[英]How can a coq Set or Type be a proposition
我正在閱讀關於Coq的教程。 它構造一個bool
類型如下:
Coq < Inductive bool : Set := true | false.
bool is defined
bool_rect is defined
bool_ind is defined
bool_rec is defined
然后它顯示了這些東西正在使用“檢查”。
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
。 它說,如果某些東西保持為true
並且它保持為false
,那么它適用於bool
所有b
(因為那些是唯一的兩個)。
但我不明白bool_rec
或bool_rect
的表達是什么意思。 看來,如果P true
(這是一Set
用於bool_rec
和Type
的bool_rect
)被視為一個命題值。 我在這里錯過了什么?
你對bool_ind
直覺bool_ind
明顯,但是考慮為什么bool_ind
意味着你所說的可能有助於澄清其他兩個。 我們知道
bool_ind : forall P : bool -> Prop,
P true ->
P false ->
forall b : bool,
P b
如果我們將其視為邏輯公式,我們會得到您所做的相同讀數:
bool
eans中的每個謂詞P
,
P true
,則 P false
成立,那么 b
,
P b
成立。 但這不僅僅是一個邏輯公式,而是一種類型。 具體來說,它是(依賴)函數類型。 作為一個函數類型,它說(如果你允許我為未命名的參數和結果發明名稱的自由):
P : bool -> Prop
,
Pt : P true
, Pf : P false
,和 b : bool
,
Pb : P b
。 (當然,這是一個curry函數,所以還有其他方法可以將類型分解為散文,但這對我們的目的來說是最清楚的。)
這里最重要的是,使Coq作為一個定理證明者而作為一種編程語言(反之亦然)的事情是Curry-Howard的對應關系 :類型是命題,值是這些命題的證明。 例如,簡單函數類型->
對應於蘊涵,依賴函數類型forall
對應於通用量化。 (符號很有啟發性:-))所以在Coq中,為了證明φ→ψ,我們必須構造一個φ -> ψ
類型的值:一個取φ
型值的函數(換句話說,一個證明命題φ)並用它來構造ψ
類型的值(命題ψ的證明)。
在Coq中,我們可以通過這種方式考慮所有類型,無論這些類型是否存在於Set
, Type
或Prop
。 (所以當你說“似乎P true(這是bool rec的設置和bool_rect的類型)被視為命題值時,”你是對的!)例如,讓我們考慮一下我們是怎么做的我們自己實現bool_ind
。 我們首先列出函數的所有參數及其返回類型:
Definition bool_ind' (P : bool -> Prop)
(Pt : P true)
(Pf : P false)
(b : bool)
: P b :=
到現在為止還挺好。 在這一點上,我們想要返回P b
類型的東西,但我們不知道b
是什么。 所以,在這些情況下,我們總是模式匹配:
match b with
現在有兩個案例。 首先, b
可能是true
。 在這種情況下,我們必須要返回P true
類型為P true
東西,幸運的是我們有這樣的值: Pt
。
| true => Pt
false
案件類似:
| false => Pf
end.
請注意,當我們實現bool_ind'
,它看起來並不“非常有用”,而是非常“程序化”。 當然,由於Curry-Howard的通信,這些都是一樣的。 但請注意,完全相同的實現將足以滿足其他兩個功能:
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.
看看這個計算定義揭示了另一種關於bool_ind
, bool_rec
和bool_rect
:它們封裝了你需要知道的東西來討論bool
每個值 。 但不管怎樣,我們正在打包那些信息: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}
函數的定義通過我們在布爾值上編寫函數的常規方式進行抽象:有一個參數對應於true分支,一個參數對應於false分支。 或者,換句話說:這些函數只是if
語句。 在非依賴類型的語言中,它們可以具有更簡單的類型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,因為類型可以依賴於值,所以我們必須通過各種類型來處理b
。 如果事實證明我們不希望這樣,我們可以使用我們更通用的功能並告訴:
Definition bool_simple_rec' (S : Set) : S -> S -> bool -> S :=
bool_rec (fun _ => S).
