Yoneda Rennma
Menu Menuyoneda.agda 圏Aの対象は集合のことが多いわけですが、対象から対象の間には射の集合があります。この集合を対象とする圏Set op Aを考えます。
この対象は、元の圏の反変 A op から集合の圏Sets へのFunctor だと考えられます。これを Contra variant functor 反変関手と言います。 すると、射は反変関手の間の自然変換です。
YObj = Functor (Category.op A) (Sets {c₂}) YHom = λ (f : YObj ) → λ (g : YObj ) → NTrans (Category.op A) (Sets {c₂}) f gこれが Category を作ることをまず確認します。圏の圏 Cat から作っても良いのですが、Sub category にする必要があり、Sub category を作る手間はほとんど変わりません。
SetAop を作る
まず、id
Yid : {a : YObj} → YHom a a Yid {a} = record { TMap = \a -> \x -> x ; isNTrans = isNTrans1 {a} } where isNTrans1 : {a : YObj } → IsNTrans (Category.op A) (Sets {c₂}) a a (\a -> \x -> x ) isNTrans1 {a} = record { commute = refl }そして、結合。
_+_ : {a b c : YObj} → YHom b c → YHom a b → YHom a c _+_{a} {b} {c} f g = record { TMap = λ x → Sets [ TMap f x o TMap g x ] ; isNTrans = isNTrans1 } where commute1 : (a b c : YObj ) (f : YHom b c) (g : YHom a b ) (a₁ b₁ : Obj (Category.op A)) (h : Hom (Category.op A) a₁ b₁) → Sets [ Sets [ FMap c h o Sets [ TMap f a₁ o TMap g a₁ ] ] ≈ Sets [ Sets [ TMap f b₁ o TMap g b₁ ] o FMap a h ] ] commute1 a b c f g a₁ b₁ h = let open ≈-Reasoning (Sets {c₂})in begin Sets [ FMap c h o Sets [ TMap f a₁ o TMap g a₁ ] ] ≈⟨ assoc {_} {_} {_} {_} {FMap c h } {TMap f a₁} {TMap g a₁} ⟩ Sets [ Sets [ FMap c h o TMap f a₁ ] o TMap g a₁ ] ≈⟨ car (nat f) ⟩ Sets [ Sets [ TMap f b₁ o FMap b h ] o TMap g a₁ ] ≈↑⟨ assoc {_} {_} {_} {_} { TMap f b₁} {FMap b h } {TMap g a₁}⟩ Sets [ TMap f b₁ o Sets [ FMap b h o TMap g a₁ ] ] ≈⟨ cdr {_} {_} {_} {_} {_} { TMap f b₁} (nat g) ⟩ Sets [ TMap f b₁ o Sets [ TMap g b₁ o FMap a h ] ] ≈↑⟨ assoc {_} {_} {_} {_} {TMap f b₁} {TMap g b₁} { FMap a h} ⟩ Sets [ Sets [ TMap f b₁ o TMap g b₁ ] o FMap a h ] ∎ isNTrans1 : IsNTrans (Category.op A) (Sets {c₂}) a c (λ x → Sets [ TMap f x o TMap g x ]) isNTrans1 = record { commute = λ {a₁ b₁ h} → commute1 a b c f g a₁ b₁ h }そして、射の等号は、自然変換の変換の等しさです。
_==_ : {a b : YObj} → YHom a b → YHom a b → Set (c₂ ⊔ c₁) _==_ f g = ∀{x : Obj (Category.op A)} → (Sets {c₂}) [ TMap f x ≈ TMap g x ]そして、圏の性質を確認します。
