(** * Subtyping_J :サブタイプ *)
(* * Subtyping *)

(* $Date: 2011-05-07 21:28:52 -0400 (Sat, 07 May 2011) $ *)

Require Export MoreStlc_J.

(* ###################################################### *)
(* * Concepts *)
(** * 概念 *)

(* We now turn to the study of _subtyping_, perhaps the most
    characteristic feature of the static type systems used by many
    recently designed programming languages. *)
(** さて、サブタイプ(_subtyping_)の学習に入ります。
    サブタイプはおそらく、近年設計されたプログラミング言語で使われる静的型システムの最も特徴的な機能です。
    *)

(* ###################################################### *)
(* ** A Motivating Example *)
(** ** 動機付けのための例 *)

(* In the simply typed lamdba-calculus with records, the term
<<
    (\r:{y:Nat}. (r.y)+1) {x=10,y=11}
>>
   is not typable: it involves an application of a function that wants
   a one-field record to an argument that actually provides two
   fields, while the [T_App] rule demands that the domain type of the
   function being applied must match the type of the argument
   precisely.

   But this is silly: we're passing the function a _better_ argument
   than it needs!  The only thing the body of the function can
   possibly do with its record argument [r] is project the field [y]
   from it: nothing else is allowed by the type.  So the presence or
   absence of an extra [x] field should make no difference at all.
   So, intuitively, it seems that this function should be applicable
   to any record value that has at least a [y] field.

   Looking at the same thing from another point of view, a record with
   more fields is "at least as good in any context" as one with just a
   subset of these fields, in the sense that any value belonging to
   the longer record type can be used _safely_ in any context
   expecting the shorter record type.  If the context expects
   something with the shorter type but we actually give it something
   with the longer type, nothing bad will happen (formally, the
   program will not get stuck).

   The general principle at work here is called _subtyping_.  We say
   that "[S] is a subtype of [T]", informally written [S <: T], if a
   value of type [S] can safely be used in any context where a value
   of type [T] is expected.  The idea of subtyping applies not only to
   records, but to all of the type constructors in the language --
   functions, pairs, etc. *)
(** レコードを持つ単純型付きラムダ計算では、項
<<
    (\r:{y:Nat}. (r.y)+1) {x=10,y=11}
>>
   は型付けできません。なぜなら、
   これはフィールドが1つのレコードを引数としてとる関数に2つのフィールドを持つレコードが与えられている部分を含んでいて、
   一方、[T_App]規則は関数の定義域の型は引数の型に完全に一致することを要求するからです。

   しかしこれは馬鹿らしいことです。
   実際には関数に、必要とされるものより良い引数を与えているのです!
   この関数の本体がレコード引数[r]に対して行うことができることはおそらく、
   そのフィールド[y]を射影することだけです。型から許されることは他にはありません。
   すると、他に[x]フィールドが存在するか否かは何の違いもないはずです。
   これから、直観的に、
   この関数は少なくとも[y]フィールドは持つ任意のレコード値に適用可能であるべきと思われます。

   同じことを別の観点から見ると、より豊かなフィールドを持つレコードは、
   そのサブセットのフィールドだけを持つレコードと
   「任意のコンテキストで少なくとも同等の良さである」と言えるでしょう。
   より長い(多いフィールドを持つ)レコード型の任意の値は、
   より短かいレコード型が求められるコンテキストで「安全に」(_safely_)使えるという意味においてです。
   コンテキストがより短かい型のものを求めているときに、より長い型のものを与えた場合、
   何も悪いことは起こらないでしょう(形式的には、プログラムは行き詰まることはないでしょう)。

   ここではたらいている一般原理はサブタイプ(付け)(_subtyping_)と呼ばれます。
   型[T]の値が求められている任意のコンテキストで型[S]の値が安全に使えるとき、
   「[S]は[T]のサブタイプである」と言い、非形式的に [S <: T] と書きます。
   サブタイプの概念はレコードだけではなく、関数、対、など言語のすべての型コンストラクタに適用されます。
   *)

(* ** Subtyping and Object-Oriented Languages *)
(** ** サブタイプとオブジェクト指向言語 *)

(* Subtyping plays a fundamental role in many programming
    languages -- in particular, it is closely related to the notion of
    _subclassing_ in object-oriented languages.

    An _object_ (in Java, C[#], etc.) can be thought of as a record,
    some of whose fields are functions ("methods") and some of whose
    fields are data values ("fields" or "instance variables").
    Invoking a method [m] of an object [o] on some arguments [a1..an]
    consists of projecting out the [m] field of [o] and applying it to
    [a1..an].

    The type of an object can be given as either a _class_ or an
    _interface_.  Both of these provide a description of which methods
    and which data fields the object offers.

    Classes and interfaces are related by the _subclass_ and
    _subinterface_ relations.  An object belonging to a subclass (or
    subinterface) is required to provide all the methods and fields of
    one belonging to a superclass (or superinterface), plus possibly
    some more.

    The fact that an object from a subclass (or sub-interface) can be
    used in place of one from a superclass (or super-interface) provides
    a degree of flexibility that is is extremely handy for organizing
    complex libraries.  For example, a graphical user interface
    toolkit like Java's Swing framework might define an abstract
    interface [Component] that collects together the common fields and
    methods of all objects having a graphical representation that can
    be displayed on the screen and that can interact with the user.
    Examples of such object would include the buttons, checkboxes, and
    scrollbars of a typical GUI.  A method that relies only on this
    common interface can now be applied to any of these objects.

    Of course, real object-oriented languages include many other
    features besides these.  Fields can be updated.  Fields and
    methods can be declared [private].  Classes also give _code_ that
    is used when constructing objects and implementing their methods,
    and the code in subclasses cooperate with code in superclasses via
    _inheritance_.  Classes can have static methods and fields,
    initializers, etc., etc.

    To keep things simple here, we won't deal with any of these
    issues -- in fact, we won't even talk any more about objects or
    classes.  (There is a lot of discussion in Types and Programming
    Languages, if you are interested.)  Instead, we'll study the core
    concepts behind the subclass / subinterface relation in the
    simplified setting of the STLC. *)
(** サブタイプは多くのプログラミング言語で重要な役割を演じます。
    特に、オブジェクト指向言語のサブクラス(_subclassing_)の概念と近い関係にあります。

    (JavaやC[#]等の)オブジェクトはレコードと考えることができます。
    いくつかのフィールドは関数(「メソッド」)で、いくつかのフィールドはデータ値
    (「フィールド」または「インスタンス変数」)です。
    オブジェクト[o]のメソッド[m]を引数[a1..an]のもとで呼ぶことは、
    [o]から[m]フィールドを射影として抽出して、それを[a1..an]に適用することです。

    オブジェクトの型はクラス(_class_)またはインターフェース(_interface_)
    として与えることができます。
    この両者はどちらも、どのメソッドとどのデータフィールドをオブジェクトが提供するかを記述します。

    クラスやインターフェースは、サブクラス(_subclass_)関係やサブインターフェース
    (_subinterface_)関係で関係づけられます。
    サブクラス(またはサブインターフェース)に属するオブジェクトには、スーパークラス
    (またはスーパーインターフェース)
    に属するオブジェクトのメソッドとフィールドのすべての提供することが求められ、
    おそらくそれに加えてさらにいくつかのものを提供します。

    サブクラス(またはサブインターフェース)のオブジェクトをスーパークラス(またはスーパーインターフェース)
    のオブジェクトの場所で使えるという事実は、
    複雑なライブラリの構築にきわめて便利なほどの柔軟性を提供します。
    例えば、Javaの Swing
    フレームワークのようなグラフィカルユーザーインターフェースツールキットは、
    スクリーンに表示できユーザとインタラクションできるグラフィカルな表現を持つすべてのオブジェクトに共通のフィールドとメソッドを集めた、抽象インターフェース[Component]を定義するでしょう。
    そのようなオブジェクトの例としては、典型的なGUIのボタン、チェックボックス、スクロールバーなどがあります。
    この共通インターフェースのみに依存するメソッドは任意のそれらのオブジェクトに適用できます。

    もちろん、実際のオブジェクト指向言語はこれらに加えてたくさんの他の機能を持っています。
    フィールドは更新できます。フィールドとメソッドは[private]と宣言できます。
    クラスはまた、
    オブジェクトを構成しそのメソッドをインプリメントするのに使われる「コード」を与えます。
    そしてサブクラスのコードは「継承」を通じてスーパークラスのコードと協調します。
    クラスは、静的なメソッドやフィールド、イニシャライザ、等々を持つことができます。

    ものごとを単純なまま進めるために、これらの問題を扱うことはしません。
    実際、これ以上オブジェクトやクラスについて話すことはありません。
    (もし興味があるなら、 Types and Programming Languages にたくさんの議論があります。)
    その代わり、STLCの単純化された設定のもとで、
    サブクラス/サブインターフェース関係の背後にある核となる概念について学習します。 *)

(* ** The Subsumption Rule *)
(** ** 包摂規則 *)

(* Our goal for this chapter is to add subtyping to the simply typed
    lambda-calculus (with products).  This involves two steps:

      - Defining a binary _subtype relation_ between types.

      - Enriching the typing relation to take subtyping into account.

    The second step is actually very simple.  We add just a single rule
    to the typing relation -- the so-called _rule of subsumption_:
[[[
                         Gamma |- t : S     S <: T
                         -------------------------                      (T_Sub)
                               Gamma |- t : T
]]]
    This rule says, intuitively, that we can "forget" some of the
    information that we know about a term. *)
(** この章のゴールは(直積を持つ)単純型付きラムダ計算にサブタイプを追加することです。
    これは2つのステップから成ります:

      - 型の間の二項サブタイプ関係(_subtype relation_)を定義します。

      - 型付け関係をサブタイプを考慮した形に拡張します。

    2つ目のステップは実際はとても単純です。型付け関係にただ1つの規則だけを追加します。
    その規則は、包摂規則(_rule of subsumption_)と呼ばれます:
[[
                         Gamma |- t : S     S <: T
                         -------------------------                      (T_Sub)
                               Gamma |- t : T
]]
    この規則は、直観的には、項について知っている情報のいくらかを「忘れる」ことができると言っています。 *)
(* For example, we may know that [t] is a record with two
    fields (e.g., [S = {x:A->A, y:B->B}]], but choose to forget about
    one of the fields ([T = {y:B->B}]) so that we can pass [t] to a
    function that expects just a single-field record. *)
(** 例えば、[t]が2つのフィールドを持つレコード(例えば、[S = {x:A->A, y:B->B}])で、
    フィールドの1つを忘れることにした([T = {y:B->B}])とします。
    すると[t]を、1フィールドのレコードを引数としてとる関数に渡すことができるようになります。 *)

(* ** The Subtype Relation *)
(** ** サブタイプ関係 *)

(* The first step -- the definition of the relation [S <: T] -- is
    where all the action is.  Let's look at each of the clauses of its
    definition.  *)
(** 最初のステップ、関係 [S <: T] の定義にすべてのアクションがあります。
    定義のそれぞれを見てみましょう。 *)

(* *** Products *)
(** *** 直積型 *)

(** 最初に、直積型です。ある一つの対が他の対より「良い」とは、
    それぞれの成分が他の対の対応するものより良いことです。
[[
                            S1 <: T1    S2 <: T2
                            --------------------                        (S_Prod)
                               S1*S2 <: T1*T2
]]
*)

(* *** Arrows *)
(** *** 関数型 *)

(* Suppose we have two functions [f] and [g] with these types:
<<
       f : C -> {x:A,y:B}
       g : (C->{y:B}) -> D
>>
    That is, [f] is a function that yields a record of type
    [{x:A,y:B}], and [g] is a higher-order function that expects
    its (function) argument to yield a record of type [{y:B}].  (And
    suppose, even though we haven't yet discussed subtyping for
    records, that [{x:A,y:B}] is a subtype of [{y:B}]) Then the
    application [g f] is safe even though their types do not match up
    precisely, because the only thing [g] can do with [f] is to apply
    it to some argument (of type [C]); the result will actually be a
    two-field record, while [g] will be expecting only a record with a
    single field, but this is safe because the only thing [g] can then
    do is to project out the single field that it knows about, and
    this will certainly be among the two fields that are present.

    This example suggests that the subtyping rule for arrow types
    should say that two arrow types are in the subtype relation if
    their results are:
[[[
                                  S2 <: T2
                              ----------------                        (S_Arrow2)
                              S1->S2 <: S1->T2
]]]
    We can generalize this to allow the arguments of the two arrow
    types to be in the subtype relation as well:
[[[
                            T1 <: S1    S2 <: T2
                            --------------------                      (S_Arrow)
                              S1->S2 <: T1->T2
]]]
    Notice, here, that the argument types are subtypes "the other way
    round": in order to conclude that [S1->S2] to be a subtype of
    [T1->T2], it must be the case that [T1] is a subtype of [S1].  The
    arrow constructor is said to be _contravariant_ in its first
    argument and _covariant_ in its second.

