Τυποποίηση και Τερματισμός στο λ-λογισμό

Transcript

1 ΕΘΝΙΚΟ ΜΕΤΣΟΒΙΟ ΠΟΛΥΤΕΝΕΙΟ ΣΧΟΛΗ ΗΛΕΚΤΡΟΛΟΓΩΝ ΜΗΧΑΝΙΚΩΝ ΚΑΙ ΜΗΧΑΝΙΚΩΝ ΥΠΟΛΟΓΙΣΤΩΝ ΤΟΜΕΑΣ ΤΕΧΝΟΛΟΓΙΑΣ ΠΛΗΡΟΦΟΡΙΚΗΣ ΚΑΙ ΥΠΟΛΟΓΙΣΤΩΝ Τυποποίηση και Τερματισμός στο λ-λογισμό ΔΙΠΛΩΜΑΤΙΚΗ ΕΡΓΑΣΙΑ ΙΩΑΝΝΗΣ ΚΟΚΚΙΝΗΣ Επιβλέπων: Γεώργιος Κολέτσος Καθηγητής Ε.Μ.Π. Αθήνα, Νοέμβριος 2010

2

3 ΕΘΝΙΚΟ ΜΕΤΣΟΒΙΟ ΠΟΛΥΤΕΝΕΙΟ ΣΧΟΛΗ ΗΛΕΚΤΡΟΛΟΓΩΝ ΜΗΧΑΝΙΚΩΝ ΚΑΙ ΜΗΧΑΝΙΚΩΝ ΥΠΟΛΟΓΙΣΤΩΝ ΤΟΜΕΑΣ ΤΕΧΝΟΛΟΓΙΑΣ ΠΛΗΡΟΦΟΡΙΚΗΣ ΚΑΙ ΥΠΟΛΟΓΙΣΤΩΝ Τυποποίηση και Τερματισμός στο λ-λογισμό ΔΙΠΛΩΜΑΤΙΚΗ ΕΡΓΑΣΙΑ ΙΩΑΝΝΗΣ ΚΟΚΚΙΝΗΣ Επιβλέπων: Γεώργιος Κολέτσος Καθηγητής Ε.Μ.Π. Εγκρίθηκε από την τριμελή εξεταστική επιτροπή την 8η Νοεμβρίου Γεώργιος Κολέτσος Καθηγητής Ε.Μ.Π.... Νικόλαος Παπασπύρου Αν. Καθηγητής Ε.Μ.Π.... Ευστάθιος Ζάχος Καθηγητής Ε.Μ.Π. Αθήνα, Νοέμβριος 2010

4 ... Ιωάννης Κοκκίνης Διπλωματούχος Ηλεκτρολόγος Μηχανικός και Μηχανικός Υπολογιστών Ε.Μ.Π. Copyright c Ιωάννης Κοκκίνης Με επιφύλαξη παντός δικαιώματος. All rights reserved. Απαγορεύεται η αντιγραφή, αποθήκευση και διανομή της παρούσης εργασίας, εξ ολοκλήρου ή τμήματος αυτής, για εμπορικό σκοπό. Επιτρέπεται η ανατύπωση, αποθήκευση και διανομή για σκοπό μη κερδοσκοπικό, εκπαιδευτικής ή ερευνητικής φύσης, υπό την προϋπόθεση να αναφέρεται η πηγή προέλευσης και να διατηρείται το παρόν μήνυμα. Ερωτήματα που αφορούν τη χρήση της εργασίας για κερδοσκοπικό σκοπό πρέπει να απευθύνονται προς τον συγγραφέα. Οι απόψεις και τα συμπεράσματα που περιέχονται σε αυτό το έγγραφο εκφράζουν τον συγγραφέα και δεν πρέπει να ερμηνευθεί ότι αντιπροσωπεύουν επίσημες θέσεις του Εθνικού Μετσοβίου Πολυτεχνείου.

5 5 Ευχαριστίες Κατ'αρχάς θα ήθελα να ευχαριστήσω τον επιβλέποντα της διπλωματικής μου εργασίας, κ. Γιώργο Κολέτσο, για την καθοδήγηση και την βοήθειά του σε κάθε φάση της δημιουργία της. Ακόμα θα ήθελα να ευχαριστήσω τους υπόλοιπους καθηγητές μου και ιδιαιτέρως τον κ. Ν. Παπασπύρου για όλα όσα μου προσέφεραν στα χρόνια των σπουδών μου. Επίσης θα ήθελα να ευχαριστήσω τα μέλη της οικογένειάς μου για τη διαρκή τους στήριξη, χωρίς την οποία η επιτυχής περάτωση των σπουδών μου θα ήταν αδύνατη. Τέλος θέλω να ευχαριστήσω τους φίλους και συναδέλφους μου για τα όμορφα φοιτητικά χρόνια που περάσαμε μαζί.

6 6 Περίληψη Σκοπός της εργασίας είναι να δείξουμε πώς η τυποποίηση (απόδωση τύπων) μπορεί να χρησιμοποιηθεί ως ισχυρό εργαλείο για την απόδειξη θεωρημάτων στο λ-λογισμό, τα οποία σχετίζονται κυρίως με την κανονικοποίηση. Ως σύστημα τυποποίησης χρησιμοποιείται συνήθως το σύστημα τύπων τομής D, το οποίο παρουσιάζει την ενδιαφέρουσα ιδιότητα κάθε όρος που τυποποιείται σε αυτό να είναι ισχυρά κανονικοποιήσιμος. Για να δείξουμε όμως ότι η χρήση των τύπων τομής δεν είναι πάντοτε απαραίτητη καταλήγουμε σε μερικά συμπεράσματα και με τη χρήση τυποποίησης στο λ-λογισμό με απλούς τύπους. Τα περιεχόμενα των κεφαλαίων έχουν ως εξής: Κεφάλαιο 1 Καθαρός λάμβδα λογισμός. Αναφερόμαστε, χωρίς να εμβαθύνουμε πολύ, σε έννοιες όπως οι ελεύθερες μεταβλητές, οι υποόροι η β- αναγωγή και η ισχυρή κανονικοποίηση. Κεφάλαιο 2 Τύποι. Αναφερόμαστε στη χρησιμότητα των τύπων στον προγραμματισμό και εισάγουμε τα δύο συστήματα τύπων με τα οποία θα ασχοληθούμε: λάμβδα λογισμός με απλούς τύπους και σύστημα D. Κεφάλαιο 3 Αναπτύξεις. Εξηγούμε την έννοια της ανάπτυξης. Αποδεικύνουμε το θεώρημα των πεπερασμενων αναπτύξεων και βλέπουμε πώς αυτό μπορεί να μας οδηγήσει σε μια ικανή συνθήκη ισχυρής κανονικοποίησης. Κεφάλαιο 4 Η ιδιότητα Church-Rosser. Με χρήση της μεθόδου της αναγωγιμότητας (reducibility method) αποδεικνύουμε την ισχύ της ιδιότητας Church- Rosser για τους τυποποιήσιμους όρους στο σύστημα D, ύστερα αποδεικνύουμε την ισχύ της ιδιότητας Church-Rosser για τις αναπτύξεις και τέλος αποδεικνύουμε το θεώρημα Church-Rosser για τον καθαρό λάμβδα λογισμό. Κεφάλαιο 5 Το Ω-θεώρημα. Παρουσιάζουμε μια απόδειξη του Ω-θεωρήματος με χρήση τυποποποίησης στο σύστημα D. Κεφάλαιο 6 Ανοιχτά προβλήματα. Δίνουμε κατευθύνσεις για μελλοντική έρευνα σε τομείς που σχετίζονται με το αντικείμενο της παρούσης εργασίας.

7 Περιεχόμενα Ευχαριστίες 5 Περίληψη 6 Περιεχόμενα 7 1 Καθαρός λάμβδα λογισμός 8 2 Λάμβδα λογισμός με τύπους Λάμβδα λογισμός με απλούς τύπους Τύποι τομής Αναπτύξεις 22 4 Η ιδιότητα Church - Rosser Η ιδιότητα Church-Rosser για το σύστημα D Η ιδιότητα Church-Rosser για τις αναπτύξεις Η ιδιότητα Church-Rosser για τον καθαρό λάμβδα λογισμό Το Ω-θεώρημα 37 6 Ανοιχτά προβλήματα 43 Βιβλιογραφία 45 Ευρετήριο 47 7

8 Κεφάλαιο 1 Καθαρός λάμβδα λογισμός Ο λ-λογισμός, προτάθηκε από τον Alonzo Church τη δεκαετία του 1930, ως ένα τυπικό σύστημα για την αναπαράσταση συναρτήσεων, το οποίο θα βοηθούσε στην έρευνα για τα θεμέλια των μαθηματικών. Μετά την απόδειξη της ασυνέπειας του αρχικού συστήματος(παράδοξο των Kleene-Rosser 1 ) ο Church δημοσίευσε στο [4] το σύστημα το οποίο είναι γνωστό σήμερα ως καθαρός λ- λογισμός ή λ-λογισμός χωρίς τύπους (θα το συμβολίζουμε και ως λ). Τελικά αποδείχθηκε ότι όλες οι αναδρομικές συναρτήσεις μπορούν να αναπαρασταθούν στο σύστημα λ. Ο λ-λογισμός έχει βρει πολλές εφαρμογές στη λογική, στη θεωρία υπολογισμού και στη θεωρία των γλωσσών προγραμματισμού. Οι συναρτήσεις και τα ορίσματά τους - αντίστοιχα τα προγράμματα και η είσοδός τους - αναπαρίστανται στο λ-λογισμό ως όροι. Το σύνολο Λ των λ-όρων ορίζεται επαγωγικά ως εξής: Ορισμός 1.1 (Σύνολο Λ). Έστω V μεταβλητών. = tx 1, x 2,... u ένα αριθμήσιμο σύνολο x P V ùñ x P Λ x P V ^ M P Λ ùñ (λx.m) P Λ (λ-αφαίρεση πάνω στον M) M P Λ ^ N P Λ ùñ (MN) P Λ (εφαρμογή του M στον N) 2 Με άλλα λόγια κάθε λ-όρος μπορεί να είναι είτε μια μεταβλητή, είτε μια λ- αφαίρεση, είτε μια εφαρμογή. Αυτή η παρατήρηση για την επαγωγική κατασκευή των λ-όρων θα μας φανεί πολύ χρήσιμη στη συνέχεια για ορισμούς συνόλων, αποδείξεις θεωρημάτων κτλ. σχετικά με το λ-λογισμό. Παραδείγματα όρων είναι I = (λx.x), K = (λx.(λy.x)) και S = (λx.(λy.(λz.((xz)(yz))))). Μια σημαντική παρατήρηση, που θα βοηθήσει στην κατανόηση της διαφοράς του καθαρού λ-λογισμoύ με τον λ-λογισμό με τύπους, είναι ότι στον λ κάθε όρος μπορεί να εφαρμοστεί σε οποιονδήποτε όρο. Για παράδειγμα οι II, xx, SSK είναι έγκυροι λ-όροι. Όπως θα δούμε στη συνέχεια όλοι οι προηγούμενοι όροι 1 έστω ο όρος M = λx. (xx). Ισχύει ότι MM = β MM, το οποίο είναι αντίθεση. Βέβαια στο σύστημα που θα παρουσιάσουμε εμείς δεν συμπεριλαμβάνεται ο τελεστής, οπότε αυτή η λογική ασυνέπεια δεν θα μας απασχολήσει άλλο 2 στο υπόλοιπό κείμενο θα χρησιμοποιούμε τους πεζούς λατινικούς χαρακτήρες (x, y, z, a,... ) για να αναφερόμαστε σε στοιχεία του συνόλου V και τυς κεφαλαίους λατινικούς χαρακτήρες (X, Y, Z, A,... ) για να αναφερόμαστε σε στοιχεία του συνόλου Λ 8

