20110522 systems of typed lambda_calculi_moskvin_lecture12
0 likes203 views
Документ представляет собой лекцию о системах типизации лямбда-исчисления, рассматривая рекурсивные типы и типы-пересечения. Рассматриваются формальности, свойства и правила присваивания типов, а также примеры типизации различных термов. В конце документа приведены рекомендации по литературе для дальнейшего изучения темы.
![Cистема λµ: формальности
Термы: Λ ::= V | Λ Λ | λV. Λ
Типы: T ::= V | T → T | µV. T
Для σ ∈ T определяют дерево типа T (σ):
T (α) = α
T (σ → τ) = →
T (σ) T (τ)
T (µα. α) = ⊥
T (µα. µβ1. . . . µβn. α) = ⊥
T (µα. σ) = T (σ[α := µα. σ])
Эквивалентность: σ ≈ τ ⇔ T (σ) = T (τ)
4](https://image.slidesharecdn.com/20110522systemsoftypedlambdacalculimoskvinlecture12-110523043335-phpapp02/85/20110522-systems-of-typed-lambda_calculi_moskvin_lecture12-4-320.jpg)
![Cистема λµ: пример
Для τ ≡ µα. α → γ имеем по правилу T (µα. σ) = T (σ[α := µα. σ])
дерево
T (τ) = → = →
T (τ) γ → γ
→ γ
... γ
Эквивалентность τ ≈ τ → γ следует по определению из равен-
ства деревьев.
6](https://image.slidesharecdn.com/20110522systemsoftypedlambdacalculimoskvinlecture12-110523043335-phpapp02/85/20110522-systems-of-typed-lambda_calculi_moskvin_lecture12-6-320.jpg)
![Cистема λµ: свойства подстановки
Утверждение. Для любых σ выполняется:
µα. σ ≈ σ[α := µα. σ]
Док-во: Для σ = µβ1. . . . µβn. α следует из
T (µα. σ) = T (σ[α := µα. σ])
Если же σ ≡ µβ1. . . . µβn. α, то так и так ⊥.
Примеры:
µα. α → γ ≈ (µα. α → γ) → γ ≈ ((µα. α → γ) → γ) → γ ≈ . . .
µα. α → α ≈ (µα. α → α) → (µα. α → α) ≈ . . .
7](https://image.slidesharecdn.com/20110522systemsoftypedlambdacalculimoskvinlecture12-110523043335-phpapp02/85/20110522-systems-of-typed-lambda_calculi_moskvin_lecture12-7-320.jpg)
![Cистема λ∩: экспансия субъекта
Пусть P ≡ . . . x . . . x . . . x . . . и
P[x := Q] : τ ...Q...Q...Q... : τ
Каждое вхождение Q может требовать своего типа σ1, σ2, σ3
Но мы можем приписать λx. P тип σ1 ∩ σ2 ∩ σ3 → τ
То есть β-экспансия (λx. P) Q тоже будет иметь тип τ.
Если же вхождений x в P нет,
то мы можем приписать λx. P тип → τ
(пустое пересечение); но по-прежнему
(λx. P) Q : τ
18](https://image.slidesharecdn.com/20110522systemsoftypedlambdacalculimoskvinlecture12-110523043335-phpapp02/85/20110522-systems-of-typed-lambda_calculi_moskvin_lecture12-18-320.jpg)
![Cистема λ∩: экспансия субъекта (пример)
Хотя S K β K∗ , но λ→ S K : (σ → τ) → σ → σ, а K∗ : τ → σ → σ
В λ∩ ситуацию можно исправить: λ∩ S K : τ → σ → σ
Потеря типа в λ→ в редукции λg z. (λy. z) (g z) →β λg z. z
Сравним вывод в λ→ и λ∩:
[y : τ]1 [z : σ]2 [z : σ]2 [g : σ → τ]3 [y : ]1 [z : σ]2 [g : τ]3
1 1
λy. z : τ → σ gz : τ λy. z : → σ gz :
(λy. z) (g z) : σ (λy. z) (g z) : σ
2 2
λz. (λy. z) (g z) : σ → σ λz. (λy. z) (g z) : σ → σ
3 3
λg z. (λy. z) (g z) : (σ → τ) → σ → σ λg z. (λy. z) (g z) : τ → σ → σ
19](https://image.slidesharecdn.com/20110522systemsoftypedlambdacalculimoskvinlecture12-110523043335-phpapp02/85/20110522-systems-of-typed-lambda_calculi_moskvin_lecture12-19-320.jpg)
![Cистема λ∩: SN
Поскольку в системе λ∩ типизируемы все термы SN не имеет
места.
