книги из ГПНТБ / Кушнер, Б. А. Лекции по конструктивному математическому анализу
.pdf32 |
ВВЕДЕНИЕ |
выполнены в рамках теории нормальных алгорифмов, и от позиции в отношении указанного принципа зависит лишь признание большей или меньшей общности изла гаемых теорий (трактуют ли эти теории о свойствах «эффективного» вообще или относятся лишь к частным, хотя и, очевидно, обширным случаям). Ниже, если из контекста не следует противное, термин «алгорифм» используется как синоним термина «нормальный алго рифм».
6. Конструктивная |
логика |
формируется |
на основе |
предпосылок I — I I (п. |
3) и |
учитывает как |
специфику |
конструктивных объектов, так и принципиальные воз можности алгорифмов*). Основные различия с тради ционной логикой возникают здесь в связи с трактовкой экзистенциальных предложений и дизъюнкции. Пред ставление о конструктивных объектах как результатах некоторых конструктивных процессов приводит к точке зрения на утверждения существования, согласно кото рой существование конструктивного объекта с данным
свойством может |
считаться установленным только в |
том случае, когда |
указан способ потенциально осуще |
ствимого построения объекта с требуемым свойством. Традиционная логика разрешает в таких случаях дока зывать существование искомого объекта косвенными средствами, например, приведением к противоречию до пущения о его несуществовании. Таким образом, тра диционная логика пренебрегает различиями суждений вида Эх$(х) и ~~| ~\3х38(х), тогда как конструктивная логика считает эти различия существенными; второе суждение с конструктивной точки зрения, вообще го воря, слабее первого. (Мы используем обычные обо значения логических связок и кванторов: V —дизъюнк
ция, & — конъюнкция, =э — импликация, == — эквива лентность, ~! — отрицание, V — квантор общности, 3 — квантор существования.) Чтобы подчеркнуть эту новую трактовку существования, мы часто будем употреблять при формулировании экзистенциальных предположений
*) Мнение, что изучение различных объектов может требовать различных логик, высказывалось математиками, придерживающи
мися |
самых разных ориентации в |
философии математики (см. |
|
Г е й т и н г [3], где |
приводится точка |
зрения Брауэра, Колмого |
|
р о в |
[2], М а р к о в |
[9]). |
|
|
ВВЕДЕНИЕ |
33 |
словосочетания типа |
«осуществим», «можно |
построить» |
и т. п. |
|
|
Из намеченной только что трактовки существования |
||
естественным образом |
вытекает и следующее |
понимание |
дизъюнкции. Дизъюнкция s£V$ считается доказанной, если мы в состоянии указать ее верный член. Отметим,
что с |
традиционной точки |
зрения для доказательства |
|
дизъюнкции достаточно |
лишь опровергнуть утвержде |
||
ние о |
неверности обоих |
ее |
членов, т. е. установить, что |
|
& ~\&) . Насколько |
последнее суждение может |
быть слабее исходной (конструктивно понимаемой) дизъюнкции, показывает рассмотренное в п. 1 действи тельное число а, для которого указание верного члена дизъюнкции
а = 0 у а ф О
равносильно решению проблемы Ферма. Ясно, что при конструктивной интерпретации дизъюнкции закон ис ключенного третьего не может быть принят.
Специфическим является также и толкование пара метрических утверждений существования. Суждение вида
(7) |
УхЗу@(х, |
у) |
|
|
(«для любого х |
существует |
(можно |
построить!) |
у та |
кой, что 3J(x,y)»), |
где переменные х |
и у могут |
пробе |
гать некоторый первоначальный класс конструктивных
объектов |
(скажем, слова |
в |
фиксированном |
алфавите), |
||
считается |
доказанным лишь |
в том случае, когда |
указа |
|||
но построение алгорифма |
(в |
точном |
смысле |
слова) 91, |
||
применимого к любому х и |
такого, |
что всегда |
выпол |
|||
няется |
Я(х, |
|
ВД). |
|
|
|
|
|
|
|
|
Утверждение о возможности построения этого алго рифма можно считать «расшифровкой» суждения (7).
Рассмотренная трактовка суждений вида (7) ставит вопрос о средствах, при помощи которых можно убеж даться в том, что данный алгорифм применим к не которому слову. Мы будем придерживаться здесь прин ципа, выдвинутого М а р к о в ы м [4], [6], позволяющего использовать в таких ситуациях доказательства «от
2 Б. А. Кушнер
34 |
ВВЕДЕНИЕ |
противного». Согласно этому принципу, если опроверг нуто утверждение о неприменимости алгорифма к не которому исходному данному х, то этот алгорифм при меним к х. Если выражать применимость алгорифма 91 к х записью
Ш(х),
то принцип Маркова запишется так:
~] ~] Ш (х) => 191 (х).
