
828         \stopalignment
829         \blank[medium]
830
831         In some of the transformations in this chapter, we need to perform
832         substitution on an expression. Substitution means replacing every
833         occurrence of some expression (usually a variable reference) with
834         another expression.
835
836         There have been a lot of different notations used in literature for
837         specifying substitution. The notation that will be used in this report
838         is the following:
839
840         \startlambda
841           E[A=>B]
842         \stoplambda
843
844         This means expression \lam{E} with all occurrences of \lam{A} replaced
845         with \lam{B}.
846         \stopframedtext
847       }
848
849       These transformations are general cleanup transformations, that aim to
850       make expressions simpler. These transformations usually clean up the
851       mess left behind by other transformations or clean up expressions to
852       expose new transformation opportunities for other transformations.
853
854       Most of these transformations are standard optimizations in other
855       compilers as well. However, in our compiler, most of these are not just
856       optimizations, but they are required to get our program into intended
857       normal form.
858
859       \subsubsection[sec:normalization:beta]{β-reduction}
860         β-reduction is a well known transformation from lambda calculus, where it is
861         the main reduction step. It reduces applications of lambda abstractions,
862         removing both the lambda abstraction and the application.
863
864         In our transformation system, this step helps to remove unwanted lambda
865         abstractions (basically all but the ones at the top level). Other
866         transformations (application propagation, non-representable inlining) make
867         sure that most lambda abstractions will eventually be reducible by
868         β-reduction.
869
870         Note that β-reduction also works on type lambda abstractions and type
871         applications as well. This means the substitution below also works on
872         type variables, in the case that the binder is a type variable and the
873         expression applied to is a type.
874
875         \starttrans
876         (λx.E) M
877         -----------------
878         E[x=>M]
879         \stoptrans
880
881         % And an example
882         \startbuffer[from]
883         (λa. 2 * a) (2 * b)
884         \stopbuffer
885
886         \startbuffer[to]
887         2 * (2 * b)
888         \stopbuffer
889
890         \transexample{beta}{β-reduction}{from}{to}
891
892         \startbuffer[from]
893         (λt.λa::t. a) @Int
894         \stopbuffer
895
896         \startbuffer[to]
897         (λa::Int. a)
898         \stopbuffer
899
900         \transexample{beta-type}{β-reduction for type abstractions}{from}{to}
901        
902       \subsubsection{Unused let binding removal}
903         This transformation removes let bindings that are never used.
904         Occasionally, \GHC's desugarer introduces some unused let bindings.
905
906         This normalization pass should really be not be necessary to get
907         into intended normal form (since the intended normal form
908         definition \refdef{intended normal form definition} does not
909         require that every binding is used), but in practice the
910         desugarer or simplifier emits some bindings that cannot be
911         normalized (e.g., calls to a
912         \hs{Control.Exception.Base.patError}) but are not used anywhere
913         either. To prevent the \VHDL\ generation from breaking on these
914         artifacts, this transformation removes them.
915
916         \starttrans
917         letrec
918           a0 = E0
919           \vdots
920           ai = Ei
921           \vdots
922           an = En
923         in
924           M                             \lam{ai} does not occur free in \lam{M}
925         ----------------------------    \lam{\forall j, 0 ≤ j ≤ n, j ≠ i} (\lam{ai} does not occur free in \lam{Ej})
926         letrec
927           a0 = E0
928           \vdots
929           ai-1 = Ei-1
930           ai+1 = Ei+1
931           \vdots
932           an = En
933         in
934           M
935         \stoptrans
936
937         % And an example
938         \startbuffer[from]
939         let
940           x = 1
941         in
942           2
943         \stopbuffer
944
945         \startbuffer[to]
946         let
947         in
948           2
949         \stopbuffer
950
951         \transexample{unusedlet}{Unused let binding removal}{from}{to}
952
953       \subsubsection{Empty let removal}
954         This transformation is simple: it removes recursive lets that have no bindings
955         (which usually occurs when unused let binding removal removes the last
956         binding from it).
957
958         Note that there is no need to define this transformation for
959         non-recursive lets, since they always contain exactly one binding.
960
961         \starttrans
962         letrec in M
963         --------------
964         M
965         \stoptrans
966
967         % And an example
968         \startbuffer[from]
969         let
970         in
971           2
972         \stopbuffer
973
974         \startbuffer[to]
975           2
976         \stopbuffer
977
978         \transexample{emptylet}{Empty let removal}{from}{to}
979
980       \subsubsection[sec:normalization:simplelet]{Simple let binding removal}
981         This transformation inlines simple let bindings, that bind some
982         binder to some other binder instead of a more complex expression (\ie\
983         a = b).
984
985         This transformation is not needed to get an expression into intended
986         normal form (since these bindings are part of the intended normal
987         form), but makes the resulting \small{VHDL} a lot shorter.
988        
989         \refdef{substitution notation}
990         \starttrans
991         letrec
992           a0 = E0
993           \vdots
994           ai = b
995           \vdots
996           an = En
997         in
998           M
999         -----------------------------  \lam{b} is a variable reference
1000         letrec                         \lam{ai} ≠ \lam{b}
1001           a0 = E0 [ai=>b]
1002           \vdots
1003           ai-1 = Ei-1 [ai=>b]
1004           ai+1 = Ei+1 [ai=>b]
1005           \vdots
1006           an = En [ai=>b]
1007         in
1008           M[ai=>b]
1009         \stoptrans
1010
1011         \todo{example}
1012
1013       \subsubsection{Cast propagation / simplification}
1014         This transform pushes casts down into the expression as far as
1015         possible. This transformation has been added to make a few
1016         specific corner cases work, but it is not clear yet if this
1017         transformation handles cast expressions completely or in the
1018         right way. See \in{section}[sec:normalization:castproblems].
1019
1020         \starttrans
1021         (let binds in E) ▶ T
1022         -------------------------
1023         let binds in (E ▶ T)
1024         \stoptrans
1025
1026         \starttrans
1027         (case S of
1028           p0 -> E0
1029           \vdots
1030           pn -> En
1031         ) ▶ T
1032         -------------------------
1033         case S of
1034           p0 -> E0 ▶ T
1035           \vdots
1036           pn -> En ▶ T
1037         \stoptrans
1038
1039       \subsubsection{Top level binding inlining}
1040         \refdef{top level binding}
1041         This transform takes simple top level bindings generated by the
1042         \small{GHC} compiler. \small{GHC} sometimes generates very simple
1043         \quote{wrapper} bindings, which are bound to just a variable
1044         reference, or contain just a (partial) function application with
1045         the type and dictionary arguments filled in (such as the
1046         \lam{(+)} in the example below).
1047
1048         Note that this transformation is completely optional. It is not
1049         required to get any function into intended normal form, but it does help making
1050         the resulting VHDL output easier to read (since it removes components
1051         that do not add any real structure, but do hide away operations and
1052         cause extra clutter).
1053
1054         This transform takes any top level binding generated by \GHC,
1055         whose normalized form contains only a single let binding.
1056
1057         \starttrans
1058         x = λa0 ... λan.let y = E in y
1059         ~
1060         x
1061         --------------------------------------         \lam{x} is generated by the compiler
1062         λa0 ... λan.let y = E in y
1063         \stoptrans
1064
1065         \startbuffer[from]
1066         (+) :: Word -> Word -> Word
1067         (+) = GHC.Num.(+) @Word \$dNum
1068         ~
1069         (+) a b
1070         \stopbuffer
1071         \startbuffer[to]
1072         GHC.Num.(+) @ Alu.Word \$dNum a b
1073         \stopbuffer
1074
1075         \transexample{toplevelinline}{Top level binding inlining}{from}{to}
1076        
1077         \in{Example}[ex:trans:toplevelinline] shows a typical application of
1078         the addition operator generated by \GHC. The type and dictionary
1079         arguments used here are described in
1080         \in{Section}[sec:prototype:coretypes].
1081
1082         Without this transformation, there would be a \lam{(+)} entity
1083         in the \VHDL\ which would just add its inputs. This generates a
1084         lot of overhead in the \VHDL, which is particularly annoying
1085         when browsing the generated RTL schematic (especially since most
1086         non-alphanumerics, like all characters in \lam{(+)}, are not
1087         allowed in \VHDL\ architecture names\footnote{Technically, it is
1088         allowed to use non-alphanumerics when using extended
1089         identifiers, but it seems that none of the tooling likes
1090         extended identifiers in file names, so it effectively does not
1091         work.}, so the entity would be called \quote{w7aA7f} or
1092         something similarly meaningless and auto-generated).