    The intuition is that, if we have a function [f] of type [S1->S2],
    then we know that [f] accepts elements of type [S1]; clearly, [f]
    will also accept elements of any subtype [T1] of [S1]. The type of
    [f] also tells us that it returns elements of type [S2]; we can
    also view these results belonging to any supertype [T2] of
    [S2]. That is, any function [f] of type [S1->S2] can also be viewed
    as having type [T1->T2]. *)
(** 次の型を持つ2つの関数[f]と[g]があるとします：
<<
       f : C -> {x:A,y:B}
       g : (C->{y:B}) -> D
>>
    つまり、[f]は型[{x:A,y:B}]のレコードを引数とする関数であり、
    [g]は引数として、型[{y:B}]のレコードを引数とする関数をとる高階関数です。
    (そして、レコードのサブタイプについてはまだ議論していませんが、
    [{x:A,y:B}] は [{y:B}] のサブタイプであるとします。)
    すると、関数適用 [g f] は、両者の型が正確に一致しないにもかかわらず安全です。
    なぜなら、[g]が[f]について行うことができるのは、
    [f]を(型[C]の)ある引数に適用することだけだからです。
    その結果は実際には2フィールドのレコードになります。
    ここで[g]が期待するのは1つのフィールドを持つレコードだけです。
    しかしこれは安全です。なぜなら[g]がすることができるのは、
    わかっている1つのフィールドを射影することだけで、
    それは存在する2つのフィールドの1つだからです。

    この例から、関数型のサブタイプ規則が以下のようになるべきということが導かれます。
    2つの関数型がサブタイプ関係にあるのは、その結果が次の条件のときです:
[[
                                  S2 <: T2
                              ----------------                        (S_Arrow2)
                              S1->S2 <: S1->T2
]]
    これを一般化して、2つの関数型のサブタイプ関係を、引数の条件を含めた形にすることが、同様にできます:
[[
                            T1 <: S1    S2 <: T2
                            --------------------                      (S_Arrow)
                              S1->S2 <: T1->T2
]]
    ここで注意するのは、引数の型はサブタイプ関係が逆向きになることです。
    [S1->S2] が [T1->T2] のサブタイプであると結論するためには、
    [T1]が[S1]のサブタイプでなければなりません。
    関数型のコンストラクタは最初の引数について反変(_contravariant_)であり、
    二番目の引数について共変(_covariant_)であると言います。

    直観的には、型[S1->S2]の関数[f]があるとき、[f]は型[S1]の要素を引数にとることがわかります。
    明らかに[f]は[S1]の任意のサブタイプ[T1]の要素をとることもできます。
    [f]の型は同時に[f]が型[S2]の要素を返すことも示しています。
    この値が[S2]の任意のスーパータイプ[T2]に属することも見ることができます。
    つまり、型[S1->S2]の任意の関数[f]は、型[T1->T2]を持つと見ることもできるということです。 *)

(* *** Top *)
(** *** Top *)

(* It is natural to give the subtype relation a maximal element -- a
    type that lies above every other type and is inhabited by
    all (well-typed) values.  We do this by adding to the language one
    new type constant, called [Top], together with a subtyping rule
    that places it above every other type in the subtype relation:
[[[
                                   --------                             (S_Top)
                                   S <: Top
]]]
    The [Top] type is an analog of the [Object] type in Java and C[#]. *)
(** サブタイプ関係の最大要素を定めることは自然です。他のすべての型のスーパータイプであり、
    すべての(型付けできる)値が属する型です。このために言語に新しい一つの型定数[Top]を追加し、
    [Top]をサブタイプ関係の他のすべての型のスーパータイプとするサブタイプ規則を定めます:
[[
                                   --------                             (S_Top)
                                   S <: Top
]]
    [Top]型はJavaやC[#]における[Object]型に対応するものです。 *)

(* *** Structural Rules *)
(** *** 構造規則 *)

(* To finish off the subtype relation, we add two "structural rules"
    that are independent of any particular type constructor: a rule of
    _transitivity_, which says intuitively that, if [S] is better than
    [U] and [U] is better than [T], then [S] is better than [T]...
[[[
                              S <: U    U <: T
                              ----------------                        (S_Trans)
                                   S <: T
]]]
    ... and a rule of _reflexivity_, since any type [T] is always just
    as good as itself:
[[[
                                   ------                              (S_Refl)
                                   T <: T
]]]
*)
(** サブタイプ関係の最後に、2つの「構造規則」("structural rules")を追加します。
    これらは特定の型コンストラクタからは独立したものです。
    推移律(rule of _transitivity_)は、直観的には、
    [S]が[U]よりも良く、[U]が[T]よりも良ければ、[S]は[T]よりも良いというものです...
[[
                              S <: U    U <: T
                              ----------------                        (S_Trans)
                                   S <: T
]]
    ... そして反射律(rule of _reflexivity_)は、
    任意の型はそれ自身と同じ良さを持つというものです。
[[
                                   ------                              (S_Refl)
                                   T <: T
]]
*)

(* *** Records *)
(** *** レコード *)

(* What about subtyping for record types?

   The basic intuition about subtyping for record types is that it is
   always safe to use a "bigger" record in place of a "smaller" one.
   That is, given a record type, adding extra fields will always
   result in a subtype.  If some code is expecting a record with
   fields [x] and [y], it is perfectly safe for it to receive a record
   with fields [x], [y], and [z]; the [z] field will simply be ignored.
   For example,
<<
       {x:Nat,y:Bool} <: {x:Nat}
       {x:Nat} <: {}
>>
   This is known as "width subtyping" for records.

   We can also create a subtype of a record type by replacing the type
   of one of its fields with a subtype.  If some code is expecting a
   record with a field [x] of type [T], it will be happy with a record
   having a field [x] of type [S] as long as [S] is a subtype of
   [T]. For example,
<<
       {a:{x:Nat}} <: {a:{}}
>>
   This is known as "depth subtyping".

   Finally, although the fields of a record type are written in a
   particular order, the order does not really matter. For example,
<<
       {x:Nat,y:Bool} <: {y:Bool,x:Nat}
>>
   This is known as "permutation subtyping".

   We could try formalizing these requirements in a single subtyping
   rule for records as follows:
[[[
                        for each jk in j1..jn,
                    exists ip in i1..im, such that
                          jk=ip and Sp <: Tk
                  ----------------------------------                    (S_Rcd)
                  {i1:S1...im:Sm} <: {j1:T1...jn:Tn}
]]]
   That is, the record on the left should have all the field labels of
   the one on the right (and possibly more), while the types of the
   common fields should be in the subtype relation. However, This rule
   is rather heavy and hard to read.  If we like, we can decompose it
   into three simpler rules, which can be combined using [S_Trans] to
   achieve all the same effects.

    First, adding fields to the end of a record type gives a subtype:
[[[
                               n > m
                 ---------------------------------                 (S_RcdWidth)
                 {i1:T1...in:Tn} <: {i1:T1...im:Tm}
]]]
   We can use [S_RcdWidth] to drop later fields of a multi-field
   record while keeping earlier fields, showing for example that
   [{y:B, x:A} <: {y:B}].

   Second, we can apply subtyping inside the components of a compound
   record type:
[[[
                       S1 <: T1  ...  Sn <: Tn
                  ----------------------------------               (S_RcdDepth)
                  {i1:S1...in:Sn} <: {i1:T1...in:Tn}
]]]
   For example, we can use [S_RcdDepth] and [S_RcdWidth] together to
   show that [{y:{z:B}, x:A} <: {y:{}}].

   Third, we need to be able to reorder fields. The example we
   originally had in mind was [{x:A,y:B} <: {y:B}].  We
   haven't quite achieved this yet: using just [S_RcdDepth] and
   [S_RcdWidth] we can only drop fields from the _end_ of a record
   type.  So we need:
[[[
         {i1:S1...in:Sn} is a permutation of {i1:T1...in:Tn}
         ---------------------------------------------------        (S_RcdPerm)
                  {i1:S1...in:Sn} <: {i1:T1...in:Tn}
]]]

   Further examples:
      - [{x:A,y:B}] <: [{y:B,x:A}].
      - [{}->{j:A} <: {k:B}->Top]
      - [Top->{k:A,j:B} <: C->{j:B}]
*)
(** レコード型のサブタイプは何でしょうか？

   レコード型のサブタイプについての基本的直観は、
   「より小さな」レコードの場所で「より大きな」レコードを使うことは常に安全だということです。
   つまり、レコード型があるとき、さらにフィールドを追加したものは常にサブタイプになるということです。
   もしあるコードがフィールド[x]と[y]を持つレコードを期待していたとき、
   レコード[x]、[y]、[z]を持つレコードを受けとることは完璧に安全です。
   [z]フィールドは単に無視されるだけでしょう。
   例えば次の通りです。
<<
       {x:Nat,y:Bool} <: {x:Nat}
       {x:Nat} <: {}
>>
   これはレコードの"width subtyping"(幅サブタイプ)として知られます。

   レコードの1つのフィールドの型をそのサブタイプで置き換えることでも、
   レコードのサブタイプを作ることができます。
   もしあるコードが型[T]のフィールド[x]を持つレコードを待っていたとき、
   型[S]が型[T]のサブタイプである限りは、
   型[S]のフィールド[x]を持つレコードが来ることはハッピーです。
   例えば次の通りです。
<<
       {a:{x:Nat}} <: {a:{}}
>>
   これは"depth subtyping"(深さサブタイプ)として知られています。

   最後に、レコードのフィールドは特定の順番で記述されますが、その順番は実際には問題ではありません。
   例えば次の通りです。
<<
       {x:Nat,y:Bool} <: {y:Bool,x:Nat}
>>
   これは"permutation subtyping"(順列サブタイプ)として知られています。

   これらをレコードについての単一のサブタイプ規則に形式化することをやってみましょう。
   次の通りです:
[[
                        for each jk in j1..jn,
                    exists ip in i1..im, such that
                          jk=ip and Sp <: Tk
                  ----------------------------------                    (S_Rcd)
                  {i1:S1...im:Sm} <: {j1:T1...jn:Tn}
]]
   つまり、左のレコードは(少なくとも)右のレコードのフィールドラベルをすべて持ち、
   両者で共通するフィールドはサブタイプ関係になければならない、ということです。
   しかしながら、この規則はかなり重くて読むのがたいへんです。
   ここでは、3つのより簡単な規則に分解します。この3つは[S_Trans]を使うことで結合することができ、
   同じ作用をすることができます。

   最初に、レコード型の最後にフィールドを追加したものはサブタイプになります:
[[
                               n > m
                 ---------------------------------                 (S_RcdWidth)
                 {i1:T1...in:Tn} <: {i1:T1...im:Tm}
]]
   [S_RcdWidth]を使うと、複数のフィールドを持つレコードについて、
   前方のフィールドを残したまま後方のフィールドを落とすことができます。
   この規則で例えば [{y:B, x:A} <: {y:B}] が示されます。

   二つ目に、レコード型の構成要素の内部にサブタイプ規則を適用できます:
[[
                       S1 <: T1  ...  Sn <: Tn
                  ----------------------------------               (S_RcdDepth)
                  {i1:S1...in:Sn} <: {i1:T1...in:Tn}
]]
   例えば [S_RcdDepth]と[S_RcdWidth]を両方使って [{y:{z:B}, x:A} <: {y:{}}]
   を示すことができます。

   三つ目に、フィールドの並べ替えを可能にする必要があります。
   念頭に置いてきた例は [{x:A,y:B} <: {y:B}] でした。
   これはまだ達成されていませんでした。
   [S_RcdDepth]と[S_RcdWidth]だけでは、レコード型の「後」からフィールドを落とすことしかできません。
   これから次の規則が必要です:
[[
         {i1:S1...in:Sn} is a permutation of {i1:T1...in:Tn}
         ---------------------------------------------------        (S_RcdPerm)
                  {i1:S1...in:Sn} <: {i1:T1...in:Tn}
]]

   さらなる例です:
      - [{x:A,y:B}] <: [{y:B,x:A}].
      - [{}->{j:A} <: {k:B}->Top]
      - [Top->{k:A,j:B} <: C->{j:B}]
*)

(* It is worth noting that real languages may choose not to adopt
    all of these subtyping rules. For example, in Java:

    - A subclass may not change the argument or result types of a
      method of its superclass (i.e., no depth subtyping or no arrow
      subtyping, depending how you look at it).

    - Each class has just one superclass ("single inheritance" of
      classes)

      - Each class member (field or method) can be assigned a single
        index, adding new indices "on the right" as more members are
        added in subclasses (i.e., no permutation for classes)

    - A class may implement multiple interfaces -- so-called "multiple
      inheritance" of interfaces (i.e., permutation is allowed for
      interfaces). *)
(** なお、実際の言語ではこれらのサブタイプ規則のすべてを採用しているとは限らないことは、
    注記しておくべきでしょう。例えばJavaでは:

    - サブクラスではスーパークラスのメソッドの引数または結果の型を変えることはできません
      (つまり、depth subtypingまたは関数型サブタイプのいずれかができないということです。
      どちらかは見方によります)。

    - それぞれのクラスは(直上の)スーパークラスを1つだけ持ちます(クラスの「単一継承」
      ("single inheritance")です)。

      - 各クラスのメンバー(フィールドまたはメソッド)は1つだけインデックスを持ち、
        サブクラスでメンバーが追加されるたびに新しいインデックスが「右に」追加されます
        (つまり、クラスには並び換えがありません)。

    - クラスは複数のインターフェースをインプリメントできます。これは
      インターフェースの「多重継承」("multiple inheritance")と呼ばれます
      (つまり、インターフェースには並び換えがあります)。 *)

(* *** Records, via Products and Top (optional) *)
(** *** 直積と Top によるレコード (optional) *)

(* Exactly how we formalize all this depends on how we are choosing
    to formalize records and their types.  If we are treating them as
    part of the core language, then we need to write down subtyping
    rules for them.  The file [RecordSub.v] shows how this extension
    works.

    On the other hand, if we are treating them as a derived form that
    is desugared in the parser, then we shouldn't need any new rules:
    we should just check that the existing rules for subtyping product
    and [Unit] types give rise to reasonable rules for record
    subtyping via this encoding. To do this, we just need to make one
    small change to the encoding described earlier: instead of using
    [Unit] as the base case in the encoding of tuples and the "don't
    care" placeholder in the encoding of records, we use [Top].  So:
<<
    {a:Nat, b:Nat} ----> {Nat,Nat}       i.e. (Nat,(Nat,Top))
    {c:Nat, a:Nat} ----> {Nat,Top,Nat}   i.e. (Nat,(Top,(Nat,Top)))
>>
    The encoding of record values doesn't change at all.  It is
    easy (and instructive) to check that the subtyping rules above are
    validated by the encoding.  For the rest of this chapter, we'll
    follow this approach. *)
(** これらすべてをどのように形式化するかは、レコードとその型をどのように形式化するかに、
    まさに依存しています。もしこれらを核言語の一部として扱うならば、
    そのためのサブタイプ規則を書き下す必要があります。
    ファイル[RecordSub_J.v]で、この拡張がどのようにはたらくかを示します。

    一方、もしそれらをパーサで展開される派生形として扱うならば、新しい規則は何も必要ありません。
    直積と[Unit]型のサブタイプについての既存の規則が、
    このエンコードによるレコードのサブタイプに関する妥当な規則になっているかをチェックすれば良いだけです。
    このために、前述のエンコードをわずかに変更する必要があります。
    組のエンコードのベースケースおよびレコードのエンコードの "don't care" プレースホルダとして、
    [Unit]の代わりに[Top]を使います。
    すると:
<<
    {a:Nat, b:Nat} ----> {Nat,Nat}       つまり (Nat,(Nat,Top))
    {c:Nat, a:Nat} ----> {Nat,Top,Nat}   つまり (Nat,(Top,(Nat,Top)))
>>
    レコード値のエンコードは何も変更しません。
    このエンコードで上述のサブタイプ規則が成立することをチェックするのは容易です
    (そしてタメになります)。この章の残りでは、このアプローチを追求します。 *)

(* ###################################################### *)
(* * Core definitions *)
(** * 中核部の定義 *)

(* We've already sketched the significant extensions that we'll need
    to make to the STLC: (1) add the subtype relation and (2) extend
    the typing relation with the rule of subsumption.  To make
    everything work smoothly, we'll also implement some technical
    improvements to the presentation from the last chapter.  The rest
    of the definitions -- in particular, the syntax and operational
    semantics of the language -- are identical to what we saw in the
    last chapter.  Let's first do the identical bits. *)
(** STLCに必要となる重要な拡張を既に概観してきました:
    (1)サブタイプ関係を追加し、(2)型関係に包摂規則を拡張することです。
    すべてがスムースにいくように、前の章の表現にいくらかの技術的改善を行います。
    定義の残りは -- 特に言語の構文と操作的意味は -- 前の章で見たものと同じです。
    最初に同じ部分をやってみましょう。 *)

(* ################################### *)
(* *** Syntax *)
(** *** 構文 *)

(* Just for the sake of more interesting examples, we'll make one
    more very small extension to the pure STLC: an arbitrary set of
    additional _base types_ like [String], [Person], [Window], etc.
    We won't bother adding any constants belonging to these types or
    any operators on them, but we could easily do so. *)
(** よりおもしろい例のために、純粋STLCに非常に小さな拡張を行います。
    [String]、[Person]、[Window]等のような、任意の「基本型」の集合を追加します。
    これらの型の定数を追加したり、その型の上の操作を追加したりすることをわざわざやりませんが、
    そうすることは簡単です。 *)

(* In the rest of the chapter, we formalize just base types,
    booleans, arrow types, [Unit], and [Top], leaving product types as
    an exercise. *)
(** この章の残りでは、基本型、ブール型、関数型、[Unit]と[Top]のみ形式化し、
    直積型は練習問題にします。 *)

Inductive ty : Type :=
  | ty_Top   : ty
  | ty_Bool  : ty
  | ty_base  : id -> ty
  | ty_arrow : ty -> ty -> ty
  | ty_Unit  : ty
.