沒有人說我們的P : bool -> Set
必須使用 bool
!
對於遞歸類型,所有這些函數都更有趣。 例如,Coq具有以下類型的自然數:
Inductive nat : Set := O : nat | S : nat -> nat.
我們有
nat_ind : forall P : nat -> Prop,
P O ->
(forall n' : nat, P n' -> P (S n')) ->
forall n : nat,
P n
連同相應的nat_rec
和nat_rect
。 (為讀者練習:直接實現這些功能。)
乍一看,這只是數學歸納的原理。 但是,它也是我們在nat
上編寫遞歸函數的方式; 他們是一回事。 通常, nat
遞歸函數如下所示:
fix f n => match n with
| O => ...
| S n' => ... f n' ...
end
O
(基本情況)之后的匹配臂只是PO
類型的值。 S n'
之后的匹配臂(遞歸情況)是傳遞給類型forall n' : nat, P n' -> P (S n')
的函數forall n' : nat, P n' -> P (S n')
: n'
是相同的,並且P n'
值是遞歸調用f n'
。
考慮_rec
和_ind
函數之間的等價性的另一種方法,然后 - 我認為在無限類型上比在bool
上更清楚 - 它與數學ind
(在Prop
中發生)和(和)之間的等價性相同結構) rec
ursion(發生在Set
和Type
)。
讓我們充滿熱情並使用這些功能。 我們將定義一個簡單的函數,將布爾值轉換為自然數,我們將直接和bool_rec
一起bool_rec
。 編寫此函數的最簡單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.
另一種定義是
Definition bool_to_nat_rec : bool -> nat :=
bool_rec (fun _ => nat) 1 0.
這兩個功能是一樣的:
Goal bool_to_nat_match = bool_to_nat_rec.
Proof. reflexivity. Qed.
(注意:這些函數在語法上是相同的 。這比簡單地做同樣的事情更強大。)
在這里, P : bool -> Set
很fun _ => nat
; 它給我們返回類型,它不依賴於參數。 我們的Pt : P true
是1
,當我們給出true
時計算的東西; 同樣,我們的Pf : P false
為0
。
如果我們想要使用依賴項,我們必須編寫一個有用的數據類型。 怎么樣
Inductive has_if (A : Type) : bool -> Type :=
| has : A -> has_if A true
| lacks : has_if A false.
根據這個定義, has_if A true
與A
同構,而has_if A false
是與unit
同構的。 然后我們可以有一個函數,當且僅當它被傳遞為true
時才保留它的第一個參數。
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.
另一種定義是
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).
他們又是一樣的:
Goal keep_if_match = keep_if_rect.
Proof. reflexivity. Qed.
在這里,函數的返回類型取決於參數b
,所以我們的P : bool -> Type
實際上做了什么。
這是一個更有趣的例子,使用自然數和長度索引列表。 如果你還沒有看到長度索引列表,也稱為矢量,它們就像他們在錫上所說的那樣; 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
機制處理隱式參數。)現在,我們想要生成一個特定元素的n
副本的列表,因此我們可以使用fixpoint編寫它:
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,我們可以使用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.
請注意,由於nat_rect
捕獲遞歸模式,因此vreplicate_rect
本身不是固定點。 需要注意的一點是nat_rect
的第三個參數:
fun n' v => vcons a v
v
在概念上是對vreplicate_rect n' a
的遞歸調用的結果; nat_rect
抽象出遞歸模式,因此我們不需要直接調用它。 n'
與vreplicate_fix
的n'
確實相同,但現在看來我們不需要明確提及它。 它為什么傳入? 如果我們寫出我們的類型,那就很明顯了:
fun (n' : nat) (v : vec A n') => vcons a v : vec A (S n')
我們需要n'
所以我們知道v
有什么類型,結果是什么類型的結果。
讓我們看看這些功能在起作用:
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 *)
事實上,他們是一樣的:
(* 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,我提出重新實現nat_rect
和朋友的練習。 這是答案:
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.
這有希望清楚地表明 nat_rect
如何抽象遞歸模式,以及為什么它足夠通用。
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