1093
1094     \subsection{Program structure}
1095       These transformations are aimed at normalizing the overall structure
1096       into the intended form. This means ensuring there is a lambda abstraction
1097       at the top for every argument (input port or current state), putting all
1098       of the other value definitions in let bindings and making the final
1099       return value a simple variable reference.
1100
1101       \subsubsection[sec:normalization:eta]{η-expansion}
1102         This transformation makes sure that all arguments of a function-typed
1103         expression are named, by introducing lambda expressions. When combined with
1104         β-reduction and non-representable binding inlining, all function-typed
1105         expressions should be lambda abstractions or global identifiers.
1106
1107         \starttrans
1108         E                 \lam{E :: a -> b}
1109         --------------    \lam{E} does not occur on a function position in an application
1110         λx.E x            \lam{E} is not a lambda abstraction.
1111         \stoptrans
1112
1113         \startbuffer[from]
1114         foo = λa.case a of 
1115           True -> λb.mul b b
1116           False -> id
1117         \stopbuffer
1118
1119         \startbuffer[to]
1120         foo = λa.λx.(case a of 
1121             True -> λb.mul b b
1122             False -> λy.id y) x
1123         \stopbuffer
1124
1125         \transexample{eta}{η-expansion}{from}{to}
1126
1127       \subsubsection[sec:normalization:appprop]{Application propagation}
1128         This transformation is meant to propagate application expressions downwards
1129         into expressions as far as possible. This allows partial applications inside
1130         expressions to become fully applied and exposes new transformation
1131         opportunities for other transformations (like β-reduction and
1132         specialization).
1133
1134         Since all binders in our expression are unique (see
1135         \in{section}[sec:normalization:uniq]), there is no risk that we will
1136         introduce unintended shadowing by moving an expression into a lower
1137         scope. Also, since only move expression into smaller scopes (down into
1138         our expression), there is no risk of moving a variable reference out
1139         of the scope in which it is defined.
1140
1141         \starttrans
1142         (letrec binds in E) M
1143         ------------------------
1144         letrec binds in E M
1145         \stoptrans
1146
1147         % And an example
1148         \startbuffer[from]
1149         ( letrec
1150             val = 1
1151           in 
1152             add val
1153         ) 3
1154         \stopbuffer
1155
1156         \startbuffer[to]
1157         letrec
1158           val = 1
1159         in 
1160           add val 3
1161         \stopbuffer
1162
1163         \transexample{appproplet}{Application propagation for a let expression}{from}{to}
1164
1165         \starttrans
1166         (case x of
1167           p0 -> E0
1168           \vdots
1169           pn -> En) M
1170         -----------------
1171         case x of
1172           p0 -> E0 M
1173           \vdots
1174           pn -> En M
1175         \stoptrans
1176
1177         % And an example
1178         \startbuffer[from]
1179         ( case x of 
1180             True -> id
1181             False -> neg
1182         ) 1
1183         \stopbuffer
1184
1185         \startbuffer[to]
1186         case x of 
1187           True -> id 1
1188           False -> neg 1
1189         \stopbuffer
1190
1191         \transexample{apppropcase}{Application propagation for a case expression}{from}{to}
1192
1193       \subsubsection[sec:normalization:letrecurse]{Let recursification}
1194         This transformation makes all non-recursive lets recursive. In the
1195         end, we want a single recursive let in our normalized program, so all
1196         non-recursive lets can be converted. This also makes other
1197         transformations simpler: they only need to be specified for recursive
1198         let expressions (and simply will not apply to non-recursive let
1199         expressions until this transformation has been applied).
1200
1201         \starttrans
1202         let
1203           a = E
1204         in
1205           M
1206         ------------------------------------------
1207         letrec
1208           a = E
1209         in
1210           M
1211         \stoptrans
1212
1213       \subsubsection{Let flattening}
1214         This transformation puts nested lets in the same scope, by lifting the
1215         binding(s) of the inner let into the outer let. Eventually, this will
1216         cause all let bindings to appear in the same scope.
1217
1218         This transformation only applies to recursive lets, since all
1219         non-recursive lets will be made recursive (see
1220         \in{section}[sec:normalization:letrecurse]).
1221
1222         Since we are joining two scopes together, there is no risk of moving a
1223         variable reference out of the scope where it is defined.
1224
1225         \starttrans
1226         letrec 
1227           a0 = E0
1228           \vdots
1229           ai = (letrec bindings in M)
1230           \vdots
1231           an = En
1232         in
1233           N
1234         ------------------------------------------
1235         letrec
1236           a0 = E0
1237           \vdots
1238           ai = M
1239           \vdots
1240           an = En
1241           bindings
1242         in
1243           N
1244         \stoptrans
1245
1246         \startbuffer[from]
1247         letrec
1248           a = 1
1249           b = letrec
1250             x = a
1251             y = c
1252           in
1253             x + y
1254           c = 2
1255         in
1256           b
1257         \stopbuffer
1258         \startbuffer[to]
1259         letrec
1260           a = 1
1261           b = x + y
1262           c = 2
1263           x = a
1264           y = c
1265         in
1266           b
1267         \stopbuffer
1268
1269         \transexample{letflat}{Let flattening}{from}{to}
1270
1271       \subsubsection{Return value simplification}
1272         This transformation ensures that the return value of a function is always a
1273         simple local variable reference.
1274
1275         The basic idea of this transformation is to take the body of a
1276         function and bind it with a let expression (so the body of that let
1277         expression becomes a variable reference that can be used as the output
1278         port). If the body of the function happens to have lambda abstractions
1279         at the top level (which is allowed by the intended normal
1280         form\refdef{intended normal form definition}), we take the body of the
1281         inner lambda instead. If that happens to be a let expression already
1282         (which is allowed by the intended normal form), we take the body of
1283         that let (which is not allowed to be anything but a variable reference
1284         according the the intended normal form).
1285
1286         This transformation uses the context conditions in a special way.
1287         These contexts, like \lam{x = λv1 ... λvn.E}, are above the dotted
1288         line and provide a condition on the environment (\ie\ they require a
1289         certain top level binding to be present). These ensure that
1290         expressions are only transformed when they are in the functions
1291         \quote{return value} directly. This means the context conditions have
1292         to interpreted in the right way: not \quote{if there is any function
1293         \lam{x} that binds \lam{E}, any \lam{E} can be transformed}, but we
1294         mean only the \lam{E} that is bound by \lam{x}).
1295
1296         Be careful when reading the transformations: Not the entire function
1297         from the context is transformed, just a part of it.
1298
1299         Note that the return value is not simplified if it is not representable.
1300         Otherwise, this would cause a loop with the inlining of
1301         unrepresentable bindings in
1302         \in{section}[sec:normalization:nonrepinline]. If the return value is
1303         not representable because it has a function type, η-expansion should
1304         make sure that this transformation will eventually apply.  If the
1305         value is not representable for other reasons, the function result
1306         itself is not representable, meaning this function is not translatable
1307         anyway.
1308
1309         \starttrans
1310         x = λv1 ... λvn.E                \lam{n} can be zero
1311         ~                                \lam{E} is representable
1312         E                                \lam{E} is not a lambda abstraction
1313         ---------------------------      \lam{E} is not a let expression
1314         letrec y = E in y                \lam{E} is not a local variable reference
1315         \stoptrans
1316
1317         \starttrans
1318         x = λv1 ... λvn.letrec binds in E     \lam{n} can be zero
1319         ~                                     \lam{E} is representable
1320         letrec binds in E                     \lam{E} is not a local variable reference
1321         ------------------------------------
1322         letrec binds; y = E in y
1323         \stoptrans
1324
1325         \startbuffer[from]
1326         x = add 1 2
1327         \stopbuffer
1328
1329         \startbuffer[to]
1330         x = letrec y = add 1 2 in y
1331         \stopbuffer
1332
1333         \transexample{retvalsimpl}{Return value simplification}{from}{to}
1334
1335         \startbuffer[from]
1336         x = λa. add 1 a
1337         \stopbuffer
1338
1339         \startbuffer[to]
1340         x = λa. letrec 
1341           y = add 1 a 
1342         in
1343           y
1344         \stopbuffer
1345
1346         \transexample{retvalsimpllam}{Return value simplification with a lambda abstraction}{from}{to}
1347         
1348         \startbuffer[from]
1349         x = letrec
1350           a = add 1 2 
1351         in 
1352           add a 3
1353         \stopbuffer
1354
1355         \startbuffer[to]
1356         x = letrec
1357           a = add 1 2 
1358           y = add a 3 
1359         in
1360           y
1361         \stopbuffer
1362
1363         \transexample{retvalsimpllet}{Return value simplification with a let expression}{from}{to}
1364
1365     \subsection[sec:normalization:argsimpl]{Representable arguments simplification}
1366       This section contains just a single transformation that deals with
1367       representable arguments in applications. Non-representable arguments are
1368       handled by the transformations in
1369       \in{section}[sec:normalization:nonrep]. 
