Razonamiento sobre programas en Isabelle/HOL - Historial de revisiones

Jalonso en 05:20 16 abr 2020

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Jalonso en 06:40 2 may 2019

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2019-02-07T11:04:27Z

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<source lang="isabelle">
chapter {* Tema 6: Razonamiento estructurado sobre programas *}

theory T6_Razonamiento_sobre_programas
imports Main
begin

text {*
En este tema se demuestra con Isabelle las propiedades de los
programas funcionales como se expone en el tema 2a y se demostraron
automáticamente en el tema 2b. A diferencia del tema 2b, ahora
nos fijamos no sólo en el método de demostración sino en la estructura
de la prueba resaltando su semejanza con las del tema 2a. *}

declare [[names_short]]

section {* Razonamiento ecuacional *}

text {* ----------------------------------------------------------------
Ejemplo 1. Definir, por recursión, la función
longitud :: 'a list ⇒ nat
tal que (longitud xs) es la longitud de la listas xs. Por ejemplo,
longitud [a,c,d] = 3
------------------------------------------------------------------- *}

fun longitud :: "'a list ⇒ nat" where
"longitud [] = 0"
| "longitud (x#xs) = 1 + longitud xs"

value "longitud [a,c,d] = 3"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 2. Demostrar que
longitud [a,c,d] = 3
------------------------------------------------------------------- *}

lemma "longitud [a,c,d] = 3"
by simp

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 3. Definir la función
fun intercambia :: 'a × 'b ⇒ 'b × 'a
tal que (intercambia p) es el par obtenido intercambiando las
componentes del par p. Por ejemplo,
intercambia (u,v) = (v,u)
------------------------------------------------------------------ *}

fun intercambia :: "'a × 'b ⇒ 'b × 'a" where
"intercambia (x,y) = (y,x)"

value "intercambia (u,v) = (v,u)"

text {*
La definición de la función intercambia genera una regla de
simplificación
· intercambia.simps: intercambia (x,y) = (y,x)

Se puede ver con
· thm intercambia.simps
*}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 4. (p.6) Demostrar que
intercambia (intercambia (x,y)) = (x,y)
------------------------------------------------------------------- *}

(* Demostración aplicativa *)
lemma "intercambia (intercambia (x,y)) = (x,y)"
apply (simp only: intercambia.simps)
done

(* Demostración declarativa *)
lemma "intercambia (intercambia (x,y)) = (x,y)"
proof -
have "intercambia (intercambia (x,y)) = intercambia (y,x)"
by (simp only: intercambia.simps)
also have "... = (x,y)"
by (simp only: intercambia.simps)
finally show "intercambia (intercambia (x,y)) = (x,y)"
by simp
qed

text {*
Notas sobre el lenguaje: En la demostración anterior se ha usado
· "proof" para iniciar la prueba,
· "-" (después de "proof") para no usar el método por defecto,
· "have" para establecer un paso,
· "by (simp only: intercambia.simps)" para indicar que sólo se usa
como regla de escritura la correspondiente a la definición de
intercambia,
· "also" para encadenar pasos ecuacionales,
· "..." para representar la derecha de la igualdad anterior en un
razonamiento ecuacional,
· "finally" para indicar el último pasa de un razonamiento ecuacional,
· "show" para establecer la conclusión.
· "by simp" para indicar el método de demostración por simplificación y
· "qed" para terminar la pruebas,
*}

(* Demostración declarativa simplificada *)
lemma "intercambia (intercambia (x,y)) = (x,y)"
proof -
have "intercambia (intercambia (x,y)) = intercambia (y,x)" by simp
also have "... = (x,y)" by simp
finally show "intercambia (intercambia (x,y)) = (x,y)" by simp
qed

text {*
Nota: La diferencia entre las dos demostraciones es que en los dos
primeros pasos no se explicita la regla de simplificación.
*}

(* Demostración automática *)
lemma "intercambia (intercambia (x,y)) = (x,y)"
by simp

