Así que actualmente estoy revisando el libro de HoTT con algunas personas. Afirmé que la mayoría de los tipos inductivos que veremos se pueden reducir a tipos que contienen solo tipos de función dependientes y universos tomando el tipo del recurrente como inspiración para el tipo equivalente. Comencé a esbozar cómo pensaba que esto funcionaría y después de algunos tropiezos llegué a lo que pensé que era una respuesta.
( ⋅ , ⋅ ) ≡ lambda una : A . λ b : B . λ C : U . λ g : A → B → C . g ( a ) ( b ) i n d
Esto proporciona las ecuaciones de definición correctas (se omiten las ecuaciones de definición para y p r 2 ), pero esto significaría que i n d A × B tendría el tipo incorrecto.
Y no parece haber una solución simple para esto. También pensé en la siguiente definición.
Pero esto simplemente no teclea.
Parece que podemos definir el recursor aquí pero no el inductor. Podemos definir algo que se parece bastante al inductor pero que no lo logra. La recursividad nos permite realizar la lógica tomando este tipo como el significado de la conjunción lógica, pero no nos permite probar cosas sobre productos que parecen carecer.
¿Podemos hacer el tipo de reducción que afirmé que se puede hacer? Es decir, ¿podemos definir un tipo utilizando solo tipos de función dependientes y universos que tengan una función de emparejamiento e inductor con las mismas ecuaciones y tipos de definición que los productos? Es mi creciente sospecha de que hice una afirmación falsa. Parece que somos capaces de acercarnos tan frustrantemente, pero no logramos hacerlo. Si no podemos definirlo, ¿qué tipo de argumento explica por qué no podemos? ¿Los productos presentados en el libro de HoTT aumentan la fortaleza del sistema?