1370       
1371       This transformation ensures that all representable arguments will become
1372       references to local variables. This ensures they will become references
1373       to local signals in the resulting \small{VHDL}, which is required due to
1374       limitations in the component instantiation code in \VHDL\ (one can only
1375       assign a signal or constant to an input port). By ensuring that all
1376       arguments are always simple variable references, we always have a signal
1377       available to map to the input ports.
1378
1379       To reduce a complex expression to a simple variable reference, we create
1380       a new let expression around the application, which binds the complex
1381       expression to a new variable. The original function is then applied to
1382       this variable.
1383
1384       \refdef{global variable}
1385       Note that references to \emph{global variables} (like a top level
1386       function without arguments, but also an argumentless data-constructors
1387       like \lam{True}) are also simplified. Only local variables generate
1388       signals in the resulting architecture. Even though argumentless
1389       data-constructors generate constants in generated \VHDL\ code and could be
1390       mapped to an input port directly, they are still simplified to make the
1391       normal form more regular.
1392
1393       \refdef{representable}
1394       \starttrans
1395       M N
1396       --------------------    \lam{N} is representable
1397       letrec x = N in M x     \lam{N} is not a local variable reference
1398       \stoptrans
1399       \refdef{local variable}
1400
1401       \startbuffer[from]
1402       add (add a 1) 1
1403       \stopbuffer
1404
1405       \startbuffer[to]
1406       letrec x = add a 1 in add x 1
1407       \stopbuffer
1408
1409       \transexample{argsimpl}{Argument simplification}{from}{to}
1410
1411     \subsection[sec:normalization:built-ins]{Built-in functions}
1412       This section deals with (arguments to) built-in functions.  In the
1413       intended normal form definition\refdef{intended normal form definition}
1414       we can see that there are three sorts of arguments a built-in function
1415       can receive.
1416       
1417       \startitemize[KR]
1418         \item A representable local variable reference. This is the most
1419         common argument to any function. The argument simplification
1420         transformation described in \in{section}[sec:normalization:argsimpl]
1421         makes sure that \emph{any} representable argument to \emph{any}
1422         function (including built-in functions) is turned into a local variable
1423         reference.
1424         \item (A partial application of) a top level function (either built-in on
1425         user-defined). The function extraction transformation described in
1426         this section takes care of turning every function-typed argument into
1427         (a partial application of) a top level function.
1428         \item Any expression that is not representable and does not have a
1429         function type. Since these can be any expression, there is no
1430         transformation needed. Note that this category is exactly all
1431         expressions that are not transformed by the transformations for the
1432         previous two categories. This means that \emph{any} Core expression
1433         that is used as an argument to a built-in function will be either
1434         transformed into one of the above categories, or end up in this
1435         category. In any case, the result is in normal form.
1436       \stopitemize
1437
1438       As noted, the argument simplification will handle any representable
1439       arguments to a built-in function. The following transformation is needed
1440       to handle non-representable arguments with a function type, all other
1441       non-representable arguments do not need any special handling.
1442
1443       \subsubsection[sec:normalization:funextract]{Function extraction}
1444         This transform deals with function-typed arguments to built-in
1445         functions. 
1446         Since built-in functions cannot be specialized (see
1447         \in{section}[sec:normalization:specialize]) to remove the arguments,
1448         these arguments are extracted into a new global function instead. In
1449         other words, we create a new top level function that has exactly the
1450         extracted argument as its body. This greatly simplifies the
1451         translation rules needed for built-in functions, since they only need
1452         to handle (partial applications of) top level functions.
1453
1454         Any free variables occurring in the extracted arguments will become
1455         parameters to the new global function. The original argument is replaced
1456         with a reference to the new function, applied to any free variables from
1457         the original argument.
1458
1459         This transformation is useful when applying higher-order built-in functions
1460         like \hs{map} to a lambda abstraction, for example. In this case, the code
1461         that generates \small{VHDL} for \hs{map} only needs to handle top level functions and
1462         partial applications, not any other expression (such as lambda abstractions or
1463         even more complicated expressions).
1464
1465         \starttrans
1466         M N                     \lam{M} is (a partial application of) a built-in function.
1467         ---------------------   \lam{f0 ... fn} are all free local variables of \lam{N}
1468         M (x f0 ... fn)         \lam{N :: a -> b}
1469         ~                       \lam{N} is not a (partial application of) a top level function
1470         x = λf0 ... λfn.N
1471         \stoptrans
1472
1473         \startbuffer[from]
1474         addList = λb.λxs.map (λa . add a b) xs
1475         \stopbuffer
1476
1477         \startbuffer[to]
1478         addList = λb.λxs.map (f b) xs
1479         ~
1480         f = λb.λa.add a b
1481         \stopbuffer
1482
1483         \transexample{funextract}{Function extraction}{from}{to}
1484
1485         Note that the function \lam{f} will still need normalization after
1486         this.
1487
1488     \subsection{Case normalization}
1489       The transformations in this section ensure that case statements end up
1490       in normal form.
1491
1492       \subsubsection{Scrutinee simplification}
1493         This transform ensures that the scrutinee of a case expression is always
1494         a simple variable reference.
1495
1496         \starttrans
1497         case E of
1498           alts
1499         -----------------        \lam{E} is not a local variable reference
1500         letrec x = E in 
1501           case x of
1502             alts
1503         \stoptrans
1504
1505         \startbuffer[from]
1506         case (foo a) of
1507           True -> a
1508           False -> b
1509         \stopbuffer
1510
1511         \startbuffer[to]
1512         letrec x = foo a in
1513           case x of
1514             True -> a
1515             False -> b
1516         \stopbuffer
1517
1518         \transexample{letflat}{Case normalization}{from}{to}
1519
1520
1521         \placeintermezzo{}{
1522           \defref{wild binders}
1523           \startframedtext[width=7cm,background=box,frame=no]
1524           \startalignment[center]
1525             {\tfa Wild binders}
1526           \stopalignment
1527           \blank[medium]
1528             In a functional expression, a \emph{wild binder} refers to any
1529             binder that is never referenced. This means that even though it
1530             will be bound to a particular value, that value is never used.
1531
1532             The Haskell syntax offers the underscore as a wild binder that
1533             cannot even be referenced (It can be seen as introducing a new,
1534             anonymous, binder every time it is used).
1535             
1536             In these transformations, the term wild binder will sometimes be
1537             used to indicate that a binder must not be referenced.
1538           \stopframedtext
1539         }
1540
1541       \subsubsection{Scrutinee binder removal}
1542         This transformation removes (or rather, makes wild) the binder to
1543         which the scrutinee is bound after evaluation. This is done by
1544         replacing the bndr with the scrutinee in all alternatives. To prevent
1545         duplication of work, this transformation is only applied when the
1546         scrutinee is already a simple variable reference (but the previous
1547         transformation ensures this will eventually be the case). The
1548         scrutinee binder itself is replaced by a wild binder (which is no
1549         longer displayed).
1550
1551         Note that one could argue that this transformation can change the
1552         meaning of the Core expression. In the regular Core semantics, a case
1553         expression forces the evaluation of its scrutinee and can be used to
1554         implement strict evaluation. However, in the generated \VHDL,
1555         evaluation is always strict. So the semantics we assign to the Core
1556         expression (which differ only at this particular point), this
1557         transformation is completely valid.
1558
1559         \starttrans
1560         case x of bndr
1561           alts
1562         -----------------        \lam{x} is a local variable reference
1563         case x of
1564           alts[bndr=>x]
1565         \stoptrans
1566
1567         \startbuffer[from]
1568         case x of y
1569           True -> y
1570           False -> not y
1571         \stopbuffer
1572
1573         \startbuffer[to]
1574         case x of
1575           True -> x
1576           False -> not x
1577         \stopbuffer
1578
1579         \transexample{scrutbndrremove}{Scrutinee binder removal}{from}{to}
1580
1581       \subsubsection{Case normalization}
1582         This transformation ensures that all case expressions get a form
1583         that is allowed by the intended normal form. This means they
1584         will become one of:
1585
1586         \startitemize
1587         \item An extractor case with a single alternative that picks a field
1588         from a datatype, \eg\ \lam{case x of (a, b) ->
1589         a}.\defref{extractor case}
1590         \item A selector case with multiple alternatives and only wild binders, that
1591         makes a choice between expressions based on the constructor of another
1592         expression, \eg\ \lam{case x of Low -> a; High ->
1593         b}.\defref{selector case}
1594         \stopitemize
1595
1596         For an arbitrary case, that has \lam{n} alternatives, with
1597         \lam{m} binders in each alternatives, this will result in \lam{m
1598         * n} extractor case expression to get at each variable, \lam{n}
1599         let bindings for each of the alternatives' value and a single
1600         selector case to select the right value out of these.