infix 4 _==_ isSetsAop : IsCategory YObj YHom _==_ _+_ Yid isSetsAop = record { isEquivalence = record {refl = refl ; trans = \{i j k} → trans1 {_} {_} {i} {j} {k} ; sym = \{i j} → sym1 {_} {_} {i} {j}} ; identityL = refl ; identityR = refl ; o-resp-≈ = λ{a b c f g h i } → o-resp-≈ {a} {b} {c} {f} {g} {h} {i} ; associative = refl } where sym1 : {a b : YObj } {i j : YHom a b } → i == j → j == i sym1 {a} {b} {i} {j} eq {x} = let open ≈-Reasoning (Sets {c₂}) in begin TMap j x ≈⟨ sym eq ⟩ TMap i x ∎ trans1 : {a b : YObj } {i j k : YHom a b} → i == j → j == k → i == k trans1 {a} {b} {i} {j} {k} i=j j=k {x} = let open ≈-Reasoning (Sets {c₂}) in begin TMap i x ≈⟨ i=j ⟩ TMap j x ≈⟨ j=k ⟩ TMap k x ∎ o-resp-≈ : {A₁ B C : YObj} {f g : YHom A₁ B} {h i : YHom B C} → f == g → h == i → h + f == i + g o-resp-≈ {a} {b} {c} {f} {g} {h} {i} f=g h=i {x} = let open ≈-Reasoning (Sets {c₂}) in begin (Sets {c₂}) [ TMap h x o TMap f x ] ≈⟨ resp f=g h=i ⟩ (Sets {c₂}) [ TMap i x o TMap g x ] ∎ SetsAop : Category (suc ℓ ⊔ (suc (suc c₂) ⊔ suc c₁)) (suc ℓ ⊔ (suc (suc c₂) ⊔ suc c₁)) (c₂ ⊔ c₁) SetsAop = record { Obj = YObj ; Hom = YHom ; _o_ = _+_ ; _≈_ = _==_ ; Id = Yid ; isCategory = isSetsAop }これで圏 Sets op A = SetAop はできあがりです。
米田関手を作る
そして、A の射の集合 Hom A から、この圏Sets op Aへの関手が米田関手です。ここでは、locally small つまり、射の集合が普通の集合であることを仮定します。つまり、射の等しさを、Agda の要素の等しさ ≡ として使うことができるとします。こうすると、cong を全面的に使うことができるようになります。Sets を使うので、Extensionality も仮定します。
-- A is Locally small postulate ≈-≡ : {a b : Obj A } { x y : Hom A a b } → (x≈y : A [ x ≈ y ]) → x ≡ y import Relation.Binary.PropositionalEquality -- Extensionality a b = {A : Set a} {B : A → Set b} {f g : (x : A) → B x} → (∀ x → f x ≡ g x) → f ≡ g → ( λ x → f x ≡ λ x → g x ) postulate extensionality : Relation.Binary.PropositionalEquality.Extensionality c₂ c₂関手なので、最初に対象の写像を定義します。と言っても、 λ b → Hom (Category.op A) a b だけです。a から、与えられた行き先 b への射集合自体を返しています。この関手のFMap は、aからbへの射f を、集合から集合への写像に変換する必要があります。
FMap = λ {b c : Obj A } → λ ( f : Hom A c b ) → λ (g : Hom A b a ) → (Category.op A) [ f o g ] ;写像はλ式です。射から射への変換ですが、f o g と結合するだけです。写像先の対象自体が関手なので、関手の性質を証明する必要があります。
y-obj : (a : Obj A) → Functor (Category.op A) (Sets {c₂}) y-obj a = record { FObj = λ b → Hom (Category.op A) a b ; FMap = λ {b c : Obj A } → λ ( f : Hom A c b ) → λ (g : Hom A b a ) → (Category.op A) [ f o g ] ; isFunctor = record { identity = \{b} → extensionality ( λ x → lemma-y-obj1 {b} x ) ; distr = λ {a} {b} {c} {f} {g} → extensionality ( λ x → lemma-y-obj2 a b c f g x ) ; ≈-cong = λ eq → extensionality ( λ x → lemma-y-obj3 x eq ) } } where lemma-y-obj1 : {b : Obj A } → (x : Hom A b a) → (Category.op A) [ id1 A b o x ] ≡ x lemma-y-obj1 {b} x = let open ≈-Reasoning (Category.op A) in ≈-≡ idL lemma-y-obj2 : (a₁ b c : Obj A) (f : Hom A b a₁) (g : Hom A c b ) → (x : Hom A a₁ a )→ Category.op A [ Category.op A [ g o f ] o x ] ≡ (Sets [ _[_o_] (Category.op A) g o _[_o_] (Category.op A) f ]) x lemma-y-obj2 a₁ b c f g x = let open ≈-Reasoning (Category.op A) in ≈-≡ ( begin Category.op A [ Category.op A [ g o f ] o x ] ≈↑⟨ assoc ⟩ Category.op A [ g o Category.op A [ f o x ] ] ≈⟨⟩ ( λ x → Category.op A [ g o x ] ) ( ( λ x → Category.op A [ f o x ] ) x ) ∎ ) lemma-y-obj3 : {b c : Obj A} {f g : Hom A c b } → (x : Hom A b a ) → A [ f ≈ g ] → Category.op A [ f o x ] ≡ Category.op A [ g o x ] lemma-y-obj3 {_} {_} {f} {g} x eq = let open ≈-Reasoning (Category.op A) in ≈-≡ ( begin Category.op A [ f o x ] ≈⟨ resp refl-hom eq ⟩ Category.op A [ g o x ] ∎ )行き先が Sets なので、≡ がたくさん出てきます。複数の圏が絡むので、演算子を_そのまままとめて使っていたりします。
y-obj は、 Hom ( a, - ) と書くこともできます。- の部分は∀ b だと思っても構いません。随伴関手定理で用いるのは、これだけです。ある関手が Hom (a , -) に isomorphic ならば、その関手は Representable であるといいます。
米田関手の射の写像作る
射の写像の方は自然変換を構成する必要があります。
y-tmap : ( a b : Obj A ) → (f : Hom A a b ) → (x : Obj (Category.op A)) → FObj (y-obj a) x → FObj (y-obj b ) x y-tmap a b f x = λ ( g : Hom A x a ) → A [ f o g ] -- ( h : Hom A x b ) y-map : {a b : Obj A } → (f : Hom A a b ) → YHom (y-obj a) (y-obj b) y-map {a} {b} f = record { TMap = y-tmap a b f ; isNTrans = isNTrans1 {a} {b} f } where lemma-y-obj4 : {a₁ b₁ : Obj (Category.op A)} {g : Hom (Category.op A) a₁ b₁} → {a b : Obj A } → (f : Hom A a b ) → Sets [ Sets [ FMap (y-obj b) g o y-tmap a b f a₁ ] ≈ Sets [ y-tmap a b f b₁ o FMap (y-obj a) g ] ] lemma-y-obj4 {a₁} {b₁} {g} {a} {b} f = let open ≈-Reasoning A in extensionality ( λ x → ≈-≡ ( begin A [ A [ f o x ] o g ] ≈↑⟨ assoc ⟩ A [ f o A [ x o g ] ] ∎ ) ) isNTrans1 : {a b : Obj A } → (f : Hom A a b ) → IsNTrans (Category.op A) (Sets {c₂}) (y-obj a) (y-obj b) (y-tmap a b f ) isNTrans1 {a} {b} f = record { commute = λ{a₁ b₁ g } → lemma-y-obj4 {a₁} {b₁} {g} {a} {b} f }対象の写像の方よりはわかりやすい感じがします。A の射 f を受け取って、Sets op A の自然変換を返すわけです。自然変換はSets op A の対象を引数に持ちますが、これは射の集合です。つまり、そこから一つ g を取ってきて、f o g を作れば良いわけです。
結局、米田関手の写像は対象も射も f o g というわけです。
米田関手の性質を確認して終わりです。
