Чи може виклик / куб.схеми реалізувати всі відомі структури потоків управління?

На сторінці "Розширена схема: деякі неслухняні біти" зазначено:

Продовження - це потужна конструкція керуючого потоку, з якої може бути отримана майже будь-яка інша структура управління потоком [...].

Я думав, що схеми call/cc, пов'язані (*) з оператором J Петра Ландіна, можуть бути використані для реалізації будь-якої відомої структури потоку управління?

Маючи "структуру потоку управління", я конкретно замислююсь над описом Вікіпедії , наприклад, винятками, коруптиками, зеленими нитками тощо.

Зокрема, чи є приклади структур управління потоком, які неможливо реалізувати за допомогою call/cc?

(*) Я не зміг викопати жодного паперу, який би встановив call/ccтакий потужний, як оператор J. Дослідження Феллейсена (яку я не читав і, правда кажучи, має проблеми з розумінням цього в повному обсязі), досліджує це, і, здається, робить висновок, що хоча вони знаходяться в різних класах складності, вони формально рівноцінні.

(Також зауважте, що я оновив питання на основі коментарів нижче)

Оновлення

Виходячи з чудової відповіді @Neel нижче, я переглянув сайти, коментуючи обмежене та неохочене продовження , і справді здається, що, хоча call/ccбути невизначеним, це недостатньо. Тим часом першокласне обмежене продовження (на кшталт shift/reset) може бути використане, як видається, для вираження будь-якої структури контрольних потоків.

У цій відповіді я візьму "експресивне", щоб означати "макро-експресивний" у значенні Felleisen 1991, Про виразну силу мов програмування . (Інтуїтивно зрозуміла, що мовна функція є макровиразною, якщо ви можете визначити її як перетворення локального джерела, не використовуючи перетворення цілої програми.)

Відповідно до цього визначення, відповідь ні : обмежений контроль не макро-виражається в лямбда-обчисленні + виклик / куб. Для вираження розмежованих операторів управління за допомогою call / cc. Для того, щоб реалізувати роздільники управління (частина скидання зсуву / скидання), вам потрібен деякий стан для імітації знаків продовження, по суті, для кодування стека для імітації динамічних строків життя знаків продовження.

Однак обмежений контроль - це універсальний ефект у наступному розумінні. У своїй докторській дисертації , Анджей Filinski показав , що будь-який висловимо побічний ефект є кодованим з використанням або розмежовані продовжень, або виклику / см і одну осередку стану. Приблизно, "виражений побічний ефект" - це будь-який ефект, монадичний тип якого можна визначити з точки зору типів мови програмування.

Дивно, але ця ідея здається досить цікавою на практиці. Впродовж останнього десятиліття Гордон Плоткін та Джон Пауер виступали за ідею взяти алгебраїчну семантику теорій ефектів : ідея полягає в тому, що ви вказуєте побічні операції, які вас цікавлять, і рівняння, які ви очікуєте, що вони задовольнять, а потім ви можете отримати загальну семантику, взявши вільну монаду над цією теорією.

Матія Претнар та Андрій Бауер застосували цей математичний підхід, а потім реалізували його своєю мовою Eff, щоб винайти нову мовну конструкцію, яка отримала назву "обробники ефектів": ви можете написати код, що використовує набір імперативних особливостей, а потім надати імперативним ознакам семантику написавши набір обробників, які говорять, як реалізувати кожну ефективну операцію.