1601
1602         Technically, the definition of this transformation would require
1603         that the constructor for every alternative has exactly the same
1604         amount (\lam{m}) of arguments, but of course this transformation
1605         also applies when this is not the case.
1606         
1607         \starttrans
1608         case E of
1609           C0 v0,0 ... v0,m -> E0
1610           \vdots
1611           Cn vn,0 ... vn,m -> En
1612         --------------------------------------------------- \lam{\forall i \forall j, 0 ≤ i ≤ n, 0 ≤ i < m} (\lam{wi,j} is a wild (unused) binder)
1613         letrec                                              The case expression is not an extractor case
1614           v0,0 = case E of C0 x0,0 .. x0,m -> x0,0          The case expression is not a selector case
1615           \vdots
1616           v0,m = case E of C0 x0,0 .. x0,m -> x0,m
1617           \vdots
1618           vn,m = case E of Cn xn,0 .. xn,m -> xn,m
1619           y0 = E0
1620           \vdots
1621           yn = En
1622         in
1623           case E of
1624             C0 w0,0 ... w0,m -> y0
1625             \vdots
1626             Cn wn,0 ... wn,m -> yn
1627         \stoptrans
1628
1629         Note that this transformation applies to case expressions with any
1630         scrutinee. If the scrutinee is a complex expression, this might
1631         result in duplication of work (hardware). An extra condition to
1632         only apply this transformation when the scrutinee is already
1633         simple (effectively causing this transformation to be only
1634         applied after the scrutinee simplification transformation) might
1635         be in order. 
1636
1637         \startbuffer[from]
1638         case a of
1639           True -> add b 1
1640           False -> add b 2
1641         \stopbuffer
1642
1643         \startbuffer[to]
1644         letrec
1645           x0 = add b 1
1646           x1 = add b 2
1647         in
1648           case a of
1649             True -> x0
1650             False -> x1
1651         \stopbuffer
1652
1653         \transexample{selcasesimpl}{Selector case simplification}{from}{to}
1654
1655         \startbuffer[from]
1656         case a of
1657           (,) b c -> add b c
1658         \stopbuffer
1659         \startbuffer[to]
1660         letrec
1661           b = case a of (,) b c -> b
1662           c = case a of (,) b c -> c
1663           x0 = add b c
1664         in
1665           case a of
1666             (,) w0 w1 -> x0
1667         \stopbuffer
1668
1669         \transexample{excasesimpl}{Extractor case simplification}{from}{to}
1670
1671         \refdef{selector case}
1672         In \in{example}[ex:trans:excasesimpl] the case expression is expanded
1673         into multiple case expressions, including a pretty useless expression
1674         (that is neither a selector or extractor case). This case can be
1675         removed by the Case removal transformation in
1676         \in{section}[sec:transformation:caseremoval].
1677
1678       \subsubsection[sec:transformation:caseremoval]{Case removal}
1679         This transform removes any case expression with a single alternative and
1680         only wild binders.\refdef{wild binders}
1681
1682         These "useless" case expressions are usually leftovers from case simplification
1683         on extractor case (see the previous example).
1684
1685         \starttrans
1686         case x of
1687           C v0 ... vm -> E
1688         ----------------------     \lam{\forall i, 0 ≤ i ≤ m} (\lam{vi} does not occur free in E)
1689         E
1690         \stoptrans
1691
1692         \startbuffer[from]
1693         case a of
1694           (,) w0 w1 -> x0
1695         \stopbuffer
1696
1697         \startbuffer[to]
1698         x0
1699         \stopbuffer
1700
1701         \transexample{caserem}{Case removal}{from}{to}
1702
1703     \subsection[sec:normalization:nonrep]{Removing unrepresentable values}
1704       The transformations in this section are aimed at making all the
1705       values used in our expression representable. There are two main
1706       transformations that are applied to \emph{all} unrepresentable let
1707       bindings and function arguments. These are meant to address three
1708       different kinds of unrepresentable values: polymorphic values,
1709       higher-order values and literals. The transformation are described
1710       generically: they apply to all non-representable values. However,
1711       non-representable values that do not fall into one of these three
1712       categories will be moved around by these transformations but are
1713       unlikely to completely disappear. They usually mean the program was not
1714       valid in the first place, because unsupported types were used (for
1715       example, a program using strings).
1716      
1717       Each of these three categories will be detailed below, followed by the
1718       actual transformations.
1719
1720       \subsubsection{Removing Polymorphism}
1721         As noted in \in{section}[sec:prototype:coretypes],
1722         polymorphism is made explicit in Core through type and
1723         dictionary arguments. To remove the polymorphism from a
1724         function, we can simply specialize the polymorphic function for
1725         the particular type applied to it. The same goes for dictionary
1726         arguments. To remove polymorphism from let bound values, we
1727         simply inline the let bindings that have a polymorphic type,
1728         which should (eventually) make sure that the polymorphic
1729         expression is applied to a type and/or dictionary, which can
1730         then be removed by β-reduction (\in{section}[sec:normalization:beta]).
1731
1732         Since both type and dictionary arguments are not representable,
1733         \refdef{representable}
1734         the non-representable argument specialization and
1735         non-representable let binding inlining transformations below
1736         take care of exactly this.
1737
1738         There is one case where polymorphism cannot be completely
1739         removed: built-in functions are still allowed to be polymorphic
1740         (Since we have no function body that we could properly
1741         specialize). However, the code that generates \VHDL\ for built-in
1742         functions knows how to handle this, so this is not a problem.
1743
1744       \subsubsection[sec:normalization:defunctionalization]{Defunctionalization}
1745         These transformations remove higher-order expressions from our
1746         program, making all values first-order. The approach used for
1747         defunctionalization uses a combination of specialization, inlining and
1748         some cleanup transformations, was also proposed in parallel research
1749         by Neil Mitchell \cite[mitchell09].
1750       
1751         Higher order values are always introduced by lambda abstractions, none
1752         of the other Core expression elements can introduce a function type.
1753         However, other expressions can \emph{have} a function type, when they
1754         have a lambda expression in their body. 
1755         
1756         For example, the following expression is a higher-order expression
1757         that is not a lambda expression itself:
1758         
1759         \refdef{id function}
1760         \startlambda
1761           case x of
1762             High -> id
1763             Low -> λx.x
1764         \stoplambda
1765
1766         The reference to the \lam{id} function shows that we can introduce a
1767         higher-order expression in our program without using a lambda
1768         expression directly. However, inside the definition of the \lam{id}
1769         function, we can be sure that a lambda expression is present.
1770         
1771         Looking closely at the definition of our normal form in
1772         \in{section}[sec:normalization:intendednormalform], we can see that
1773         there are three possibilities for higher-order values to appear in our
1774         intended normal form:
1775
1776         \startitemize[KR]
1777           \item[item:toplambda] Lambda abstractions can appear at the highest level of a
1778           top level function. These lambda abstractions introduce the
1779           arguments (input ports / current state) of the function.
1780           \item[item:built-inarg] (Partial applications of) top level functions can appear as an
1781           argument to a built-in function.
1782           \item[item:completeapp] (Partial applications of) top level functions can appear in
1783           function position of an application. Since a partial application
1784           cannot appear anywhere else (except as built-in function arguments),
1785           all partial applications are applied, meaning that all applications
1786           will become complete applications. However, since application of
1787           arguments happens one by one, in the expression:
1788           \startlambda
1789             f 1 2
1790           \stoplambda
1791           the sub-expression \lam{f 1} has a function type. But this is
1792           allowed, since it is inside a complete application.
1793         \stopitemize
1794
1795         We will take a typical function with some higher-order values as an
1796         example. The following function takes two arguments: a \lam{Bit} and a
1797         list of numbers. Depending on the first argument, each number in the
1798         list is doubled, or the list is returned unmodified. For the sake of
1799         the example, no polymorphism is shown. In reality, at least map would
1800         be polymorphic.