Tactic Notation "ty_cases" tactic(first) ident(c) :=
  first;
  [ Case_aux c "ty_Top" | Case_aux c "ty_Bool"
  | Case_aux c "ty_base" | Case_aux c "ty_arrow"
  | Case_aux c "ty_Unit" |
  ].

Inductive tm : Type :=
  | tm_var : id -> tm
  | tm_app : tm -> tm -> tm
  | tm_abs : id -> ty -> tm -> tm
  | tm_true : tm
  | tm_false : tm
  | tm_if : tm -> tm -> tm -> tm
  | tm_unit : tm
.

Tactic Notation "tm_cases" tactic(first) ident(c) :=
  first;
  [ Case_aux c "tm_var" | Case_aux c "tm_app"
  | Case_aux c "tm_abs" | Case_aux c "tm_true"
  | Case_aux c "tm_false" | Case_aux c "tm_if"
  | Case_aux c "tm_unit"
  ].

(* ################################### *)
(* *** Substitution *)
(** *** 包摂 *)

(* The definition of substitution remains the same as for the
    ordinary STLC. *)
(** 包摂の定義は、いつものSTLCと同様です。 *)

Fixpoint subst (s:tm) (x:id) (t:tm) : tm :=
  match t with
  | tm_var y =>
      if beq_id x y then s else t
  | tm_abs y T t1 =>
      tm_abs y T (if beq_id x y then t1 else (subst s x t1))
  | tm_app t1 t2 =>
      tm_app (subst s x t1) (subst s x t2)
  | tm_true =>
      tm_true
  | tm_false =>
      tm_false
  | tm_if t1 t2 t3 =>
      tm_if (subst s x t1) (subst s x t2) (subst s x t3)
  | tm_unit =>
      tm_unit
  end.

(* ################################### *)
(* *** Reduction *)
(** *** 簡約 *)

(* Likewise the definitions of the [value] property and the [step]
    relation. *)
(** [value](値)の定義や[step]関係の定義と同様です。 *)

Inductive value : tm -> Prop :=
  | v_abs : forall x T t,
      value (tm_abs x T t)
  | t_true :
      value tm_true
  | t_false :
      value tm_false
  | v_unit :
      value tm_unit
.

Hint Constructors value.

Reserved Notation "t1 '==>' t2" (at level 40).

Inductive step : tm -> tm -> Prop :=
  | ST_AppAbs : forall x T t12 v2,
         value v2 ->
         (tm_app (tm_abs x T t12) v2) ==> (subst v2 x t12)
  | ST_App1 : forall t1 t1' t2,
         t1 ==> t1' ->
         (tm_app t1 t2) ==> (tm_app t1' t2)
  | ST_App2 : forall v1 t2 t2',
         value v1 ->
         t2 ==> t2' ->
         (tm_app v1 t2) ==> (tm_app v1  t2')
  | ST_IfTrue : forall t1 t2,
      (tm_if tm_true t1 t2) ==> t1
  | ST_IfFalse : forall t1 t2,
      (tm_if tm_false t1 t2) ==> t2
  | ST_If : forall t1 t1' t2 t3,
      t1 ==> t1' ->
      (tm_if t1 t2 t3) ==> (tm_if t1' t2 t3)
where "t1 '==>' t2" := (step t1 t2).

Tactic Notation "step_cases" tactic(first) ident(c) :=
  first;
  [ Case_aux c "ST_AppAbs" | Case_aux c "ST_App1"
  | Case_aux c "ST_App2" | Case_aux c "ST_IfTrue"
  | Case_aux c "ST_IfFalse" | Case_aux c "ST_If"
  ].

Hint Constructors step.

(* ###################################################################### *)
(* * Subtyping *)
(** * サブタイプ *)

(* Now we come to the interesting part.  We begin by defining
    the subtyping relation and developing some of its important
    technical properties. *)
(** さて、おもしろい所にやって来ました。サブタイプ関係の定義から始め、その重要な技術的性質を調べます。 *)

(* ################################### *)
(* ** Definition *)
(** ** 定義 *)

(* The definition of subtyping is just what we sketched in the
    motivating discussion. *)
(** サブタイプの定義は、動機付けの議論のところで概観した通りです。 *)

Inductive subtype : ty -> ty -> Prop :=
  | S_Refl : forall T,
    subtype T T
  | S_Trans : forall S U T,
    subtype S U ->
    subtype U T ->
    subtype S T
  | S_Top : forall S,
    subtype S ty_Top
  | S_Arrow : forall S1 S2 T1 T2,
    subtype T1 S1 ->
    subtype S2 T2 ->
    subtype (ty_arrow S1 S2) (ty_arrow T1 T2)
.

(* Note that we don't need any special rules for base types: they are
    automatically subtypes of themselves (by [S_Refl]) and [Top] (by
    [S_Top]), and that's all we want. *)
(** なお、基本型については特別な規則は何ら必要ありません。
    基本型は自動的に([S_Refl]より)自分自身のサブタイプであり、
    ([S_Top]より)[Top]のサブタイプでもあります。そしてこれが必要な全てです。 *)

Hint Constructors subtype.

Tactic Notation "subtype_cases" tactic(first) ident(c) :=
  first;
  [ Case_aux c "S_Refl" | Case_aux c "S_Trans"
  | Case_aux c "S_Top" | Case_aux c "S_Arrow"
  ].

(* ############################################### *)
(* ** Subtyping Examples and Exercises *)
(** ** サブタイプの例と練習問題 *)

Module Examples.

Notation x := (Id 0).
Notation y := (Id 1).
Notation z := (Id 2).

Notation A := (ty_base (Id 6)).
Notation B := (ty_base (Id 7)).
Notation C := (ty_base (Id 8)).

Notation String := (ty_base (Id 9)).
Notation Float := (ty_base (Id 10)).
Notation Integer := (ty_base (Id 11)).

(* **** Exercise: 2 stars, optional (subtyping judgements) *)
(** **** 練習問題: ★★, optional (subtyping judgements) *)

(* (Do this exercise after you have added product types to the
    language, at least up to this point in the file).

    Using the encoding of records into pairs, define pair types
    representing the record types
[[
    Person   := { name : String }
    Student  := { name : String ;
                  gpa  : Float }
    Employee := { name : String ;
                  ssn  : Integer }
]]
*)
(** (この練習問題は、少なくともファイルのここまでに、直積型を言語に追加した後で行ってください。)

    レコードを対でエンコードするときに、以下のレコード型を表す直積型を定義しなさい。
[[
    Person   := { name : String }
    Student  := { name : String ;
                  gpa  : Float }
    Employee := { name : String ;
                  ssn  : Integer }
]]
*)
Definition Person : ty :=
(* FILL IN HERE *) admit.
Definition Student : ty :=
(* FILL IN HERE *) admit.
Definition Employee : ty :=
(* FILL IN HERE *) admit.

Example sub_student_person :
  subtype Student Person.
Proof.
(* FILL IN HERE *) Admitted.

Example sub_employee_person :
  subtype Employee Person.
Proof.
(* FILL IN HERE *) Admitted.
(** [] *)

Example subtyping_example_0 :
  subtype (ty_arrow C Person)
          (ty_arrow C ty_Top).
(* C->Person <: C->Top *)
Proof.
  apply S_Arrow.
    apply S_Refl. auto.
Qed.

(* The following facts are mostly easy to prove in Coq.  To get
    full benefit from the exercises, make sure you also
    understand how to prove them on paper! *)
(** 以下の事実のほとんどは、Coqで証明するのは簡単です。
    練習問題の効果を十分に得るために、
    どうやって証明するか自分が理解していることを紙に証明を書いて確認しなさい。 *)

(* **** Exercise: 1 star, optional (subtyping_example_1) *)
(** **** 練習問題: ★, optional (subtyping_example_1) *)
Example subtyping_example_1 :
  subtype (ty_arrow ty_Top Student)
          (ty_arrow (ty_arrow C C) Person).
(* Top->Student <: (C->C)->Person *)
Proof with eauto.
  (* FILL IN HERE *) Admitted.
(** [] *)

(* **** Exercise: 1 star, optional (subtyping_example_2) *)
(** **** 練習問題: ★, optional (subtyping_example_2) *)
Example subtyping_example_2 :
  subtype (ty_arrow ty_Top Person)
          (ty_arrow Person ty_Top).
(* Top->Person <: Person->Top *)
Proof with eauto.
  (* FILL IN HERE *) Admitted.
(** [] *)

End Examples.

(* **** Exercise: 1 star, optional (subtype_instances_tf_1) *)
(** **** 練習問題: ★, optional (subtype_instances_tf_1) *)
(* Suppose we have types [S], [T], [U], and [V] with [S <: T]
    and [U <: V].  Which of the following subtyping assertions
    are then true?  Write _true_ or _false_ after each one.
    (Note that [A], [B], and [C] are base types.)

    - [T->S <: T->S]

    - [Top->U <: S->Top]

    - [(C->C) -> (A*B)  <:  (C->C) -> (Top*B)]

    - [T->T->U <: S->S->V]

    - [(T->T)->U <: (S->S)->V]

    - [((T->S)->T)->U <: ((S->T)->S)->V]

    - [S*V <: T*U]

[]
*)
(** 型[S]、[T]、[U]、[V]があり [S <: T] かつ [U <: V] とします。
    このとき以下のサブタイプ関係の主張のうち、正しいものはどれでしょうか？
    それぞれの後に「真」または「偽」と書きなさい。
    (ここで、[A]、[B]、[C]は基本型とします。)

    - [T->S <: T->S]

    - [Top->U <: S->Top]

    - [(C->C) -> (A*B)  <:  (C->C) -> (Top*B)]

    - [T->T->U <: S->S->V]

    - [(T->T)->U <: (S->S)->V]

    - [((T->S)->T)->U <: ((S->T)->S)->V]

    - [S*V <: T*U]

[]
*)

(* **** Exercise: 1 star (subtype_instances_tf_2) *)
(** **** 練習問題: ★ (subtype_instances_tf_2) *)
(* Which of the following statements are true?  Write TRUE or FALSE
    after each one.
[[
      forall S T,
          S <: T  ->
          S->S   <:  T->T

      forall S T,
           S <: A->A ->
           exists T,
              S = T->T  /\  T <: A

      forall S T1 T1,
           S <: T1 -> T2 ->
           exists S1 S2,
              S = S1 -> S2  /\  T1 <: S1  /\  S2 <: T2

      exists S,
           S <: S->S

      exists S,
           S->S <: S

      forall S T2 T2,
           S <: T1*T2 ->
           exists S1 S2,
              S = S1*S2  /\  S1 <: T1  /\  S2 <: T2
]]
[] *)
(** 以下の主張のうち正しいものはどれでしょうか？
    それぞれについて「真」または「偽」と書きなさい。
[[
      forall S T,
          S <: T  ->
          S->S   <:  T->T

      forall S T,
           S <: A->A ->
           exists T,
              S = T->T  /\  T <: A

      forall S T1 T1,
           S <: T1 -> T2 ->
           exists S1 S2,
              S = S1 -> S2  /\  T1 <: S1  /\  S2 <: T2

      exists S,
           S <: S->S

      exists S,
           S->S <: S

      forall S T2 T2,
           S <: T1*T2 ->
           exists S1 S2,
              S = S1*S2  /\  S1 <: T1  /\  S2 <: T2
]]
[] *)

(* **** Exercise: 1 star (subtype_concepts_tf) *)
(** **** 練習問題: ★ (subtype_concepts_tf) *)
(* Which of the following statements are true, and which are false?
    - There exists a type that is a supertype of every other type.

    - There exists a type that is a subtype of every other type.

    - There exists a pair type that is a supertype of every other
      pair type.

    - There exists a pair type that is a subtype of every other
      pair type.

    - There exists an arrow type that is a supertype of every other
      arrow type.

    - There exists an arrow type that is a subtype of every other
      arrow type.

    - There is an infinite descending chain of distinct types in the
      subtype relation---that is, an infinite sequence of types
      [S0], [S1], etc., such that all the [Si]'s are different and
      each [S(i+1)] is a subtype of [Si].

    - There is an infinite _ascending_ chain of distinct types in
      the subtype relation---that is, an infinite sequence of types
      [S0], [S1], etc., such that all the [Si]'s are different and
      each [S(i+1)] is a supertype of [Si].

[]
*)
(** 以下のうち真であるものはどれで、偽であるものはどれでしょうか？
    - 他のすべての型のスーパータイプである型がある。

    - 他のすべての型のサブタイプである型がある。

    - 他のすべての対型のスーパータイプである対型がある。

    - 他のすべての対型のサブタイプである対型がある。

    - 他のすべての関数型のスーパータイプである関数型がある。

    - 他のすべての関数型のサブタイプである関数型がある。

    - サブタイプ関係による、同一型を含まない無限降鎖(infinite descending chain)がある。
      つまり型の無限列[S0]、[S1]、... があり、すべての[Si]は異なり、
      そして各[S(i+1)]は[S(i)]のサブタイプである。

    - サブタイプ関係による、同一型を含まない無限昇鎖(infinite _ascending_ chain)がある。
      つまり型の無限列[S0]、[S1]、... があり、すべての[Si]は異なり、
      そして各[S(i+1)]は[S(i)]のスーパータイプである。

[]
*)

(* **** Exercise: 2 stars (proper_subtypes) *)
(** **** 練習問題: ★★ (proper_subtypes) *)
(* Is the following statement true or false?  Briefly explain your
    answer.
[[
    forall T,
         ~(exists n, T = ty_base n) ->
         exists S,
            S <: T  /\  S <> T
]]
[]
*)
(** 次の主張は真でしょうか偽でしょうか？自分の答えを簡単に説明しなさい。
[[
    forall T,
         ~(exists n, T = ty_base n) ->
         exists S,
            S <: T  /\  S <> T
]]
[]
*)

(* **** Exercise: 2 stars (small_large_1) *)
(** **** 練習問題: ★★ (small_large_1) *)
(*
   - What is the _smallest_ type [T] ("smallest" in the subtype
     relation) that makes the following assertion true?
[[
       empty |- (\p:T*Top. p.fst) ((\z:A.z), unit) : A->A
]]

   - What is the _largest_ type [T] that makes the same assertion true?