----- -- -- Yoneda Functor itself -- ----- YonedaFunctor : Functor A SetsAop YonedaFunctor = record { FObj = λ a → y-obj a ; FMap = λ f → y-map f ; isFunctor = record { identity = identity ; distr = distr1 ; ≈-cong = ≈-cong } } where ≈-cong : {a b : Obj A} {f g : Hom A a b} → A [ f ≈ g ] → SetsAop [ y-map f ≈ y-map g ] ≈-cong {a} {b} {f} {g} eq = let open ≈-Reasoning (A) in -- (λ x g₁ → A [ f o g₁ ] ) ≡ (λ x g₁ → A [ g o g₁ ] ) extensionality ( λ h → ≈-≡ ( begin A [ f o h ] ≈⟨ resp refl-hom eq ⟩ A [ g o h ] ∎ ) ) identity : {a : Obj A} → SetsAop [ y-map (id1 A a) ≈ id1 SetsAop (y-obj a ) ] identity {a} = let open ≈-Reasoning (A) in -- (λ x g → A [ id1 A a o g ] ) ≡ (λ a₁ x → x) extensionality ( λ g → ≈-≡ ( begin A [ id1 A a o g ] ≈⟨ idL ⟩ g ∎ ) ) distr1 : {a b c : Obj A} {f : Hom A a b} {g : Hom A b c} → SetsAop [ y-map (A [ g o f ]) ≈ SetsAop [ y-map g o y-map f ] ] distr1 {a} {b} {c} {f} {g} = let open ≈-Reasoning (A) in -- (λ x g₁ → (A [ (A [ g o f] o g₁ ]))) ≡ (λ x x₁ → A [ g o A [ f o x₁ ] ] ) extensionality ( λ h → ≈-≡ ( begin A [ A [ g o f ] o h ] ≈↑⟨ assoc ⟩ A [ g o A [ f o h ] ] ∎ ) )
米田レンマ
米田のレンマは、この米田関手が
Full 射の写像が一意 Faithfull Full かつ射の写像が一対一 Full Embedding 対象の写像も一意 f a = f b なら a = bであることです。
まず、SetsAop の対象からSets上の自然変換を対応させる自然変換 F2Nat を作ります。
------ -- -- F : A → Sets ∈ Obj SetsAop -- -- F(a) -> Nat(h_a,F) -- x ∈ F(a) , (g : Hom A b a) → ( FMap F g ) x ------ F2Natmap : {a : Obj A} → {F : Obj SetsAop} → {x : FObj F a} → (b : Obj (Category.op A)) → Hom Sets (FObj (y-obj a) b) (FObj F b) F2Natmap {a} {F} {x} b = λ ( g : Hom A b a ) → ( FMap F g ) x F2Nat : {a : Obj A} → {F : Obj SetsAop} → FObj F a → Hom SetsAop (y-obj a) F F2Nat {a} {F} x = record { TMap = F2Natmap {a} {F} {x} ; isNTrans = isNTrans1 } where commute1 : {a₁ b : Obj (Category.op A)} {f : Hom (Category.op A) a₁ b} (g : Hom A a₁ a) → (Sets [ FMap F f o FMap F g ]) x ≡ FMap F (A [ g o f ] ) x commute1 g = let open ≈-Reasoning (Sets) in cong ( λ f → f x ) ( sym ( distr F ) ) commute : {a₁ b : Obj (Category.op A)} {f : Hom (Category.op A) a₁ b} → Sets [ Sets [ FMap F f o F2Natmap {a} {F} {x} a₁ ] ≈ Sets [ F2Natmap {a} {F} {x} b o FMap (y-obj a) f ] ] commute {a₁} {b} {f} = let open ≈-Reasoning (Sets) in begin Sets [ FMap F f o F2Natmap {a} {F} {x} a₁ ] ≈⟨⟩ Sets [ FMap F f o (λ ( g : Hom A a₁ a ) → ( FMap F g ) x) ] ≈⟨ extensionality ( λ (g : Hom A a₁ a) → commute1 {a₁} {b} {f} g ) ⟩ Sets [ (λ ( g : Hom A b a ) → ( FMap F g ) x) o FMap (y-obj a) f ] ≈⟨⟩ Sets [ F2Natmap {a} {F} {x} b o FMap (y-obj a) f ] ∎ isNTrans1 : IsNTrans (Category.op A) (Sets {c₂}) (y-obj a) F (F2Natmap {a} {F}) isNTrans1 = record { commute = λ {a₁ b f} → commute {a₁} {b} {f} }逆は、作った自然変換の単射の行き先にします。