1801
1802         \startlambda
1803         λy.let double = λx. x + x in
1804              case y of
1805                 Low -> map double
1806                 High -> λz. z
1807         \stoplambda
1808
1809         This example shows a number of higher-order values that we cannot
1810         translate to \VHDL\ directly. The \lam{double} binder bound in the let
1811         expression has a function type, as well as both of the alternatives of
1812         the case expression. The first alternative is a partial application of
1813         the \lam{map} built-in function, whereas the second alternative is a
1814         lambda abstraction.
1815
1816         To reduce all higher-order values to one of the above items, a number
1817         of transformations we have already seen are used. The η-expansion
1818         transformation from \in{section}[sec:normalization:eta] ensures all
1819         function arguments are introduced by lambda abstraction on the highest
1820         level of a function. These lambda arguments are allowed because of
1821         \in{item}[item:toplambda] above. After η-expansion, our example
1822         becomes a bit bigger:
1823
1824         \startlambda
1825         λy.λq.(let double = λx. x + x in
1826                  case y of
1827                    Low -> map double
1828                    High -> λz. z
1829               ) q
1830         \stoplambda
1831
1832         η-expansion also introduces extra applications (the application of
1833         the let expression to \lam{q} in the above example). These
1834         applications can then propagated down by the application propagation
1835         transformation (\in{section}[sec:normalization:appprop]). In our
1836         example, the \lam{q} and \lam{r} variable will be propagated into the
1837         let expression and then into the case expression:
1838
1839         \startlambda
1840         λy.λq.let double = λx. x + x in
1841                 case y of
1842                   Low -> map double q
1843                   High -> (λz. z) q
1844         \stoplambda
1845         
1846         This propagation makes higher-order values become applied (in
1847         particular both of the alternatives of the case now have a
1848         representable type). Completely applied top level functions (like the
1849         first alternative) are now no longer invalid (they fall under
1850         \in{item}[item:completeapp] above). (Completely) applied lambda
1851         abstractions can be removed by β-expansion. For our example,
1852         applying β-expansion results in the following:
1853
1854         \startlambda
1855         λy.λq.let double = λx. x + x in
1856                 case y of
1857                   Low -> map double q
1858                   High -> q
1859         \stoplambda
1860
1861         As you can see in our example, all of this moves applications towards
1862         the higher-order values, but misses higher-order functions bound by
1863         let expressions. The applications cannot be moved towards these values
1864         (since they can be used in multiple places), so the values will have
1865         to be moved towards the applications. This is achieved by inlining all
1866         higher-order values bound by let applications, by the
1867         non-representable binding inlining transformation below. When applying
1868         it to our example, we get the following:
1869         
1870         \startlambda
1871         λy.λq.case y of
1872                 Low -> map (λx. x + x) q
1873                 High -> q
1874         \stoplambda
1875
1876         We have nearly eliminated all unsupported higher-order values from this
1877         expressions. The one that is remaining is the first argument to the
1878         \lam{map} function. Having higher-order arguments to a built-in
1879         function like \lam{map} is allowed in the intended normal form, but
1880         only if the argument is a (partial application) of a top level
1881         function. This is easily done by introducing a new top level function
1882         and put the lambda abstraction inside. This is done by the function
1883         extraction transformation from
1884         \in{section}[sec:normalization:funextract].
1885
1886         \startlambda
1887         λy.λq.case y of
1888                 Low -> map func q
1889                 High -> q
1890         \stoplambda
1891
1892         This also introduces a new function, that we have called \lam{func}:
1893
1894         \startlambda
1895         func = λx. x + x
1896         \stoplambda
1897
1898         Note that this does not actually remove the lambda, but now it is a
1899         lambda at the highest level of a function, which is allowed in the
1900         intended normal form.
1901
1902         There is one case that has not been discussed yet. What if the
1903         \lam{map} function in the example above was not a built-in function
1904         but a user-defined function? Then extracting the lambda expression
1905         into a new function would not be enough, since user-defined functions
1906         can never have higher-order arguments. For example, the following
1907         expression shows an example:
1908
1909         \startlambda
1910         twice :: (Word -> Word) -> Word -> Word
1911         twice = λf.λa.f (f a)
1912
1913         main = λa.app (λx. x + x) a
1914         \stoplambda
1915
1916         This example shows a function \lam{twice} that takes a function as a
1917         first argument and applies that function twice to the second argument.
1918         Again, we have made the function monomorphic for clarity, even though
1919         this function would be a lot more useful if it was polymorphic. The
1920         function \lam{main} uses \lam{twice} to apply a lambda expression twice.
1921
1922         When faced with a user defined function, a body is available for that
1923         function. This means we could create a specialized version of the
1924         function that only works for this particular higher-order argument
1925         (\ie, we can just remove the argument and call the specialized
1926         function without the argument). This transformation is detailed below.
1927         Applying this transformation to the example gives:
1928
1929         \startlambda
1930         twice' :: Word -> Word
1931         twice' = λb.(λf.λa.f (f a)) (λx. x + x) b
1932
1933         main = λa.app' a
1934         \stoplambda
1935
1936         The \lam{main} function is now in normal form, since the only
1937         higher-order value there is the top level lambda expression. The new
1938         \lam{twice'} function is a bit complex, but the entire original body
1939         of the original \lam{twice} function is wrapped in a lambda
1940         abstraction and applied to the argument we have specialized for
1941         (\lam{λx. x + x}) and the other arguments. This complex expression can
1942         fortunately be effectively reduced by repeatedly applying β-reduction: 
1943
1944         \startlambda
1945         twice' :: Word -> Word
1946         twice' = λb.(b + b) + (b + b)
1947         \stoplambda
1948
1949         This example also shows that the resulting normal form might not be as
1950         efficient as we might hope it to be (it is calculating \lam{(b + b)}
1951         twice). This is discussed in more detail in
1952         \in{section}[sec:normalization:duplicatework].
1953
1954       \subsubsection[sec:normalization:literals]{Literals}
1955         There are a limited number of literals available in Haskell and Core.
1956         \refdef{enumerated types} When using (enumerating) algebraic
1957         data-types, a literal is just a reference to the corresponding data
1958         constructor, which has a representable type (the algebraic datatype)
1959         and can be translated directly. This also holds for literals of the
1960         \hs{Bool} Haskell type, which is just an enumerated type.
1961
1962         There is, however, a second type of literal that does not have a
1963         representable type: integer literals. Cλash supports using integer
1964         literals for all three integer types supported (\hs{SizedWord},
1965         \hs{SizedInt} and \hs{RangedWord}). This is implemented using
1966         Haskell's \hs{Num} type class, which offers a \hs{fromInteger} method
1967         that converts any \hs{Integer} to the Cλash data-types.
1968
1969         When \GHC\ sees integer literals, it will automatically insert calls to
1970         the \hs{fromInteger} method in the resulting Core expression. For
1971         example, the following expression in Haskell creates a 32 bit unsigned
1972         word with the value 1. The explicit type signature is needed, since
1973         there is no context for \GHC\ to determine the type from otherwise.
1974
1975         \starthaskell
1976         1 :: SizedWord D32
1977         \stophaskell
1978
1979         This Haskell code results in the following Core expression:
1980
1981         \startlambda
1982         fromInteger @(SizedWord D32) \$dNum (smallInteger 10)
1983         \stoplambda
1984
1985         The literal 10 will have the type \lam{GHC.Prim.Int\#}, which is
1986         converted into an \lam{Integer} by \lam{smallInteger}. Finally, the
1987         \lam{fromInteger} function will finally convert this into a
1988         \lam{SizedWord D32}.
1989
1990         Both the \lam{GHC.Prim.Int\#} and \lam{Integer} types are not
1991         representable, and cannot be translated directly. Fortunately, there
1992         is no need to translate them, since \lam{fromInteger} is a built-in
1993         function that knows how to handle these values. However, this does
1994         require that the \lam{fromInteger} function is directly applied to
1995         these non-representable literal values, otherwise errors will occur.
1996         For example, the following expression is not in the intended normal
1997         form, since one of the let bindings has an unrepresentable type
1998         (\lam{Integer}):
1999
2000         \startlambda
2001         let l = smallInteger 10 in fromInteger @(SizedWord D32) \$dNum l
2002         \stoplambda
2003
2004         By inlining these let-bindings, we can ensure that unrepresentable
2005         literals bound by a let binding end up in an application of the
2006         appropriate built-in function, where they are allowed. Since it is
2007         possible that the application of that function is in a different
2008         function than the definition of the literal value, we will always need
2009         to specialize away any unrepresentable literals that are used as
2010         function arguments. The following two transformations do exactly this.