[]
*)
(**
   - 次の表明を真にする最小の型[T]は何でしょうか？
     (ここで「最小」とはサブタイプ関係においてです。)
[[
       empty |- (\p:T*Top. p.fst) ((\z:A.z), unit) : A->A
]]

   - 同じ表明を真にする最大の型[T]は何でしょうか？

[]
*)

(* **** Exercise: 2 stars (small_large_2) *)
(** **** 練習問題: ★★ (small_large_2) *)
(*
   - What is the _smallest_ type [T] that makes the following
     assertion true?
[[
       empty |- (\p:(A->A * B->B). p) ((\z:A.z), (\z:B.z)) : T
]]

   - What is the _largest_ type [T] that makes the same assertion true?

[]
*)
(**
   - 次の表明を真にする最小の型[T]は何でしょうか？
[[
       empty |- (\p:(A->A * B->B). p) ((\z:A.z), (\z:B.z)) : T
]]

   - 同じ表明を真にする最大の型[T]は何でしょうか？

[]
*)

(* **** Exercise: 2 stars, optional (small_large_3) *)
(** **** 練習問題: ★★, optional (small_large_3) *)
(*
   - What is the _smallest_ type [T] that makes the following
     assertion true?
[[
       a:A |- (\p:(A*T). (p.snd) (p.fst)) (a , \z:A.z) : A
]]

   - What is the _largest_ type [T] that makes the same assertion true?

[]
*)
(**
   - 次の表明を真にする最小の型[T]は何でしょうか？
[[
       a:A |- (\p:(A*T). (p.snd) (p.fst)) (a , \z:A.z) : A
]]

   - 同じ表明を真にする最大の型[T]は何でしょうか？

[]
*)

(* **** Exercise: 2 stars (small_large_4) *)
(** **** 練習問題: ★★ (small_large_4) *)
(*
   - What is the _smallest_ type [T] that makes the following
     assertion true?
[[
       exists S,
         empty |- (\p:(A*T). (p.snd) (p.fst)) : S
]]

   - What is the _largest_ type [T] that makes the same
     assertion true?

[]
*)
(**
   - 次の表明を真にする最小の型[T]は何でしょうか？
[[
       exists S,
         empty |- (\p:(A*T). (p.snd) (p.fst)) : S
]]

   - 同じ表明を真にする最大の型[T]は何でしょうか？

[]
*)

(* **** Exercise: 2 stars (smallest_1) *)
(** **** 練習問題: ★★ (smallest_1) *)
(* What is the _smallest_ type [T] that makes the following
    assertion true?
[[
      exists S, exists t,
        empty |- (\x:T. x x) t : S
]]
[]
*)
(** 次の表明を真にする最小の型[T]は何でしょうか？
[[
      exists S, exists t,
        empty |- (\x:T. x x) t : S
]]
[]
*)

(* **** Exercise: 2 stars (smallest_2) *)
(** **** 練習問題: ★★ (smallest_2) *)
(* What is the _smallest_ type [T] that makes the following
    assertion true?
[[
      empty |- (\x:Top. x) ((\z:A.z) , (\z:B.z)) : T
]]
[]
*)
(** 次の表明を真にする最小の型[T]は何でしょうか？
[[
      empty |- (\x:Top. x) ((\z:A.z) , (\z:B.z)) : T
]]
[]
*)

(* **** Exercise: 3 stars, optional (count_supertypes) *)
(** **** 練習問題: ★★★, optional (count_supertypes) *)
(* How many supertypes does the record type [{x:A, y:C->C}] have?  That is,
    how many different types [T] are there such that [{x:A, y:C->C} <:
    T]?  (We consider two types to be different if they are written
    differently, even if each is a subtype of the other.  For example,
    [{x:A,y:B}] and [{y:B,x:A}] are different.)

[]
*)
(** レコード型 [{x:A, y:C->C}] はいくつのスーパータイプを持つでしょうか？
    つまり、いくつの異なる型[T]が [{x:A, y:C->C} <: T] を満たすでしょうか?
    (ここで、2つの型が異なるとは、その記述が異なることとします。
    たとえ両者が相互にサブタイプであってもです。
    例えば、[{x:A,y:B}] と [{y:B,x:A}] は異なります。)

[]
*)

(* ###################################################################### *)
(* * Typing *)
(** * 型付け *)

(* The only change to the typing relation is the addition of the rule
    of subsumption, [T_Sub]. *)
(** 型付け関係の変更は、包摂規則 [T_Sub] の追加だけです。 *)

Definition context := id -> (option ty).
Definition empty : context := (fun _ => None).
Definition extend (Gamma : context) (x:id) (T : ty) :=
  fun x' => if beq_id x x' then Some T else Gamma x'.

Inductive has_type : context -> tm -> ty -> Prop :=
  (* Same as before *)
  | T_Var : forall Gamma x T,
      Gamma x = Some T ->
      has_type Gamma (tm_var x) T
  | T_Abs : forall Gamma x T11 T12 t12,
      has_type (extend Gamma x T11) t12 T12 ->
      has_type Gamma (tm_abs x T11 t12) (ty_arrow T11 T12)
  | T_App : forall T1 T2 Gamma t1 t2,
      has_type Gamma t1 (ty_arrow T1 T2) ->
      has_type Gamma t2 T1 ->
      has_type Gamma (tm_app t1 t2) T2
  | T_True : forall Gamma,
       has_type Gamma tm_true ty_Bool
  | T_False : forall Gamma,
       has_type Gamma tm_false ty_Bool
  | T_If : forall t1 t2 t3 T Gamma,
       has_type Gamma t1 ty_Bool ->
       has_type Gamma t2 T ->
       has_type Gamma t3 T ->
       has_type Gamma (tm_if t1 t2 t3) T
  | T_Unit : forall Gamma,
      has_type Gamma tm_unit ty_Unit
  (* New rule of subsumption *)
  | T_Sub : forall Gamma t S T,
      has_type Gamma t S ->
      subtype S T ->
      has_type Gamma t T.

Hint Constructors has_type.

Tactic Notation "has_type_cases" tactic(first) ident(c) :=
  first;
  [ Case_aux c "T_Var" | Case_aux c "T_Abs"
  | Case_aux c "T_App" | Case_aux c "T_True"
  | Case_aux c "T_False" | Case_aux c "T_If"
  | Case_aux c "T_Unit"
  | Case_aux c "T_Sub" ].

(* ############################################### *)
(* ** Typing examples *)
(** ** 型付けの例 *)

Module Examples2.
Import Examples.

(* Do the following exercises after you have added product types to
    the language.  For each informal typing judgement, write it as a
    formal statement in Coq and prove it. *)
(** 以下の練習問題は言語に直積を追加した後に行いなさい。
    それぞれの非形式的な型付けジャッジメントについて、Coqで形式的主張を記述し、
    それを証明しなさい。 *)

(* **** Exercise: 1 star, optional (typing_example_0) *)
(** **** 練習問題: ★, optional (typing_example_0) *)
(* empty |- ((\z:A.z), (\z:B.z)) : (A->A * B->B) *)
(* FILL IN HERE *)
(** [] *)

(* **** Exercise: 2 stars, optional (typing_example_1) *)
(** **** 練習問題: ★★, optional (typing_example_1) *)
(* empty |- (\x:(Top * B->B). x.snd) ((\z:A.z), (\z:B.z)) : B->B *)
(* FILL IN HERE *)
(** [] *)

(* **** Exercise: 2 stars, optional (typing_example_2) *)
(** **** 練習問題: ★★, optional (typing_example_2) *)
(* empty |- (\z:(C->C)->(Top * B->B). (z (\x:C.x)).snd)
              (\z:C->C. ((\z:A.z), (\z:B.z)))
           : B->B *)
(* FILL IN HERE *)
(** [] *)

End Examples2.

(* ###################################################################### *)
(* * Properties *)
(** * 性質 *)

(* The fundamental properties of the system that we want to check are
    the same as always: progress and preservation.  Unlike the
    extension of the STLC with references, we don't need to change the
    _statements_ of these properties to take subtyping into account.
    However, their proofs do become a little bit more involved. *)
(** チェックしたいシステムの根本的性質はいつもと同じく、進行と保存です。
    STLCに参照を拡張したものとは違い、サブタイプを考慮しても、これらの主張を変化させる必要はありません。
    ただし、それらの証明はもうちょっと複雑になります。 *)

(* ###################################################################### *)
(* ** Inversion Lemmas for Subtyping *)
(** ** サブタイプの反転補題(Inversion Lemmas) *)

(* Before we look at the properties of the typing relation, we need
    to record a couple of critical structural properties of the subtype
    relation:
       - [Bool] is the only subtype of [Bool]
       - every subtype of an arrow type _is_ an arrow type. *)
(** 型付け関係の性質を見る前に、サブタイプ関係の2つの重要な構造的性質を記しておかなければなりません:
       - [Bool]は[Bool]の唯一のサブタイプです
       - 関数型のすべてのサブタイプは関数型です *)

(* These are called _inversion lemmas_ because they play the same
    role in later proofs as the built-in [inversion] tactic: given a
    hypothesis that there exists a derivation of some subtyping
    statement [S <: T] and some constraints on the shape of [S] and/or
    [T], each one reasons about what this derivation must look like to
    tell us something further about the shapes of [S] and [T] and the
    existence of subtype relations between their parts. *)
(** これらは反転補題(_inversion lemmas_)と呼ばれます。これは、後の証明でもともとの
    [inversion]タクティックと同じ役目をするためです。
    つまり、サブタイプ関係の主張 [S <: T] の導出が存在するという仮定と、
    [S]や[T]の形についてのいくつかの制約が与えられたとき、
    それぞれの補題は、[S]と[T]の形、および両者の構成要素間のサブタイプ関係の存在について、
    より多くのことが言えるためには、
    [S <: T] の導出がどういう形でなければならないかを提示するからです。 *)

(* **** Exercise: 2 stars, optional (sub_inversion_Bool) *)
(** **** 練習問題: ★★, optional (sub_inversion_Bool) *)
Lemma sub_inversion_Bool : forall U,
     subtype U ty_Bool ->
       U = ty_Bool.
Proof with auto.
  intros U Hs.
  remember ty_Bool as V.
  (* FILL IN HERE *) Admitted.

(* **** Exercise: 3 stars, optional (sub_inversion_arrow) *)
(** **** 練習問題: ★★★, optional (sub_inversion_arrow) *)
Lemma sub_inversion_arrow : forall U V1 V2,
     subtype U (ty_arrow V1 V2) ->
     exists U1, exists U2,
       U = (ty_arrow U1 U2) /\ (subtype V1 U1) /\ (subtype U2 V2).
Proof with eauto.
  intros U V1 V2 Hs.
  remember (ty_arrow V1 V2) as V.
  generalize dependent V2. generalize dependent V1.
  (* FILL IN HERE *) Admitted.

(** [] *)

(* ########################################## *)
(* ** Canonical Forms *)
(** ** 正準形(Canonical Forms) *)

(* We'll see first that the proof of the progress theorem doesn't
    change too much -- we just need one small refinement.  When we're
    considering the case where the term in question is an application
    [t1 t2] where both [t1] and [t2] are values, we need to know that
    [t1] has the _form_ of a lambda-abstraction, so that we can apply
    the [ST_AppAbs] reduction rule.  In the ordinary STLC, this is
    obvious: we know that [t1] has a function type [T11->T12], and
    there is only one rule that can be used to give a function type to
    a value -- rule [T_Abs] -- and the form of the conclusion of this
    rule forces [t1] to be an abstraction.

    In the STLC with subtyping, this reasoning doesn't quite work
    because there's another rule that can be used to show that a value
    has a function type: subsumption.  Fortunately, this possibility
    doesn't change things much: if the last rule used to show [Gamma
    |- t1 : T11->T12] is subsumption, then there is some
    _sub_-derivation whose subject is also [t1], and we can reason by
    induction until we finally bottom out at a use of [T_Abs].

    This bit of reasoning is packaged up in the following lemma, which
    tells us the possible "canonical forms" (i.e. values) of function
    type. *)
(** 最初に、進行定理の証明はそれほど変わらないことを見ます。
    1つだけ小さなリファインメントが必要です。
    問題となる項が関数適用 [t1 t2] で[t1]と[t2]が両方とも値の場合を考えるとき、
    [t1]がラムダ抽象の形をしており、
    そのため[ST_AppAbs]簡約規則が適用できることを確認する必要があります。
    もともとのSTLCでは、これは明らかです。
    [t1]が関数型[T11->T12]を持ち、また、関数型の値を与える規則が1つだけ、
    つまり規則[T_Abs]だけであり、そしてこの規則の結論部の形から、
    [t1]は関数型にならざるを得ない、ということがわかります。

    サブタイプを持つSTLCにおいては、この推論はそのままうまく行くわけではありません。
    その理由は、値が関数型を持つことを示すのに使える規則がもう1つあるからです。
    包摂規則です。幸い、このことが大きな違いをもたらすことはありません。
    もし [Gamma |- t1 : T11->T12] を示すのに使われた最後の規則が包摂規則だった場合、
    導出のその前の部分で、同様に[t1]が主部(項の部分)である導出があり、
    帰納法により一番最初には[T_Abs]が使われたことが推論できるからです。

    推論のこの部分は次の補題にまとめられています。この補題は、関数型の可能な正準形
    ("canonical forms"、つまり値)を示します。 *)

(* **** Exercise: 3 stars, optional (canonical_forms_of_arrow_types) *)
(** **** 練習問題: ★★★, optional (canonical_forms_of_arrow_types) *)
Lemma canonical_forms_of_arrow_types : forall Gamma s T1 T2,
  has_type Gamma s (ty_arrow T1 T2) ->
  value s ->
  exists x, exists S1, exists s2,
     s = tm_abs x S1 s2.
Proof with eauto.
  (* FILL IN HERE *) Admitted.
(** [] *)

(* Similarly, the canonical forms of type [Bool] are the constants
    [true] and [false]. *)
(** 同様に、型[Bool]の正準形は定数[true]と[false]です。 *)

Lemma canonical_forms_of_Bool : forall Gamma s,
  has_type Gamma s ty_Bool ->
  value s ->
  (s = tm_true \/ s = tm_false).
Proof with eauto.
  intros Gamma s Hty Hv.
  remember ty_Bool as T.
  has_type_cases (induction Hty) Case; try solve by inversion...
  Case "T_Sub".
    subst. apply sub_inversion_Bool in H. subst...
Qed.

