我正在努力证明以下内容:
1-pow : ∀ {n : ℕ} → 1 pow n ≡ 1
1-pow {zero} = refl
1-pow {suc x} = {!!}
我是Adga的新手,甚至不知道从哪里开始。有什么建议或指导吗?显然很容易在纸上证明,但我不确定该告诉Agda。
我将pow功能定义如下:
_pow_ : ℕ → ℕ → ℕ
x pow zero = 1
x pow (suc zero) = x
x pow (suc y) = x * (x pow y)
答案 0 :(得分:5)
当您在n
的{{1}}上进行模式匹配并发现它是1-pow
时,Agda会查看zero
的定义并检查是否有其中一个_pow_
函数子句匹配。第一个是,所以它将应用该定义,1 pow zero
变为1
。 1
显然等于1
,因此refl
将适用于证明。
n
suc x
时的情况怎么样?问题在于:Agda无法提交第二个子句(因为x
可能是zero
),也不能提交第三个子句(因为x
对于某些suc y
可能是y
})。因此,您必须更进一步确保Agda应用_pow_
的定义:
1-pow : ∀ {n : ℕ} → 1 pow n ≡ 1
1-pow {zero} = refl
1-pow {suc zero} = {!!}
1-pow {suc (suc x)} = {!!}
让我们看看第一洞的类型是什么。 Agda告诉我们它是1 ≡ 1
,因此我们可以再次使用refl
。最后一个有点棘手,我们应该生成1 * 1 pow (suc x) ≡ 1
类型的东西。假设您正在使用_*_
的标准定义(即左侧参数的递归和左侧的重复添加,例如标准库中的重复添加),这应该减少到1 pow (suc x) + 0 ≡ 1
。归纳假设(即1-pow
应用于suc x
)告诉我们1 pow (suc x) ≡ 1
。
所以我们差不多了,但我们不知道n + 0 ≡ n
(因为加法是由左参数的递归定义的,所以我们不能简化这个表达式)。一种选择是证明这一事实,我将其留作练习。不过,这里有一个提示:你可能会觉得这个功能很有用。
cong : ∀ {a b} {A : Set a} {B : Set b}
(f : A → B) {x y} → x ≡ y → f x ≡ f y
cong f refl = refl
它已经是Relation.Binary.PropositionalEquality
模块的一部分,因此您无需自己定义它。
所以,回顾一下:我们知道n + 0 ≡ n
和1 pow (suc x) ≡ 1
,我们需要1 pow (suc x) + 0 ≡ 1
。这两个事实很好地融合在一起 - 平等是可传递的,所以我们应该能够将1 pow (suc x) + 0 ≡ 1 pow (suc x)
和1 pow (suc x) ≡ 1
合并到一个证明中,事实上,情况确实如此:
1-pow {suc (suc x)} = trans (+0 (1 pow suc x)) (1-pow {suc x})
就是这样!
我想提一下其他方法。
整个证据也可以使用1 * x ≡ x
的证明来完成,尽管这与我们以前的证据几乎没有什么不同。
您可以将_pow_
简化为:
_pow_ : ℕ → ℕ → ℕ
x pow zero = 1
x pow (suc y) = x * (x pow y)
使用起来稍微方便一些。证据将相应地改变(即它不具有原始证据的第二个条款)。
最后,你可以这样做:
1-pow : ∀ {n : ℕ} → 1 pow n ≡ 1
1-pow {zero} = refl
1-pow {suc zero} = refl
1-pow {suc (suc x)} = cong (λ x → x + 0) (1-pow {suc x})
试着找出原因为何!如果您有任何问题,请在评论中告诉我,我会帮助您。