2011
2012       \subsubsection[sec:normalization:nonrepinline]{Non-representable binding inlining}
2013         This transform inlines let bindings that are bound to a
2014         non-representable value. Since we can never generate a signal
2015         assignment for these bindings (we cannot declare a signal assignment
2016         with a non-representable type, for obvious reasons), we have no choice
2017         but to inline the binding to remove it.
2018
2019         As we have seen in the previous sections, inlining these bindings
2020         solves (part of) the polymorphism, higher-order values and
2021         unrepresentable literals in an expression.
2022
2023         \refdef{substitution notation}
2024         \starttrans
2025         letrec 
2026           a0 = E0
2027           \vdots
2028           ai = Ei
2029           \vdots
2030           an = En
2031         in
2032           M
2033         --------------------------    \lam{Ei} has a non-representable type.
2034         letrec
2035           a0 = E0 [ai=>Ei] \vdots
2036           ai-1 = Ei-1 [ai=>Ei]
2037           ai+1 = Ei+1 [ai=>Ei]
2038           \vdots
2039           an = En [ai=>Ei]
2040         in
2041           M[ai=>Ei]
2042         \stoptrans
2043
2044         \startbuffer[from]
2045         letrec
2046           a = smallInteger 10
2047           inc = λb -> add b 1
2048           inc' = add 1
2049           x = fromInteger a 
2050         in
2051           inc (inc' x)
2052         \stopbuffer
2053
2054         \startbuffer[to]
2055         letrec
2056           x = fromInteger (smallInteger 10)
2057         in
2058           (λb -> add b 1) (add 1 x)
2059         \stopbuffer
2060
2061         \transexample{nonrepinline}{Non-representable binding inlining}{from}{to}
2062
2063       \subsubsection[sec:normalization:specialize]{Function specialization}
2064         This transform removes arguments to user-defined functions that are
2065         not representable at run-time. This is done by creating a
2066         \emph{specialized} version of the function that only works for one
2067         particular value of that argument (in other words, the argument can be
2068         removed).
2069
2070         Specialization means to create a specialized version of the called
2071         function, with one argument already filled in. As a simple example, in
2072         the following program (this is not actual Core, since it directly uses
2073         a literal with the unrepresentable type \lam{GHC.Prim.Int\#}).
2074
2075         \startlambda
2076         f = λa.λb.a + b
2077         inc = λa.f a 1
2078         \stoplambda
2079
2080         We could specialize the function \lam{f} against the literal argument
2081         1, with the following result:
2082
2083         \startlambda
2084         f' = λa.a + 1
2085         inc = λa.f' a
2086         \stoplambda
2087
2088         In some way, this transformation is similar to β-reduction, but it
2089         operates across function boundaries. It is also similar to
2090         non-representable let binding inlining above, since it sort of
2091         \quote{inlines} an expression into a called function.
2092
2093         Special care must be taken when the argument has any free variables.
2094         If this is the case, the original argument should not be removed
2095         completely, but replaced by all the free variables of the expression.
2096         In this way, the original expression can still be evaluated inside the
2097         new function.
2098
2099         To prevent us from propagating the same argument over and over, a
2100         simple local variable reference is not propagated (since is has
2101         exactly one free variable, itself, we would only replace that argument
2102         with itself).
2103
2104         This shows that any free local variables that are not run-time
2105         representable cannot be brought into normal form by this transform. We
2106         rely on an inlining or β-reduction transformation to replace such a
2107         variable with an expression we can propagate again.
2108
2109         \starttrans
2110         x = E
2111         ~
2112         x Y0 ... Yi ... Yn                               \lam{Yi} is not representable
2113         ---------------------------------------------    \lam{Yi} is not a local variable reference
2114         x' Y0 ... Yi-1 f0 ...  fm Yi+1 ... Yn            \lam{f0 ... fm} are all free local vars of \lam{Yi}
2115         ~                                                \lam{T0 ... Tn} are the types of \lam{Y0 ... Yn}
2116         x' = λ(y0 :: T0) ... λ(yi-1 :: Ty-1). 
2117              λf0 ... λfm.
2118              λ(yi+1 :: Ty+1) ...  λ(yn :: Tn).       
2119                E y0 ... yi-1 Yi yi+1 ... yn   
2120         \stoptrans
2121
2122         This is a bit of a complex transformation. It transforms an
2123         application of the function \lam{x}, where one of the arguments
2124         (\lam{Y_i}) is not representable. A new
2125         function \lam{x'} is created that wraps the body of the old function.
2126         The body of the new function becomes a number of nested lambda
2127         abstractions, one for each of the original arguments that are left
2128         unchanged.
2129         
2130         The ith argument is replaced with the free variables of
2131         \lam{Y_i}. Note that we reuse the same binders as those used in
2132         \lam{Y_i}, since we can then just use \lam{Y_i} inside the new
2133         function body and have all of the variables it uses be in scope.
2134
2135         The argument that we are specializing for, \lam{Y_i}, is put inside
2136         the new function body. The old function body is applied to it. Since
2137         we use this new function only in place of an application with that
2138         particular argument \lam{Y_i}, behavior should not change.
2139         
2140         Note that the types of the arguments of our new function are taken
2141         from the types of the \emph{actual} arguments (\lam{T0 ... Tn}). This
2142         means that any polymorphism in the arguments is removed, even when the
2143         corresponding explicit type lambda is not removed
2144         yet.
2145
2146         \todo{Examples. Perhaps reference the previous sections}
2147
2148   \section{Unsolved problems}
2149     The above system of transformations has been implemented in the prototype
2150     and seems to work well to compile simple and more complex examples of
2151     hardware descriptions \cite[baaij09]. However, this normalization
2152     system has not seen enough review and work to be complete and work for
2153     every Core expression that is supplied to it. A number of problems
2154     have already been identified and are discussed in this section.
2155
2156     \subsection[sec:normalization:duplicatework]{Work duplication}
2157         A possible problem of β-reduction is that it could duplicate work.
2158         When the expression applied is not a simple variable reference, but
2159         requires calculation and the binder the lambda abstraction binds to
2160         is used more than once, more hardware might be generated than strictly
2161         needed. 
2162
2163         As an example, consider the expression:
2164
2165         \startlambda
2166         (λx. x + x) (a * b)
2167         \stoplambda
2168
2169         When applying β-reduction to this expression, we get:
2170
2171         \startlambda
2172         (a * b) + (a * b)
2173         \stoplambda
2174
2175         which of course calculates \lam{(a * b)} twice.
2176         
2177         A possible solution to this would be to use the following alternative
2178         transformation, which is of course no longer normal β-reduction. The
2179         following transformation has not been tested in the prototype, but is
2180         given here for future reference:
2181
2182         \starttrans
2183         (λx.E) M
2184         -----------------
2185         letrec x = M in E
2186         \stoptrans
2187         
2188         This does not seem like much of an improvement, but it does get rid of
2189         the lambda expression (and the associated higher-order value), while
2190         at the same time introducing a new let binding. Since the result of
2191         every application or case expression must be bound by a let expression
2192         in the intended normal form anyway, this is probably not a problem. If
2193         the argument happens to be a variable reference, then simple let
2194         binding removal (\in{section}[sec:normalization:simplelet]) will
2195         remove it, making the result identical to that of the original
2196         β-reduction transformation.
2197
2198         When also applying argument simplification to the above example, we
2199         get the following expression:
2200
2201         \startlambda
2202         let y = (a * b)
2203             z = (a * b)
2204         in y + z
2205         \stoplambda
2206
2207         Looking at this, we could imagine an alternative approach: create a
2208         transformation that removes let bindings that bind identical values.
2209         In the above expression, the \lam{y} and \lam{z} variables could be
2210         merged together, resulting in the more efficient expression:
2211
2212         \startlambda
2213         let y = (a * b) in y + y
2214         \stoplambda
2215
2216       \subsection[sec:normalization:non-determinism]{Non-determinism}
2217         As an example, again consider the following expression:
2218
2219         \startlambda
2220         (λx. x + x) (a * b)
2221         \stoplambda
2222
2223         We can apply both β-reduction (\in{section}[sec:normalization:beta])
2224         as well as argument simplification
2225         (\in{section}[sec:normalization:argsimpl]) to this expression.