Однако для системы λ∩− (λ∩ без типовой константы ) верна
Теорема [van Bakel, Krivine]
M может быть типизирован в λ∩− ⇔ M сильно нормализуем
20](https://image.slidesharecdn.com/20110522systemsoftypedlambdacalculimoskvinlecture12-110523043335-phpapp02/85/20110522-systems-of-typed-lambda_calculi_moskvin_lecture12-20-320.jpg)
20110522 systems of typed lambda_calculi_moskvin_lecture12
- 1. Системы типизации лямбда-исчисления Лекция 12. Рекурсивные типы и типы-пересечения Денис Москвин 22.05.2011 CS Club при ПОМИ РАН 1
- 2. Рекурсивные типы: предварительные замечания Хотим в λ→ определить списки, деревья и пр. Идея: предзаданный контекст Γ0 ≡ I : , PAIR : σ → τ → σ × τ, INJL : σ → σ + τ, INJR : τ → σ + τ Тогда конструкторы списка NIL ≡ INJL I NIL : + ??? (= List) CONS e l ≡ INJR (PAIR e l) CONS e l : ??? + σ × List (= List) Имеем рекурсивное уравнение на типы: List ≈ + σ × List List ≡ µα. + σ × α 2
- 3. Рекурсивные типы: система λµ Задаётся отношение эквивалентности между типами ≈ Если M : σ и σ ≈ τ, то M : τ, и наоборот. Например, рекурсивный тип σ0 ≈ σ0 → σ0 x : σ0 x : σ0 → σ0 x : σ0 x x : σ0 λx : σ0. x x : σ0 → σ0 λx : σ0. x x : σ0 (λx : σ0. x x) (λx : σ0. x x) : σ0 (подходит для типизации любого терма M ∈ Λ) Оператор µ для конструирования: σ0 ≡ µα. α → α 3
- 4. Cистема λµ: формальности Термы: Λ ::= V | Λ Λ | λV. Λ Типы: T ::= V | T → T | µV. T Для σ ∈ T определяют дерево типа T (σ): T (α) = α T (σ → τ) = → T (σ) T (τ) T (µα. α) = ⊥ T (µα. µβ1. . . . µβn. α) = ⊥ T (µα. σ) = T (σ[α := µα. σ]) Эквивалентность: σ ≈ τ ⇔ T (σ) = T (τ) 4
- 5. Cистема λµ: присваивание типов (x : σ) ∈ Γ (начальное правило) Γ x:σ Γ M:σ→τ Γ N:σ (удаление →) Γ (M N) : τ Γ, x:σ M:τ (введение →) Γ (λx. M) : σ → τ Γ M:σ σ≈τ (≈-правило) Γ M:τ 5
- 6. Cистема λµ: пример Для τ ≡ µα. α → γ имеем по правилу T (µα. σ) = T (σ[α := µα. σ]) дерево T (τ) = → = → T (τ) γ → γ → γ ... γ Эквивалентность τ ≈ τ → γ следует по определению из равен- ства деревьев. 6
- 7. Cистема λµ: свойства подстановки Утверждение. Для любых σ выполняется: µα. σ ≈ σ[α := µα. σ] Док-во: Для σ = µβ1. . . . µβn. α следует из T (µα. σ) = T (σ[α := µα. σ]) Если же σ ≡ µβ1. . . . µβn. α, то так и так ⊥. Примеры: µα. α → γ ≈ (µα. α → γ) → γ ≈ ((µα. α → γ) → γ) → γ ≈ . . . µα. α → α ≈ (µα. α → α) → (µα. α → α) ≈ . . . 7
- 8. Cистема λµ: пример с ⊥ Для σ ≡ (µα. α → γ) → µδ. µβ. β имеем дерево T (σ) = → = → T (τ) ⊥ → ⊥ → γ ... γ Здесь τ ≡ µα. α → γ и использовалось правило T (µα. α) = ⊥. 8
- 9. Cистема λµ: типизируем Y-комбинатор Рассмотрим произвольный σ. Пусть τ ≡ µα. α → σ, тогда τ ≈ τ → σ и Y ≡ λf. (λx. f (x x))(λx. f (x x)) : (σ → σ) → σ x:τ x:τ→σ x:τ xx : σ f : σ → σ, x : τ f (x x) : σ f : σ→σ λx. f (x x) : τ → σ f : σ→σ λx. f (x x) : τ f : σ→σ (λx. f (x x))(λx. f (x x)) : σ λf. (λx. f (x x))(λx. f (x x)) : (σ → σ) → σ Докажите, что в λµ верно Ω ≡ (λx. x x)(λx. x x) : σ 9
- 10. Cистема λµ: редукция субъекта и SN Теорема о редукции субъекта Пусть M β N. Тогда Γ λµ M : σ ⇒ Γ λµ N : σ Поскольку в системе типизируемы все термы SN не имеет места. 10
- 11. Cистема λµ: проблемы разрешимости ЗПТ M : σ? Разрешима. (Следует из разрешимости T (σ) = T (τ)) ЗСТ M : ? Тривиально разрешима: каждый терм имеет тип. ЗОТ ? : σ Тривиально разрешима: все типы населены. 11
- 12. Типы-пересечения Идея: разрешить терму иметь два типа σ и τ одновременно: x:σ∩τ Это порождает специальный (ad hoc) полиморфизм, в отличие от параметрического полиморфизма λ2. На множестве типов задают предпорядок: Если M : σ и σ τ, то M : τ. Например, x : σ ∩ τ и σ ∩ τ σ, откуда x : σ. 12
