问题描述
考虑以下示例:
DeFinition cast {A : Set} (B : Set) (prf : A = B) (x : A) : B.
rewrite prf in x.
refine x.
Defined.
Lemma castLemma0 {A : Set} : forall (x : A) prf,cast A prf x = x.
Proof.
intros.
compute.
???
在计算步骤之后,我们剩下以下上下文和子目标
A : Set
x : A
prf : A = A
______________________________________(1/1)
match prf in (_ = y) return y with
| eq_refl => x
end = x
显然左手边和右手边是相等的。但我不确定如何摆脱左侧烦人的“匹配”子句。特别是,尝试破坏 prf 会产生以下错误
Abstracting over the terms "A" and "prf"
leads to a term
fun (A0 : Set) (prf0 : A0 = A0) =>
match prf0 in (_ = y) return y with
| eq_refl => x
end = x which is ill-typed.
Reason is: In pattern-matching on term
"prf0" the branch for constructor
"eq_refl" has type "A" which should be
"A0".
有没有办法去掉这个匹配子句?
解决方法
如果不假设额外的公理,通常是 eq_rect_eq
或等价的东西(身份证明的唯一性 (UIP) 或公理 K),这在 Coq 中是无法证明的。
如果您将 castLemma0
限制为 eq_refl
的情况,即 forall (x : A),cast A eq_refl x = x
,这可以通过自反性来证明。
理解为什么这不可证明的一种方法是接受假设公理 bool_eq_not : bool = bool
使得 cast bool bool_eq_not x = not x
是一致的。
在 bool_eq_not
中为 prf
插入 castLemma0
意味着 not x = x
,这肯定是错误的。
要证明这是可能的,需要演示一个类型理论模型,其中 bool_eq_nat
是可构造的。这首先在 Martin Hofmann 和 Thomas Streicher 的论文“类型理论的群状解释”中完成。此后还有其他几个模型,包括 Voevodsky 的单纯集合模型和立方集合中的几个构造模型。这些研究是同伦类型理论(HoTT)领域的一个方面。
顺便提一下,最近添加了一个(仍然是实验性的)功能 SProp
(documentation),如果您还 Set Definitional UIP
可以证明这一点。
因为 prf
是一个标识符,dependent destruction
策略(来自 Coq.Program.Equality
)可以处理由 convoy 模式引入的对 prf0
的依赖。例如:
Require Import Coq.Program.Equality.
Lemma castLemma0 {A : Set} : forall (x : A) prf,cast prf x = x.
Proof.
intros.
compute.
dependent destruction prf.
reflexivity.
Qed.
(不过,我不知道 dependent destruction
是否依赖于任何新的公理,但也许其他人可以帮助澄清。)更新: OP 发现它使用eq_rect_eq
(≣ 依赖等式的注入性 ≣ 身份证明的唯一性 ≣ 自反身份证明的唯一性 ≣ 公理 K,根据 Coq.Logic.EqdepFacts)。不幸的是,这使得这个特殊的证明相当循环。不过,我会留下这个答案,以防其他人觉得它有用。
还值得注意的是,如果您想从属地销毁一个表达式,而不仅仅是一个标识符,那么这种策略及其相关性就不再适用了。我实际上不知道这个问题的解决方案,或者即使有一个一般的解决方案。 (要与比我知识渊博的人进行更深入的讨论,请参阅 https://coq.zulipchat.com/#narrow/stream/237977-Coq-users/topic/.60dependent.20destruction.60.20of.20expressions/near/209916250。)