(* ########################################## *)
(* ** Progress *)
(** ** 進行 *)

(* The proof of progress proceeds like the one for the pure
    STLC, except that in several places we invoke canonical forms
    lemmas... *)
(** 進行性の証明は純粋なSTLCとほぼ同様に進みます。ただ何箇所かで正準形補題を使うことを除けば...
    *)

(* _Theorem_ (Progress): For any term [t] and type [T], if [empty |-
    t : T] then [t] is a value or [t ==> t'] for some term [t'].

    _Proof_: Let [t] and [T] be given, with [empty |- t : T].  Proceed
    by induction on the typing derivation.

    The cases for [T_Abs], [T_Unit], [T_True] and [T_False] are
    immediate because abstractions, [unit], [true], and [false] are
    already values.  The [T_Var] case is vacuous because variables
    cannot be typed in the empty context.  The remaining cases are
    more interesting:

    - If the last step in the typing derivation uses rule [T_App],
      then there are terms [t1] [t2] and types [T1] and [T2] such that
      [t = t1 t2], [T = T2], [empty |- t1 : T1 -> T2], and [empty |-
      t2 : T1].  Moreover, by the induction hypothesis, either [t1] is
      a value or it steps, and either [t2] is a value or it steps.
      There are three possibilities to consider:

      - Suppose [t1 ==> t1'] for some term [t1'].  Then [t1 t2 ==> t1' t2]
        by [ST_App1].

      - Suppose [t1] is a value and [t2 ==> t2'] for some term [t2'].
        Then [t1 t2 ==> t1 t2'] by rule [ST_App2] because [t1] is a
        value.

      - Finally, suppose [t1] and [t2] are both values.  By Lemma
        [canonical_forms_for_arrow_types], we know that [t1] has the
        form [\x:S1.s2] for some [x], [S1], and [s2].  But then
        [(\x:S1.s2) t2 ==> [t2/x]s2] by [ST_AppAbs], since [t2] is a
        value.

    - If the final step of the derivation uses rule [T_If], then there
      are terms [t1], [t2], and [t3] such that [t = if t1 then t2 else
      t3], with [empty |- t1 : Bool] and with [empty |- t2 : T] and
      [empty |- t3 : T].  Moreover, by the induction hypothesis,
      either [t1] is a value or it steps.

       - If [t1] is a value, then by the canonical forms lemma for
         booleans, either [t1 = true] or [t1 = false].  In either
         case, [t] can step, using rule [ST_IfTrue] or [ST_IfFalse].

       - If [t1] can step, then so can [t], by rule [ST_If].

    - If the final step of the derivation is by [T_Sub], then there is
      a type [S] such that [S <: T] and [empty |- t : S].  The desired
      result is exactly the induction hypothesis for the typing
      subderivation.
*)
(** 「定理」(進行): 任意の項[t]と型[T]について、
    もし [empty |- t : T] ならば[t]は値であるか、ある項[t']について [t ==> t'] である。

    「証明」:[t]と[T]が与えられ、[empty |- t : T] とする。
    型付けの導出についての帰納法で進める。

    (最後の規則が)[T_Abs]、[T_Unit]、[T_True]、[T_False]のいずれかの場合は、
    自明である。なぜなら、関数抽象、[unit]、[true]、[false]は既に値だからである。
    [T_Var]であることはありえない。なぜなら、変数は空コンテキストで型付けできないからである。
    残るのはより興味深い場合である:

    - 型付け導出の最後のステップで規則[T_App]が使われた場合、
      項[t1]、[t2]と型[T1]、[T2]が存在して [t = t1 t2]、[T = T2]、
      [empty |- t1 : T1 -> T2]、[empty |- t2 : T1] となる。
      さらに帰納法の仮定から、[t1]は値であるかステップを進めることができ、
      [t2]も値であるかステップを進めることができる。
      このとき、3つの場合がある:

      - ある項 [t1'] について [t1 ==> t1'] とする。このとき[ST_App1]より
        [t1 t2 ==> t1' t2] である。

      - [t1]が値であり、ある項[t2']について [t2 ==> t2'] とする。
        このとき規則[ST_App2]より [t1 t2 ==> t1 t2'] となる。なぜなら
        [t1]が値だからである。

      - 最後に[t1]と[t2]がどちらも値とする。補題[canonical_forms_for_arrow_types]
        より、[t1]はある[x]、[S1]、[s2]について[\x:S1.s2]という形である。
        しかしすると[t2]が値であることから、
        [ST_AppAbs]より [(\x:S1.s2) t2 ==> [t2/x]s2] となる。

    - 導出の最後のステップで規則[T_If]が使われた場合、項[t1]、[t2]、[t3]があって
      [t = if t1 then t2 else t3] となり、
      [empty |- t1 : Bool] かつ [empty |- t2 : T] かつ [empty |- t3 : T] である。
      さらに、帰納法の仮定より[t1]は値であるかステップを進めることができる。

       - もし[t1]が値ならば、ブール値についての正準形補題より [t1 = true] または
         [t1 = false] である。どちらの場合でも、規則[ST_IfTrue]または[ST_IfFalse]
         を使うことによって[t]はステップを進めることができる。

       - もし[t1]がステップを進めることができるならば、
         規則[ST_If]より[t]もまたステップを進めることができる。

    - 導出の最後のステップが規則[T_Sub]による場合、型[S]があって [S <: T] かつ
      [empty |- t : S] となっている。
      求める結果は型付け導出の帰納法の仮定そのものである。
*)

Theorem progress : forall t T,
     has_type empty t T ->
     value t \/ exists t', t ==> t'.
Proof with eauto.
  intros t T Ht.
  remember empty as Gamma.
  revert HeqGamma.
  has_type_cases (induction Ht) Case;
    intros HeqGamma; subst...
  Case "T_Var".
    inversion H.
  Case "T_App".
    right.
    destruct IHHt1; subst...
    SCase "t1 is a value".
      destruct IHHt2; subst...
      SSCase "t2 is a value".
        destruct (canonical_forms_of_arrow_types empty t1 T1 T2)
          as [x [S1 [t12 Heqt1]]]...
        subst. exists (subst t2 x t12)...
      SSCase "t2 steps".
        destruct H0 as [t2' Hstp]. exists (tm_app t1 t2')...
    SCase "t1 steps".
      destruct H as [t1' Hstp]. exists (tm_app t1' t2)...
  Case "T_If".
    right.
    destruct IHHt1.
    SCase "t1 is a value"...
      assert (t1 = tm_true \/ t1 = tm_false)
        by (eapply canonical_forms_of_Bool; eauto).
      inversion H0; subst...
      destruct H. rename x into t1'. eauto.

Qed.

(* ########################################## *)
(* ** Inversion Lemmas for Typing *)
(** ** 型付けの反転補題 *)

(* The proof of the preservation theorem also becomes a little more
    complex with the addition of subtyping.  The reason is that, as
    with the "inversion lemmas for subtyping" above, there are a
    number of facts about the typing relation that are "obvious from
    the definition" in the pure STLC (and hence can be obtained
    directly from the [inversion] tactic) but that require real proofs
    in the presence of subtyping because there are multiple ways to
    derive the same [has_type] statement.

    The following "inversion lemma" tells us that, if we have a
    derivation of some typing statement [Gamma |- \x:S1.t2 : T] whose
    subject is an abstraction, then there must be some subderivation
    giving a type to the body [t2]. *)
(** 保存定理の証明はサブタイプを追加したことでやはり少し複雑になります。
    その理由は、上述の「サブタイプの反転補題」と同様に、純粋なSTLCでは「定義から自明」
    であった(したがって[inversion]タクティックからすぐに得られた)のに、
    サブタイプがあることで本当の証明が必要になった、
    型付け関係についてのいくつもの事実があるからです。
    サブタイプがある場合、同じ[has_type]の主張を導出するのに複数の方法があるのです。

    以下の「反転補題」("inversion lemma")は、
    もし、関数抽象の型付け主張 [Gamma |- \x:S1.t2 : T]
    の導出があるならば、その導出の中に本体[t2]の型を与える部分が含まれている、
    ということを言うものです。 *)

(* _Lemma_: If [Gamma |- \x:S1.t2 : T], then there is a type [S2]
    such that [Gamma, x:S1 |- t2 : S2] and [S1 -> S2 <: T].

    (Notice that the lemma does _not_ say, "then [T] itself is an arrow
    type" -- this is tempting, but false!)

    _Proof_: Let [Gamma], [x], [S1], [t2] and [T] be given as
     described.  Proceed by induction on the derivation of [Gamma |-
     \x:S1.t2 : T].  Cases [T_Var], [T_App], are vacuous as those
     rules cannot be used to give a type to a syntactic abstraction.

     - If the last step of the derivation is a use of [T_Abs] then
       there is a type [T12] such that [T = S1 -> T12] and [Gamma,
       x:S1 |- t2 : T12].  Picking [T12] for [S2] gives us what we
       need: [S1 -> T12 <: S1 -> T12] follows from [S_Refl].

     - If the last step of the derivation is a use of [T_Sub] then
       there is a type [S] such that [S <: T] and [Gamma |- \x:S1.t2 :
       S].  The IH for the typing subderivation tell us that there is
       some type [S2] with [S1 -> S2 <: S] and [Gamma, x:S1 |- t2 :
       S2].  Picking type [S2] gives us what we need, since [S1 -> S2
       <: T] then follows by [S_Trans]. *)
(** 「補題」: もし [Gamma |- \x:S1.t2 : T] ならば、
    型[S2]が存在して [Gamma, x:S1 |- t2 : S2] かつ [S1 -> S2 <: T] となる。

    (この補題は「[T]はそれ自身が関数型である」とは言っていないことに注意します。
    そうしたいところですが、それは成立しません!)

    「証明」:[Gamma]、[x]、[S1]、[t2]、[T]を補題の主張に記述された通りとする。
    [Gamma |- \x:S1.t2 : T] の導出についての帰納法で証明する。
    [T_Var]と[T_App]の場合はあり得ない。
    これらは構文的に関数抽象の形の項に型を与えることはできないからである。

     - 導出の最後のステップ使われた規則が[T_Abs]の場合、型[T12]が存在して
       [T = S1 -> T12] かつ [Gamma,x:S1 |- t2 : T12] である。
       [S2]として[T12]をとると、[S_Refl]より [S1 -> T12 <: S1 -> T12] となり、
       求める性質が成立する。

     - 導出の最後のステップ使われた規則が[T_Sub]の場合、型[S]が存在して
       [S <: T] かつ [Gamma |- \x:S1.t2 : S] となる。
       型付け導出の帰納仮定より、型[S2]が存在して
       [S1 -> S2 <: S] かつ [Gamma, x:S1 |- t2 : S2] である。
       この[S2]を採用すれば、
       [S1 -> S2 <: T] であるから[S_Trans]より求める性質が成立する。 *)

Lemma typing_inversion_abs : forall Gamma x S1 t2 T,
     has_type Gamma (tm_abs x S1 t2) T ->
     (exists S2, subtype (ty_arrow S1 S2) T
              /\ has_type (extend Gamma x S1) t2 S2).
Proof with eauto.
  intros Gamma x S1 t2 T H.
  remember (tm_abs x S1 t2) as t.
  has_type_cases (induction H) Case;
    inversion Heqt; subst; intros; try solve by inversion.
  Case "T_Abs".
    exists T12...
  Case "T_Sub".
    destruct IHhas_type as [S2 [Hsub Hty]]...
  Qed.

(* Similarly... *)
(** 同様に... *)

Lemma typing_inversion_var : forall Gamma x T,
  has_type Gamma (tm_var x) T ->
  exists S,
    Gamma x = Some S /\ subtype S T.
Proof with eauto.
  intros Gamma x T Hty.
  remember (tm_var x) as t.
  has_type_cases (induction Hty) Case; intros;
    inversion Heqt; subst; try solve by inversion.
  Case "T_Var".
    exists T...
  Case "T_Sub".
    destruct IHHty as [U [Hctx HsubU]]... Qed.

Lemma typing_inversion_app : forall Gamma t1 t2 T2,
  has_type Gamma (tm_app t1 t2) T2 ->
  exists T1,
    has_type Gamma t1 (ty_arrow T1 T2) /\
    has_type Gamma t2 T1.
Proof with eauto.
  intros Gamma t1 t2 T2 Hty.
  remember (tm_app t1 t2) as t.
  has_type_cases (induction Hty) Case; intros;
    inversion Heqt; subst; try solve by inversion.
  Case "T_App".
    exists T1...
  Case "T_Sub".
    destruct IHHty as [U1 [Hty1 Hty2]]...
Qed.

Lemma typing_inversion_true : forall Gamma T,
  has_type Gamma tm_true T ->
  subtype ty_Bool T.
Proof with eauto.
  intros Gamma T Htyp. remember tm_true as tu.
  has_type_cases (induction Htyp) Case;
    inversion Heqtu; subst; intros...
Qed.

Lemma typing_inversion_false : forall Gamma T,
  has_type Gamma tm_false T ->
  subtype ty_Bool T.
Proof with eauto.
  intros Gamma T Htyp. remember tm_false as tu.
  has_type_cases (induction Htyp) Case;
    inversion Heqtu; subst; intros...
Qed.

Lemma typing_inversion_if : forall Gamma t1 t2 t3 T,
  has_type Gamma (tm_if t1 t2 t3) T ->
  has_type Gamma t1 ty_Bool
  /\ has_type Gamma t2 T
  /\ has_type Gamma t3 T.
Proof with eauto.
  intros Gamma t1 t2 t3 T Hty.
  remember (tm_if t1 t2 t3) as t.
  has_type_cases (induction Hty) Case; intros;
    inversion Heqt; subst; try solve by inversion.
  Case "T_If".
    auto.
  Case "T_Sub".
    destruct (IHHty H0) as [H1 [H2 H3]]...
Qed.

Lemma typing_inversion_unit : forall Gamma T,
  has_type Gamma tm_unit T ->
    subtype ty_Unit T.
Proof with eauto.
  intros Gamma T Htyp. remember tm_unit as tu.
  has_type_cases (induction Htyp) Case;
    inversion Heqtu; subst; intros...
Qed.

(* The inversion lemmas for typing and for subtyping between arrow
    types can be packaged up as a useful "combination lemma" telling
    us exactly what we'll actually require below. *)
(** 型付けについての反転補題と関数型の間のサブタイプの反転補題は「結合補題」
    ("combination lemma")としてまとめることができます。
    この補題は以下で実際に必要になるものを示します。 *)

Lemma abs_arrow : forall x S1 s2 T1 T2,
  has_type empty (tm_abs x S1 s2) (ty_arrow T1 T2) ->
     subtype T1 S1
  /\ has_type (extend empty x S1) s2 T2.
Proof with eauto.
  intros x S1 s2 T1 T2 Hty.
  apply typing_inversion_abs in Hty.
  destruct Hty as [S2 [Hsub Hty]].
  apply sub_inversion_arrow in Hsub.
  destruct Hsub as [U1 [U2 [Heq [Hsub1 Hsub2]]]].
  inversion Heq; subst...  Qed.