9 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 1. ΚΑΘΑΡΟΣ ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ 9 δεν τυποποιούνται - άρα δεν είναι έγκυροι - σε όλα τα συστήματα τυποποίησης. Για απλότητα θεωρούμε ότι (λx.m) = λx.m και ότι λx 1 x 2 x 3... x n.m = λx 1.λx 2.λx λx n.m. Η εφαρμογή είναι αριστερά προσεταιριστική, δηλαδή M 1 M 2 M 3... M n = (((M 1 M 2 )M 3 )... M n ). Έτσι ο όρος S μπορεί να γραφεί και ως λxyz.(xz(yz)). Ο τελεστής λ δεσμεύει τη μεταβλητή που τον ακολουθεί. Επομένως κάθε εμφάνιση μεταβλητής που βρίσκεται στην εμβέλεια ενός τελεστή λ θα καλείται δεσμευμένη, διαφορετικά θα καλείται ελεύθερη. Το σύνολο των ελεύθερων μεταβλητών του όρου P θα συμβολίζεται με F V (P ). Αν F V (P ) = H τότε ο P θα λέγεται κλειστός όρος.οι δεσμευμένες μεταβλητές είναι βουβές, δηλαδή δρουν όπως οι δείκτες στα αθροίσματα ή στα γινόμενα. Επομένως το όνομά τους δεν είναι σημαντικό. Έτσι θα λέμε ότι δύο όροι P, Q είναι α-ισοδύναμοι (συμβολισμός P α Q) αν ταυτίζονται συντακτικά, εκτός από τα ονόματα των δεσμευμένων μεταβλητών τους. Για παράδειγμα λx.xx α λz.zz. Στα επόμενα θα γράφουμε αντί για α, αν δε δημιουργείται σύγχυση. Η σύμβαση των μεταβλητών του Barendregt επιβάλει ότι σε έναν όρο όλες οι ελεύθερες μεταβλητές έχουν διαφορετικά ονόματα από τις δεσμευμένες. Έστω όροι P, Q 1,..., Q n. Ο όρος P [x 1 := Q 1,..., x n := Q n ] θα προκύπτει από τον P με "ταυτόχρονη" αντικατάσταση όλων των ελεύθερων εμφανίσεων των x i από τους όρους Q i αντίστοιχα. Για παράδειγμα ((λx.xyy)xyz)[x := ww, y := x] = (λd.dxx)(ww)xz (ακολουθώντας τη σύμβαση των μεταβλητών αλλάξαμε το x μετά το λ με d για να αποφύγουμε τη λανθασμένη δέσμευση μιας ελεύθερης μεταβλητής). Ορισμός 1.2 (Σύνολο υποόρων). Έστω όρος P. To σύνολο των υποόρων του P, SubT erms(p ), ορίζεται επαγωγικά ως εξής: P x, x P V ùñ SubT erms(p ) = x P P 1 P 2 ùñ SubT erms(p ) = SubT erms(p 1 ) Y SubT erms(p 2 ) P λx.q ùñ SubT erms(p ) = SubT erms(q) Y tp u Ορισμός 1.3 (μέγεθος όρου). Έστω P P Λ. Το μέγεθος του P (συμβολισμός }P }) ορίζεται με επαγωγή στην κατασκευή του P ως εξής: P x ùñ }P } = 1 P λx.q ùñ }P } = 1 + }Q} P P 1 P 2 ùñ }P } = }P 1 } + }P 2 } + 1 Με άλλα λόγια το μέγεθος ενός όρου ισούται με το πλήθος των μεταβλητών, των λ-αφαιρέσεων και εφαρμογών σε αυτόν. Ορισμός 1.4. Με }P } x συμβολίζουμε το πλήθος των ελεύθερων εμφανίσεων της μεταβλητής x στον όρο P. Δηλαδή ισχύει: " 1 y = x P y ùñ }P } x = 0 y x P P 1 P 2 ùñ }P } x = }P 1 } x + }P 2 } x P λy.q ùñ }P } x = }Q} x (λόγω της σύμβασης των μεταβλητών υποθέτουμε ότι x y)

10 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 1. ΚΑΘΑΡΟΣ ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ 10 Έστω f μια συνάρτηση, η οποία αναπαρίσταται από τον λ-όρο F και έστω x το όρισμά της, το οποίο αναπαρίσταται από τον λ-όρο X. Το f(x) θα αναπαρίσταται από τον όρο F X (εφαρμογή της συνάρτησης F πάνω στο όρισμά της X) - αντίστοιχη αναπαράσταση θα έχουμε και για ένα πρόγραμμα με την είσοδό του. Για να αναπαραστήσουμε στο λ - λογισμό τον υπολογισμό του f(x) δίνουμε τους παρακάτω ορισμούς. Ορισμός 1.5 (λ-συμβατότητα). Μια διμελής σχέση ÝÑ R πάνω στο σύνολο Λ ονομάζεται λ-συμβατή αν είναι ανακλαστική και έχει τις ακόλουθες ιδιότητες 3 : A ÝÑ R B ùñ λx.a ÝÑ R λx.b A ÝÑ R B ^ C ÝÑ R D P Λ ùñ AC ÝÑ R BD Ορισμός 1.6 (β-αναγωγή). Ορίζουμε τη σχέση ÝÑ β πάνω στο σύνολο Λ ως εξής: P ÝÑ β Q ùñ λx.p ÝÑ β λx.q P ÝÑ β Q ùñ P W ÝÑ β QR (λx.p )Q ÝÑ β P [x := Q] P ÝÑ β Q ùñ W P ÝÑ β RQ Κάθε όρος της μορφής (λx.p )Q θα ονομάζεται redex, ενώ το P [x := Q] θα ονομάζεται το αντίστοιχο contractum του. Κάθε όρος που δεν περιέχει ως υποόρο κάποιο redex θα ονομάζεται κανονική μορφή (normal form). Η σχέση β είναι η ελάχιστη μεταβατική λ-συμβατή σχέση που περιέχει την ÝÑ β. Η σχέση = β είναι η αντίστοιχη σχέση ισοδυναμίας. Έτσι αν για δύο όρους P, Q ισχύει P β Q θα υπάρχει μία ακολουθία όρων P 1, P 2,..., P n, με P 1 ÝÑ β P 2 ÝÑ β P 3 ÝÑ β... P n, P 1 = P και P n = Q. Κάθε ακολουθία όπως την προηγούμενη, θα την ονομάζουμε ακολουθία β-αναγωγών από τον όρο P. Επομένως αν ο όρος P αντιστοιχεί σε κάποιο πρόγραμμα, οι εμφανίσεις redexes μέσα στον όρο P θα αντιστοιχούν σε κάποιους υπολογισμούς που πρέπει να γίνουν μέσα στο πρόγραμμα (π.χ. κλήσεις συναρτήσεων, αποτίμηση ορισμάτων τελεστών κτλ.). Η ακολουθία β-αναγωγών από τον όρο P αντιστοιχεί στην εκτέλεση αυτών των υπολογισμών - η οποία μπορεί να γίνει φυσικά με ποικίλους τρόπους (π.χ. από αριστερά προς τα δεξιά, από μέσα προς τα έξω, πρόθυμα, lazy) όπως και στις γλώσσες προγραμματισμού. Κάθε ακολουθία β- αναγωγών που ξεκινά από μία κανονική μορφή θα έχει υποχρεωτικά μηδενικό μήκος, αφού οι κανονικές μορφές δεν περιέχουν redex. Επομένςως οι κανονικές μορφές αντιστοιχούν σε προγράμματα, στα οποία δεν μπορεί να γίνει κανένας υπολογισμός. Αν ξεκινώντας από έναν όρο P μπορούμε να καταλήξουμε, μέσω κάποιας ακολουθίας β-αναγωγών, σε έναν όρο U ο οποίος είναι σε κανονική μορφή, τότε ο όρος P ονομάζεται ασθενώς κανονικοποιήσιμος (weakly normalizable) ή απλώς κανονικοποιήσιμος (normalizable) και ο U κανονική μορφή του P. Όπως θα δούμε στα επόμενα (λήμμα 4.3.4) κάθε κανονικοποιήσιμος όρος έχει μοναδική κανονική μορφή. Κάθε ακολουθία β-αναγωγών που καταλήγει σε κανονική μορφή λέμε ότι τερματίζει. Αν κάθε ακολουθία β-αναγωγών που ξεκινά από τον όρο P τερματίζει, λέμε ότι ο όρος P είναι ισχυρά κανονικοποιήσιμος (strongly normalizable). Επομένως μπορούμε να ορίσουμε τα παρακάτω σύνολα όρων. 3 στο υπόλοιπο κείμενο αντί για (P, Q) P ÝÑ R θα γράφουμε P ÝÑ R Q

