代数语义学(卷名：电子学与计算机)
algebraic semantics
形式语义学的一个分支，用代数方法研究计算机语言的语义。它把计算机语言形式地定义为满足某种公理体系的抽象代数结构，然后利用这种代数结构的性质来证明用该语言编写的程序的正确性。
代数语义学始于对抽象数据类型的研究。数据类型是计算机语言中的重要组成部分。但在60年代中期以前一直缺少科学的定义。它被认为仅仅是一些数据的集合，这种观点不能反映数据类型的内在数学特性，因而不能用来检验程序的正确性。1967年问世的SIMULA67语言，第一次提出类程的概念，把数据和被允许施行于这些数据之上的运算结合起来，它是现代抽象数据类型的开始，但当时未引起足够重视。70年代初，软件危机促使人们去研究编写和验证正确的程序的理论和技术。在当时出现的一些新语言中，进一步把数据类型的特性与它的具体表示及实现方式分开来，提高了它的抽象程度。在这种思想指导下，用代数结构描述数据类型的语法，用公理体系描述数据类型的语义，就形成了完整的抽象数据类型，并出现了研究这种结构的代数语义学。
基调和Σ代数 用S 表示由一组称为类子的元素构成的集合，用O表示由一组运算符构成的集合，则O中每一元素均可表示为：
S1×S2×…×Sk─→Sk+1
其中Si∈S(1≤i≤k+1)，箭头左边是运算的变元，右边是运算的结果。变元可以为空集，此时它是零元运算符。对偶Σ=(S，O)称为基调，它确定数据类型的基本语法结构。
给S中的每个类子 Si赋以一个元素集合A捴，给O中的每个k元运算符Oi赋以一个函数fi(x1，x2，…，xk)，其中xj∈A捿，1≤j≤k，fi(x1，x2，…，xk)∈A
+1。令A=｛A捴｝，F=｛fi｝，则对偶ΣA，F=｛A，F｝称为以Σ为基调的一个Σ代数。A捴称为Σ代数的载体。Σ代数是一种非齐性代数。非齐性代数是比克霍夫和李普森在1970年作为对以前的齐性代数的推广而提出的。在这种代数里，元素集被分成几个互不相交的子集。每个代数运算均以特定的子集为其定义域和值域。非齐性代数是代数语义学的主要工具。
例如，为了定义数据类型“整数堆”，需要三种类子：S1=bag，S2=int，S3=bool和四个运算符
empty： ─→bag
insert： bag×integer ─→bag
remove： bag×integer ─→bag
element： bag×integer ─→bool
其中empty是零元运算符，又是载体AS1中的元素。AS1=｛empty，…｝，AS2=｛…，-2，-1，0，1，2，…｝，
=｛True，False｝。AS1中的其他元素通过反复执行上述运算而得。Σ代数的层次结构 Σ
和Σ
是两个具有相同基调的Σ代数。如果存在单值映射φ，把A1映为A2，F1映为F2，且对任意的 ɑ1，ɑ2，…，ɑn∈A1及f1∈F1有φ(f1(ɑ1，…，ɑn))=f2(φ(ɑ1)，…，φ(ɑn))， 其中f2∈F2，φ(f1)＝f2。则称φ为Σ
到Σ
的一个同态映射， 如果把它看成态射，则对应于同一基调的所有Σ代数构成一个范畴。如果存在一个Σ代数，表为Σ1，它属于以某个Σ为基调的范畴C，使得对C中的每个Σ代数Σi都存在一个唯一的同态映射φi:Σ1─→Σi，则称Σ1为C中的初始代数。如果存在另一个Σ代数Σ2，使得对C中每个Σj，都存在一个唯一的同态映射φj:Σj─→Σ2，则称Σ2为C 中的终结代数。初始代数和终结代数在同构意义下都是唯一的。
在上面所说的情况下，这两种代数都是存在的。若载体集 A中的任何元素彼此都不等价，即可得初始代数，又称项代数。如果每个类子Si只对应一个元素ɑi，即可得终结代数。
数据类型的语义 对S中的每个类子Si，取一组自由变量Xi与之对应，X=｛Xi｝。设ei(x)表示在函数集F对变量集 X的作用下，所得到的全部属于类子Si的表达式集合，e(x)=｛ei(x)｝，则Σ代数Σ
称为X上的自由Σ代数。对任意的i和任意的t1，t2∈ei(x)，公式t1=t2称为一个公理。令 E为由任意一组无矛盾的公理构成的集合，对偶｛Σ，E｝称为一个抽象数据类型。若E+为E的闭包，E+定义了e(x)上的一个等价关系。此等价关系随赋值X←A而传递给载体集A，引导出A上的一个等价关系。令等价类集为A′，定义对偶｛
，E+｝为，则
也是一个Σ代数，称为，
的商代数。所有满足公理系统 E+的∑代数构成一个范畴，可以证明商代数 
就是这个范畴中的初始代数，它被用来定义抽象数据类型的语义。初始代数只是抽象数据类型(
，E+)的一个模型，也有用其他模型，例如终结代数，来定义它的语义的。程序设计语言的代数语义 把一个程序设计语言看成是抽象数据类型，就可以用代数方法来描述它的语义。具体作法是:使每个语法符号对应S 中的一个类子，每个语法规则对应O 中的一个运算。又使语义关系对应公理系统E。但这样做还有一个困难，即上下文条件难以表达。为此要把同态映射扩充为弱同态，即允许同态映射由部分函数实现。在一定的条件下，弱同态意义下的终结代数是存在的，并等价于程序的最小不动点语义。