(* ########################################## *)
(* ** Context Invariance *)
(** ** コンテキスト不変性 *)

(* The context invariance lemma follows the same pattern as in the
    pure STLC. *)
(** コンテキスト不変性補題は、純粋のSTLCと同じパターンをとります。 *)

Inductive appears_free_in : id -> tm -> Prop :=
  | afi_var : forall x,
      appears_free_in x (tm_var x)
  | afi_app1 : forall x t1 t2,
      appears_free_in x t1 -> appears_free_in x (tm_app t1 t2)
  | afi_app2 : forall x t1 t2,
      appears_free_in x t2 -> appears_free_in x (tm_app t1 t2)
  | afi_abs : forall x y T11 t12,
        y <> x  ->
        appears_free_in x t12 ->
        appears_free_in x (tm_abs y T11 t12)
  | afi_if1 : forall x t1 t2 t3,
      appears_free_in x t1 ->
      appears_free_in x (tm_if t1 t2 t3)
  | afi_if2 : forall x t1 t2 t3,
      appears_free_in x t2 ->
      appears_free_in x (tm_if t1 t2 t3)
  | afi_if3 : forall x t1 t2 t3,
      appears_free_in x t3 ->
      appears_free_in x (tm_if t1 t2 t3)
.

Hint Constructors appears_free_in.

Lemma context_invariance : forall Gamma Gamma' t S,
     has_type Gamma t S  ->
     (forall x, appears_free_in x t -> Gamma x = Gamma' x)  ->
     has_type Gamma' t S.
Proof with eauto.
  intros. generalize dependent Gamma'.
  has_type_cases (induction H) Case;
    intros Gamma' Heqv...
  Case "T_Var".
    apply T_Var... rewrite <- Heqv...
  Case "T_Abs".
    apply T_Abs... apply IHhas_type. intros x0 Hafi.
    unfold extend. remember (beq_id x x0) as e.
    destruct e...
  Case "T_App".
    apply T_App with T1...
  Case "T_If".
    apply T_If...

Qed.

Lemma free_in_context : forall x t T Gamma,
   appears_free_in x t ->
   has_type Gamma t T ->
   exists T', Gamma x = Some T'.
Proof with eauto.
  intros x t T Gamma Hafi Htyp.
  has_type_cases (induction Htyp) Case;
      subst; inversion Hafi; subst...
  Case "T_Abs".
    destruct (IHHtyp H4) as [T Hctx]. exists T.
    unfold extend in Hctx. apply not_eq_beq_id_false in H2.
    rewrite H2 in Hctx...  Qed.

(* ########################################## *)
(* ** Substitution *)
(** ** 置換 *)

(* The _substitution lemma_ is proved along the same lines as for the
    pure STLC.  The only significant change is that there are several
    places where, instead of the built-in [inversion] tactic, we use
    the inversion lemmas that we proved above to extract structural
    information from assumptions about the well-typedness of
    subterms. *)
(** 置換補題(_substitution lemma_)は純粋なSTLCと同じ流れで証明されます。
    唯一の大きな変更点は、いくつかの場所で、
    部分項が型を持つことについての仮定から構造的情報を抽出するために、
    Coqの[inversion]タクティックを使う代わりに上で証明した反転補題を使うことです。 *)

Lemma substitution_preserves_typing : forall Gamma x U v t S,
     has_type (extend Gamma x U) t S  ->
     has_type empty v U   ->
     has_type Gamma (subst v x t) S.
Proof with eauto.
  intros Gamma x U v t S Htypt Htypv.
  generalize dependent S. generalize dependent Gamma.
  tm_cases (induction t) Case; intros; simpl.
  Case "tm_var".
    rename i into y.
    destruct (typing_inversion_var _ _ _ Htypt)
        as [T [Hctx Hsub]].
    unfold extend in Hctx.
    remember (beq_id x y) as e. destruct e...
    SCase "x=y".
      apply beq_id_eq in Heqe. subst.
      inversion Hctx; subst. clear Hctx.
      apply context_invariance with empty...
      intros x Hcontra.
      destruct (free_in_context _ _ S empty Hcontra)
          as [T' HT']...
      inversion HT'.
  Case "tm_app".
    destruct (typing_inversion_app _ _ _ _ Htypt)
        as [T1 [Htypt1 Htypt2]].
    eapply T_App...
  Case "tm_abs".
    rename i into y. rename t into T1.
    destruct (typing_inversion_abs _ _ _ _ _ Htypt)
      as [T2 [Hsub Htypt2]].
    apply T_Sub with (ty_arrow T1 T2)... apply T_Abs...
    remember (beq_id x y) as e. destruct e.
    SCase "x=y".
      eapply context_invariance...
      apply beq_id_eq in Heqe. subst.
      intros x Hafi. unfold extend.
      destruct (beq_id y x)...
    SCase "x<>y".
      apply IHt. eapply context_invariance...
      intros z Hafi. unfold extend.
      remember (beq_id y z) as e0. destruct e0...
      apply beq_id_eq in Heqe0. subst.
      rewrite <- Heqe...
  Case "tm_true".
      assert (subtype ty_Bool S)
        by apply (typing_inversion_true _ _  Htypt)...
  Case "tm_false".
      assert (subtype ty_Bool S)
        by apply (typing_inversion_false _ _  Htypt)...
  Case "tm_if".
    assert (has_type (extend Gamma x U) t1 ty_Bool
            /\ has_type (extend Gamma x U) t2 S
            /\ has_type (extend Gamma x U) t3 S)
      by apply (typing_inversion_if _ _ _ _ _ Htypt).
    destruct H as [H1 [H2 H3]].
    apply IHt1 in H1. apply IHt2 in H2. apply IHt3 in H3.
    auto.
  Case "tm_unit".
    assert (subtype ty_Unit S)
      by apply (typing_inversion_unit _ _  Htypt)...
Qed.

(* ########################################## *)
(* ** Preservation *)
(** ** 保存 *)

(* The proof of preservation now proceeds pretty much as in earlier
    chapters, using the substitution lemma at the appropriate point
    and again using inversion lemmas from above to extract structural
    information from typing assumptions. *)
(** (型の)保存の証明は以前の章とほとんど同じです。適切な場所で置換補題を使い、
    型付け仮定から構造的情報を抽出するために上述の反転補題をまた使います。
    *)

(* _Theorem_ (Preservation): If [t], [t'] are terms and [T] is a type
    such that [empty |- t : T] and [t ==> t'], then [empty |- t' :
    T].

    _Proof_: Let [t] and [T] be given such that [empty |- t : T].  We
    go by induction on the structure of this typing derivation,
    leaving [t'] general.  The cases [T_Abs], [T_Unit], [T_True], and
    [T_False] cases are vacuous because abstractions and constants
    don't step.  Case [T_Var] is vacuous as well, since the context is
    empty.

     - If the final step of the derivation is by [T_App], then there
       are terms [t1] [t2] and types [T1] [T2] such that [t = t1 t2],
       [T = T2], [empty |- t1 : T1 -> T2] and [empty |- t2 : T1].

       By inspection of the definition of the step relation, there are
       three ways [t1 t2] can step.  Cases [ST_App1] and [ST_App2]
       follow immediately by the induction hypotheses for the typing
       subderivations and a use of [T_App].

       Suppose instead [t1 t2] steps by [ST_AppAbs].  Then [t1 =
       \x:S.t12] for some type [S] and term [t12], and [t' =
       [t2/x]t12].

       By lemma [abs_arrow], we have [T1 <: S] and [x:S1 |- s2 : T2].
       It then follows by the substitution lemma
       ([substitution_preserves_typing]) that [empty |- [t2/x]
       t12 : T2] as desired.

      - If the final step of the derivation uses rule [T_If], then
        there are terms [t1], [t2], and [t3] such that [t = if t1 then
        t2 else t3], with [empty |- t1 : Bool] and with [empty |- t2 :
        T] and [empty |- t3 : T].  Moreover, by the induction
        hypothesis, if [t1] steps to [t1'] then [empty |- t1' : Bool].
        There are three cases to consider, depending on which rule was
        used to show [t ==> t'].

           - If [t ==> t'] by rule [ST_If], then [t' = if t1' then t2
             else t3] with [t1 ==> t1'].  By the induction hypothesis,
             [empty |- t1' : Bool], and so [empty |- t' : T] by [T_If].

           - If [t ==> t'] by rule [ST_IfTrue] or [ST_IfFalse], then
             either [t' = t2] or [t' = t3], and [empty |- t' : T]
             follows by assumption.

     - If the final step of the derivation is by [T_Sub], then there
       is a type [S] such that [S <: T] and [empty |- t : S].  The
       result is immediate by the induction hypothesis for the typing
       subderivation and an application of [T_Sub].  [] *)
(** 「定理」(保存)： [t]、[t']が項で[T]が型であり、[empty |- t : T] かつ [t ==> t']
    ならば、[empty |- t' : T] である。

    「証明」:[t] と [T] が [empty |- t : T] であるとする。
    証明は、[t']を特化しないまま型付け導出の構造に関する帰納法で進める。
    (最後の規則が)[T_Abs]、[T_Unit]、[T_True]、[T_False]の場合は考えなくて良い。
    なぜなら関数抽象と定数はステップを進めないからである。
    [T_Var]も考えなくて良い。なぜならコンテキストが空だからである。

     - もし導出の最後のステップの規則が[T_App]ならば、
       項[t1] [t2] と型 [T1] [T2] が存在して、[t = t1 t2]、[T = T2]、
       [empty |- t1 : T1 -> T2]、[empty |- t2 : T1] である。

       ステップ関係の定義から、[t1 t2] がステップする方法は3通りである。
       [ST_App1]と[ST_App2]の場合、
       型付け導出の帰納仮定と[T_App]より求める結果がすぐに得られる。

       [t1 t2] のステップが [ST_AppAbs] によるとする。
       するとある型[S]と項[t12]について [t1 = \x:S.t12] であり、かつ
       [t' = [t2/x]t12] である。

       補題[abs_arrow]より、[T1 <: S] かつ [x:S1 |- s2 : T2] となる。
       すると置換補題([substitution_preserves_typing])より、
       [empty |- [t2/x]t12 : T2] となるがこれが求める結果である。

      - もし導出の最後のステップで使う規則が[T_If]ならば、
        項[t1]、[t2]、[t3]が存在して [t = if t1 then t2 else t3] かつ
        [empty |- t1 : Bool] かつ [empty |- t2 : T] かつ [empty |- t3 : T]
        となる。さらに帰納法の仮定より、もし[t1]がステップして[t1']に進むならば
        [empty |- t1' : Bool] である。
        [t ==> t'] を示すために使われた規則によって、3つの場合がある。

           - [t ==> t'] が規則[ST_If]による場合、
             [t' = if t1' then t2 else t3] かつ [t1 ==> t1'] となる。
             帰納法の仮定より [empty |- t1' : Bool] となり、
             これから[T_If]より [empty |- t' : T] となる。

           - [t ==> t'] が規則[ST_IfTrue]または[ST_IfFalse]による場合、
             [t' = t2] または [t' = t3] であり、仮定から [empty |- t' : T]
             となる。

     - もし導出の最後のステップで使う規則が[T_Sub]ならば、
       型[S]が存在して [S <: T] かつ [empty |- t : S] となる。
       型付け導出についての帰納法の仮定と[T_Sub]の適用から結果がすぐに得られる。 [] *)

Theorem preservation : forall t t' T,
     has_type empty t T  ->
     t ==> t'  ->
     has_type empty t' T.
Proof with eauto.
  intros t t' T HT.
  remember empty as Gamma. generalize dependent HeqGamma.
  generalize dependent t'.
  has_type_cases (induction HT) Case;
    intros t' HeqGamma HE; subst; inversion HE; subst...
  Case "T_App".
    inversion HE; subst...
    SCase "ST_AppAbs".
      destruct (abs_arrow _ _ _ _ _ HT1) as [HA1 HA2].
      apply substitution_preserves_typing with T...
Qed.

(* ###################################################### *)
(* ** Exercises on Typing *)
(** ** 型付けの練習問題 *)

(* **** Exercise: 2 stars (variations) *)
(** **** 練習問題: ★★ (variations) *)
(* Each part of this problem suggests a different way of
    changing the definition of the STLC with Unit and
    subtyping.  (These changes are not cumulative: each part
    starts from the original language.)  In each part, list which
    properties (Progress, Preservation, both, or neither) become
    false.  If a property becomes false, give a counterexample.
    - Suppose we add the following typing rule:
[[[
                            Gamma |- t : S1->S2
                    S1 <: T1      T1 <: S1     S2 <: T2
                    -----------------------------------              (T_Funny1)
                            Gamma |- t : T1->T2
]]]

    - Suppose we add the following reduction rule:
[[[
                             ------------------                     (ST_Funny21)
                             unit ==> (\x:Top. x)
]]]

    - Suppose we add the following subtyping rule:
[[[
                               --------------                        (S_Funny3)
                               Unit <: Top->Top
]]]

    - Suppose we add the following subtyping rule:
[[[
                               --------------                        (S_Funny4)
                               Top->Top <: Unit
]]]

    - Suppose we add the following evaluation rule:
[[[
                             -----------------                      (ST_Funny5)
                             (unit t) ==> (t unit)
]]]

    - Suppose we add the same evaluation rule _and_ a new typing rule:
[[[
                             -----------------                      (ST_Funny5)
                             (unit t) ==> (t unit)

                           ----------------------                    (T_Funny6)
                           empty |- Unit : Top->Top
]]]

    - Suppose we _change_ the arrow subtyping rule to:
[[[
                          S1 <: T1       S2 <: T2
                          -----------------------                    (S_Arrow')
                               S1->S2 <: T1->T2
]]]

[]
*)
(** この問題の各部分は、Unitとサブタイプを持つSTLCの定義を変更する別々の方法を導きます。
    (これらの変更は累積的ではありません。各部分はいずれも元々の言語から始まります。)
    各部分について、(進行、保存の)性質のうち偽になるものをリストアップしなさい。
    偽になる性質について、反例を示しなさい。
    - 次の型付け規則を追加する:
[[
                            Gamma |- t : S1->S2
                    S1 <: T1      T1 <: S1     S2 <: T2
                    -----------------------------------              (T_Funny1)
                            Gamma |- t : T1->T2
]]

    - 次の簡約規則を追加する:
[[
                             ------------------                     (ST_Funny21)
                             unit ==> (\x:Top. x)
]]

    - 次のサブタイプ規則を追加する:
[[
                               --------------                        (S_Funny3)
                               Unit <: Top->Top
]]

    - 次のサブタイプ規則を追加する:
[[
                               --------------                        (S_Funny4)
                               Top->Top <: Unit
]]

    - 次の評価規則を追加する:
[[
                             -----------------                      (ST_Funny5)
                             (unit t) ==> (t unit)
]]

    - 上と同じ評価規則と新たな型付け規則を追加する:
[[
                             -----------------                      (ST_Funny5)
                             (unit t) ==> (t unit)

                           ----------------------                    (T_Funny6)
                           empty |- Unit : Top->Top
]]

    - 関数型のサブタイプ規則を次のものに変更する:
[[
                          S1 <: T1       S2 <: T2
                          -----------------------                    (S_Arrow')
                               S1->S2 <: T1->T2
]]

[]
*)

(* ###################################################################### *)
(* * Exercise: Adding Products *)
(** * 練習問題: 直積の追加 *)

(* **** Exercise: 4 stars, optional (products) *)
(** **** 練習問題: ★★★★, optional (products) *)
(* Adding pairs, projections, and product types to the system we have
    defined is a relatively straightforward matter.  Carry out this
    extension:

    - Add constructors for pairs, first and second projections, and
      product types to the definitions of [ty] and [tm].  (Don't
      forget to add corresponding cases to [ty_cases] and [tm_cases].)