11 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 1. ΚΑΘΑΡΟΣ ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ 11 Ορισμός 1.7. NF = tm P Λ το M είναι κανονική μορφήu W N = tm P Λ το M έχει κανονική μορφήu SN = tm P Λ κάθε ακολουθία β-αναγωγών με αρχή το M τερματίζει u Προφανώς ισχύει ότι NF SN W N Λ. Για παράδειγμα I P NF και KIS P SN. Θέτουμε ω = λx.xx και Ω = ωω. Το μοναδικό redex που περιέχει ο όρος Ω είναι το ίδιο το Ω, οπότε ισχύει ότι κάθε ακολουθία β-αναγωγών που ξεκινάει από το Ω είναι της μορφής Ω ÝÑ β Ω ÝÑ β Ω ÝÑ β.... Οπότε Ω R SN. Ακόμα (λx.z)ω P W N SN, αφού (λx.z)ω ÝÑ β z αλλά και (λx.z)ω ÝÑ β (λx.z)ω ÝÑ β (λx.z)ω ÝÑ β.... Παρατήρηση. Μια εύλογη απορία του αναγνώστη είναι ποια από τα σύνολα NF, W N, SN είναι αναδρομικά και ποια όχι. Ένας όρος είναι κανονική μορφή ανν δεν περιέχει κάποιο redex ως υποόρο, πράγμα το οποίο μπορούμε να ελέγξουμε εύκολα με συντακτική ανάλυση(parsing). Επομένως το σύνολο N F είναι αναδρομικό. Η μη επιλυσιμότητα του Halting Problem επιτάσσει ότι τα σύνολα W N και SN δεν μπορούν να είναι αναδρομικά. Και πράγματι αυτό συμβαίνει. Για την απόδειξη της μη επιλυσιμότητας του W N δείτε το [9] σελ. 39, ενώ για μια απόδειξη της μη επιλυσιμότητας του SN δείτε το [9] σελ Τα προηγούμενα αποτελέσματα προκύπτουν και από ένα γενικότερο θεώρημα, το οποίο είναι το ανάλογο του θεωρήματος του Rice για το λ-λογισμό. Η απόδειξη αυτού του θεωρήματος μπορεί να βρεθεί στο [2], θεώρημα Λήμμα 1.8. Έστω P, Q, Q 1 P Λ με Q β Q 1. Τότε ισχύει ότι: Απόδειξη. Με απλή επαγωγή στον P. P [x := Q] β P [x := Q 1 ] Λήμμα 1.9. Έστω P, P 1, Q P Λ με P β P 1. Τότε ισχύει ότι: P [x := Q] β P 1 [x := Q] Απόδειξη. Προφανώς αρκεί να το δείξουμε για P ÝÑ β P 1. Θα το κάνουμε με επαγωγή στην κατασκευή της προηγούμενης β-αναγωγής. Η μόνη ενδιαφέρουσα περίπτωση είναι όταν P (λy.z)w και P 1 Z[y := W ]. Λόγω της σύμβασης των μεταβλητών υποθέτουμε ότι x y και y R F V (Q). Ισχύει ότι P 1 [x := Q] = Z[y := W ][x := Q] = Z[x := Q, y := W [x := Q]]. Ακόμα P [x := Q] = (λy.z[x := Q])W [x := Q] ÝÑ β Z[x := Q][y := W [x := Q]] = Z[x := Q, y := W [x := Q]] = P 1. Λήμμα Έστω P, P 1, Q, Q 1 P Λ με P β P 1 και Q β Q 1. Τότε ισχύει ότι P [x := Q] β P 1 [x := Q 1 ]. Απόδειξη. Από το λήμμα 1.8 έχουμε ότι P [x := Q] β P [x := Q 1 ] και από το λήμμα 1.9 ότι P [x := Q 1 ] β P 1 [x := Q 1 ]. Το ζητούμενο έπεται από τη μεταβατική ιδιότητα της σχέσης β. Λήμμα Έστω P P Λ. Ο P μπορεί να γραφεί κατά μοναδικό τρόπο στην παρακάτω μορφή: λx 1 x 2... x n.qp 1... P m με x i P V (1 i n), P i P Λ (1 i m), m, n 0 και Q να είναι μεταβλητή ή redex.

12 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 1. ΚΑΘΑΡΟΣ ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ 12 Απόδειξη. Με επαγωγή στον P. P x ùñ ο P είναι ήδη στη ζητούμενη μορφή με Q x και m = n = 0 P λx.p 1 ùñ από επαγωγική υπόθεση (ε.υ.) Dn 1, m 1 : P 1 λx 1 x 2... x n 1.QP 1... P m 1 οπότε P λxx 1 x 2... x n 1.QP 1... P m 1 και ο P είναι στην επιθυμητή μορφή με n = n και m = m 1 P P 1 P 2 ùñ αν ο P 1 είναι λ-αφαίρεση τότε ο P είναι στην επιθυμητή μορφή με n = m = 0 και τον όρο Q να είναι redex. Αν ο P 1 δεν είναι αφαίρεση τότε θα είναι στην παραπάνω μορφή με n = 0 δηλαδή θα ισχύει ότι P 1 = QP 1... P m άρα P = QP 1... P m P 2 άρα και ο P είναι στην επιθυμητή μορφή Ο όρος Q στην παραπάνω μορφή ονομάζεται redex κεφαλής. Αν ένας όρος P μπορεί να γραφεί στην παραπάνω μορφή με τον όρο Q να είναι μεταβλητή τότε λέμε ότι ο όρος P είναι σε κανονική μορφή κεφαλής.

13 Κεφάλαιο 2 Λάμβδα λογισμός με τύπους Ο κύριος λόγος για τον οποίο χρησιμοποιούνται οι τύποι στην Πληροφορική είναι η ασφάλεια στον προγραμματισμό, όπως ακριβώς οι μονάδες μέτρησης δίνουν ασφάλεια στις πράξεις μεταξύ φυσικών ποσοτήτων, αποτρέποντάς μας από το να προσθέσουμε 2 Ampere με 3 V olt. Σε μια γλώσσα όπως η C ή η Java ο προγραμματιστής δηλώνοντας ότι ένα αντικείμενο έχει κάποιο τύπο, περιορίζει αμέσως τη χρήση του σε συγκεκριμένες θέσεις στον κώδικα - εκεί όπου επιτρέπεται (από τους τελεστές, τις συναρτήσεις και γενικότερα τη σημασιολογία της γλώσσας) η χρήση αντικειμένων αυτού του τύπου. Ο μεταγλωττιστής μπορεί, με τη βοήθεια των τύπων, να ανιχνεύσει σημασιολογικά λάθη, όπως την πρόσθεση ενός αριθμού σε ένα string (αν αυτό δεν επιτρέπεται από τη γλώσσα προγραμματισμού) ή την κλήση μιας συνάρτησης με όρισμα ακέραιο ενώ αυτή περιμένει όρισμα έναν πραγματικό αριθμό (αν η γλώσσα δεν υποστηρίζει πολυμορφισμό τύπων). Εκτός αυτού με τη βοήθεια της τυποποίησης είναι εύκολο να ανιχνευθεί ότι μία έκφραση έχει τύπο σταθεράς και έτσι η αποτίμησή της να γίνει κατά το χρόνο μεταγλώττισης, μειώνοντας το χρόνο εκτέλεσης του προγράμματος. Οι τύποι στο λ-λογισμό εισήχθησαν από τον Haskell Curry το 1934 και από τον Alonzo Church το Έτσι έχουμε τα διάφορα συστήματα τύπων με τις εκδόσεις τους à la Curry και à la Church. Η κύρια διαφορά τους είναι ότι στα συστήματα à la Church οι τύποι των μεταβλητών δηλώνονται ρητά μαζί με τους όρους ενώ στα συστήματα à la Curry αυτό δε συμβαίνει. Ένα σύστημα τύπων à la Church λειτουργεί όπως το σύστημα τύπων μιας γλώσσας προγραμματισμού σαν τη C, όπου ο προγραμματιστής χρειάζεται να δηλώνει τον τύπο κάθε μεταβλητής που θα χρησιμοποιήσει. Αντίθετα ένα σύστημα τύπων à la Curry μοιάζει με το σύστημα τύπων μιας γλώσσας σαν την ML, όπου ο προγραμματιστής δε χρειάζεται να δηλώνει τους τύπους των μεταβλητών και αφήνεται στο μεταγλωττιστή να τους συμπεράνει. Τα δύο συστήματα τύπων με τα οποία θα ασχοληθούμε στο παρόν κείμενο, θα τα θεωρήσουμε με τις εκδόσεις τους à la Curry 1. Όπως συμβαίνει και στον προγραμματισμό, οι τύποι δίνουν ασφάλεια στο λ-λογισμό χρησιμεύοντας στην απόδοση ιδιοτήτων σε όρους. Για παράδειγμα αποδεικνύεται, όπως θα δούμε στη συνέχεια, ότι αν ένας όρος τυποποιείται σε κάποια συστήματα τυποποίησης τότε είναι ισχυρά κανονικοποιήσιμος. Επομένως ένας εναλλακτικός τρόπος για την απόδειξη της ιδιότητας της 1 για μια εισαγωγή στα συστήματα τύπων δείτε το [2] 13

