在Idris中划分向量:为什么可以';t0和m+;n要统一吗?
我想把一个向量分成两个新向量 我们无法知道各个向量的长度,但得到的向量之和必须等于参数。我尝试捕获此属性,如下所示:在Idris中划分向量:为什么可以';t0和m+;n要统一吗?,idris,unify,Idris,Unify,我想把一个向量分成两个新向量 我们无法知道各个向量的长度,但得到的向量之和必须等于参数。我尝试捕获此属性,如下所示: partition : (a -> Bool) -> Vect (m+n) a -> (Vect m a, Vect n a) partition p [] = ([], []) partition p (x::xs) = let (ys,zs) = partition p xs in case p xs of True => (x::y
partition : (a -> Bool) -> Vect (m+n) a -> (Vect m a, Vect n a)
partition p [] = ([], [])
partition p (x::xs)
= let (ys,zs) = partition p xs
in case p xs of
True => (x::ys, zs)
False => (ys, zs)
但Idris报告(指向“partition p[])在详细说明Main.partition的左侧时:
Can't unify
Vect 0 a
with
Vect (m + n) a
Specifically:
Can't unify
0
with
plus m n
为什么会这样
对我来说,如果“0=m+n”比m=n=0明显。if如何让Idris相信这一点呢?记住这是一种语法操作,在Idris这样的语言中,它通过模式匹配的简单简化得到了增强。它不知道我们能证明的所有事实
我们当然可以在Idris中证明,如果n+m=0,那么m=0和n=0:
sumZero : (n, m : Nat) -> plus n m = Z -> (n=Z, m=Z)
sumZero Z m prf = (refl, prf)
sumZero (S k) m refl impossible
但这并不能让统一者知道这一事实,因为这会使类型检查变得不可判定
回到你的原始版本:如果我把你的分区类型翻译成英语,它会说“对于所有自然数m
和n
,对于a
上的所有布尔谓词p
,给定长度向量加上mn
,我可以生成一对由长度向量m
和长度向量n
换句话说,要调用你的函数,我需要提前知道向量中有多少元素满足谓词,因为我需要在调用站点提供m
和n
我认为您真正想要的是一个分区
函数,给定一个长度为n
的向量,它返回一对向量,其长度加起来等于n
。我们可以用相依对来表达这一点,这是存在量化的类型理论版本。“长度加起来等于n
的一对向量”的翻译是“存在一些m
和m'
以及具有这些长度的向量,使得m
和m'
之和是我的输入n
”
此类型看起来如下所示:
partition : (a -> Bool) -> Vect n a -> (m ** (m' ** (Vect m a, Vect m' a, m+m'=n)))
partition : (a -> Bool) -> Vect n a -> (m ** (m' ** (Vect m a, Vect m' a, m+m'=n)))
partition p [] = (Z ** (Z ** ([], [], refl)))
partition p (x :: xs) with (p x, partition p xs)
| (True, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) = (S m ** (m' ** (x::ys, ns, refl)))
| (False, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) =
(m ** (S m' ** (ys, x::ns, sym (plusSuccRightSucc m m'))))
完整的实现如下所示:
partition : (a -> Bool) -> Vect n a -> (m ** (m' ** (Vect m a, Vect m' a, m+m'=n)))
partition : (a -> Bool) -> Vect n a -> (m ** (m' ** (Vect m a, Vect m' a, m+m'=n)))
partition p [] = (Z ** (Z ** ([], [], refl)))
partition p (x :: xs) with (p x, partition p xs)
| (True, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) = (S m ** (m' ** (x::ys, ns, refl)))
| (False, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) =
(m ** (S m' ** (ys, x::ns, sym (plusSuccRightSucc m m'))))
这有点多,让我们来解剖一下。
为了实现该功能,我们首先在输入向量上进行模式匹配:
partition p [] = (Z ** (Z ** ([], [], refl)))
请注意,唯一可能的输出是右侧的内容,否则我们无法构建refl
。我们知道n
是Z
,这是因为n
与Vect
的构造函数Nil
的索引相统一
在递归情况下,我们检查向量的第一个元素。在这里,我使用和
规则,因为它是可读的,但是我们可以在右侧使用if
,而不是在左侧的px
上进行匹配
partition p (x :: xs) with (p x, partition p xs)
在True
情况下,我们将元素添加到第一个子向量。由于plus
在其第一个参数上减少,我们可以使用refl
构造等式证明,因为加法完全正确:
| (True, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) = (S m ** (m' ** (x::ys, ns, refl)))
在False
的情况下,我们需要做更多的工作,因为plus m(sm')
不能与S(plus m')
统一。还记得我说过统一不能达到我们可以证明的平等吗?库函数plusSuccRightSucc
满足我们的需要,不过:
| (False, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) =
(m ** (S m' ** (ys, x::ns, sym (plusSuccRightSucc m m'))))
作为参考,PlusSuccRightSuch的类型为:
plusSuccRightSucc : (left : Nat) ->
(right : Nat) ->
S (plus left right) = plus left (S right)
sym : (l = r) -> r = l
而sym
的类型为:
plusSuccRightSucc : (left : Nat) ->
(right : Nat) ->
S (plus left right) = plus left (S right)
sym : (l = r) -> r = l
上述函数中缺少的一点是,该函数实际上对Vect
进行了分区。我们可以通过使结果向量由依赖的元素对和每个元素满足p
或非p
的证据组成来增加这一点:
partition' : (p : a -> Bool) ->
(xs : Vect n a) ->
(m ** (m' ** (Vect m (y : a ** so (p y)),
Vect m' (y : a ** so (not (p y))),
m+m'=n)))
partition' p [] = (0 ** (0 ** ([], [], refl)))
partition' p (x :: xs) with (choose (p x), partition' p xs)
partition' p (x :: xs) | (Left oh, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) =
(S m ** (m' ** ((x ** oh)::ys, ns, refl)))
partition' p (x :: xs) | (Right oh, (m ** (m' ** (ys, ns, refl)))) =
(m ** (S m' ** (ys, (x ** oh)::ns, sym (plusSuccRightSucc m m'))))
如果你想变得更疯狂,你也可以让每个元素证明它是输入向量的一个元素,并且输入向量的所有元素在输出中只出现一次,以此类推。依赖类型为您提供了做这些事情的工具,但在每种情况下都值得考虑复杂性权衡