- 13. Система λ∩: формальности Типы: T ::= | V | T→T | T ∩ T Определение отношения является подтипом (refl) σ σ (trans) σ τ, τ ρ ⇒ σ ρ (incl) σ∩τ σ σ∩τ τ (glb) σ τ, σ τ ⇒ σ τ ∩ τ ( ) σ ( →) → (→ ∩) (σ → τ) ∩ (σ → τ ) σ → τ ∩ τ (→) σ σ, τ τ ⇒ σ → τ σ → τ Можно ввести эквивалентность: σ ∼ τ ⇔ σ τ∧τ σ 13
- 14. Система λ∩: свойства Поскольку → и σ , то ∼ → то есть выше иерархия не поднимается. Покажите, что (σ → τ) ∩ (σ → τ) σ ∩ σ →τ 14
- 15. Cистема λ∩: присваивание типов ... ... Γ M:σ ∩ τ (удаление ∩) Γ M:σ Γ M:τ Γ M:σ Γ M:τ (введение ∩) Γ M:σ ∩ τ (введение ) Γ M: Γ M:σ σ τ ( -правило) Γ M:τ Начальное правило, введение и удаление → опущены. 15
- 16. Cистема λ∩: примеры Для самоприменения λx. x x имеем x : (σ → τ) ∩ σ x:σ→τ x : (σ → τ) ∩ σ x:σ x : (σ → τ) ∩ σ xx : τ λx. x x : (σ → τ) ∩ σ → τ Очевидно, что Ω: Утверждение. Терм M не имеет заголовочной NF тогда и только тогда, когда является единственным типом для M. 16
- 17. Cистема λ∩: конверсия субъекта Теорема о редукции субъекта Пусть M β N. Тогда Γ λ∩ M : σ ⇒ Γ λ∩ N : σ Более того для λ∩, верна и Теорема о конверсии субъекта Пусть M=βN. Тогда Γ λ∩ M : σ ⇒ Γ λ∩ N : σ 17
- 18. Cистема λ∩: экспансия субъекта Пусть P ≡ . . . x . . . x . . . x . . . и P[x := Q] : τ ...Q...Q...Q... : τ Каждое вхождение Q может требовать своего типа σ1, σ2, σ3 Но мы можем приписать λx. P тип σ1 ∩ σ2 ∩ σ3 → τ То есть β-экспансия (λx. P) Q тоже будет иметь тип τ. Если же вхождений x в P нет, то мы можем приписать λx. P тип → τ (пустое пересечение); но по-прежнему (λx. P) Q : τ 18
- 19. Cистема λ∩: экспансия субъекта (пример) Хотя S K β K∗ , но λ→ S K : (σ → τ) → σ → σ, а K∗ : τ → σ → σ В λ∩ ситуацию можно исправить: λ∩ S K : τ → σ → σ Потеря типа в λ→ в редукции λg z. (λy. z) (g z) →β λg z. z Сравним вывод в λ→ и λ∩: [y : τ]1 [z : σ]2 [z : σ]2 [g : σ → τ]3 [y : ]1 [z : σ]2 [g : τ]3 1 1 λy. z : τ → σ gz : τ λy. z : → σ gz : (λy. z) (g z) : σ (λy. z) (g z) : σ 2 2 λz. (λy. z) (g z) : σ → σ λz. (λy. z) (g z) : σ → σ 3 3 λg z. (λy. z) (g z) : (σ → τ) → σ → σ λg z. (λy. z) (g z) : τ → σ → σ 19
- 20. Cистема λ∩: SN Поскольку в системе λ∩ типизируемы все термы SN не имеет места. Однако для системы λ∩− (λ∩ без типовой константы ) верна Теорема [van Bakel, Krivine] M может быть типизирован в λ∩− ⇔ M сильно нормализуем 20
- 21. Cистема λ∩: проблемы разрешимости ЗПТ M : σ? Неразрешима. λ∩ I : α → α, несложно показать, что λ∩ K : α → α. То есть множество {M | λ∩ M : α → α } нетривиально и замкнуто относительно =β. Тогда оно нере- курсивно (теорема Скотта). ЗСТ M : ? Тривиально разрешима: каждый терм имеет тип ( ). (Для λ∩− неразрешима, из-за эквивалентности SN) ЗОТ ? : σ Неразрешима. Доказали в конце 1990-х. 21
- 22. Домашнее задание Постройте дерево типа для τ ≡ µα. α → α τ ≡ µα. α → α → α τ ≡ µα. α → γ → α τ ≡ µα. α → (µβ. β → γ) Докажите, что для Ω ≡ (λx. x x)(λx. x x) и произвольного σ вы- полняется λµ Ω : σ 22
- 23. Литература (1) LCWT гл. 4 Henk Barendregt, Lambda calculi with types, Handbook of logic in computer science (vol. 2), Oxford University Press, 1993 TAPL гл. 20,21 Benjamin C. Pierce, Types and Programming Languages, MIT Press, 2002 http://www.cis.upenn.edu/~bcpierce/tapl 23
- 24. Литература (2) ATTAPL гл. 2 Benjamin C. Pierce, editor. Advanced Topics in Types and Programming Languages, MIT, 2005 24