14 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 14 ισχυρής κανονικοποίησης (αντίστοιχα κάποιας άλλης ιδιότητας) μπορεί να είναι η απόδειξη της ιδιότητας της τυποποίησης σε κάποιο σύστημα. Στο λ-λογισμό με τύπους, οι τύποι μπορούν να θεωρηθούν ως ετικέτες στα στοιχεία του συνόλου Λ, οι οποίες προέρχονται από ένα σύνολο τύπων, έστω T. Για να προχωρήσουμε στην τυποποίηση των στοιχείων του συνόλου Λ χρειαζόμαστε τον παρακάτω ορισμό: Ορισμός 2.1 (Περιβάλλον τύπων). Κάθε σύνολο Γ = tx 1 : τ 1, x 2 : τ 2,..., x n : τ n u 2 με x i P V, τ i P T και i j ùñ x i x j για 1 i n και 1 j n θα λέγεται περιβάλλον ή βάση. Ο συμβολισμός x i : τ i σημαίνει ότι ανατίθεται στη μεταβλητή x i ο τύπος τ i. Επομένως ένα περιβάλλον τύπων αποτελείται από αναθέσεις τύπων σε μεταβλητές. Ορίζουμε ως πεδίο ορισμού του περιβάλλοντος Γ = tx 1 : τ 1, x 2 : τ 2,..., x n : τ n u το σύνολο dom(γ) = tx 1, x 2,..., x n u. Επομένως μπορούμε να θεωρήσουμε το Γ ως συνάρτηση για την οποία ισχύει ότι Γ(x i ) = τ i. Το Γ Y t x : τ u θα συμβολίζεται και ως Γ, x : τ (αν όμως x R dom(γ)). Ορισμός 2.2. Αν V 0 είναι ένα σύνολο μεταβλητών θα ισχύει ότι: Γ æ V 0 = tx i : τ i x i P V 0 u. Το Γ æ V 0 θα λέγεται περιορισμός του Γ στο σύνολο V 0. Το προγραμματιστικό ανάλογο του περιβάλλοντος τυποποίησης είναι η ρητή δήλωση του τύπου των μεταβλητών μέσα στον κώδικα γλωσσών όπως η C, η Pascal ή η Java. Στο υπόλοιπο κείμενο όταν γράφουμε Γ $ M : σ θα εννοούμε ότι ο όρος M P Λ παίρνει τον τύπο σ P T μέσα στο περιβάλλον τυποποίησης Γ. Σε αυτήν την περίπτωση ο όρος M θα καλείται τυποποιήσιμος. Αυτό που διαφέρει στα συστήματα τυποποίησης είναι οι κανόνες με τους οποίους μπορούμε να καταλήξουμε στην τυποποίηση ενός όρου καθώς και οι κατασκευαστές τύπων, δηλαδή τελεστές με τους οποίους μπορούμε να κατασκευάζουμε σύνθετους τύπους από απλούστερους. Ο πιο σημαντικός κατασκευαστής τύπων, τον οποίο περιέχουν όλα τα συστήματα τυποποίησης είναι το Ñ. Η χρήση του έγκειται στην κατασκευή του τύπου των συναρτήσεων. Έτσι αν μια συνάρτηση f αντιστοιχίζει στοιχεία τύπου σ σε στοιχεία τύπου τ, ο τύπος της f θα είναι σ Ñ τ. 3 Για παράδειγμα ο όρος I θα έχει τύπο σ Ñ σ (αφού όπως πρέπει να έχει γίνει κατανοητό ο όρος I αναπαριστά την ταυτοτική συνάρτηση στο λ- λογισμό). Έτσι, αφού όπως είπαμε στην εισαγωγή το f(x) αναπαρίσταται στο λ-λογισμό από το F X, αν ο όρος F έχει τύπο A Ñ B ο όρος X θα πρέπει να έχει τύπο A. Είδαμε λοιπόν το πιο απλό αλλά και πιο βασικό παράδειγμα ελέγχου ορθής τυποποίησης, το οποίο ισχύει σχεδόν όπως το παρουσιάσαμε σε όλα τα συστήματα τύπων που έχουν προταθεί για το λ-λογισμό. Εμείς θα περιοριστούμε σε μια μικρή αναφορά στο λ-λογισμό με απλούς τύπους και σε μια εκτενέστερη αναφορά σε ένα σύστημα τύπων τομής γνωστό ως σύστημα D. Αναφέρουμε ακόμα τρεις ενδιαφέρουσες ιδιότητες των συστημάτων τυποποίησης: 2 στο υπόλοιπο κείμενο θα συμβολίζουμε τα στοιχεία του συνόλου T (ανεξάρτητα από το σε ποιο σύστημα θα αναφερόμαστε) με τους πεζούς ελληνικούς χαρακτήρες (σ, τ, α,... ) 3 o τελεστής Ñ είναι δεξιά προσεταιριστικός. Δηλαδή σ 1 Ñ σ 2 Ñ... Ñ σ n1 Ñ σ n = (σ 1 Ñ (σ 2 Ñ... Ñ (σ n1 Ñ σ n)))

15 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 15 Ορισμός 2.3 (subject reduction). Ένα σύστημα τύπων ικανοποιεί την ιδιότητα subjexct reduction αν ισχύει ότι: Γ $ M : σ ^ M β N ùñ Γ $ N : σ Με άλλα λόγια ένα σύστημα τύπων που ικανοποιεί την προηγούμενη ιδιότητα είναι κλειστό ως προς την σχέση β. Η αντίστροφη ιδιότητα της subject reduction είναι η παρακάτω. Ορισμός 2.4 (subject expansion). Ένα σύστημα τύπων ικανοποιεί την ιδιότητα subjexct expansion αν ισχύει ότι: Γ $ N : σ ^ M β N ùñ Γ $ M : σ Αν ένα σύστημα ικανοποιεί και τις δύο παραπάνω ιδιότητες τότε έχουμε την ιδιότητα: Ορισμός 2.5 (subject conversion). Ένα σύστημα τύπων ικανοποιεί την ιδιότητα subjexct conversion αν ισχύει ότι: Γ $ M : σ ^ M = β N ùñ Γ $ N : σ 2.1 Λάμβδα λογισμός με απλούς τύπους Στο υπόλοιπο του κειμένου θα αναφερόμαστε στο σύστημα του λ-λογισμού με απλούς τύπους με το σύμβολο λ Ñ. Αρχικά θα ορίσουμε το σύνολο των τύπων για το λ Ñ, το T Ñ. Ορισμός (Σύνολο T Ñ ). Έστω U Ñ = tτ 1, τ 2,... u ένα αριθμήσιμο σύνολο. Τα στοιχεία του συνόλου U Ñ θα ονομάζονται μεταβλητές τύπων ή ατομικοί τύποι. Το σύνολο των τύπων T Ñ ορίζεται επαγωγικά ως εξής: τ P U Ñ ùñ τ P T Ñ τ P T Ñ ^ σ P T Ñ ùñ τ Ñ σ P T Ñ Σε συμβολισμό Backus-Naur μπορούμε να γράψουμε: T Ñ ::= U Ñ T Ñ Ñ T Ñ Τώρα μπορούμε να προχωρήσουμε στον ορισμό των κανόνων απαγωγής του λ Ñ, με τη βοήθεια των οποίων θα μπορέσουμε να τυποποιήσουμε όρους του συνόλου Λ. Ορισμός Κανόνες απαγωγής για το λ Ñ : (1) Γ, x : σ $ Ñ x : σ (αξίωμα) (2) Γ, x : σ $ Ñ M : τ Γ $ Ñ λx.m : σ Ñ τ (Ñ-εισαγωγή) (3) Γ $ Ñ M : σ Ñ τ Γ $ Ñ N : σ Γ $ Ñ MN : τ (Ñ-απαλοιφή)

16 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 16 Αν δεν δημιουργείται σύγχυση θα χρησιμοποιούμε το σύμβολο $ αντί για το $ Ñ. Η διαδοχική εφαρμογή των κανόνων του ορισμού η οποία θα μας δώσει το Γ $ M : σ ονομάζεται τυποποίηση του M. Αν Γ = H τότε θα γράφουμε $ M : σ. Παράδειγμα Δίνουμε δύο παραδείγματα τυποποίησης όρων: 1. Ισχύει ότι $ λx.λy.x : σ Ñ τ Ñ σ διότι : 2. Ισχύει ότι z : α $ λx.z : (σ Ñ τ) Ñ α διότι : Ισχύει το παρακάτω λήμμα: Λήμμα Έστω Γ $ M : σ : x : σ, y : τ $ x : σ x : σ $ λy.x : τ Ñ σ. $ λx.λy.x : σ Ñ τ Ñ σ z : α, x : σ Ñ τ $ z : α z : α $ λx.z : (σ Ñ τ) Ñ α. 1. Γ Γ 1 ùñ Γ 1 $ M : σ (εξασθένηση του περιβάλλοντος) 2. F V (M) Γ 3. Γ æ F V (M) $ M : σ (για τη σημασία του æ δείτε τον ορισμό 2.2) Απόδειξη. Με απλή επαγωγή στην τυποποίηση του M. Από το προηγούμενο λήμμα καταλαβαίνουμε ότι αρκεί να αναθέσουμε τύπους στις ελεύθερες μεταβλητές του όρου M για να τον τυποποιήσουμε. Επομένως αν ένας κλειστός όρος τυποποιείται, αυτό θα συμβαίνει σε κενό περιβάλλον τυποποίησης. Δίνουμε τα παρακάτω λήμματα. Λήμμα (Δημιουργίας). Έστω Γ $ M : σ. Τότε: 1. M x ùñ x : σ P Γ 2. M λx.n ùñ Dρ, τ P T Ñ : σ = τ Ñ ρ ^ Γ, x : τ $ N : ρ 3. M M 1 M 2 ùñ Dτ P T Ñ : Γ $ M 1 : τ Ñ σ Γ $ M 2 : τ Γ $ M : σ Απόδειξη. Με απλή επαγωγή στην κατασκευή του M χρησιμοποιώντας το λήμμα και την παρατήρηση ότι αν ένας όρος είναι της μορφής 1 (αντ. 2,3) στο λήμμα 2.1.5, τότε για την τυποποίησή του θα πρέπει να έχει χρησιμοποιηθεί υποχρεωτικά ο κανόνας 1(αντ. 2,3) του ορισμού Λήμμα Γ $ M : σ P SubT erms(m) Dτ : Γ $ N : τ Απόδειξη. Με απλή επαγωγή στην κατασκευή του M χρησιμοποιώντας το λήμμα και το λήμμα της Δημιουργίας. Λήμμα Έστω M, N P Λ ^ σ, τ P T Ñ. Τότε: Γ, x : τ $ M : σ ^ Γ $ N : τ ùñ Γ $ M[x := N] : σ