2226
2227         When applying argument simplification first and then β-reduction, we
2228         get the following expression:
2229
2230         \startlambda
2231         let y = (a * b) in y + y
2232         \stoplambda
2233
2234         When applying β-reduction first and then argument simplification, we
2235         get the following expression:
2236
2237         \startlambda
2238         let y = (a * b)
2239             z = (a * b)
2240         in y + z
2241         \stoplambda
2242
2243         As you can see, this is a different expression. This means that the
2244         order of expressions, does in fact change the resulting normal form,
2245         which is something that we would like to avoid. In this particular
2246         case one of the alternatives is even clearly more efficient, so we
2247         would of course like the more efficient form to be the normal form.
2248
2249         For this particular problem, the solutions for duplication of work
2250         seem from the previous section seem to fix the determinism of our
2251         transformation system as well. However, it is likely that there are
2252         other occurrences of this problem.
2253
2254       \subsection[sec:normalization:castproblems]{Casts}
2255         We do not fully understand the use of cast expressions in Core, so
2256         there are probably expressions involving cast expressions that cannot
2257         be brought into intended normal form by this transformation system.
2258
2259         The uses of casts in the Core system should be investigated more and
2260         transformations will probably need updating to handle them in all
2261         cases.
2262
2263       \subsection[sec:normalization:stateproblems]{Normalization of stateful descriptions}
2264         Currently, the intended normal form definition\refdef{intended
2265         normal form definition} offers enough freedom to describe all
2266         valid stateful descriptions, but is not limiting enough. It is
2267         possible to write descriptions which are in intended normal
2268         form, but cannot be translated into \VHDL\ in a meaningful way
2269         (\eg, a function that swaps two substates in its result, or a
2270         function that changes a sub-state itself instead of passing it to
2271         a sub-function).
2272
2273         It is now up to the programmer to not do anything funny with
2274         these state values, whereas the normalization just tries not to
2275         mess up the flow of state values. In practice, there are
2276         situations where a Core program that \emph{could} be a valid
2277         stateful description is not translatable by the prototype. This
2278         most often happens when statefulness is mixed with pattern
2279         matching, causing a state input to be unpacked multiple times or
2280         be unpacked and repacked only in some of the code paths.
2281
2282         Without going into detail about the exact problems (of which
2283         there are probably more than have shown up so far), it seems
2284         unlikely that these problems can be solved entirely by just
2285         improving the \VHDL\ state generation in the final stage. The
2286         normalization stage seems the best place to apply the rewriting
2287         needed to support more complex stateful descriptions. This does
2288         of course mean that the intended normal form definition must be
2289         extended as well to be more specific about how state handling
2290         should look like in normal form.
2291         \in{Section}[sec:prototype:statelimits] already contains a
2292         tight description of the limitations on the use of state
2293         variables, which could be adapted into the intended normal form.
2294
2295   \section[sec:normalization:properties]{Provable properties}
2296     When looking at the system of transformations outlined above, there are a
2297     number of questions that we can ask ourselves. The main question is of course:
2298     \quote{Does our system work as intended?}. We can split this question into a
2299     number of sub-questions:
2300
2301     \startitemize[KR]
2302     \item[q:termination] Does our system \emph{terminate}? Since our system will
2303     keep running as long as transformations apply, there is an obvious risk that
2304     it will keep running indefinitely. This typically happens when one
2305     transformation produces a result that is transformed back to the original
2306     by another transformation, or when one or more transformations keep
2307     expanding some expression.
2308     \item[q:soundness] Is our system \emph{sound}? Since our transformations
2309     continuously modify the expression, there is an obvious risk that the final
2310     normal form will not be equivalent to the original program: its meaning could
2311     have changed.
2312     \item[q:completeness] Is our system \emph{complete}? Since we have a complex
2313     system of transformations, there is an obvious risk that some expressions will
2314     not end up in our intended normal form, because we forgot some transformation.
2315     In other words: does our transformation system result in our intended normal
2316     form for all possible inputs?
2317     \item[q:determinism] Is our system \emph{deterministic}? Since we have defined
2318     no particular order in which the transformation should be applied, there is an
2319     obvious risk that different transformation orderings will result in
2320     \emph{different} normal forms. They might still both be intended normal forms
2321     (if our system is \emph{complete}) and describe correct hardware (if our
2322     system is \emph{sound}), so this property is less important than the previous
2323     three: the translator would still function properly without it.
2324     \stopitemize
2325
2326     Unfortunately, the final transformation system has only been
2327     developed in the final part of the research, leaving no more time
2328     for verifying these properties. In fact, it is likely that the
2329     current transformation system still violates some of these
2330     properties in some cases (see
2331     \in{section}[sec:normalization:non-determinism] and
2332     \in{section}[sec:normalization:stateproblems]) and should be improved (or
2333     extra conditions on the input hardware descriptions should be formulated).
2334
2335     This is most likely the case with the completeness and determinism
2336     properties, perhaps also the termination property. The soundness
2337     property probably holds, since it is easier to manually verify (each
2338     transformation can be reviewed separately).
2339
2340     Even though no complete proofs have been made, some ideas for
2341     possible proof strategies are shown below.
2342
2343     \subsection{Graph representation}
2344       Before looking into how to prove these properties, we will look at
2345       transformation systems from a graph perspective. We will first define
2346       the graph view and then illustrate it using a simple example from lambda
2347       calculus (which is a different system than the Cλash normalization
2348       system). The nodes of the graph are all possible Core expressions. The
2349       (directed) edges of the graph are transformations. When a transformation
2350       α applies to an expression \lam{A} to produce an expression \lam{B}, we
2351       add an edge from the node for \lam{A} to the node for \lam{B}, labeled
2352       α.
2353
2354       \startuseMPgraphic{TransformGraph}
2355         save a, b, c, d;
2356
2357         % Nodes
2358         newCircle.a(btex \lam{(λx.λy. (+) x y) 1} etex);
2359         newCircle.b(btex \lam{λy. (+) 1 y} etex);
2360         newCircle.c(btex \lam{(λx.(+) x) 1} etex);
2361         newCircle.d(btex \lam{(+) 1} etex);
2362
2363         b.c = origin;
2364         c.c = b.c + (4cm, 0cm);
2365         a.c = midpoint(b.c, c.c) + (0cm, 4cm);
2366         d.c = midpoint(b.c, c.c) - (0cm, 3cm);
2367
2368         % β-conversion between a and b
2369         ncarc.a(a)(b) "name(bred)";
2370         ObjLabel.a(btex $\xrightarrow[normal]{}{β}$ etex) "labpathname(bred)", "labdir(rt)";
2371         ncarc.b(b)(a) "name(bexp)", "linestyle(dashed withdots)";
2372         ObjLabel.b(btex $\xleftarrow[normal]{}{β}$ etex) "labpathname(bexp)", "labdir(lft)";
2373
2374         % η-conversion between a and c
2375         ncarc.a(a)(c) "name(ered)";
2376         ObjLabel.a(btex $\xrightarrow[normal]{}{η}$ etex) "labpathname(ered)", "labdir(rt)";
2377         ncarc.c(c)(a) "name(eexp)", "linestyle(dashed withdots)";
2378         ObjLabel.c(btex $\xleftarrow[normal]{}{η}$ etex) "labpathname(eexp)", "labdir(lft)";
2379
2380         % η-conversion between b and d
2381         ncarc.b(b)(d) "name(ered)";
2382         ObjLabel.b(btex $\xrightarrow[normal]{}{η}$ etex) "labpathname(ered)", "labdir(rt)";
2383         ncarc.d(d)(b) "name(eexp)", "linestyle(dashed withdots)";
2384         ObjLabel.d(btex $\xleftarrow[normal]{}{η}$ etex) "labpathname(eexp)", "labdir(lft)";
2385
2386         % β-conversion between c and d
2387         ncarc.c(c)(d) "name(bred)";
2388         ObjLabel.c(btex $\xrightarrow[normal]{}{β}$ etex) "labpathname(bred)", "labdir(rt)";
2389         ncarc.d(d)(c) "name(bexp)", "linestyle(dashed withdots)";
2390         ObjLabel.d(btex $\xleftarrow[normal]{}{β}$ etex) "labpathname(bexp)", "labdir(lft)";
2391
2392         % Draw objects and lines
2393         drawObj(a, b, c, d);
2394       \stopuseMPgraphic
2395
2396       \placeexample[right][ex:TransformGraph]{Partial graph of a lambda calculus
2397       system with β and η reduction (solid lines) and expansion (dotted lines).}
2398           \boxedgraphic{TransformGraph}
2399
2400       Of course the graph for Cλash is unbounded, since we can construct an
2401       infinite amount of Core expressions. Also, there might potentially be
2402       multiple edges between two given nodes (with different labels), though
2403       this seems unlikely to actually happen in our system.