    - Extend the well-formedness relation in the obvious way.

    - Extend the operational semantics with the same reduction rules
      as in the last chapter.

    - Extend the subtyping relation with this rule:
[[[
                        S1 <: T1     S2 <: T2
                        ---------------------                     (Sub_Prod)
                          S1 * S2 <: T1 * T2
]]]
    - Extend the typing relation with the same rules for pairs and
      projections as in the last chapter.

    - Extend the proofs of progress, preservation, and all their
      supporting lemmas to deal with the new constructs.  (You'll also
      need to add some completely new lemmas.)  []
*)
(** 定義したシステムに対、射影、直積型を追加することは比較的簡単な問題です。
    次の拡張を行いなさい:

    - [ty]と[tm]の定義に、対のコンストラクタ、第1射影、第2射影、直積型を追加しなさい。
      ([ty_cases]と[tm_cases]に対応する場合を追加することを忘れないこと。)

    - 自明な方法で、well-formedness 関係を拡張しなさい。

    - 操作的意味に前の章と同様の簡約規則を拡張しなさい。

    - サブタイプ関係に次の規則を拡張しなさい:
[[
                        S1 <: T1     S2 <: T2
                        ---------------------                     (Sub_Prod)
                          S1 * S2 <: T1 * T2
]]
    - 型付け関係に、前の章と同様の、対と射影の規則を拡張しなさい。

    - 進行および保存の証明、およびそのための補題を、
      新しい構成要素を扱うように拡張しなさい。
      (完全に新しいある補題を追加する必要もあるでしょう。) []
*)


Require Utf8_core.
Require Omega.
Require Export Bool.
Require Export List.
Require Export Arith.
Require Export Arith.EqNat.

(*Basics*)
Definition admit {T: Type} : T. Admitted.

Require String. Open Scope string_scope.

Ltac move_to_top x :=
  match reverse goal with
  | H : _ |- _ => try move x after H
  end.

Tactic Notation "assert_eq" ident(x) constr(v) :=
  let H := fresh in
  assert (x = v) as H by reflexivity;
  clear H.

Tactic Notation "Case_aux" ident(x) constr(name) :=
  first [
      set (x := name); move_to_top x
    | assert_eq x name; move_to_top x
    | fail 1 "because we are working on a different case" ].

Tactic Notation "Case" constr(name) := Case_aux Case name.
Tactic Notation "SCase" constr(name) := Case_aux SCase name.
Tactic Notation "SSCase" constr(name) := Case_aux SSCase name.
Tactic Notation "SSSCase" constr(name) := Case_aux SSSCase name.
Tactic Notation "SSSSCase" constr(name) := Case_aux SSSSCase name.
Tactic Notation "SSSSSCase" constr(name) := Case_aux SSSSSCase name.
Tactic Notation "SSSSSSCase" constr(name) := Case_aux SSSSSSCase name.
Tactic Notation "SSSSSSSCase" constr(name) := Case_aux SSSSSSSCase name.

Fixpoint ble_nat (n m : nat) : bool :=
  match n with
  | O => true
  | S n' =>
    match m with
    | O => false
    | S m' => ble_nat n' m'
    end
  end.

Theorem andb_true_elim1 : forall b c,
    andb b c = true -> b = true.
Proof.
  intros b c H.
  destruct b.
  Case "b = true".
    reflexivity.
  Case "b = false".
    rewrite <- H. reflexivity. Qed.

Theorem andb_true_elim2 : forall b c,
    andb b c = true -> c = true.
Proof.
Admitted.

Theorem beq_nat_sym : forall (n m : nat),
    beq_nat n m = beq_nat m n.
Admitted.

Notation "[ ]" := nil.
Notation "[ x , .. , y ]" := (cons x .. (cons y []) ..).
Notation "x ++ y" := (app x y)
                       (at level 60, right associativity).

(*Props*)
Inductive ev : nat -> Prop :=
  | ev_0 : ev O
  | ev_SS : forall n:nat, ev n -> ev (S (S n)).

(*Logic*)
Theorem andb_true : forall b c,
  andb b c = true -> b = true /\ c = true.
Proof.
  intros b c H.
  destruct b.
    destruct c.
      apply conj. reflexivity. reflexivity.
      inversion H.
    inversion H. Qed.

Theorem not_eq_beq_false : forall n n' : nat,
     n <> n' ->
     beq_nat n n' = false.
Proof.
Admitted.

Theorem ex_falso_quodlibet : forall (P:Prop),
  False -> P.
Proof.
  intros P contra.
  inversion contra. Qed.

Theorem ev_not_ev_S : forall n,
  ev n -> ~ ev (S n).
Proof.
Admitted.

Theorem ble_nat_true : forall n m,
  ble_nat n m = true -> n <= m.
Admitted.

Theorem ble_nat_false : forall n m,
  ble_nat n m = false -> ~(n <= m).
Admitted.

Inductive appears_in (n : nat) : list nat -> Prop :=
| ai_here : forall l, appears_in n (n::l)
| ai_later : forall m l, appears_in n l -> appears_in n (m::l).

Definition relation (X:Type) := X -> X -> Prop.

Definition partial_function {X: Type} (R: relation X) :=
  forall x y1 y2 : X, R x y1 -> R x y2 -> y1 = y2.

Inductive next_nat (n:nat) : nat -> Prop :=
  | nn : next_nat n (S n).

Inductive total_relation : nat -> nat -> Prop :=
  tot : forall n m : nat, total_relation n m.

Inductive empty_relation : nat -> nat -> Prop := .

Inductive refl_step_closure (X:Type) (R: relation X)
                            : X -> X -> Prop :=
  | rsc_refl : forall (x : X),
                 refl_step_closure X R x x
  | rsc_step : forall (x y z : X),
                    R x y ->
                    refl_step_closure X R y z ->
                    refl_step_closure X R x z.
Implicit Arguments refl_step_closure [[X]].

Tactic Notation "rsc_cases" tactic(first) ident(c) :=
  first;
  [ Case_aux c "rsc_refl" | Case_aux c "rsc_step" ].

Theorem rsc_R : forall (X:Type) (R:relation X) (x y : X),
       R x y -> refl_step_closure R x y.
Proof.
  intros X R x y r.
  apply rsc_step with y. apply r. apply rsc_refl. Qed.

Theorem rsc_trans :
  forall (X:Type) (R: relation X) (x y z : X),
      refl_step_closure R x y ->
      refl_step_closure R y z ->
      refl_step_closure R x z.
Proof.
Admitted.

Inductive id : Type :=
  Id : nat -> id.

Definition beq_id id1 id2 :=
  match (id1, id2) with
    (Id n1, Id n2) => beq_nat n1 n2
  end.

Theorem beq_id_refl : forall i,
  true = beq_id i i.
Proof.
  intros. destruct i.
  apply beq_nat_refl. Qed.

Theorem beq_id_eq : forall i1 i2,
  true = beq_id i1 i2 -> i1 = i2.
Proof.
  intros i1 i2 H.
  destruct i1. destruct i2.
  apply beq_nat_eq in H. subst.
  reflexivity. Qed.

Theorem beq_id_false_not_eq : forall i1 i2,
  beq_id i1 i2 = false -> i1 <> i2.
Proof.
  intros i1 i2 H.
  destruct i1. destruct i2.
  apply beq_nat_false in H.
  intros C. apply H. inversion C. reflexivity. Qed.

Theorem not_eq_beq_id_false : forall i1 i2,
  i1 <> i2 -> beq_id i1 i2 = false.
Proof.
  intros i1 i2 H.
  destruct i1. destruct i2.
  assert (n <> n0).
    intros C. subst. apply H. reflexivity.
  apply not_eq_beq_false. assumption. Qed.

Theorem beq_id_sym: forall i1 i2,
  beq_id i1 i2 = beq_id i2 i1.
Proof.
  intros i1 i2. destruct i1. destruct i2. apply beq_nat_sym. Qed.

Definition partial_map (A:Type) := id -> option A.

Definition empty {A:Type} : partial_map A := (fun _ => None).

Definition extend {A:Type} (Γ : partial_map A) (x:id) (T : A) :=
  fun x' => if beq_id x x' then Some T else Γ x'.

Lemma extend_eq : forall A (ctxt: partial_map A) x T,
  (extend ctxt x T) x = Some T.
Proof.
  intros. unfold extend. rewrite <- beq_id_refl. auto.
Qed.

Lemma extend_neq : forall A (ctxt: partial_map A) x1 T x2,
  beq_id x2 x1 = false ->
  (extend ctxt x2 T) x1 = ctxt x1.
Proof.
  intros. unfold extend. rewrite H. auto.
Qed.

Lemma extend_shadow : forall A (ctxt: partial_map A) t1 t2 x1 x2,
  extend (extend ctxt x2 t1) x2 t2 x1 = extend ctxt x2 t2 x1.
Proof with auto.
  intros. unfold extend. destruct (beq_id x2 x1)...
Qed.

(*その他*)
Tactic Notation "solve_by_inversion_step" tactic(t) :=
  match goal with
  | H : _ |- _ => solve [ inversion H; subst; t ]
  end
    || fail "because the goal is not solvable by inversion.".

Tactic Notation "solve" "by" "inversion" "1" :=
  solve_by_inversion_step idtac.
Tactic Notation "solve" "by" "inversion" "2" :=
  solve_by_inversion_step (solve by inversion 1).
Tactic Notation "solve" "by" "inversion" "3" :=
  solve_by_inversion_step (solve by inversion 2).
Tactic Notation "solve" "by" "inversion" :=
  solve by inversion 1.


Require Import Merges.Tactics.
Require Import Merges.Map.

Require Import Merges.Machine.
Require Import Merges.Fusion.
Require Import Merges.Example.Base.
Require Import Merges.Example.Combinators.

Require Import Coq.Lists.List.
Import ListNotations.
Set Implicit Arguments.
Require Import Coq.Logic.FunctionalExtensionality.

Inductive C := C1 | C2 | C3.
Theorem EqDec_C : EqDec C.
Proof.
  decide_equality_simpl.
Qed.

Module M := Map.

Theorem C1_ne_C2 : C1 <> C2. Proof. intros X. inverts X. Qed.
Theorem C2_ne_C3 : C2 <> C3. Proof. intros X. inverts X. Qed.

Definition P1 := Map.P EqDec_C (fun x => S x) C1_ne_C2.
Definition P2 := Map.P EqDec_C (fun x => S x) C2_ne_C3.

Definition P' := r P1 P2 EqDec_C.

Theorem eval_P'_1':
  exists sh,
 EvalTop P'
  (fun c => match c with
            | C1 => [11; 1]
            | C2 => [12; 2]
            | C3 => [13; 3]
            end)
  sh (P.Init P').
Proof.
  eexists.
  evalsB1 C B.EvalBPullOk.
  evalsB1 C B.EvalBUpdate.
  evalsB1 C B.EvalBPush.
  evalsB1 C B.EvalBRelease.
  evalsB1 C B.EvalBUpdate.
  evalsB1 C B.EvalBPush.
  evalsB1 C B.EvalBJump.

  evalsB1 C B.EvalBPullOk.
  evalsB1 C B.EvalBUpdate.
  evalsB1 C B.EvalBPush.
  evalsB1 C B.EvalBRelease.
  evalsB1 C B.EvalBUpdate.
  evalsB1 C B.EvalBPush.
  evalsB1 C B.EvalBJump.

  applys_eq EvalsB0 0; !fequals.

  repeat (funfolds; simpls).
  !fequals.
  extensionality c.
  repeat destruct_t (EqDec C); !tryfalse.

  extensionality c; !matchmaker_goal.
  extensionality c; funfolds; !matchmaker_goal.
Qed.


Require Import Coq.Strings.String.
Require Import GDTC.
Require Import CaseStudy.Names.
Require Import CaseStudy.Arith.

Open Scope string_scope.

Section Type_Test_Section.
  (* Type Testing, of course. *)
  Definition D := AType.

  Global Instance Container_D : Container D :=
    PolynomialContainer D.

  Definition tex1 : DType D := tnat D. (* Nat *)

  Eval compute in ("Evaluating 'tnat == tnat' as an 'TNat.").
  Eval compute in (eq_DType D tex1 tex1).

End Type_Test_Section.

Section Test_Section.

  Definition E := Arith.
  Let Exp := Fix E.

  Definition ex_1 : Exp :=
    (add _ (lit _ 1) (lit _ 2)).
  Definition ex_2  : Exp :=
    (add _ (lit _ 5) (lit _ 0)).
  Definition ex_3  : Exp :=
      (add _ ex_1 ex_2).

  Definition test_typeof (e : Exp) :=
    match (typeof D E e) with
      | Some t1 => DTypePrint _ t1
      | None => "Type Error!"
    end.

  Eval compute in ("The type of '1 + 2' should be tnat.").
  Eval compute in (test_typeof ex_1).
  Eval compute in ("The type of '145 + 2346' should be tnat.").
  Eval compute in (test_typeof ex_2).
  Eval compute in ("The type of '(1 + 2) + (5 + 0)' should be tnat.").
  Eval compute in (test_typeof ex_3).

  Eval compute in (ExpPrint E ex_1).
  Eval compute in (ExpPrint E ex_2).
  Eval compute in (ExpPrint E ex_3).

  Definition V := StuckValue :+: BotValue :+: NatValue.

  Instance Container_V : Container V.
    eauto with typeclass_instances.
  Defined.

  Eval compute in ("Evaluating '1 + 2'").
  Eval compute in (ValuePrint V (eval V E ex_1 nil)).
  Eval compute in ("Evaluating '5 + 0'").
  Eval compute in (ValuePrint V (eval V E ex_2 nil)).
  Eval compute in ("Evaluating '(1 + 2) + (5 + 0)'").
  Eval compute in (ValuePrint V (eval V E ex_3 nil)).