17 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 17 Απόδειξη. Με απλή επαγωγή στην τυποποίηση του M χρησιμοποιώντας το λήμμα της Δημιουργίας. Λήμμα Το λ Ñ ικανοποιεί την ιδιότητα subject reduction. Απόδειξη. Προφανώς αρκεί να το δείξουμε για M ÝÑ β N. Η μόνη ενδιαφέρουσα περίπτωση είναι όταν M (λx.p )Q και N P [x := Q]. Από το λήμμα της δημιουργίας έχουμε ότι: Γ $ M : σ ùñ Γ $ (λx.p )Q : σ ùñ Dτ P T Ñ : Γ $ λx.p : τ Ñ σ ^ Γ $ Q : τ ùñ Γ, x : τ $ P : σ ^ Γ $ Q : τ Επομένως από το λήμμα έχουμε: Γ $ P [x := Q] : σ ùñ Γ $ N : σ Το λ Ñ δεν ικανοποιεί την ιδιότητα subject expansion. Πράγματι ισχύει ότι (λx.z)ω ÝÑ β z ^ z : τ $ z : τ. Όμως το Ω δεν τυποποιείται στο λ Ñ, άρα ούτε και το (λx.z)ω. Τέλος, δίνουμε το σημαντικότερο θεώρημα αυτής της ενότητας: Θεώρημα (Ισχυρής κανονικοποίησης). Έστω ότι υπάρχει περιβάλλον Γ και σ P T Ñ : Γ $ M : σ. Τότε M P SN. Απόδειξη. Για μια απόδειξη του θεωρήματος δείτε το [12], παράγραφος 5.2. Το αντίστροφο του θεωρήματος της ισχυρής κανονικοποίησης δεν ισχύει. Για παράδειγμα έστω ότι υπάρχει περιβάλλον Γ και σ P T Ñ : Γ $ xx : σ. Από λήμμα της δημιουργίας όμως έχουμε ότι Dτ : Γ $ x : τ Ñ σ ^ Γ $ x : τ. Ακόμα από το ίδιο λήμμα, αφού x P V θα πρέπει x : τ, x : τ Ñ σ P V. Επειδή κάθε μεταβλητή πρέπει να εμφανίζεται μόνο μια φορά στο περιβάλλον θα ισχύει τ Ñ σ = τ. Όμως δεν υπάρχει κανένα τ P T Ñ που να ικανοποιεί την προηγούμενη εξίσωση αφού το μέγεθος του τύπου στο αριστερό μέλος είναι καθαρά μεγαλύτερο από το μέγεθος του τύπου στο δεξί μέλος(ο τ Ñ σ έχει ένα Ñ περισσότερο από τον τ). Άρα ο xx δεν τυποποιείται στο λ Ñ. Όμως ισχύει ότι xx P NF. 2.2 Τύποι τομής Το γεγονός ότι πολλοί όροι δεν μπορούν να τυποποιηθούν στο σύστημα λ Ñ παρ'όλο που είναι ισχυρά κανονικοποιήσιμοι μας δημιουργεί την ανάγκη εισαγωγής νέων συστημάτων τυποποίησης. Η κύρια αδυναμία του λ Ñ είναι ότι σε κάθε όρο μπορεί να αποδοθεί μόνον ένας τύπος για κάθε τυποποίησή του. Για παράδειγμα με την τυποποίηση x : σ $ x : σ έχουμε $ λx.x : σ Ñ σ. Ενώ με $ λx.x : σ Ñ σ x : τ Ñ τ $ x : τ Ñ τ την τυποποίηση έχουμε $ λx.x : (τ Ñ τ) Ñ τ Ñ τ. $ λx.x : (τ Ñ τ) Ñ τ Ñ τ Δηλαδή παρ'όλο που ένας όρος μπορεί να πάρει αρκετούς τύπους στο λ Ñ είναι αδύνατο να του δοθούν δύο διαφορετικοί μεταξύ τους τύποι ταυτόχρονα(δηλαδή με την ίδια τυποποίηση). Αν συνέβαινε αυτό θα μπορούσαμε να τυποποιήσουμε αρκετά περισσότερους όρους. Για παράδειγμα αν μπορούσαμε να δώσουμε

18 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 18 στο x τους τύπους σ Ñ τ και σ τότε το xx θα έπαιρνε τον τύπο τ. Αυτή η ιδέα, δηλαδή να μπορούν να δοθούν σε έναν όρο περισσότεροι του ενός τύποι, ονομάζεται πολυμορφισμός τύπων. Ένας τρόπος να υλοποιηθεί αυτή η ιδέα είναι με τη χρήση του καθολικού ποσοδείκτη ως κατασκευαστή τύπων. Για παράδειγμα θα μπορούσαμε να δηλώσουμε ότι ο όρος λx.x παίρνει τους τύπους σ Ñ σ και (τ Ñ τ) Ñ τ Ñ τ (και φυσικά πολύ περισσότερους) γράφοντας $ λx.x Ñ σ). Αυτό το είδος του πολυμορφισμού ονομάζεται παραμετρικός πολυμορφισμός.η ιδέα αυτή οδήγησε στην εισαγωγή συστημάτων τυποποίησης όπως το σύστημα F (Girard-Reynolds). Το κύριο χαρακτηριστικό αυτών των συστημάτων είναι ότι οι διαφορετικοί τύποι που δίνονται σε έναν όρο συνδέονται με κάποια σχέση ισοδυναμίας. Για παράδειγμα ο τύπος (τ Ñ τ) Ñ τ Ñ τ μπορεί να προκύψει από τον (σ Ñ σ) με αντικατάσταση του σ από το τ Ñ τ. Αντίθετα στα συστήματα τύπων τομής είναι δυνατόν σε κάθε όρο να αποδοθούν δύο εντελώς διαφορετικοί τύποι. Όμως παρ'όλο που αυτή η ιδέα δίνει μεγαλύτερη εκφραστικότητα στο σύστημα τύπων και είναι πολύ χρήσιμη στο λ-λογισμό δεν φαίνεται ότι κάποιο σύστημα τύπων τομής μπορεί να χρησιμοποιηθεί ως βάση για την ανάπτυξη κάποιας γλώσσας προγραμματισμού (αντίθετα το σύστημα F αποτέλεσε τη βάση για συναρτησιακές γλώσσες όπως η ML και Haskell). Τα συστήματα τύπων τομής προτάθηκαν και αναπτύχθηκαν από τους Barendregt, Coppo, Dezani-Ciancaglini και Venneri τη δεκαετία του Εμείς θα ασχοληθούμε με ένα σύστημα τύπων τομής γνωστό ως σύστημα D. Το σύστημα D προκύπτει από το λ Ñ με προσθήκη μόνο του X ως κατασκευαστή τύπων(γι'αυτό το λόγο ανήκει στην κατηγορία των συστημάτων τύπων τομής). Επομένως ο ορισμός του συνόλου των τύπων, έστω T D, για το σύστημα D έχει ως εξής: Ορισμός (Σύνολο T D ). Έστω U D = tτ 1, τ 2,... u ένα αριθμήσιμο σύνολο. Τα στοιχεία του συνόλου U D θα ονομάζονται μεταβλητές τύπων ή ατομικοί τύποι. Το σύνολο των τύπων T D ορίζεται επαγωγικά ως εξής: τ P U D ùñ τ P T D τ P T D ^ σ P T D ùñ τ Ñ σ P T D τ P T D ^ σ P T D ùñ τ X σ P T D Σε συμβολισμό Backus-Naur μπορούμε να γράψουμε: T D ::= U D T D Ñ T D T D X T D Οι κανόνες απαγωγής του συστήματος D προκύπτουν από τους αντίστοιχους του λ Ñ (δείτε τον ορισμό 2.1.2) με μερικές προσθήκες που αφορούν τον τελεστή X.

19 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 19 Ορισμός Κανόνες απαγωγής για το σύστημα D: (1) Γ, x : σ $ D x : σ (αξίωμα) (2) Γ, x : σ $ D M : τ Γ $ D λx.m : σ Ñ τ (Ñ-εισαγωγή) (3) Γ $ D M : σ Ñ τ Γ $ D N : σ Γ $ D MN : τ (Ñ-απαλοιφή) (4) Γ $ D M : σ Γ $ D M : τ Γ $ D M : τ X σ (X-εισαγωγή) (5) Γ $ D M : σ X τ Γ $ D M : σ X τ (X 1 -ελάττωση) Γ $ D M : σ Γ $ D M : τ (X 2 -ελάττωση) Όπου δε δημιουργείται σύγχυση θα χρησιμοποιούμε το $ αντί του $ D. Το λήμμα ισχύει και για το σύστημα D. Ορισμός (Πρώτοι τύποι). Έστω σ P T D το οποίο δεν είναι τομή δύο άλλον τύπων. Το σ θα καλείται πρώτος τύπος. Δηλαδή ένας πρώτος τύπος θα είναι είτε μία μεταβλητή είτε ένας σύνθετος τύπος έτσι ώστε ο τελευταίος τελεστής που θα έχει χρησιμοποιηθεί για την κατασκευή του να είναι ο Ñ. Κάθε τύπος σ P T D αναλύεται σε τομή πρώτων τύπων. Αυτοί οι τύποι ονομάζονται πρώτοι παράγοντες του σ. Τώρα μπορούμε να δώσουμε το λήμμα της δημιουργίας για το σύστημα D το οποίο διαφέρει αρκετά από το αντίστοιχο λήμμα για το λ Ñ (2.1.5). Λήμμα (Δημιουργίας). Έστω σ πρώτος τύπος και έστω ότι Γ $ M : σ. Τότε: 1. M x ùñ x : σ P Γ 2. M λx.n ùñ Dρ, τ P T D : σ = τ Ñ ρ ^ Γ, x : τ $ N : ρ 3. M M 1 M 2 ùñ Dσ 1, σ 2 P T D έτσι ώστε o σ να είναι πρώτος παράγοντας του σ 2 και Γ $ M 1 : σ 1 Ñ σ 2 Γ $ M 2 : σ 1 Γ $ M : σ 2 Απόδειξη. Στο δέντρο της τυποποίησης του M επιλέγουμε τον υψηλότερο κόμβο της μορφής Γ $ M : σ 1 έτσι ώστε ο σ να είναι πρώτος παράγοντας του σ 1. Τότε ανάλογα με τη μορφή του M θα πρέπει να έχει χρησιμοποιηθεί ένας από τους κανόνες (1) (3) του ορισμού οπότε το καταλήγουμε εύκολα στο ζητούμενο. Παρατήρηση. Αν ο σ δεν είναι πρώτος τύπος μπορούμε, χρησιμοποιώντας τον κανόνα (5) του ορισμού 2.2.2, να εφαρμόσουμε το λήμμα της δημιουργίας για κάθε έναν από τους πρώτους παράγοντες του σ. Λήμμα Έστω ότι οι όροι P i (1 i n και n 1) είναι τυποποιήσιμοι στο σύστημα D. Τότε το ίδιο ισχύει και για τον όρο xp 1 P 2... P n. Απόδειξη. Χωρίς βλάβη της γενικότητας - χρησιμοποιώντας ίσως και την ιδιότητα της εξασθένησης του περιβάλλοντος - μπορούμε να υποθέσουμε ότι Γ i, x : σ i $ P i : τ i. Τότε όμως μπορούμε να ενώσουμε τα Γ i σε ένα νέο περιβάλλον Γ και να προσθέσουμε στη μεταβλητή x τον τύπο τ 1 Ñ τ 2... Ñ τ n Ñ τ έτσι