2404
2405       See \in{example}[ex:TransformGraph] for the graph representation of a very
2406       simple lambda calculus that contains just the expressions \lam{(λx.λy. (+) x
2407       y) 1}, \lam{λy. (+) 1 y}, \lam{(λx.(+) x) 1} and \lam{(+) 1}. The
2408       transformation system consists of β-reduction and η-reduction (solid edges) or
2409       β-expansion and η-expansion (dotted edges).
2410
2411       \todo{Define β-reduction and η-reduction?}
2412
2413       In such a graph a node (expression) is in normal form if it has no
2414       outgoing edges (meaning no transformation applies to it). The set of
2415       nodes without outgoing edges is called the \emph{normal set}. Similarly,
2416       the set of nodes containing expressions in intended normal form
2417       \refdef{intended normal form definition} is called the \emph{intended normal set}.
2418
2419       From such a graph, we can derive some properties easily:
2420       \startitemize[KR]
2421         \item A system will \emph{terminate} if there is no walk (sequence of
2422         edges, or transformations) of infinite length in the graph (this
2423         includes cycles, but can also happen without cycles).
2424         \item Soundness is not easily represented in the graph.
2425         \item A system is \emph{complete} if all of the nodes in the normal set have
2426         the intended normal form. The inverse (that all of the nodes outside of
2427         the normal set are \emph{not} in the intended normal form) is not
2428         strictly required. In other words, our normal set must be a
2429         subset of the intended normal form, but they do not need to be
2430         the same set.
2431         form.
2432         \item A system is deterministic if all paths starting at a particular
2433         node, which end in a node in the normal set, end at the same node.
2434       \stopitemize
2435
2436       When looking at the \in{example}[ex:TransformGraph], we see that the system
2437       terminates for both the reduction and expansion systems (but note that, for
2438       expansion, this is only true because we have limited the possible
2439       expressions.  In complete lambda calculus, there would be a path from
2440       \lam{(λx.λy. (+) x y) 1} to \lam{(λx.λy.(λz.(+) z) x y) 1} to
2441       \lam{(λx.λy.(λz.(λq.(+) q) z) x y) 1} etc.)
2442
2443       If we would consider the system with both expansion and reduction, there
2444       would no longer be termination either, since there would be cycles all
2445       over the place.
2446
2447       The reduction and expansion systems have a normal set of containing just
2448       \lam{(+) 1} or \lam{(λx.λy. (+) x y) 1} respectively. Since all paths in
2449       either system end up in these normal forms, both systems are \emph{complete}.
2450       Also, since there is only one node in the normal set, it must obviously be
2451       \emph{deterministic} as well.
2452
2453     \subsection{Termination}
2454       In general, proving termination of an arbitrary program is a very
2455       hard problem. \todo{Ref about arbitrary termination} Fortunately,
2456       we only have to prove termination for our specific transformation
2457       system.
2458
2459       A common approach for these kinds of proofs is to associate a
2460       measure with each possible expression in our system. If we can
2461       show that each transformation strictly decreases this measure
2462       (\ie, the expression transformed to has a lower measure than the
2463       expression transformed from).  \todo{ref about measure-based
2464       termination proofs / analysis}
2465       
2466       A good measure for a system consisting of just β-reduction would
2467       be the number of lambda expressions in the expression. Since every
2468       application of β-reduction removes a lambda abstraction (and there
2469       is always a bounded number of lambda abstractions in every
2470       expression) we can easily see that a transformation system with
2471       just β-reduction will always terminate.
2472
2473       For our complete system, this measure would be fairly complex
2474       (probably the sum of a lot of things). Since the (conditions on)
2475       our transformations are pretty complex, we would need to include
2476       both simple things like the number of let expressions as well as
2477       more complex things like the number of case expressions that are
2478       not yet in normal form.
2479
2480       No real attempt has been made at finding a suitable measure for
2481       our system yet.
2482
2483     \subsection{Soundness}
2484       Soundness is a property that can be proven for each transformation
2485       separately. Since our system only runs separate transformations
2486       sequentially, if each of our transformations leaves the
2487       \emph{meaning} of the expression unchanged, then the entire system
2488       will of course leave the meaning unchanged and is thus
2489       \emph{sound}.
2490
2491       The current prototype has only been verified in an ad hoc fashion
2492       by inspecting (the code for) each transformation. A more formal
2493       verification would be more appropriate.
2494
2495       To be able to formally show that each transformation properly
2496       preserves the meaning of every expression, we require an exact
2497       definition of the \emph{meaning} of every expression, so we can
2498       compare them. A definition of the operational semantics of \GHC's Core
2499       language is available \cite[sulzmann07], but this does not seem
2500       sufficient for our goals (but it is a good start).
2501
2502       It should be possible to have a single formal definition of
2503       meaning for Core for both normal Core compilation by \GHC\ and for
2504       our compilation to \VHDL. The main difference seems to be that in
2505       hardware every expression is always evaluated, while in software
2506       it is only evaluated if needed, but it should be possible to
2507       assign a meaning to Core expressions that assumes neither.
2508       
2509       Since each of the transformations can be applied to any
2510       sub-expression as well, there is a constraint on our meaning
2511       definition: the meaning of an expression should depend only on the
2512       meaning of sub-expressions, not on the expressions themselves. For
2513       example, the meaning of the application in \lam{f (let x = 4 in
2514       x)} should be the same as the meaning of the application in \lam{f
2515       4}, since the argument sub-expression has the same meaning (though
2516       the actual expression is different).
2517       
2518     \subsection{Completeness}
2519       Proving completeness is probably not hard, but it could be a lot
2520       of work. We have seen above that to prove completeness, we must
2521       show that the normal set of our graph representation is a subset
2522       of the intended normal set.
2523
2524       However, it is hard to systematically generate or reason about the
2525       normal set, since it is defined as any nodes to which no
2526       transformation applies. To determine this set, each transformation
2527       must be considered and when a transformation is added, the entire
2528       set should be re-evaluated. This means it is hard to show that
2529       each node in the normal set is also in the intended normal set.
2530       Reasoning about our intended normal set is easier, since we know
2531       how to generate it from its definition. \refdef{intended normal
2532       form definition}
2533
2534       Fortunately, we can also prove the complement (which is
2535       equivalent, since $A \subseteq B \Leftrightarrow \overline{B}
2536       \subseteq \overline{A}$): show that the set of nodes not in
2537       intended normal form is a subset of the set of nodes not in normal
2538       form. In other words, show that for every expression that is not
2539       in intended normal form, that there is at least one transformation
2540       that applies to it (since that means it is not in normal form
2541       either and since $A \subseteq C \Leftrightarrow \forall x (x \in A
2542       \rightarrow x \in C)$).
2543
2544       By systematically reviewing the entire Core language definition
2545       along with the intended normal form definition (both of which have
2546       a similar structure), it should be possible to identify all
2547       possible (sets of) Core expressions that are not in intended
2548       normal form and identify a transformation that applies to it.
2549       
2550       This approach is especially useful for proving completeness of our
2551       system, since if expressions exist to which none of the
2552       transformations apply (\ie\ if the system is not yet complete), it
2553       is immediately clear which expressions these are and adding
2554       (or modifying) transformations to fix this should be relatively
2555       easy.
2556
2557       As observed above, applying this approach is a lot of work, since
2558       we need to check every (set of) transformation(s) separately.
2559
2560       \todo{Perhaps do a few steps of the proofs as proof-of-concept}
2561   \subsection{Determinism}
2562     A well-known technique for proving determinism in lambda calculus
2563     and other reduction systems, is using the Church-Rosser property
2564     \cite[church36]. A reduction system has the CR property if and only if:
2565
2566     \placedefinition[here]{Church-Rosser theorem}
2567       {\lam{\forall A, B, C \exists D (A ->> B ∧ A ->> C => B ->> D ∧ C ->> D)}}
2568
2569     Here, \lam{A ->> B} means \lam{A} \emph{reduces to} \lam{B}. In
2570     other words, there is a set of transformations that can transform
2571     \lam{A} to \lam{B}. \lam{=>} is used to mean \emph{implies}.
2572
2573     For a transformation system holding the Church-Rosser property, it
2574     is easy to show that it is in fact deterministic. Showing that this
2575     property actually holds is a harder problem, but has been
2576     done for some reduction systems in the lambda calculus
2577     \cite[klop80]\ \cite[barendregt84]. Doing the same for our
2578     transformation system is probably more complicated, but not
2579     impossible.
2580
2581 % vim: set sw=2 sts=2 expandtab: