[英]How can a coq Set or Type be a proposition
我正在阅读关于Coq的教程。 它构造一个bool
类型如下:
Coq < Inductive bool : Set := true | false.
bool is defined
bool_rect is defined
bool_ind is defined
bool_rec is defined
然后它显示了这些东西正在使用“检查”。
Coq < Check bool_ind.
bool_ind
: forall P : bool -> Prop, P true -> P false -> forall b : bool, P b
Coq < Check bool_rec.
bool_rec
: forall P : bool -> Set, P true -> P false -> forall b : bool, P b
Coq < Check bool_rect.
bool_rect
: forall P : bool -> Type, P true -> P false -> forall b : bool, P b
我理解bool_ind
。 它说,如果某些东西保持为true
并且它保持为false
,那么它适用于bool
所有b
(因为那些是唯一的两个)。
但我不明白bool_rec
或bool_rect
的表达是什么意思。 看来,如果P true
(这是一Set
用于bool_rec
和Type
的bool_rect
)被视为一个命题值。 我在这里错过了什么?
你对bool_ind
直觉bool_ind
明显,但是考虑为什么bool_ind
意味着你所说的可能有助于澄清其他两个。 我们知道
bool_ind : forall P : bool -> Prop,
P true ->
P false ->
forall b : bool,
P b
如果我们将其视为逻辑公式,我们会得到您所做的相同读数:
bool
eans中的每个谓词P
,
P true
,则 P false
成立,那么 b
,
P b
成立。 但这不仅仅是一个逻辑公式,而是一种类型。 具体来说,它是(依赖)函数类型。 作为一个函数类型,它说(如果你允许我为未命名的参数和结果发明名称的自由):
P : bool -> Prop
,
Pt : P true
, Pf : P false
,和 b : bool
,
Pb : P b
。 (当然,这是一个curry函数,所以还有其他方法可以将类型分解为散文,但这对我们的目的来说是最清楚的。)
这里最重要的是,使Coq作为一个定理证明者而作为一种编程语言(反之亦然)的事情是Curry-Howard的对应关系 :类型是命题,值是这些命题的证明。 例如,简单函数类型->
对应于蕴涵,依赖函数类型forall
对应于通用量化。 (符号很有启发性:-))所以在Coq中,为了证明φ→ψ,我们必须构造一个φ -> ψ
类型的值:一个取φ
型值的函数(换句话说,一个证明命题φ)并用它来构造ψ
类型的值(命题ψ的证明)。
在Coq中,我们可以通过这种方式考虑所有类型,无论这些类型是否存在于Set
, Type
或Prop
。 (所以当你说“似乎P true(这是bool rec的设置和bool_rect的类型)被视为命题值时,”你是对的!)例如,让我们考虑一下我们是怎么做的我们自己实现bool_ind
。 我们首先列出函数的所有参数及其返回类型:
Definition bool_ind' (P : bool -> Prop)
(Pt : P true)
(Pf : P false)
(b : bool)
: P b :=
到现在为止还挺好。 在这一点上,我们想要返回P b
类型的东西,但我们不知道b
是什么。 所以,在这些情况下,我们总是模式匹配:
match b with
现在有两个案例。 首先, b
可能是true
。 在这种情况下,我们必须要返回P true
类型为P true
东西,幸运的是我们有这样的值: Pt
。
| true => Pt
false
案件类似:
| false => Pf
end.
请注意,当我们实现bool_ind'
,它看起来并不“非常有用”,而是非常“程序化”。 当然,由于Curry-Howard的通信,这些都是一样的。 但请注意,完全相同的实现将足以满足其他两个功能:
Definition bool_rec' (P : bool -> Set)
(Pt : P true)
(Pf : P false)
(b : bool)
: P b :=
match b with
| true => Pt
| false => Pf
end.
Definition bool_rect' (P : bool -> Type)
(Pt : P true)
(Pf : P false)
(b : bool)
: P b :=
match b with
| true => Pt
| false => Pf
end.
看看这个计算定义揭示了另一种关于bool_ind
, bool_rec
和bool_rect
:它们封装了你需要知道的东西来讨论bool
每个值 。 但不管怎样,我们正在打包那些信息:如果我知道某些事情是true
,而某些事情是false
,那么我知道所有的bool
。
bool_{ind,rec,rect}
函数的定义通过我们在布尔值上编写函数的常规方式进行抽象:有一个参数对应于true分支,一个参数对应于false分支。 或者,换句话说:这些函数只是if
语句。 在非依赖类型的语言中,它们可以具有更简单的类型forall S : Set, S -> S -> bool -> S
:
Definition bool_simple_rec (S : Set) (St : P) (Sf : P) (b : bool) : S :=
match b with
| true => St
| false => Sf
end.
但是,因为类型可以依赖于值,所以我们必须通过各种类型来处理b
。 如果事实证明我们不希望这样,我们可以使用我们更通用的功能并告诉:
Definition bool_simple_rec' (S : Set) : S -> S -> bool -> S :=
bool_rec (fun _ => S).
没有人说我们的P : bool -> Set
必须使用 bool
!
对于递归类型,所有这些函数都更有趣。 例如,Coq具有以下类型的自然数:
Inductive nat : Set := O : nat | S : nat -> nat.