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 5. Definir, por recursión, la función
inversa :: 'a list ⇒ 'a list
tal que (inversa xs) es la lista obtenida invirtiendo el orden de los
elementos de xs. Por ejemplo,
inversa [a,d,c] = [c,d,a]
------------------------------------------------------------------ *}

fun inversa :: "'a list ⇒ 'a list" where
"inversa [] = []"
| "inversa (x#xs) = inversa xs @ [x]"

value "inversa [a,d,c] = [c,d,a]"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 6. (p. 9) Demostrar que
inversa [x] = [x]
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración aplicativa es *)
lemma "inversa [x] = [x]"
apply simp
done

text {*
En la demostración anterior se usaron las siguientes reglas:
· inversa.simps(1): inversa [] = []
· inversa.simps(2): inversa (x#xs) = inversa xs @ [x]
· append_Nil: [] @ ys = ys
Vamos a explicitar su aplicación.
*}

(* La demostración aplicativa detallada es *)
lemma "inversa [x] = [x]"
apply (simp only: inversa.simps(2))
apply (simp only: inversa.simps(1))
apply (simp only: append_Nil)
done

(* La demostración declarativa es *)
lemma "inversa [x] = [x]"
proof -
have "inversa [x] = inversa (x#[])" by simp
also have "... = (inversa []) @ [x]" by (simp only: inversa.simps(2))
also have "... = [] @ [x]" by (simp only: inversa.simps(1))
also have "... = [x]" by (simp only: append_Nil)
finally show "inversa [x] = [x]" by simp
qed

(* La demostración declarativa simplificada es *)
lemma "inversa [x] = [x]"
proof -
have "inversa [x] = inversa (x#[])" by simp
also have "... = (inversa []) @ [x]" by simp
also have "... = [] @ [x]" by simp
also have "... = [x]" by simp
finally show "inversa [x] = [x]" by simp
qed

(* La demostración automática es *)
lemma "inversa [x] = [x]"
by simp

section {* Razonamiento por inducción sobre los naturales *}

text {*
[Principio de inducción sobre los naturales] Para demostrar una
propiedad P para todos los números naturales basta probar que el 0
tiene la propiedad P y que si n tiene la propiedad P, entonces n+1
también la tiene.
⟦P 0; ⋀n. P n ⟹ P (Suc n)⟧ ⟹ P m

En Isabelle el principio de inducción sobre los naturales está
formalizado en el teorema nat.induct y puede verse con
thm nat.induct
*}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 7. Definir la función
repite :: nat ⇒ 'a ⇒ 'a list
tal que (repite n x) es la lista formada por n copias del elemento
x. Por ejemplo,
repite 3 a = [a,a,a]
------------------------------------------------------------------ *}

fun repite :: "nat ⇒ 'a ⇒ 'a list" where
"repite 0 x = []"
| "repite (Suc n) x = x # (repite n x)"

value "repite 3 a = [a,a,a]"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 8. (p. 18) Demostrar que
longitud (repite n x) = n
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración aplicativa es *)
lemma "longitud (repite n x) = n"
apply (induct n)
apply simp_all
done

(* La demostración estructurada es *)
lemma "longitud (repite n x) = n"
proof (induct n)
show "longitud (repite 0 x) = 0" by simp
next
fix n
assume HI: "longitud (repite n x) = n"
have "longitud (repite (Suc n) x) = longitud (x # (repite n x))"
by simp
also have "... = 1 + longitud (repite n x)" by simp
also have "... = 1 + n" using HI by simp
finally show "longitud (repite (Suc n) x) = Suc n" by simp
qed

text {*
Comentarios sobre la demostración anterior:
· A la derecha de proof se indica el método de la demostración.
· (induct n) indica que la demostración se hará por inducción en n.
· Se generan dos subobjetivos correspondientes a la base y el paso de
inducción:
1. longitud (repite 0 x) = 0
2. ⋀n. longitud (repite n x) = n ⟹ longitud (repite (Suc n) x) = Suc n
donde ⋀n se lee "para todo n".
· "next" indica el siguiente subobjetivo.
· "fix n" indica "sea n un número natural cualquiera"
· assume HI: "longitud (repite n x) = n" indica «supongamos que
"longitud (repite n x) = n" y sea HI la etiqueta de este supuesto».
· "using HI" usando la propiedad etiquetada con HI.
*}

(* La demostración automática es *)
lemma "longitud (repite n x) = n"
by (induct n) auto

section {* Razonamiento por inducción sobre listas *}

text {*
Para demostrar una propiedad para todas las listas basta demostrar
que la lista vacía tiene la propiedad y que al añadir un elemento a
una lista que tiene la propiedad se obtiene otra lista que también
tiene la propiedad.

En Isabelle el principio de inducción sobre listas está formalizado
mediante el teorema list.induct
⟦P [];
⋀x xs. P xs ⟹ P (x#xs)⟧
⟹ P xs
*}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 9. Definir la función
conc :: 'a list ⇒ 'a list ⇒ 'a list
tal que (conc xs ys) es la concatención de las listas xs e ys. Por
ejemplo,
conc [a,d] [b,d,a,c] = [a,d,b,d,a,c]
------------------------------------------------------------------ *}

fun conc :: "'a list ⇒ 'a list ⇒ 'a list" where
"conc [] ys = ys"
| "conc (x#xs) ys = x # (conc xs ys)"

value "conc [a,d] [b,d,a,c] = [a,d,b,d,a,c]"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 10. (p. 24) Demostrar que
conc xs (conc ys zs) = (conc xs ys) zs
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma "conc xs (conc ys zs) = conc (conc xs ys) zs"
proof (induct xs)
show "conc [] (conc ys zs) = conc (conc [] ys) zs" by simp
next
fix x xs
assume HI: "conc xs (conc ys zs) = conc (conc xs ys) zs"
have "conc (x # xs) (conc ys zs) = x # (conc xs (conc ys zs))" by simp
also have "... = x # (conc (conc xs ys) zs)" using HI by simp
also have "... = conc (conc (x # xs) ys) zs" by simp
finally show "conc (x # xs) (conc ys zs) = conc (conc (x # xs) ys) zs"
by simp
qed

text {*
Comentario sobre la demostración anterior
· (induct xs) genera dos subobjetivos:
1. conc [] (conc ys zs) = conc (conc [] ys) zs
2. ⋀a xs. conc xs (conc ys zs) = conc (conc xs ys) zs ⟹
conc (a#xs) (conc ys zs) = conc (conc (a#xs) ys) zs
*}

(* La demostración automática es *)
lemma "conc xs (conc ys zs) = conc (conc xs ys) zs"
by (induct xs) auto

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 11. Refutar que
conc xs ys = conc ys xs
------------------------------------------------------------------- *}

lemma "conc xs ys = conc ys xs"
quickcheck
oops

text {* Encuentra el contraejemplo,
xs = [a2]
ys = [a1] *}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 12. (p. 28) Demostrar que
conc xs [] = xs
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma "conc xs [] = xs"
proof (induct xs)
show "conc [] [] = []" by simp
next
fix x xs
assume HI: "conc xs [] = xs"
have "conc (x # xs) [] = x # (conc xs [])" by simp
also have "... = x # xs" using HI by simp
finally show "conc (x # xs) [] = x # xs" by simp
qed

(* La demostración automática es *)
lemma "conc xs [] = xs"
by (induct xs) simp_all

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 13. (p. 30) Demostrar que
longitud (conc xs ys) = longitud xs + longitud ys
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma "longitud (conc xs ys) = longitud xs + longitud ys"
proof (induct xs)
show "longitud (conc [] ys) = longitud [] + longitud ys" by simp
next
fix x xs
assume HI: "longitud (conc xs ys) = longitud xs + longitud ys"
have "longitud (conc (x # xs) ys) = longitud (x # (conc xs ys))"
by simp
also have "... = 1 + longitud (conc xs ys)" by simp
also have "... = 1 + longitud xs + longitud ys" using HI by simp
also have "... = longitud (x # xs) + longitud ys" by simp
finally show "longitud (conc (x # xs) ys) =
longitud (x # xs) + longitud ys" by simp
qed

(* La demostración automática es *)
lemma "longitud (conc xs ys) = longitud xs + longitud ys"
by (induct xs) auto

section {* Inducción correspondiente a la definición recursiva *}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 14. Definir la función
coge :: nat ⇒ 'a list ⇒ 'a list
tal que (coge n xs) es la lista de los n primeros elementos de xs. Por
ejemplo,
coge 2 [a,c,d,b,e] = [a,c]
------------------------------------------------------------------ *}

fun coge :: "nat ⇒ 'a list ⇒ 'a list" where
"coge n [] = []"
| "coge 0 xs = []"
| "coge (Suc n) (x#xs) = x # (coge n xs)"

value "coge 2 [a,c,d,b,e] = [a,c]"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 15. Definir la función
elimina :: nat ⇒ 'a list ⇒ 'a list
tal que (elimina n xs) es la lista obtenida eliminando los n primeros
elementos de xs. Por ejemplo,
elimina 2 [a,c,d,b,e] = [d,b,e]
------------------------------------------------------------------ *}

fun elimina :: "nat ⇒ 'a list ⇒ 'a list" where
"elimina n [] = []"
| "elimina 0 xs = xs"
| "elimina (Suc n) (x#xs) = elimina n xs"

value "elimina 2 [a,c,d,b,e] = [d,b,e]"

text {*
La definición coge genera el esquema de inducción coge.induct:
⟦⋀n. P n [];
⋀x xs. P 0 (x#xs);
⋀n x xs. P n xs ⟹ P (Suc n) (x#xs)⟧
⟹ P n x

Puede verse usando "thm coge.induct". *}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 16. (p. 35) Demostrar que
conc (coge n xs) (elimina n xs) = xs
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma "conc (coge n xs) (elimina n xs) = xs"
proof (induct rule: coge.induct)
fix n
show "conc (coge n []) (elimina n []) = []" by simp
next
fix x xs
show "conc (coge 0 (x#xs)) (elimina 0 (x#xs)) = x#xs" by simp
next
fix n x xs
assume HI: "conc (coge n xs) (elimina n xs) = xs"
have "conc (coge (Suc n) (x#xs)) (elimina (Suc n) (x#xs)) =
conc (x#(coge n xs)) (elimina n xs)" by simp
also have "... = x#(conc (coge n xs) (elimina n xs))" by simp
also have "... = x#xs" using HI by simp
finally show "conc (coge (Suc n) (x#xs)) (elimina (Suc n) (x#xs)) =
x#xs"
by simp
qed

text {*
Comentario sobre la demostración anterior:
· (induct rule: coge.induct) indica que el método de demostración es
por el esquema de inducción correspondiente a la definición de la
función coge.
· Se generan 3 subobjetivos:
· 1. ⋀n. conc (coge n []) (elimina n []) = []
· 2. ⋀x xs. conc (coge 0 (x#xs)) (elimina 0 (x#xs)) = x#xs
· 3. ⋀n x xs.
conc (coge n xs) (elimina n xs) = xs ⟹
conc (coge (Suc n) (x#xs)) (elimina (Suc n) (x#xs)) = x#xs
*}

(* La demostración automática es *)
lemma "conc (coge n xs) (elimina n xs) = xs"
by (induct rule: coge.induct) auto

section {* Razonamiento por casos *}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 17. Definir la función
esVacia :: 'a list ⇒ bool
tal que (esVacia xs) se verifica si xs es la lista vacía. Por ejemplo,
esVacia [] = True
esVacia [1] = False
------------------------------------------------------------------ *}

fun esVacia :: "'a list ⇒ bool" where
"esVacia [] = True"
| "esVacia (x#xs) = False"

value "esVacia [] = True"
value "esVacia [a] = False"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 18 (p. 39) . Demostrar que
esVacia xs = esVacia (conc xs xs)
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)"
proof (cases xs)
assume "xs = []"
then show "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)" by simp
next
fix y ys
assume "xs = y#ys"
then show "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)" by simp
qed

text {*
Comentarios sobre la demostración anterior:
· "(cases xs)" es el método de demostración por casos según xs.
· Se generan dos subobjetivos correspondientes a los dos
constructores de listas:
· 1. xs = [] ⟹ esVacia xs = esVacia (conc xs xs)
· 2. ⋀y ys. xs = y#ys ⟹ esVacia xs = esVacia (conc xs xs)
· "then" indica "usando la propiedad anterior"
*}

(* La demostración estructurada simplificada es *)
lemma "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)"
proof (cases xs)
case Nil
then show "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)" by simp
next
case Cons
then show "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)" by simp
qed

text {*
Comentarios sobre la demostración anterior:
· "case Nil" es una abreviatura de "assume xs = []"
· "case Cons" es una abreviatura de "fix y ys assume xs = y#ys"
· "thus" es una abreviatura de "then show".
*}

(* La demostración con el patrón sugerido es *)
lemma "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)"
proof (cases xs)
case Nil
then show ?thesis by simp
next
case (Cons x xs)
then show ?thesis by simp
qed

(* La demostración automática es *)
lemma "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)"
by (cases xs) auto

section {* Heurística de generalización *}

text {*
Heurística de generalización: Cuando se use demostración estructural,
cuantificar universalmente las variables libres (o, equivalentemente,
considerar las variables libres como variables arbitrarias). *}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 19. Definir la función
inversaAc :: 'a list ⇒ 'a list
tal que (inversaAc xs) es a inversa de xs calculada usando
acumuladores. Por ejemplo,
inversaAc [a,c,b,e] = [e,b,c,a]
------------------------------------------------------------------ *}

fun inversaAcAux :: "'a list ⇒ 'a list ⇒ 'a list" where
"inversaAcAux [] ys = ys"
| "inversaAcAux (x#xs) ys = inversaAcAux xs (x#ys)"

fun inversaAc :: "'a list ⇒ 'a list" where
"inversaAc xs = inversaAcAux xs []"

value "inversaAc [a,c,b,e] = [e,b,c,a]"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 20. (p. 44) Demostrar que
inversaAcAux xs ys = (inversa xs) @ ys
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma inversaAcAux_es_inversa:
"inversaAcAux xs ys = (inversa xs) @ ys"
proof (induct xs arbitrary: ys)
show "⋀ys. inversaAcAux [] ys = inversa [] @ ys" by simp
next
fix a xs
assume HI: "⋀ys. inversaAcAux xs ys = inversa xs@ys"
show "⋀ys. inversaAcAux (a#xs) ys = inversa (a#xs)@ys"
proof -
fix ys
have "inversaAcAux (a#xs) ys = inversaAcAux xs (a#ys)" by simp
also have "… = inversa xs@(a#ys)" using HI by simp
also have "… = inversa (a#xs)@ys" by simp
finally show "inversaAcAux (a#xs) ys = inversa (a#xs)@ys" by simp
qed
qed

text {*
Comentarios sobre la demostración anterior:
· "(induct xs arbitrary: ys)" es el método de demostración por
inducción sobre xs usando ys como variable arbitraria.
· Se generan dos subobjetivos:
· 1. ⋀ys. inversaAcAux [] ys = inversa [] @ ys
· 2. ⋀a xs ys. (⋀ys. inversaAcAux xs ys = inversa xs @ ys) ⟹
inversaAcAux (a # xs) ys = inversa (a # xs) @ ys
· Dentro de una demostración se pueden incluir otras demostraciones.
· Para demostrar la propiedad universal "⋀ys. P(ys)" se elige una
lista arbitraria (con "fix ys") y se demuestra "P(ys)".
*}

(* La demostración automática es *)
lemma "inversaAcAux xs ys = (inversa xs)@ys"
by (induct xs arbitrary: ys) auto

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 21. (p. 43) Demostrar que
inversaAc xs = inversa xs
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración automática es *)
corollary "inversaAc xs = inversa xs"
by (simp add: inversaAcAux_es_inversa)

text {*
Comentario de la demostración anterior:
· "(simp add: inversaAcAux_es_inversa)" es el método de demostración
por simplificación usando como regla de simplificación la propiedad
inversaAcAux_es_inversa.
*}

section {* Demostración por inducción para funciones de orden superior *}

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 22. Definir la función
sum :: nat list ⇒ nat
tal que (sum xs) es la suma de los elementos de xs. Por ejemplo,
sum [3,2,5] = 10
------------------------------------------------------------------ *}

fun sum :: "nat list ⇒ nat" where
"sum [] = 0"
| "sum (x#xs) = x + sum xs"

value "sum [3,2,5] = 10"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 23. Definir la función
map :: ('a ⇒ 'b) ⇒ 'a list ⇒ 'b list
tal que (map f xs) es la lista obtenida aplicando la función f a los
elementos de xs. Por ejemplo,
map (λx. 2*x) [3,2,5] = [6,4,10]
------------------------------------------------------------------ *}

fun map :: "('a ⇒ 'b) ⇒ 'a list ⇒ 'b list" where
"map f [] = []"
| "map f (x#xs) = (f x) # map f xs"

value "map (λx. 2*x) [3::nat,2,5] = [6,4,10]"

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 24. (p. 45) Demostrar que
sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma "sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)"
proof (induct xs)
show "sum (map (λx. 2*x) []) = 2 * (sum [])" by simp
next
fix a xs
assume HI: "sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)"
have "sum (map (λx. 2*x) (a#xs)) = sum ((2*a)#(map (λx. 2*x) xs))"
by simp
also have "... = 2*a + sum (map (λx. 2*x) xs)" by simp
also have "... = 2*a + 2*(sum xs)" using HI by simp
also have "... = 2*(a + sum xs)" by simp
also have "... = 2*(sum (a#xs))" by simp
finally show "sum (map (λx. 2*x) (a#xs)) = 2*(sum (a#xs))" by simp
qed

(* La demostración automática es *)
lemma "sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)"
by (induct xs) auto

text {* ---------------------------------------------------------------
Ejemplo 25. (p. 48) Demostrar que
longitud (map f xs) = longitud xs
------------------------------------------------------------------- *}

(* La demostración estructurada es *)
lemma "longitud (map f xs) = longitud xs"
proof (induct xs)
show "longitud (map f []) = longitud []" by simp
next
fix a xs
assume HI: "longitud (map f xs) = longitud xs"
have "longitud (map f (a#xs)) = longitud (f a # (map f xs))" by simp
also have "... = 1 + longitud (map f xs)" by simp
also have "... = 1 + longitud xs" using HI by simp
also have "... = longitud (a#xs)" by simp
finally show "longitud (map f (a#xs)) = longitud (a#xs)" by simp
qed

(* La demostración automática es *)
lemma "longitud (map f xs) = longitud xs"
by (induct xs) auto

section {* Referencias *}

text {*
· J.A. Alonso. "Razonamiento sobre programas" http://goo.gl/R06O3
· G. Hutton. "Programming in Haskell". Cap. 13 "Reasoning about
programms".
· S. Thompson. "Haskell: the Craft of Functional Programming, 3rd
Edition. Cap. 8 "Reasoning about programms".
· L. Paulson. "ML for the Working Programmer, 2nd Edition". Cap. 6.
"Reasoning about functional programs".
*}

end
</source>

@@ Línea 11: / Línea 11: @@
    Para cada propiedades se presentan distintos tipos de demostraciones:
    automáticas, aplicativas y declarativas.›
 section ‹Razonamiento ecuacional›

@@ Línea 604: / Línea 604: @@
 section {* Heurística de generalización *}
 text {* ---------------------------------------------------------------
@@ Línea 622: / Línea 617: @@
 | "inversaAcAux (x#xs) ys = inversaAcAux xs (x#ys)"
-fun inversaAc :: "'a list ⇒ 'a list" where
+definition inversaAc :: "'a list ⇒ 'a list" where
    "inversaAc xs = inversaAcAux xs []"
 value "inversaAc [a,c,b,e] = [e,b,c,a]"
 text {* ---------------------------------------------------------------
@@ Línea 651: / Línea 684: @@
    "inversaAcAux xs ys = (inversa xs) @ ys"
 proof (induct xs arbitrary: ys)
-   show "⋀ys. inversaAcAux [] ys = inversa [] @ ys" by simp
+   show "⋀ys. inversaAcAux [] ys = (inversa [])@ys" by simp
 next
    fix a xs
@@ Línea 660: / Línea 693: @@
      have "inversaAcAux (a#xs) ys = inversaAcAux xs (a#ys)" by simp
      also have "… = inversa xs@(a#ys)" using HI by simp
-     also have "… = inversa (a#xs)@ys" by simp
+     also have "… = inversa (a#xs)@ys" using [[simp_trace]] by simp
      finally show "inversaAcAux (a#xs) ys = inversa (a#xs)@ys" by simp
    qed
@@ Línea 677: / Línea 710: @@
      lista arbitraria (con "fix ys") y se demuestra "P(ys)".
 *}
 text {* ---------------------------------------------------------------
@@ Línea 685: / Línea 754: @@
 (* La demostración aplicativa es *)
 corollary "inversaAc xs = inversa xs"
-   apply (simp add: inversaAcAux_es_inversa)
+   apply (simp add: inversaAcAux_es_inversa inversaAc_def)
    done
 (* La demostración automática es *)
 corollary "inversaAc xs = inversa xs"
-   by (simp add: inversaAcAux_es_inversa)
+   by (simp add: inversaAcAux_es_inversa inversaAc_def)
 text {*
    Comentario de la demostración anterior:
-   · "(simp add: inversaAcAux_es_inversa)" es el método de demostración
+   · "(simp add: inversaAcAux_es_inversa inversaAc_def)" es el método de
-     por simplificación usando como regla de simplificación la propiedad
+     demostración por simplificación usando como regla de simplificación
-     inversaAcAux_es_inversa.
+     las propiedades inversaAcAux_es_inversa e inversaAc_def.
 *}