  Definition WFV := (WFValue_VI D V).

  Lemma soundness : forall (e : Exp),
    forall T, typeof D E e = Some T ->
      WFValueC D V WFV (eval V E e nil) T.
  Proof.
    intro; apply eval_Soundness; eauto 150 with typeclass_instances.
  Qed.

  Eval compute in ("Type Soundness for Arith Proven!").

End Test_Section.


Require Import type.

Lemma t_eq_dec : forall n (x y : t n), {x = y} + {x <> y}.
Proof. Time repeat decide equality. Time Qed.


(* Lemmas used by the hmac proofs that are independent of C/CompCert/VST*)

Require Import Integers.
Require Import Coqlib.
Require Import List. Import ListNotations.
Require Import SHA256.
(* Require Import spec_sha. *)
(* Require Import sha_lemmas. *)
Require Import pure_lemmas.     (* sha *)
Require Import hmac_pure_lemmas.

Require Import HMAC_functional_prog_Z.

Lemma str_to_Z_length: forall k,
      String.length k = length (str_to_Z k).
Proof. intros. induction k; simpl; auto. Qed.

Lemma first64_sixtyfour {A} (a:A):
      firstn 64 (HMAC_SHA256.sixtyfour a) = HMAC_SHA256.sixtyfour a.
Proof. apply firstn_precise. simpl. reflexivity. Qed.

Lemma length_SF {A} (x:A): length (HMAC_SHA256.sixtyfour x) = 64%nat.
Proof.
  Print HMAC_SHA256.sixtyfour.
  unfold HMAC_SHA256.sixtyfour.
  Locate list_repeat.
  Locate Zlength.
  Locate map.
  rewrite length_list_repeat; trivial.
Qed.

Locate HMAC_SHA256.sixtyfour.

(* TODO: mkArgZ removed
Lemma Zlength_mkArgZ k pad: Zlength (HMAC_SHA256.mkArgZ k pad) = Z.of_nat (min (length k) 64).
Proof. intros. repeat rewrite Zlength_correct.
   unfold HMAC_SHA256.mkArgZ, HMAC_SHA256.mkArg, HMAC_SHA256.sixtyfour.
   repeat rewrite map_length.
   rewrite combine_length, length_list_repeat . trivial.
Qed.
*)

Lemma zeropad_isbyteZ: forall l, Forall isbyteZ l -> Forall isbyteZ (HMAC_SHA256.zeroPad l).
Proof. unfold isbyteZ, HMAC_SHA256.zeroPad; intros.
  rewrite Forall_forall in *. intros.
  apply in_app_or in H0.
  destruct H0. apply (H _ H0).
  apply in_list_repeat in H0. (*apply In_Nlist in H0.*) subst; omega.
Qed.

Lemma unsigned_Brepr_isbyte z: isbyteZ z -> Byte.unsigned (Byte.repr z) = z.
Proof. intros.
      unfold isbyteZ in H. apply Byte.unsigned_repr.
      unfold Byte.max_unsigned, Byte.modulus. simpl. omega.
Qed.

Lemma map_unsigned_Brepr_isbyte: forall l, Forall isbyteZ l ->
      map Byte.unsigned (map Byte.repr l) = l.
Proof. intros. induction l; simpl in *. trivial.
   rewrite IHl. rewrite Forall_forall in H.
   assert (In a (a::l)). left. trivial.
   specialize (H _ H0); clear H0.
   rewrite unsigned_Brepr_isbyte; trivial.
   rewrite Forall_forall in *. intros. apply H. right; trivial.
Qed.

Lemma isByte_ByteUnsigned b: isbyteZ (Byte.unsigned b).
Proof.
  unfold Byte.unsigned, Byte.intval. destruct b.
  unfold Byte.modulus, Byte.wordsize, Wordsize_8.wordsize in intrange.
  rewrite two_power_nat_correct in intrange.
  unfold Zpower_nat in intrange. simpl in intrange. unfold isbyteZ. omega.
Qed.

Lemma nth_zeropad_left {d d'}: forall l i (I: 0<= i < Zlength l),
      nth (Z.to_nat i) (HMAC_SHA256.zeroPad l) d = nth (Z.to_nat i) l d'.
Proof. unfold HMAC_SHA256.zeroPad. intros.
  destruct I.
  apply Z2Nat.inj_lt in H0; try omega.
  rewrite Zlength_correct, Nat2Z.id in H0.
  rewrite app_nth1; trivial.
  apply nth_indep; trivial.
Qed.

Lemma mkKey_left {d d'}: forall l (L: false = (Zlength l >? 64))
        i (I: 0<= i < Zlength l),
      nth (Z.to_nat i) (HMAC_SHA256.mkKey l) d = nth (Z.to_nat i) l d'.
Proof.
  unfold HMAC_SHA256.mkKey. intros. simpl. rewrite <- L.
  apply nth_zeropad_left; trivial.
Qed.

Lemma nth_zeropad_right {d} l i (I: Zlength l <= i < 64):
      nth (Z.to_nat i) (HMAC_SHA256.zeroPad l) d = Z0.
Proof. unfold HMAC_SHA256.zeroPad.
  specialize (Zlength_nonneg l). intros.
  rewrite app_nth2. rewrite nth_list_repeat'. trivial.
  apply minus_lt_compat_r. destruct I. apply Z2Nat.inj_lt in H1. apply H1.
  omega.
  omega.
  destruct I. apply Z2Nat.inj_le in H0; trivial.
    rewrite Zlength_correct, Nat2Z.id in H0. apply H0.
    omega.
  destruct I. apply Z2Nat.inj_le in H0; trivial.
    rewrite Zlength_correct, Nat2Z.id in H0. apply H0.
    omega.
Qed.

Lemma mkKey_right {d}: forall l (L: false = (Zlength l >? 64))
        i (I: Zlength l <= i < 64),
      nth (Z.to_nat i) (HMAC_SHA256.mkKey l) d = Z0.
Proof.
  unfold HMAC_SHA256.mkKey. intros. simpl. rewrite <- L.
  apply nth_zeropad_right; trivial.
Qed.

Lemma isbyte_map_ByteUnsigned l: Forall isbyteZ (map Byte.unsigned l).
Proof.
  rewrite Forall_forall. intros.
  apply list_in_map_inv in H. destruct H as [b [B1 _]]. subst x.
  apply isByte_ByteUnsigned.
Qed.

(* SHA256_ changed *)

Lemma zeroPad_BlockSize: forall k, (length k <= SHA256_.BlockSize)%nat ->
  length (HMAC_SHA256.zeroPad k) = SHA256_.BlockSize%nat.
Proof. unfold HMAC_SHA256.zeroPad. intros. rewrite app_length, (*length_Nlist*) length_list_repeat. omega.
Qed.

Lemma length_SHA256': forall l,
  length (functional_prog.SHA_256' l) = SHA256_.DigestLength.
Proof. intros. unfold functional_prog.SHA_256'. simpl.
  rewrite length_intlist_to_Zlist, functional_prog.length_process_msg. reflexivity.
Qed.

Lemma mkKey_length l: length (HMAC_SHA256.mkKey l) = SHA256_.BlockSize.
Proof. intros. unfold HMAC_SHA256.mkKey.
  remember (Zlength l >? Z.of_nat SHA256_.BlockSize) as z.
  destruct z. apply zeroPad_BlockSize.
    rewrite length_SHA256'.
    apply Nat2Z.inj_le. simpl. omega.
  apply zeroPad_BlockSize.
    rewrite Zlength_correct in Heqz.
    apply Nat2Z.inj_le.
    specialize (Zgt_cases (Z.of_nat (Datatypes.length l)) (Z.of_nat SHA256_.BlockSize)). rewrite <- Heqz. trivial.
Qed.

Lemma mkKey_atBlockSize s: length s = SHA256_.BlockSize%nat ->
      HMAC_SHA256.mkKey s = s.
Proof. unfold HMAC_SHA256.mkKey. rewrite Zlength_correct.
  intros. rewrite H.
  simpl. unfold HMAC_SHA256.zeroPad. rewrite H. simpl.
  apply app_nil_r.
Qed.

Lemma isbyte_sha x: Forall isbyteZ (functional_prog.SHA_256' x).
Proof. apply isbyte_intlist_to_Zlist. Qed.

(* s256a_len from spec_sha *)
(*
Lemma updAbs_len: forall L s t, update_abs L s t -> s256a_len t = s256a_len s + Zlength L * 8.
Proof. intros. inversion H; clear H.
  unfold s256a_len. simpl.
  rewrite Zlength_app. subst.
  repeat rewrite Z.mul_add_distr_r.
  repeat rewrite <- Z.add_assoc.
  assert (Zlength blocks * WORD * 8 + Zlength newfrag * 8 =
          Zlength oldfrag * 8 + Zlength L * 8).
    assert (Zlength (oldfrag ++ L) = Zlength (SHA256.intlist_to_Zlist blocks ++ newfrag)).
      rewrite H4; trivial.
    clear H4. rewrite Zlength_app in H.
              rewrite <- (Z.mul_add_distr_r (Zlength oldfrag)), H. clear H.
              rewrite Zlength_app, Zlength_intlist_to_Zlist.
              rewrite (Z.mul_comm WORD). rewrite Z.mul_add_distr_r. trivial.
  rewrite H; trivial.
Qed.
*)

Lemma HMAC_length d k: length (HMAC256 d k) = 32%nat.
Proof.
  unfold HMAC_SHA256.HMAC, HMAC_SHA256.OUTER.
  apply length_SHA256'.
Qed.
Lemma HMAC_Zlength d k: Zlength (HMAC256 d k) = 32.
Proof.
  rewrite Zlength_correct, HMAC_length. reflexivity.
Qed.


Require Import Nijn.Prelude.
Require Export Nijn.Syntax.Signature.Types.
Require Export Nijn.Syntax.Signature.Contexts.
Require Export Nijn.Syntax.Signature.Terms.
Require Export Nijn.Syntax.Signature.TermWeakenings.
Require Export Nijn.Syntax.Signature.TermSubstitutions.
Require Export Nijn.Syntax.Signature.RewritingSystem.

(** * Rewrite rules *)

(** Rewrite rules are given by two terms. These terms have the same type and they live in the same context. *)
Record rewriteRule {B : Type} {F : Type} (ar : F -> ty B) :=
  make_rewrite
    {
      vars_of : con B ;
      tar_of : ty B ;
      lhs_of : tm ar vars_of tar_of ;
      rhs_of : tm ar vars_of tar_of
    }.

Arguments make_rewrite {_ _ _} _ _ _ _.
Arguments vars_of {_ _ _} _.
Arguments tar_of {_ _ _} _.
Arguments lhs_of {_ _ _} _.
Arguments rhs_of {_ _ _} _.

Program Definition dec_eq_rewriteRule
                   {B : Type}
                   `{decEq B}
                   {F : Type}
                   `{decEq F}
                   {ar : F -> ty B}
                   (r₁ r₂ : rewriteRule ar)
  : dec (r₁ = r₂)
  := match dec_eq (vars_of r₁) (vars_of r₂) with
     | Yes p₁ =>
       match dec_eq (tar_of r₁) (tar_of r₂) with
       | Yes p₂ =>
         match dec_eq (tm_to_ut_tm (lhs_of r₁)) (tm_to_ut_tm (lhs_of r₂)) with
         | Yes p₃ =>
           match dec_eq (tm_to_ut_tm (rhs_of r₁)) (tm_to_ut_tm (rhs_of r₂)) with
           | Yes p₄ => Yes _
           | No _ => No _
           end
         | No _ => No _
         end
       | No _ => No _
       end
     | No _ => No _
     end.
Next Obligation.
  destruct r₁ as [ v₁ t₁ l₁ r₁ ].
  destruct r₂ as [ v₂ t₂ l₂ r₂ ].
  cbn in *.
  subst.
  f_equal ; [ apply (eq_ut_tm p₃ (eq_refl _)) |  apply (eq_ut_tm p₄ (eq_refl _)) ].
Qed.

Global Instance decEq_rewriteRule
                {B : Type}
                `{decEq B}
                {F : Type}
                `{decEq F}
                (ar : F -> ty B)
  : decEq (rewriteRule ar)
  := {| dec_eq := dec_eq_rewriteRule |}.

(** * The notion of Algebraic Functional System *)
Record afs (B : Type) (F : Type) :=
  make_afs
    {
      arity : F -> ty B ;
      list_of_rewriteRules : list (rewriteRule arity)
    }.

Arguments make_afs {_ _} _ _.
Arguments arity {_ _} _ _.
Arguments list_of_rewriteRules {_ _} _.

Record fin_afs (B : Type) (F : Type) :=
  make_fin_afs
    {
      carrier :> afs B F ;
      baseTyFin : isFinite B ;
      baseTmFin : isFinite F
    }.

Arguments make_fin_afs {_ _} _ _ _.
Arguments carrier {_ _} _.
Arguments baseTyFin {_ _} _.
Arguments baseTmFin {_ _} _.

Definition rewriteRules
           {B F : Type}
           (X : afs B F)
  : Type
  := members (list_of_rewriteRules X).

Definition vars
           {B F : Type}
           {X : afs B F}
           (r : rewriteRules X)
  : con B
  := vars_of (member_el r).

Definition tars
           {B F : Type}
           {X : afs B F}
           (r : rewriteRules X)
  : ty B
  := tar_of (member_el r).

Definition lhs
           {B F : Type}
           {X : afs B F}
           (r : rewriteRules X)
  : tm (arity X) (vars r) (tars r)
  := lhs_of (member_el r).

Definition rhs
           {B F : Type}
           {X : afs B F}
           (r : rewriteRules X)
  : tm (arity X) (vars r) (tars r)
  := rhs_of (member_el r).

(** Accessor functions for AFSs *)
Module AFSNotation.
  Definition tm
             {B : Type}
             {F : Type}
             (X : afs B F)
             (C : con B)
             (A : ty B)
  : Type
    := Terms.tm (arity X) C A.

  Definition betaRed
             {B : Type}
             {F : Type}
             (X : afs B F)
             {C : con B}
             {A : ty B}
             (t1 t2 : tm X C A)
    : Type
    := RewritingSystem.betaRed t1 t2.

  Definition rew
             {B : Type}
             {F : Type}
             (X : afs B F)
             {C : con B}
             {A : ty B}
             (t1 t2 : tm X C A)
    := RewritingSystem.rew lhs rhs t1 t2.

  Notation "t1 ∼> t2" := (rew _ t1 t2) (at level 70). (* \sim is used *)
End AFSNotation.

Import AFSNotation.

Definition rew_rewrite_rule
           {B : Type}
           {F : Type}
           (X : afs B F)
           (r : rewriteRules X)
           {C : con B}
           (s : sub (arity X) C (vars r))
  : lhs r [ s ] ∼> rhs r [ s ].
Proof.
  apply rew_baseStep.
Defined.