Да, это возможно через AspectJ . Я объясню это с помощью некоторого фрагмента кода:
public Aspect
{
Object around()call(* Foo.callTheMethod())
{
// do your work
return proceed();
}
}
Ваше определение сложения не является общепринятым.
type family Add (m :: Nat) (n :: Nat) :: Nat where
Add Zero n = n
Add (Succ m) n = Add m (Succ n)
Это «хвостовая рекурсивная» добавка. Кажется, кажется, что должен быть способ доказать свои свойства, используя эту форму добавления, но я не могу понять это. До тех пор, с хвостовой рекурсией на уровне типа / свойства обычно работать гораздо сложнее, чем со стандартным видом:
type family Add (m :: Nat) (n :: Nat) :: Nat where
Add Zero n = n
Add (Succ m) n = Succ (Add m n)
Это последнее определение сложения делает ваш sum'
проход без каких-либо убедительных все.
РЕДАКТИРОВАТЬ на самом деле это было легко, когда я увидел это правильно. Вот что я получил (импортировав Data.Type.Equality
и включив LANGUAGE TypeOperators
):
propSucc2 :: SNat m -> SNat n -> Add m (Succ n) :~: Succ (Add m n)
propSucc2 Zy _ = Refl
propSucc2 (Suc m) n = propSucc2 m (Suc n)
Хвосто-рекурсивное определение, хвост-рекурсивное доказательство. Затем, чтобы использовать его, вы используете gcastWith
:
sum' (B m) (B n) = ...
(Suc x, y) -> gcastWith (propSucc2 x y)
(let B z = sum' (B x) (B y) in Suc z)
gcastWith
просто берет равенство :~:
и делает его доступным для средства проверки типов в рамках своего второго аргумента.
Кстати, если вы определили sum'
в структуре, параллельной вашему семейству типов Add
, то вам не нужны никакие леммы. Заставить вещи следовать параллельным структурам - хорошая техника, чтобы упростить задачу (это часть искусства зависимого программирования, поскольку не всегда очевидно, как):
sum' :: Bounded' (SNat m) -> Bounded' (SNat n) -> Bounded' (SNat (Add m n))
sum' (B Zy) (B n) = B n
sum' (B (Suc m)) (B n) = sum' (B m) (B (Suc n))