20 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 20 ώστε να πάρουμε Γ, x : X n i=1 σ i X (τ 1 Ñ τ 2... Ñ τ n Ñ τ) $ P i : τ i. Τότε όμως εφαρμόζοντας n φορές τον κανόνα Ñ-απαλοιφή μπορούμε να πάρουμε Γ, x : X n i=1 σ i $ xp 1... P n : τ. Τα λήμματα 2.1.6, και ισχύουν και για το σύστημα D. Ακόμα η ιδιότητα subject expansion δεν ισχύει στο σύστημα D (για να το δείξουμε μπορούμε να χρησιμοποιήσουμε το ίδιο αντιπαράδειγμα όπως στο λ Ñ ). Λήμμα Έστω περιβάλλον Γ, μεταβλητές x 1,..., x k, όροι M, N 1,..., N k και έστω ότι ισχύει πως Γ $ M[x 1 := N 1,..., x k := N k ] : τ και Γ $ N i : σ i (1 i k). Τότε θα ισχύει και Γ, x 1 : σ 1,... x k : σ k $ M : τ. Απόδειξη. Με επαγωγή στην κατασκευή του M. Χωρίς βλάβη της γενικότητας μπορούμε να υποθέσουμε ότι ο τ είναι πρώτος τύπος. Αν δεν είναι μπορούμε χρησιμοποιώντας τον κανόνα X-απαλοιφή να εφαρμόσουμε την παρακάτω ανάλυση για κάθε έναν από τους πρώτους παράγοντες του τ και ύστερα, από τον κανόνα X-εισαγωγή να περάσουμε το αποτέλεσμα στον ίδιο τον τ. $ '& M x ùñ '% x x i (1 i k) ùñ M[x 1 := N 1,..., x k := N k ] = x ùñ Γ $ x : τ ùñ Γ, x 1 : σ 1,... x k : σ k $ M : τ Di : x x i ùñ τ = σ i και το ζητούμενο ισχύει τετριμμένα M λx.n ùñ από τη σύμβαση των μεταβλητών μπορούμε να υποθέσουμε ότι x x i (1 i k). Έχουμε ότι Γ $ M[x 1 := N 1,..., x k := N k ] : τ ùñ Γ $ λx.(n[x 1 := N 1,..., x k := N k ]) : τ. Από το λήμμα της Δημιουργίας - αφού ο τ είναι πρώτος τύπος - θα υπάρχουν ρ, σ τέτοιοι ώστε τ = ρ Ñ σ ^ Γ, x : ρ $ N[x 1 := N 1,..., x k := N k ] : σ. Η ε.υ. εφαρμόζεται στον N οπότε θα έχουμε Γ, x : ρ, x 1 : σ 1,..., x k : σ k $ N : σ. Και εφαρμόζοντας τον κανόνα Ñ-εισαγωγή θα έχουμε Γ, x 1 : σ 1,..., x k : σ k $ λx.n : ρ Ñ σ ùñ Γ, x 1 : σ 1,..., x k : σ k $ M : τ M P Q ùñ από το λήμμα της Δημιουργίας - αφού ο τ είναι πρώτος τύπος - θα υπάρχουν τύποι σ, τ 1 τέτοιοι ώστε Γ $ P [x 1 := N 1,..., x k := N k ] : σ Ñ τ 1 και Γ $ Q[x 1 := N 1,..., x k := N k ] : σ και ο τ να είναι πρώτος παράγοντας του τ 1. Όμως από ε.υ. θα ισχύει ότι Γ, x 1 : σ 1,..., x k : σ k $ P : σ Ñ τ 1 και Γ, x 1 : σ 1,..., x k : σ k $ Q : σ. Εφαρμόζοντας τον κανόνα Ñ-απαλοιφή έχουμε ότι Γ, x 1 : σ 1,..., x k : σ k $ P Q : τ 1 και αφού ο τ είναι πρώτος παράγοντας του τ 1 θα έχουμε και Γ, x 1 : σ 1,..., x k : σ k $ M : τ. Το αποτέλεσμα που κάνει το σύστημα D εξαιρετικά ενδιαφέρον είναι το παρακάτω: Θεώρημα (Dσ P T D και περιβάλλον Γ : Γ $ D M : σ) ðñ M P SN Απόδειξη. Δείτε το [9] σελ Από το θεώρημα αυτό συμπεραίνουμε ότι το πρόβλημα της τυποποίησης ενός δοσμένου όρου στο σύστημα D είναι μη επιλύσιμο. Όμως το σημαντικότερο αποτέλεσμα που παίρνουμε από το προηγούμενο θεώρημα είναι ότι

21 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 2. ΛΑΜΒΔΑ ΛΟΓΙΣΜΟΣ ΜΕ ΤΥΠΟΥΣ 21 έχουμε μία διαφορετική, ισοδύναμη περιγραφή του συνόλου SN. Αυτή η ιδιότητα θα μας χρησιμεύσει για να αποδείξουμε σημαντικά αποτελέσματα με τη μέθοδο της τυποποίησης, όπως θα δούμε στα επόμενα κεφάλαια.

22 Κεφάλαιο 3 Αναπτύξεις Έστω P P Λ. Redex στον P καλούμε κάθε υποόρο της μορφής (λx.w )Q. Επομένως ένα redex εντός του P προσδιορίζεται μονοσήμαντα από τον υποπόρο του P της μορφής (λx.w )Q μαζί με την θέση του εντός του P. Για παράδειγμα στον όρο (λx.x)y(λx.x)y το redex (λx.x)y εμφανίζεται 2 φορές, οπότε για τον σαφή προσδιορισμό του χρειάζεται επιπλέον ένας δείκτης θέσης. Παρ'όλα αυτά στην παρακάτω ανάλυση αυτοί οι δείκτες δε μας είναι απαραίτητοι οπότε δεν θα τους ορίσουμε. Ορισμός 3.1. Έστω P P Λ. Ορίζουμε το σύνολο των redexes του P, Red(P ), ως εξής: P x ùñ Red(P ) = H P λx.q ùñ Red(P ) = Red(Q) P P 1 P 2 και ο P 1 είναι λ-αφαίρεση ùñ Red(P ) = Red(Q) Y P P P 1 P 2 και ο P 1 δεν είναι λ-αφαίρεση ùñ Red(P ) = Red(Q) Θεωρούμε μια νέα μεταβλητή την οποία συμβολίζουμε με c. Δίνουμε τον παρακάτω ορισμό: Ορισμός 3.2 (Σύνολο Λ(c)). Το σύνολο Λ(c) είναι το ελάχιστο σύνολο με τις παρακάτω ιδιότητες: x P V ^ x c ùñ x P Λ(c) x P V ^ x c ^ P P Λ(c) ùñ λx.p P Λ(c) P P Λ(c) ^ Q P Λ(c) ùñ cp Q P Λ(c) P P Λ(c) ^ Q P Λ(c) και το P είναι λ-αφαίρεση ùñ P Q P Λ(c) Παρατηρούμε ότι οι όροι στο Λ(c) σχηματίζονται περίπου όπως στο Λ με μόνη διαφορά πως δεν επιτρέπουμε εφαρμογές όρων σε άλλους όρους, εκτός αν ο όρος που εφαρμόζεται είναι η μεταβλητή c ή αν δημιουργείται κάποιο redex. Ακόμα παρατηρούμε ότι υπάρχουν όροι του Λ, οι οποίοι δεν ανήκουν στο Λ(c) (πχ. c, c, ccx, λx.yc, xyz). Λήμμα 3.3. Έστω P, Q P Λ(c) και x P V, x c. Τότε P [x := Q] P Λ(c). 22

23 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 3. ΑΝΑΠΤΥΞΕΙΣ 23 Απόδειξη. Με επαγωγή στην κατασκευή του P. Λήμμα 3.4. Το σύνολο Λ(c) είναι κλειστό ως προς τη σχέση β. Απόδειξη. Έστω P P Λ(c) και P β Q. Πρέπει να δείξουμε ότι και Q P Λ(c). Θα το κάνουμε με επαγωγή στην κατασκευή του P. Προφανώς αρκεί να το δείξουμε μόνο για τη σχέση ÝÑ β. Οι περιπτώσεις που ο P είναι μεταβλητή, λ- αφαίρεση ή εφαρμογή της μεταβλητής c σε δύο άλλους όρους είναι τετριμμένες. Αν P (λx.p 1 )P 2 τότε Q P 1 [x := P 2 ] και P 1, P 2 P Λ(c). Οπότε από το λήμμα 3.3 Q P Λ. Λήμμα 3.5. Έστω P P Λ(c) και Γ ένα περιβάλλον τέτοιο ώστε F V (P ) dom(γ) και c R dom(γ). Τότε υπάρχουν δύο τύποι, έστω σ και τ, του συστήματος D τέτοιοι ώστε Γ, c : σ $ P : τ. Απόδειξη. Με επαγωγή στην κατασκευή του P. P x ùñ αφού x P F V (P ) θα πρέπει να υπάρχει ρ P T D τέτοιο ώστε x : ρ P Γ. Άρα τ = ρ και για σ μπορούμε να επιλέξουμε οποιοδήποτε τύπο. P λx.q ùñ από ε.υ. Dσ 1, τ 1 : Γ, c : σ 1 $ Q : τ 1. Αν x P F V (Q) τότε θα υπάρχει ρ τέτοιο ώστε x : ρ P Γ, διαφορετικά επιλέγουμε εμείς ένα ρ και θέτουμε x : ρ. Σε κάθε περίπτωση (χρησιμοποιώντας ίσως και την ιδιότητα της εξασθένησης του περιβάλλοντος) θα ισχύει ότι Γ, c : σ 1 $ λx.q : ρ Ñ τ 1. Άρα το ζητούμενο τ είναι το ρ Ñ τ 1 και το ζητούμενο σ το σ 1. P cp 1 P 2 ùñ επειδή F V (P i ) F V (P ), 1 i 2 από ε.υ. θα έχουμε ότι: Dσ 1, σ 2, τ 1, τ 2 : Γ, c : σ 1 $ P 1 : τ 1^Γ, c : σ 2 $ P 2 : τ 2. Έστω ρ P T D και = Γ, c : σ 1 Xσ 2 X(τ 1 Ñ τ 2 Ñ ρ). Από το λήμμα και την εξασθένηση του περιβάλλοντος θα έχουμε $ c : τ 1 Ñ τ 2 Ñ ρ, $ P 1 : τ 1 και $ P 2 : τ 2. Εφαρμόζοντας δύο φορές την ιδιότητα (3) του λήμματος έχουμε ότι $ cp 1 P 2 : ρ. Οπότε το ζητούμενο τ είναι το ρ και το ζητούμενο σ είναι το τ 1 Ñ τ 2 Ñ ρ. P (λx.p 1 )P 2 ùñ από ε.υ. θα έχουμε ότι: Dσ 1, σ 2, τ 1, τ 2, ρ : Γ, x : ρ, c : σ 1 $ P 1 : τ 1 ^ Γ, c : σ 2 $ P 2 : τ 2 (υποθέσαμε ότι από τη σύμβαση των μεταβλητών x R dom(γ)). Όμως στο Λ(c) είναι αδύνατο μία μεταβλητή διαφορετική από το c να εφαρμόζεται πάνω σε κάποιους όρους. Οπότε το ρ είναι ένας αυθαίρετος τύπος. Άρα μπορούμε να θέσουμε ρ = τ 2. Οπότε θα έχουμε Γ, c : σ 1 $ λx.p 1 : τ 2 Ñ τ 1 και Γ, c : σ 1 X σ 2 $ (λx.p 1 )P 2 : τ 1. Άρα σ = σ 1 X σ 2 και τ = τ 1. Λήμμα 3.6. Κάθε όρος στο Λ(c) είναι ισχυρά κανονικοποιήσιμος. Απόδειξη. Με το λήμμα 3.5 αποδείξαμε ότι κάθε όρος στο Λ(c) είναι τυποποιήσιμος στο σύστημα D. Οπότε το επιθυμητό αποτέλεσμα προκύπτει άμεσα από το θεώρημα Ορισμός 3.7. Θεωρούμε μία αντιστοίχηση από το Λ(c) στο Λ. Η αντιστοίχηση αυτή απεικονίζει το P P Λ(c) στο P ως εξής: P x ^ x c ùñ P = x P λx.q ^ x c ùñ P = λx. Q

