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在软件基础 IndProp.v
要求证明鸽巢原理,可以使用排中,但提到它不是绝对必要的。我一直试图在没有 EM 的情况下证明这一点,但我的大脑似乎是经典的。
问:如果没有使用排中,如何证明定理?对于没有可判定相等性的类型,通常应该如何处理证明,在这种情况下,人们不能轻易地通过案例进行推理?
我很乐意看到完整的证明,但请避免“公开”发布,以免破坏软件基础类(class)中的练习。
该定义使用两个归纳谓词,In
和 repeats
。
Require Import Lists.List.
Import ListNotations.
Section Pigeon.
Variable (X:Type).
Implicit Type (x:X).
Fixpoint In x l : Prop := (*** In ***)
match l with
| nil => False
| (x'::l') => x' = x \/ In x l'
end.
Hypothesis in_split : forall x l, In x l -> exists l1 l2, l = l1 ++ x :: l2.
Hypothesis in_app: forall x l1 l2, In x (l1++l2) <-> In x l1 \/ In x l2.
Inductive repeats : list X -> Prop := (*** repeats ***)
repeats_hd l x : In x l -> repeats (x::l)
| repeats_tl l x : repeats l -> repeats (x::l).
Theorem pigeonhole_principle_NO_EM: (*** pigeonhole ***)
forall l1 l2,
length l2 < length l1 -> (* There are more pigeons than nests *)
(forall x, In x l1 -> In x l2) -> (* All pigeons are in some nest *)
repeats l1. (* Thus, some pigeons share nest *)
Proof.
(* ??? *)
最佳答案
我将描述引导我找到解决方案的思考过程,以防万一。我们可以应用归纳法,可以直接简化为 l1 = a::l1'
, l2 = a::l2'
的情况。现在 l1'
是 a::l2'
的子集。我受过 EM 训练的直觉是以下其中一项成立:
a
在 l1'
中。a
不在 l1'
中。在后一种情况下,l1'
的每个元素都在 a::l2'
中,但与 a
不同,因此必须是在 l2'
中。因此 l1'
是 l2'
的子集,我们可以应用归纳假设。
不幸的是,如果 In
是不可判定的,上述不能直接形式化。特别是如果给定类型的相等性不可判定,则很难证明元素不相等,因此很难证明像 ~(In a l1')
这样的否定陈述。然而,我们想用那个否定的陈述来证明一个肯定的陈述,即
forall x, In x l1' -> In x l2'
以此类推,假设我们要证明
P \/ Q
Q -> R
------
P \/ R
上面的直观论证就像是从P\/~P
开始,在第二种情况下使用~P -> Q -> R
。我们可以使用直接证明来避免 EM。
对列表 l1'
进行量化会使这有点复杂,但我们仍然可以使用以下引理构造直接证明,这可以通过归纳来证明。
Lemma split_or {X} (l : list X) (P Q : X -> Prop) :
(forall x, In x l -> (P x \/ Q x)) ->
(exists x, In x l /\ P x) \/ (forall x, In x l -> Q x).
最后请注意,直观的鸽笼原理也可以形式化为以下方式,当类型具有不可判定的相等性时无法证明(注意它在结论中有否定陈述):
Definition pigeon2 {X} : Prop := forall (l1 l2 : list X),
length l2 < length l1 ->
(exists x, In x l1 /\ ~(In x l2)) \/ repeats l1.
关于coq - 没有可判定相等或排中的鸽巢证明,我们在Stack Overflow上找到一个类似的问题: https://stackoverflow.com/questions/42585024/
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