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理論的CSはいつ直観主義的証明を重視するか(またはすべき)か?
私が理解していることから(これは非常に少ないので、私は間違いを修正してください!)、プログラミング言語の理論はしばしば「直観主義的」証明に関係しています。私自身の解釈では、このアプローチでは、論理と証明可能性に関する計算の結果を真剣に受け止める必要があります。仮説から結果を構築するアルゴリズムが存在しない限り、証明は存在できません。例えば、またはいずれかのオブジェクトを非構成的に示すため、除外された中間の原理を公理として拒否する場合があります。XXX¬X¬X\lnot X 上記の哲学は、そうでないものよりも直観的に有効な証明を好むようになるかもしれません。しかし、理論的CSの他の分野の論文で直観主義的論理を実際に使用することについて、私は何の懸念も見ていません。古典的なロジックを使用して結果を証明できてうれしいです。たとえば、除外された中間の原理を使用して、アルゴリズムが正しいことを証明することを想像できます。言い換えれば、計算結果に制限のある宇宙を気にし、真剣に受け止めていますが、必ずしもこれらの結果の証明ではありません。 1.理論的なCSの研究者は、直観的に有効な証明を書くことを心配していますか?TCSの結果、特にアルゴリズムの結果がいつ直観的論理を保持するか(または、より興味深いことに、保持しない場合)を理解しようとする理論的コンピューターサイエンスのサブフィールドを簡単に想像できます。しかし、私はまだ出会っていません。 2.彼らがすべき哲学的議論はありますか?1は、コンピュータサイエンスの結果は、可能な場合intuitionistically証明されるべきである、と私たちは必要とする結果を知るべきだと主張することができように思える例えば PEMを。誰かがそのような議論をしようとしましたか?それとも、この質問はあまり重要ではないというコンセンサスがあるのでしょうか? 3.副次的な質問として、私はこれが実際に重要な場合の例を知りたいと思っています。古典的な論理では成立するが直観主義的な論理では成立しないことが知られている重要なTCS結果はありますか?または、直観主義的な論理を持たないと思われる。 質問の柔らかさをおApびします!専門家の意見を聞いた後、言い直しや再解釈が必要になる場合があります。

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効率的な正当性と効率性の証拠のない建設的に効率的なアルゴリズム
私は効率的なアルゴリズムの自然な例を探しています(すなわち、多項式時間で)st それらの正確性と効率性は建設的に証明することができます(例:PRAPRAPRAまたは)が、HAHAHA 効率的な概念のみを使用した証明は知られていません(つまり、またはでそれらの正確さと効率を証明する方法がわかりません)。TV0TV0TV^0S12S21S^1_2 自分で人工的な例を作ることができます。しかし、この種の質問に答えるためだけに作成されたのではなく、興味深い自然な例、つまり独自に研究されたアルゴリズムが必要です。

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構成主義者がなぜcall / ccを気にしすぎないのか
そのため、少し前に、最初に誰かに、call / ccがPeirceの法則を実装することにより、古典的な証明の証明オブジェクトを許可できると言われました。私は最近、このトピックについていくつかのことを考えましたが、問題を見つけることができないようです。しかし、私は本当に他の誰かがそれについて話しているのを見ることができないようです。議論はないようです。何が得られますか? あなたのような工事がある場合ように私には思えるいくつかの状況では、2つのものの1が真です。あなたは、インスタンスへのアクセス持っているのいずれか⊥何とか場合の制御フローは、ここに到達することはないている現在の状況では、我々は何でもまたは指定されたと仮定しても安全ですF :¬ (¬ P )手段F :(P →を⊥ )→ ⊥唯一の方法fが返すことができる⊥はのインスタンス構築することであるPをf:¬(¬P)f:¬(¬P)f : \neg(\neg P)⊥⊥\botf:¬(¬P)f:¬(¬P)f : \neg(\neg P)f:(P→⊥)→⊥f:(P→⊥)→⊥f : (P \to \bot) \to \botfff⊥⊥\botPPPそれに2つのそれの引数(のインスタンス適用。そのような場合、Pのインスタンスを構築するいくつかの方法がすでにありました。call / ccがこの構造を引き出すのは理にかなっているようです。ここでの私の推論は、私には幾分疑わしいように思えますが、私の混乱はまだ残っています。call / ccがPのインスタンスを作成するだけではない場合(どうすればよいかわかりません)、問題は何ですか?P→⊥)P→⊥)P \to \bot)PPPPPP call / ccを含まないよく型付けされた用語には通常の形式がありませんか?そのような式に疑わしい他のプロパティがありますか?構成主義者がcall / ccを好まないはずの理由はありますか?

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言語(およびその型システム)が独自の用語に関する定理を証明できるのはなぜですか?
私は最近、独自の用語に関する数学的定理を証明できる最小限のプログラミング言語であるAaronのCedille-Coreを実装しようとしました。また、λでエンコードされたデータ型の帰納法を証明しました。 それほどではないが、これらの拡張機能がどこから来たのか、まだ疑問に思っている。なぜ彼らは彼らですか?それらを正当化するものは何ですか?たとえば、再帰などの一部の拡張機能は、言語を証明のシステムとして台無しにすることを知っています。CoCを他のプリミティブで拡張することにした場合、どのように正当化できますか?正規化の証明が必要であることは理解していますが、それはそれらのプリミティブが「意味をなす」ことを証明しません。 要するに、言語(およびその型システム)を、それ自体の用語に関する定理を証明できるシステムとして特に限定するものは何ですか?

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「内部」言語の実装
"Curry-Howard-Lambek"対応の最も実用的な結果の1つは、十分に構造化されたカテゴリで構築を実行するために、多くのラムダ-カルクリ/ロジックの構文を使用できることです。 たとえば、Synthetic Differential Geometryのtopoiには、滑らかな多様体のカテゴリを含み、埋め込んだモデルがあるため、高次論理を使用して滑らかな関数を構築し、微分方程式を解くことができます。 別の例として、このホワイトペーパーでは、「ステップインデックス」が実際にはプリナチュラル(別のトポス)に対してプリシーブを処理しているだけなので、高次ロジックの構文を使用して、面倒なステップインデックス付き論理関係を定義できます。ステップの操作。 最後に、Andrej BauerがこのMOの質問で、グラフのトポスの「内部言語」で多くのことができることを示しています。 私の質問は、誰もがこのビジョンを定理の証明者の中で文字通り実現しましたか?たとえば、気になるカテゴリがデカルト閉であることがわかった場合は、「内部モード」に移動して、ラムダ計算構文(モデル固有の公理を使用)を記述してから、「外部モード」に戻ることができます。モデルのオブジェクトとして操作しますか? 極端な場合は、topos理論と高次の論理を使用することさえしたいので、ステップなしでステップインデックス付きの論理関係を記述したり、SDGを使用して定理証明で古典力学を教えることができます。誰かが拡張依存型理論を一度実装して素晴らしいツールを提供し、それを上記のように非常に異なるアプリケーションで使用することができるので、これは私にとって非常に強力なアイデアのようです。

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決定可能な証明の平等?
同じ命題の2つの決定可能な証明の同等性の決定可能性が帰納的構造の計算で追加の公理なしに証明できるかどうか知りたいです。 具体的には、これがCoqで追加の公理なしに当てはまるかどうかを知りたいです。 ∀P:Prop,P∨¬P⇒(∀p1:P,∀p2:P,{p1=p2}∨{p1≠p2})∀P:Prop,P∨¬P⇒(∀p1:P,∀p2:P,{p1=p2}∨{p1≠p2})\forall P: \texttt{Prop}, P \vee \neg P \Rightarrow (\forall p_1 : P, \forall p_2: P, \{p_1 = p_2\} \vee \{p_1 \neq p_2\}) ありがとう! エラーを修正するために編集:Propより明確にするために2を編集
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