24 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 3. ΑΝΑΠΤΥΞΕΙΣ 24 P cp 1 P 2 ùñ P = P 1 P 2 P (λx.p 1 )P 2 ùñ P = (λx. P 1 ) P 2 Η απεικόνιση ουσιαστικά "διαγράφει" όλες τις εμφανίσεις της μεταβλητής c στο όρισμά της. Λήμμα 3.8. Στο σύνολο Λ(c) ισχύουν τα παρακάτω: Έστω T P Λ(c) και T 1 = T. Κάθε redex R στον T αντιστοιχίζεται με μοναδικό τρόπο στο redex R 1 = R στον T 1. Το R 1 θα καλείται εικόνα του R. Έστω T, U P Λ(c), x c και T 1 = T, U 1 = U. Τότε T [x := U] = T 1 [x := U 1 ]. Έστω T P Λ(c), T 1 = T, R ένα redex του T και R 1 = R η εικόνα του R στον T 1. Τότε η εικόνα, μέσω της, του όρου που προκύπτει από την αναγωγή του R στον T ταυτίζεται με τον όρο που προκύπτει από την αναγωγή του R 1 στον T 1. Απόδειξη. Όλες οι ιδιότητες αποδεικνύονται με απλή επαγωγή στην κατασκευή του T. Λήμμα 3.9. Έστω P P Λ και R ένα σύνολο από redexes στον P. Υπάρχει ένας μοναδικός όρος Q P Λ(c) τέτοιος ώστε P = Q και το σύνολο R είναι το σύνολο των εικόνων όλων των redexes του Q. Ο Q θα καλείται αντιπρόσωπος του διατεταγμένου ζεύγους (P, R). Απόδειξη. Με επαγωγή στην κατασκευή του P. P x. Τότε προφανώς R = H, οπότε επιλέγουμε Q = x. Ισχύει ότι P = Q και αφού δεν υπάρχουν redexes ούτε στον P ούτε στον Q το ζητούμενο ικανοποιείται τετριμμένα. P λx.p 1. Έστω Q 1 ο αντιπρόσωπος του (P 1, R). Θέτουμε Q = λx.q 1. Ισχύει ότι Q = λx.q 1 = λx. Q 1 = λx.p 1 = P. Ακόμα αφού Red(P ) = Red(P 1 ), Red(Q) = Red(Q 1 ) και οι εικόνες όλων των redexes στον Q 1 βρίσκονται στον P 1, άρα και στον P, το ίδιο θα ισχύει και για τις εικόνες όλων των redexes στον Q. P P 1 P 2. Έστω R 1, R 2 τα υποσύνολα του R που αντιστοιχούν στους P 1, P 2. Έστω ακόμα Q 1, Q 2 οι αντιπρόσωποι των (P 1, R 1 ), (P 2, R 2 ) αντίστοιχα. Αν P R R επιλέγουμε Q = cp 1 P 2. Διαφορετικά επιλέγουμε Q = P 1 P 2. Εύκολα αποδεικνύουμε σε κάθε περίπτωση ότι ισχύει το ζητούμενο. Η μεταβλητή c χρησιμοποιείται για να μαρκάρουμε τα "ανεπιθύμητα" redexes και να "εξουδετερώσουμε" τις εφαρμογές με τέτοιο τρόπο ώστε να μην προκύψουν νέα redexes μετά από β-αναγωγές. Τα ίδια αποτελέσματα μπορούμε να πετύχουμε υπογραμμίζοντας τα "επιθυμητά" redexes, όπως για παράδειγμα γίνεται στο [12] ή στο [1] αντί για τη χρήση της μεταβλητής c.

25 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 3. ΑΝΑΠΤΥΞΕΙΣ 25 Ορισμός Έστω P P Λ, R ένα σύνολο από redexes του P και r 0 ένα redex του P. Ορίζουμε το σύνολο των υπολοίπων του R ως προς το r 0 (συμβ. R 1 ) ως εξής: έστω Q ο αντιπρόσωπος του (P, R Y tr 0 u) και έστω r 1 0 το redex του Q του οποίου η εικόνα είναι το r 0. Έστω Q 1 ο όρος ο οποίος προκύπτει από τον Q όταν ανάγουμε το r 1 0 και P 1 ο όρος ο οποίος προκύπτει από τον P όταν ανάγουμε το r 0. Το σύνολο R 1 ορίζεται ως το σύνολο των redexes του P 1 τα οποία είναι εικόνες όλων των redexes του Q 1. Παρατήρηση Στον ορισμό 3.10 το σύνολο R 1 δεν εξαρτάται μόνο από τους P και P 1, αλλά και από το r 0. Για παράδειγμα έστω P = (λx.x)((λx.x)x), P 1 = (λx.x)x, r 0 = P και r 1 = P 1. Είναι σαφές ότι ο P 1 προκύπτει από τον P με αναγωγή είτε του redex r 0 είτε του redex r 1. Όμως το σύνολο tr 0 u δεν έχει κανένα υπόλοιπο ως προς το r 0 ενώ έχει ένα υπόλοιπο ως προς το r 1. Έστω P P Λ. Μια ακολουθία β-αναγωγών, B, από τον P αποτελείται από μια πεπερασμένη ακολουθία όρων (P 0 = P ), P 1,..., P n. Η ακολουθία B αντιστοιχεί και σε μια ακολουθία από redexes r 0,..., r n1 έτσι ώστε r i P P i και ο P i+1 να προκύπτει από τον P i ανάγοντας το redex r i (0 i n). Θα λέμε ότι η ακολουθία B οδηγεί στον P n ή ότι ο όρος P n είναι το αποτέλεσμα της B. Έστω τώρα R ένα σύνολο από redexes του P. Θα ορίσουμε το σύνολο των υπολοίπων του R στον P n ως προς την ακολουθία B με επαγωγή στο n. Ο ορισμός 3.10 καλύπτει την περίπτωση n = 1. Για n 1 έστω R n1 το σύνολο των υπολοίπων του R στον P n1 και έστω r n1 το redex του P n1 το οποίο μας οδηγεί στον P n. Το ζητούμενο σύνολο υπολοίπων είναι το σύνολο των υπολοίπων του R n1 στον P n ως προς το redex r n1. Ορισμός Έστω P P Λ και R ένα σύνολο από redexes του P. Μία ανάπτυξη (development) του (P, R) είναι μία ακολουθία β-αναγωγών από τον P, έστω D, έτσι ώστε τα αντίστοιχα redexes r 0,..., r n1 να ικανοποιούν τις ακόλουθες συνθήκες: r 0 P R και το r i ανήκει στα υπόλοιπα του R ως προς την ακολουθία αναγωγών r 0, r 1,..., r i1 (1 i n). Συμβολικά μπορούμε να γράφουμε (P, R) ÝÑ d (P n, R n ) ή απλώς (P, R) ÝÑ d P n (το R n είναι το σύνολο των υπολοίπων του R στον P n ως προς την D), οπότε εμμέσως ορίζουμε και τη σχέση ÝÑ d. Εναλλακτικά μπορούμε να γράφουμε και P ÝÑ R d P n. Το n θα ονομάζεται μήκος της ανάπτυξης.η ανάπτυξη λέγεται πλήρης αν το R δεν έχει υπόλοιπα στον P n ως προς την D. Το επόμενο θεώρημα αποδεικνύει ότι το μήκος κάθε ανάπτυξης του (P, R) είναι φραγμένο. Ορισμός 3.13 (Θεώρημα Πεπερασμένων Αναπτύξεων). Έστω P P Λ και R ένα σύνολο από redexes του P. Τότε: 1. Υπάρχει φυσικός αριθμός N έτσι ώστε το μήκος κάθε ανάπτυξης του (P, R) να είναι μικρότερο του N. 2. Κάθε ανάπτυξη του (P, R) μπορεί να επεκταθεί σε μία πλήρη ανάπτυξη. Απόδειξη. Όπως είπαμε κάθε ανάπτυξη του (P, R) αποτελείται από μία πεπερασμένη ακολουθία όρων (P 0 = P ), P 1,..., P n, έστω D, μαζί με μια ακολουθία από redexes r 0, r 1,..., r n1. Έστω R i τα υπόλοιπα του R ως προς την ακολουθία redexes r 0,..., r i1 (1 i n) και R 0 = R. Έστω P 1 i ο αντιπρόσωπος