我们有
nat_ind : forall P : nat -> Prop,
P O ->
(forall n' : nat, P n' -> P (S n')) ->
forall n : nat,
P n
连同相应的nat_rec
和nat_rect
。 (为读者练习:直接实现这些功能。)
乍一看,这只是数学归纳的原理。 但是,它也是我们在nat
上编写递归函数的方式; 他们是一回事。 通常, nat
递归函数如下所示:
fix f n => match n with
| O => ...
| S n' => ... f n' ...
end
O
(基本情况)之后的匹配臂只是PO
类型的值。 S n'
之后的匹配臂(递归情况)是传递给类型forall n' : nat, P n' -> P (S n')
的函数forall n' : nat, P n' -> P (S n')
: n'
是相同的,并且P n'
值是递归调用f n'
。
考虑_rec
和_ind
函数之间的等价性的另一种方法,然后 - 我认为在无限类型上比在bool
上更清楚 - 它与数学ind
(在Prop
中发生)和(和)之间的等价性相同结构) rec
ursion(发生在Set
和Type
)。
让我们充满热情并使用这些功能。 我们将定义一个简单的函数,将布尔值转换为自然数,我们将直接和bool_rec
一起bool_rec
。 编写此函数的最简单方法是使用模式匹配:
Definition bool_to_nat_match (b : bool) : nat :=
match b with
| true => 1
| false => 0
end.
另一种定义是
Definition bool_to_nat_rec : bool -> nat :=
bool_rec (fun _ => nat) 1 0.
这两个功能是一样的:
Goal bool_to_nat_match = bool_to_nat_rec.
Proof. reflexivity. Qed.
(注意:这些函数在语法上是相同的 。这比简单地做同样的事情更强大。)
在这里, P : bool -> Set
很fun _ => nat
; 它给我们返回类型,它不依赖于参数。 我们的Pt : P true
是1
,当我们给出true
时计算的东西; 同样,我们的Pf : P false
为0
。
如果我们想要使用依赖项,我们必须编写一个有用的数据类型。 怎么样
Inductive has_if (A : Type) : bool -> Type :=
| has : A -> has_if A true
| lacks : has_if A false.
根据这个定义, has_if A true
与A
同构,而has_if A false
是与unit
同构的。 然后我们可以有一个函数,当且仅当它被传递为true
时才保留它的第一个参数。
Definition keep_if_match' (A : Type) (a : A) (b : bool) : has_if A b :=
match b with
| true => has A a
| false => lacks A
end.
另一种定义是
Definition keep_if_rect (A : Type) (a : A) : forall b : bool, has_if A b :=
bool_rect (has_if A) (has A a) (lacks A).
他们又是一样的:
Goal keep_if_match = keep_if_rect.
Proof. reflexivity. Qed.
在这里,函数的返回类型取决于参数b
,所以我们的P : bool -> Type
实际上做了什么。
这是一个更有趣的例子,使用自然数和长度索引列表。 如果你还没有看到长度索引列表,也称为矢量,它们就像他们在锡上所说的那样; vec A n
是n
A
的列表。
Inductive vec (A : Type) : nat -> Type :=
| vnil : vec A O
| vcons : forall n, A -> vec A n -> vec A (S n).
Arguments vnil {A}.
Arguments vcons {A n} _ _.
( Arguments
机制处理隐式参数。)现在,我们想要生成一个特定元素的n
副本的列表,因此我们可以使用fixpoint编写它:
Fixpoint vreplicate_fix {A : Type} (n : nat) (a : A) : vec A n :=
match n with
| O => vnil
| S n' => vcons a (vreplicate_fix n' a)
end.
或者,我们可以使用nat_rect
:
Definition vreplicate_rect {A : Type} (n : nat) (a : A) : vec A n :=
nat_rect (vec A) vnil (fun n' v => vcons a v) n.
请注意,由于nat_rect
捕获递归模式,因此vreplicate_rect
本身不是固定点。 需要注意的一点是nat_rect
的第三个参数:
fun n' v => vcons a v
v
在概念上是对vreplicate_rect n' a
的递归调用的结果; nat_rect
抽象出递归模式,因此我们不需要直接调用它。 n'
与vreplicate_fix
的n'
确实相同,但现在看来我们不需要明确提及它。 它为什么传入? 如果我们写出我们的类型,那就很明显了:
fun (n' : nat) (v : vec A n') => vcons a v : vec A (S n')
我们需要n'
所以我们知道v
有什么类型,结果是什么类型的结果。
让我们看看这些功能在起作用:
Eval simpl in vreplicate_fix 0 tt.
Eval simpl in vreplicate_rect 0 tt.
(* both => = vnil : vec unit 0 *)
Eval simpl in vreplicate_fix 3 true.
Eval simpl in vreplicate_rect 3 true.
(* both => = vcons true (vcons true (vcons true vnil)) : vec bool 3 *)
事实上,他们是一样的:
(* Note: these two functions do the same thing, but are not syntactically
equal; the former is a fixpoint, the latter is a function which returns a
fixpoint. This sort of equality is all you generally need in practice. *)
Goal forall (A : Type) (a : A) (n : nat),
vreplicate_fix n a = vreplicate_rect n a.
Proof. induction n; [|simpl; rewrite IHn]; reflexivity. Qed.
上面,我提出重新实现nat_rect
和朋友的练习。 这是答案:
Fixpoint nat_rect' (P : nat -> Type)
(base_case : P 0)
(recurse : forall n', P n' -> P (S n'))
(n : nat)
: P n :=
match n with
| O => base_case
| S n' => recurse n' (nat_rect' P base_case recurse n')
end.
这有希望清楚地表明 nat_rect
如何抽象递归模式,以及为什么它足够通用。
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