agda - 当相关类型被 Idris 中的 lambda 抽象时，如何证明 "seemingly obvious"事实？

Question

我正在用 Idris 编写一个基本的 monadic 解析器，以适应与 Haskell 的语法和差异。我有基本的工作，但我坚持尝试为解析器创建 VerifiedSemigroup 和 VerifiedMonoid 实例。

不用多说，这里是解析器类型、Semigroup 和 Monoid 实例，以及 VerifiedSemigroup 实例的开始。

data ParserM a          = Parser (String -> List (a, String))
parse                   : ParserM a -> String -> List (a, String)
parse (Parser p)        = p
instance Semigroup (ParserM a) where
    p <+> q             = Parser (\s => parse p s ++ parse q s)
instance Monoid (ParserM a) where
    neutral             = Parser (const []) 
instance VerifiedSemigroup (ParserM a) where
    semigroupOpIsAssociative (Parser p) (Parser q) (Parser r) = ?whatGoesHere

我基本上被困在 intros 之后，具有以下证明者状态:

-Parser.whatGoesHere> intros
----------              Other goals:              ----------
{hole3},{hole2},{hole1},{hole0}
----------              Assumptions:              ----------
 a : Type
 p : String -> List (a, String)
 q : String -> List (a, String)
 r : String -> List (a, String)
----------                 Goal:                  ----------
{hole4} : Parser (\s => p s ++ q s ++ r s) =
          Parser (\s => (p s ++ q s) ++ r s)
-Parser.whatGoesHere> 

看起来我应该可以使用 rewrite连同 appendAssociative不知何故，
但我不知道如何“进入”lambda \s .

无论如何，我被困在练习的定理证明部分 - 我似乎找不到太多以 Idris 为中心的定理证明文档。我想也许我需要开始查看 Agda 教程(尽管 Idris 是依赖类型的语言，但我确信我想学习!)。

Answer 1

简单的答案是你不能。在内涵类型理论中，关于函数的推理相当笨拙。例如，Martin-Löf 的类型理论无法证明:

S x + y = S (x + y)
0   + y = y

x +′ S y = S (x + y)
x +′ 0   = x

_+_ ≡ _+′_  -- ???

(据我所知，这是一个实际的定理，而不仅仅是“缺乏想象力的证明”；但是，我找不到我阅读它的来源)。这也意味着没有更一般的证明:

ext : ∀ {A : Set} {B : A → Set}
        {f g : (x : A) → B x} →
        (∀ x → f x ≡ g x) → f ≡ g

这称为函数外延性:如果您可以证明所有参数的结果相等(即函数在外延上相等)，则函数也相等。

这将非常适合您遇到的问题:

<+>-assoc : {A : Set} (p q r : ParserM A) →
  (p <+> q) <+> r ≡ p <+> (q <+> r)
<+>-assoc (Parser p) (Parser q) (Parser r) =
  cong Parser (ext λ s → ++-assoc (p s) (q s) (r s))

哪里 ++-assoc是你对 _++_ 的关联性质的证明.我不确定它在战术上会是什么样子，但它会非常相似:为 Parser 应用一致性目标应该是:

(\s => p s ++ q s ++ r s) = (\s => (p s ++ q s) ++ r s)

然后，您可以应用扩展性来获得假设 s : String和一个目标:

p s ++ q s ++ r s = (p s ++ q s) ++ r s

然而，正如我之前所说，我们没有函数外延性(注意，这对于一般的类型理论来说不是真的:外延类型理论、同伦类型理论和其他人能够证明这个陈述)。简单的选择是将其假设为公理。与任何其他公理一样，您面临的风险是:

失去一致性(即能够证明错误；虽然我认为函数扩展性是可以的)

打破约简(当给定这个公理时，仅对 refl 进行案例分析的函数会做什么？)

我不确定 Idris 如何处理公理，所以我不会详细介绍。请注意，如果您不小心，公理可能会弄乱一些东西。

困难的选择是使用 setoids。 setoid 基本上是一种配备自定义相等性的类型。这个想法是，而不是拥有 Monoid (或 VerifiedSemigroup 在您的情况下)适用于内置相等(在 Idris 中为 =，在 Agda 中为 ≡)，您有一个特殊的幺半群(或半群)具有不同的潜在相等。这通常是通过将幺半群(半群)操作与等式和一堆证明打包在一起来完成的，即(在伪代码中):

=   : A → A → Set  -- equality
_*_ : A → A → A    -- associative binary operation
1   : A            -- neutral element

=-refl  : x = x
=-trans : x = y → y = z → x = z
=-sym   : x = y → y = x

*-cong : x = y → u = v → x * u = y * v  -- the operation respects
                                        -- our equality

*-assoc : x * (y * z) = (x * y) * z
1-left  : 1 * x = x
1-right : x * 1 = x

解析器的相等选择是明确的:如果两个解析器的输出对于所有可能的输入都一致，则它们是相等的。

-- Parser equality
_≡p_ : {A : Set} (p q : ParserM A) → Set
Parser p ≡p Parser q = ∀ x → p x ≡ q x

这个解决方案有不同的权衡，即新的等式不能完全替代内置的等式(当你需要重写一些术语时，这往往会出现)。但是，如果您只是想表明您的代码做了它应该做的事情(直到某些自定义相等性)，那就太好了。