26 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 3. ΑΝΑΠΤΥΞΕΙΣ 26 του (P i, R i ), (0 i n). Έστω r0 1 το redex του P0 1 του οποίου η εικόνα στον P είναι το r 0. Αν ανάγουμε το r0 1 στον P0 1 θα πάρουμε τον όρο P1, 1 ο οποίος από την κατασκευή του θα είναι ο αντιπρόσωπος του (P 1, R 1 ). Έτσι ορίζουμε μία ακολουθία όρων (P0 1 = P 1 ), P1, 1..., Pn, 1 έστω B(D) έτσι ώστε ο P 1 i να είναι ο αντιπρόσωπος του (P i, R i ) και εξ'ορισμού να ισχύει ότι το σύνολο των redexes στον P 1 i είναι το σύνολο των υπολοίπων του R ως προς την ακολουθία r 0,..., r i1 (1 i n). Έτσι έχουμε μιά σαφή 1 1 αντιστοιχία μεταξύ των ακολουθιών D και B(D). Ακόμα το μήκος της D ισούται με το μήκος της B(D). Όμως από το λήμμα 3.6 έχουμε ότι κάθε όρος στο Λ(c) είναι ισχυρά κανονικοποιήσιμος. Άρα κάθε ακολουθία β-αναγωγών που ξεκινάει από τον αντιπρόσωπο του (P, R), άρα και η B(D), τερματίζει. Άρα μπορούμε να θέσουμε ως N το μήκος της μεγαλύτερης τέτοιας ακολουθίας και έτσι αποδείξαμε το 1. Όμως κάθε ακολουθία β-αναγωγών από τον P 1 μπορεί να επεκταθεί έτσι ώστε να φτάσει στην κανονική μορφή του P 1. Αντίστοιχα κάθε ανάπτυξη του (P, R) μπορεί να επεκταθεί ώστε να γίνει πλήρης. Έτσι έχουμε και το 2. Με διαφορετικά λόγια το θεώρημα των πεπερασμένων αναπτύξεων μας λέει το εξής: έστω ότι έχουμε έναν όρο P και ότι επιλέγουμε ένα σύνολο από redexes του P, έστω R. Αν, ξεκινώντας από κάποιο στοιχείο του R, ανάγουμε μόνο redexes του R και υπόλοιπά τους στον P κάποια στιγμή αυτά τα redexes (δηλαδή τα στοιχεία του R και τα υπόλοιπά τους μετά από μερικές αναγωγές) θα "εξαλειφθούν" από τον P. Αυτό μπορούμε να το μεταφράσουμε σε μια ικανή συνθήκη ισχυρής κανονικοποίησης ως εξής: έστω ότι επιλέγουμε ως R όλα τα redexes που υπάρχουν στον P και ως r 0 (αρχικό redex) ένα στοιχείο του R. Από την προηγούμενη παρατήρησή μας έχουμε ότι μετά από μερικές β-αναγωγές τα στοιχεία του συνόλου R και τα υπόλοιπά τους ως προς το r 0 θα εξαλειφθούν από κάθε ακολουθία β-αναγωγών από τον P. Επομένως αν σε κανένα όρο κάθε ακολουθίας β-αναγωγών από τον P δε δημιουργούνται "νέα" redexes (χαρακτηρίζουμε ένα redex ως νέο αν δεν ανήκει στο R ή στα υπόλοιπά του ως προς το r 0 ), μετά από μερικές β-αναγωγές θα προκύψει ένας όρος ο οποίος δεν θα έχει καθόλου redexes, δηλαδή μία κανονική μορφή. Το παρακάτω λήμμα (προέρχεται από το [11]) μας επιτρέπει να κάνουμε πιο "απτή" τη συνθήκη ισχυρής κανονικοποίησης που μόλις διατυπώσαμε. Λήμμα 3.14 (Αναγκαία συνθήκη για δημιουργία νέων redexes). Έστω P P Λ, R το σύνολο όλων των redexes του P και r 0 P Λ. Αν μετά από την αναγωγή του r 0 προκύψει ένα redex το οποίο δεν ανήκει ούτε στο R ούτε στα υπόλοιπά του ως προς το r 0 (ένα τέτοιο redex θα ονομάζεται νέο redex)) τότε ο όρος P πρέπει να περιέχει υποόρους μίας εκ των παρακάτω μορφών: 1. (λxy.w )QT 2. (λx.w )λy.q με xv P SubT erms(w ) για κάποιο V P Λ 3. (λx.x)(λy.q)t Απόδειξη. Με επαγωγή στον P. P x ùñ δεν υπάρχουν ούτε μπορούν να δημιουργηθούν redex στον P. P λx.z ùñ όποιο νέο redex δημιουργηθεί στον P πρέπει να δημιουργηθεί και στον Z, οπότε το ζητούμενο έπεται από την ε.υ..

27 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 3. ΑΝΑΠΤΥΞΕΙΣ 27 P P 1 P 2 ùñ Έστω ότι ο P 1 είναι αφαίρεση. Δηλαδή P (λx.o)p 2. Εκτός από τις αναγωγές που μπορούν να γίνουν στους όρους O και P 2, για τις οποίες μας καλύπτει η ε.υ., η μόνη περίπτωση να δημιουργηθεί νέο redex από την αναγωγή του ίδιου του P είναι αν η μεταβλητή x εφαρμόζεται σε κάποιον υποόρο του O και ο P 2 είναι λ-αφαίρεση, οπότε έχουμε την περίπτωση 2. Αν P 1 είναι μεταβλητή καλυπτόμαστε από την ε.υ. αφού οι μόνες αναγωγές που μπορούν να γίνουν στον P είναι εντός του P 2. Αν ο P 1 είναι αφαίρεση η μόνη περίπτωση να δημιουργηθεί νέο redex στον P, εκτός των P 1, P 2, είναι αν ο P 1 "μεταμορφωθεί" σε λ-αφαίρεση μετά από κάποιες β-αναγωγές. Μία περίπτωση να γίνει αυτό είναι αν ο P 1 είναι της μορφής (λxy.w )V οπότε μετά από μια β-αναγωγή θα έχουμε λy.w [x := V ]. Έτσι έχουμε την περίπτωση 1. Μία άλλη περίπτωση για να εμφανιστεί ο τελεστής λ στην αρχή του όρου P 1 είναι αν ο P 1 αποτελείται από εφαρμογή της ταυτοτικής συνάρτησης (λx.x) πάνω σε έναν όρο, ο οποίος είναι λ-αφαίρεση. Έτσι έχουμε την περίπτωση 3. Έστω P P Λ και έστω R το σύνολο όλων των redexes του P. Αν σε κανέναν όρο κάθε ανάπτυξης του (P, R) δεν υπάρχουν υποόροι των μορφών 1, 2 και 3 του λήμματος 3.14 τότε ο P είναι ισχυρά κανονικοποιήσιμος. Όπως θα δούμε σε επόμενο κεφάλαιο αυτή η συνθήκη είναι αρκετά ασθενής.

28 Κεφάλαιο 4 Η ιδιότητα Church - Rosser Σε αυτό το κεφάλαιο θα ακολουθήσουμε κυρίως το [7]. Ορισμός 4.1 (Ιδιότητα Church-Rosser). Έστω σύνολο A και έστω ÝÑ R μια διμελής σχέση στο A. Λέμε ότι ένα x P A έχει την ιδιότητα Church-Rosser (CR) ως προς τη σχέση R αν ισχύει ότι (δείτε το σχήμα 4.1): x ÝÑ R y ^ x ÝÑ R z ùñ Dw : y ÝÑ R w ^ z ÝÑ R w..x...y..r..r.z....r.w..r. Σχήμα 4.1: Ιδιότητα CR Θα λέμε ότι το σύνολο B έχει την ιδιότητα CR ως προς τη σχέση ÝÑ R αν κάθε x P B έχει την ιδιότητα CR ως προς τη σχέση ÝÑ R. Στο κεφάλαιο αυτό όπου γράφουμε ότι ένας όρος P P Λ έχει την ιδιότητα CR θα εννοούμε ως προς τη σχέση ÝÑ β, εκτός αν αναφέρεται διαφορετικά. 4.1 Η ιδιότητα Church-Rosser για το σύστημα D Δίνουμε τους παρακάτω ορισμούς. Ορισμός Έστω A, B Λ ορίζουμε το παρακάτω σύνολο: A Ñ B = tu P P A uv P Bu Ορισμός Άμεσο παράγωγο ενός όρου W P Λ με W = QP 1... P n (n 1) ονομάζουμε έναν όρο W 1 με W 1 = Q 1 P P 1 n και Q β Q 1, P i β P 1 i (1 i n) (οπότε και W β W 1 ). 28

29 ΚΕΦΑΛΑΙΟ 4. Η ΙΔΙΟΤΗΤΑ CHURCH - ROSSER 29 Σημειώνουμε πως κάθε όρος είναι άμεσο παράγωγο του εαυτού του και πως αν ο όρος P είναι άμεσο παράγωγο του Q και ο Z του P, τότε ο Z είναι άμεσο παράγωγο και του Q. Λήμμα Έστω ότι P β Q, P = V V 1... V n και ότι ο Q δεν είναι άμεσο παράγωγο του P. Τότε ισχύει ότι DP 1, V 1, V1, 1..., Vn 1 έτσι ώστε ο P 1 = (λx.v 1 )V Vn 1 να είναι άμεσο παράγωγο του P. Δηλαδή θα έχουμε: V β λx.v 1 ^ V i β V 1 i (1 i n) ^ (P = V V 1... V n ) β (λx.v 1 )V V 1 n ÝÑ β V 1 [x := V 1 1]V V 1 n β Q Απόδειξη. Οι μόνες αναγωγές που μπορούν να γίνουν εντός του P είναι οι αναγωγές εντός των όρων V και V i (1 i n) ή η αναγωγή του redex V V 1 - αν ο όρος V είναι (ή γίνει μετά από μερικές αναγωγές) λ-αφαίρεση. Αν όμως γίνουν αναγωγές μόνο εντός των V και V i ο όρος Q θα πρέπει να είναι άμεσο παράγωγο του P. Άρα θα πρέπει να υπάρχει V 1 : V β λx.v 1 και τα υπόλοιπα έπονται με προφανή τρόπο. Ορισμός Ορίζουμε τα παρακάτω σύνολα: CR = tp P P Λ ^ o P έχει την ιδιότητα CRu CR 0 = tp P xv 1... V n ^ V i P CR (1 i n)u Ορισμός Έστω X Λ. Το X θα ονομάζεται κορεσμένο Q, Q 1... Q n P Λ P V ισχύει ότι: P [x := Q]Q 1... Q n P X ùñ (λx.p )QQ 1... Q n P X Λήμμα Κάποιες ιδιότητες των κορεσμένων συνόλων: 1. Αν τα X, Y Λ είναι κορεσμένα τότε και το X X Y είναι κορεσμένο. 2. Αν το Y Λ είναι κορεσμένο τότε και το X Ñ Y είναι κορεσμένο για κάθε X. Απόδειξη. 1. P [x := Q]Q 1... Q n P X X Y ùñ P [x := Q]Q 1... Q n P X ^ P [x := Q]Q 1... Q n P Y ùñ (λx.p )QQ 1... Q n P X ^ (λx.p )QQ 1... Q n P Y ùñ (λx.p )QQ 1... Q n P X X Y 2. P [x := Q]Q 1... Q n P X Ñ Y P X P [x := Q]Q 1... Q n W P Y ùñ (το Y είναι P X (λx.p )QQ 1... Q n W P Y ùñ (λx.p )QQ 1... Q n P X Ñ Y Πρόταση Το σύνολο CR είναι κορεσμένο. Απόδειξη. Έστω ότι N = P [x := Q]Q 1... Q n P CR. Θα δείξουμε ότι το Z = (λx.p )QQ 1... Q n έχει την ιδιότητα CR. Έστω V, W P Λ με Z β V και Z β W. Εξετάζουμε δύο περιπτώσεις (δείτε το σχήμα 4.2 για μια διαγραμματική απεικόνηση της απόδειξης του θεωρήματος):