@@ Línea 11: / Línea 11: @@
    Para cada propiedades se presentan distintos tipos de demostraciones:
-   automáticas, aplicativas y estructuradas. *}
+   automáticas, aplicativas y declarativas. *}
 declare [[names_short]]
@@ Línea 248: / Línea 248: @@
    by (induct n) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma "longitud (repite n x) = n"
 proof (induct n)
@@ Línea 328: / Línea 328: @@
    by (induct xs) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma "conc xs (conc ys zs) = conc (conc xs ys) zs"
 proof (induct xs)
@@ Línea 373: / Línea 373: @@
    by (induct xs) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma "conc xs [] = xs"
 proof (induct xs)
@@ Línea 406: / Línea 406: @@
    by (induct xs) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma "longitud (conc xs ys) = longitud xs + longitud ys"
 proof (induct xs)
@@ Línea 486: / Línea 486: @@
    by (induct rule: coge.induct) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma "conc (coge n xs) (elimina n xs) = xs"
 proof (induct rule: coge.induct)
@@ Línea 555: / Línea 555: @@
    by (cases xs) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)"
 proof (cases xs)
@@ Línea 576: / Línea 576: @@
 *}
-(* La demostración estructurada simplificada es *)
+(* La demostración declarativa simplificada es *)
 lemma "esVacia xs = esVacia (conc xs xs)"
 proof (cases xs)
@@ Línea 647: / Línea 647: @@
    by (induct xs arbitrary: ys) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma inversaAcAux_es_inversa:
    "inversaAcAux xs ys = (inversa xs) @ ys"
@@ Línea 719: / Línea 719: @@
    tal que (map f xs) es la lista obtenida aplicando la función f a los
    elementos de xs. Por ejemplo,
-      map (λx. 2*x) [3,2,5] = [6,4,10]
+      map (λx. 2*x) [3::nat,2,5] = [6,4,10]
    ------------------------------------------------------------------ *}
@@ Línea 727: / Línea 729: @@
 value "map (λx. 2*x) [3::nat,2,5] = [6,4,10]"
 text {* ---------------------------------------------------------------
    Ejemplo 24. (p. 45) Demostrar que
-      sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)
+      sum (map (( * ) 2) xs) = 2 * (sum xs)
    ------------------------------------------------------------------- *}
 (* La demostración aplicativa es *)
-lemma "sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)"
+lemma "sum (map (( * ) 2) xs) = 2 * (sum xs)"
    apply (induct xs)
       (* 1. sum (map (( * ) 2) []) = 2 * sum []
@@ Línea 744: / Línea 748: @@
 (* La demostración automática es *)
-lemma "sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)"
+lemma "sum (map (( * ) 2) xs) = 2 * (sum xs)"
    by (induct xs) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
-lemma "sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)"
+lemma "sum (map (( * ) 2) xs) = 2 * (sum xs)"
 proof (induct xs)
-   show "sum (map (λx. 2*x) []) = 2 * (sum [])" by simp
+   show "sum (map (( * ) 2) []) = 2 * (sum [])" by simp
 next
    fix a xs
-   assume HI: "sum (map (λx. 2*x) xs) = 2 * (sum xs)"
+   assume HI: "sum (map (( * ) 2) xs) = 2 * (sum xs)"
-   have "sum (map (λx. 2*x) (a#xs)) = sum ((2*a)#(map (λx. 2*x) xs))"
+   have "sum (map (( * ) 2) (a#xs)) = sum ((2*a)#(map (( * ) 2) xs))"
      by simp
-   also have "... = 2*a + sum (map (λx. 2*x) xs)" by simp
+   also have "... = 2*a + sum (map (( * ) 2) xs)" by simp
    also have "... = 2*a + 2*(sum xs)" using HI by simp
    also have "... = 2*(a + sum xs)" by simp
    also have "... = 2*(sum (a#xs))" by simp
-   finally show "sum (map (λx. 2*x) (a#xs)) = 2*(sum (a#xs))" by simp
+   finally show "sum (map (( * ) 2) (a#xs)) = 2*(sum (a#xs))" by simp
 qed
@@ Línea 782: / Línea 786: @@
    by (induct xs) simp_all
-(* La demostración estructurada es *)
+(* La demostración declarativa es *)
 lemma "longitud (map f xs) = longitud xs"
 proof (induct xs)

← Revisión anterior	Revisión del 14:12 1 may 2019
(Sin diferencias)

@@ Línea 10: / Línea 10: @@
    programas funcionales de tema 6 http://bit.ly/2Za6YWY
-   Para cada propiedades se presentan distintos tipos de demostraciones: automáticas, aplicativas y estructuradas. *}
+   Para cada propiedades se presentan distintos tipos de demostraciones:
 declare [[names_short]]
@@ Línea 268: / Línea 269: @@
      inducción:
 . longitud (repite 0 x) = 0
-. ⋀n. longitud (repite n x) = n ⟹ longitud (repite (Suc n) x) = Suc n
+. ⋀n. longitud (repite n x) = n ⟹
      donde ⋀n se lee "para todo n".
    · "next" indica el siguiente subobjetivo.