-- F(a) <- Nat(h_a,F) Nat2F : {a : Obj A} → {F : Obj SetsAop} → Hom SetsAop (y-obj a) F → FObj F a Nat2F {a} {F} ha = ( TMap ha a ) (id1 A a)
Full and faithful
そして、これが往復で元に戻ることを両側から調べます。
---- -- -- Prove Bijection (as routine exercise ...) -- ---- F2Nat→Nat2F : {a : Obj A } → {F : Obj SetsAop} → (fa : FObj F a) → Nat2F {a} {F} (F2Nat {a} {F} fa) ≡ fa F2Nat→Nat2F {a} {F} fa = let open ≈-Reasoning (Sets) in cong ( λ f → f fa ) ( -- FMap F (Category.Category.Id A) fa ≡ fa begin ( FMap F (id1 A _ )) ≈⟨ IsFunctor.identity (isFunctor F) ⟩ id1 Sets (FObj F a) ∎ ) open import Relation.Binary.PropositionalEquality ≡-cong = Relation.Binary.PropositionalEquality.cong -- F : op A → Sets -- ha : NTrans (op A) Sets (y-obj {a}) F -- FMap F g o TMap ha a ≈ TMap ha b o FMap (y-obj {a}) g Nat2F→F2Nat : {a : Obj A } → {F : Obj SetsAop} → (ha : Hom SetsAop (y-obj a) F) → SetsAop [ F2Nat {a} {F} (Nat2F {a} {F} ha) ≈ ha ] Nat2F→F2Nat {a} {F} ha {b} = let open ≡-Reasoning in begin TMap (F2Nat {a} {F} (Nat2F {a} {F} ha)) b ≡⟨⟩ (λ g → FMap F g (TMap ha a (Category.Category.Id A))) ≡⟨ extensionality (λ g → ( begin FMap F g (TMap ha a (Category.Category.Id A)) ≡⟨ ≡-cong (λ f → f (Category.Category.Id A)) (IsNTrans.commute (isNTrans ha)) ⟩ TMap ha b (FMap (y-obj a) g (Category.Category.Id A)) ≡⟨⟩ TMap ha b ( (A Category.o Category.Category.Id A) g ) ≡⟨ ≡-cong ( TMap ha b ) ( ≈-≡ (IsCategory.identityL ( Category.isCategory A ))) ⟩ TMap ha b g ∎ )) ⟩ TMap ha b ∎F2Nat は米田関手そのものなので、これで Full and faithfull が示せました。
-- Yoneda's Lemma -- Yoneda Functor is full and faithfull -- that is FMapp Yoneda is injective and surjective -- λ b g → (A Category.o f₁) g YondaLemma1 : {a a' : Obj A } {f : FObj (FObj YonedaFunctor a) a' } → SetsAop [ F2Nat {a'} {FObj YonedaFunctor a} f ≈ FMap YonedaFunctor f ] YondaLemma1 {a} {a'} {f} = refl
Full embedding
Full embedding は、
(FObj (FObj YonedaFunctor a) x) ≡ (FObj (FObj YonedaFunctor b ) x) → a ≡ bを証明したいところですが、Agda では、a ≡ b は、x ≡ x のコンストラクタですから、a b が異なっているものからは証明できません。
なので、逆射があることを証明して終わりにします。この逆を cong に使えば証明できるような気もしますが、cong ? ? で既に文句を言ってきます。
逆射自体は自明で、codomain 射の元を取ればよいだけです。これが米田関手の対象の射を元に戻すこと自体も簡単に証明できます。
inv : {a x : Obj A} ( f : FObj (FObj YonedaFunctor a) x) → Obj A inv {a} f = Category.cod A f YonedaLemma21 : {a x : Obj A} ( f : ( FObj (FObj YonedaFunctor a) x) ) → inv f ≡ a YonedaLemma21 {a} {x} f = reflNext : Equalizer