Интуитивное основание, оправдывающее в рамках абстракции потенциальной осуществимости этот прин
цип, состоит в том, что при |
выполнении |
1~\\Ж(х) про |
цесс применения алгорифма |
91 к х не |
может продол |
жаться неограниченно долго и, следовательно, есть возможность получить результат применения 91 к х, выполняя шаг за шагом этот алгорифм и ожидая окон чания его работы.
Принцип Маркова позволяет также оправдать и следующий способ рассуждения, в силу чего обсуждае мый принцип иногда называют принципом конструктив ного подбора. Пусть — некоторое разрешимое свой ство натуральных чисел, т. е. имеется алгорифм, позво ляющий для каждого натурального числа узнать, обла
дает оно свойством «5# или нет. Тогда, если |
опроверг |
||
нуто утверждение \/n~]s&(n), |
то можно найти k, при |
||
котором верно |
s4-(k). |
|
|
Стремление |
распространить |
намеченные |
принципы |
на понимание суждений более сложной структуры при водит к задаче построения конструктивной логики. Эта
чрезвычайно сложная |
проблема |
до сих пор полностью |
|
не решена (да и, по-видимому, |
само |
существо дела ис |
|
ключает возможность |
окончательного |
решения). Вместе |
с тем здесь имеются весьма существенные достижения, обеспечивающие логическую базу для практических за
просов конструктивных |
математических |
теорий*). |
|
||||
В этой |
связи следует |
указать |
на основополагающие |
работы |
|||
Г е й т и н г а |
[1]— [2], К о л м о г о р о в а |
[2], |
К л и н и [1], посвященные |
||||
формализации и |
интерпретации фрагментов |
интуиционистской |
логи- |
||||
*) Материал, |
набранный |
мелким |
шрифтом, |
может быть |
пропу |
||
щен при первом |
чтении. |
|
|
|
|
|
|
|
|
ВВЕДЕНИЕ |
|
|
35 |
ш, и |
на относящиеся |
непосредственно |
к |
конструктивной |
логике |
|
исследования |
М а р к о в а |
[8]—[9] и Ш а н и н а [4]. |
|
|||
В |
работе |
Ш а н и н а |
[4] разработаны |
формализованные |
логико- |
|
математические языки, вполне достаточные |
для большинства |
прило |
жений; понимание формул этих языков сводится к пониманию так называемых нормальных формул, т. е. формул, не содержащих квантора существования и дизъюнкции. Это сведение осуществляется с помощью стройной системы правил (алгорифм расшифровки), отражающей конструктивное понимание различных комбинаций ло гических связок и кванторов и позволяющей преобразовать любую
формулу рассматриваемого языка либо к нормальной |
формуле, |
либо |
к формуле вида |
|
|
3*! ... хп$, |
|
|
где 3) — нормальная формула. Нормальные формулы |
в первом |
при |
ближении можно толковать средствами традиционной логики, тол кование же формул второго вида объяснялось выше.
В последние годы М а р к о в ы м [8]—[9] разработан под ход к построению конструктивной логики «снизу», предлагающий
охват все более и более сложных по структуре суждений |
посред |
ством расширяющейся иерархии логико-математических |
языков. |
По-видимому, на некоторой ступени этой иерархии в рассмотрение войдут все нормальные формулы, что в сочетании с упоминавшимся выше алгорифмом расшифровки даст некоторую семантику для практически всех возможных суждений.
Мы не имеем возможности входить здесь в сложные техниче ские детали этих теорий и ограничимся лишь несколькими приме рами, которые вместе с изложенными в начале пункта общими
принципами и материалом п. 7 дадут читателю достаточную |
для |
|||||||||||||||||||
чтения этой |
книги |
ориентировку. |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||
В приведенных ниже примерах допустимыми значениями пере |
||||||||||||||||||||
менных считаются произвольные слова в |
некотором |
фиксированном |
||||||||||||||||||
алфавите |
А. |
Формулы |
Ми |
&г, |
93% предполагаются |
|
нормальными. |
|||||||||||||
Рассмотрим |
суждения |
вида |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||
(8) |
|
|
|
|
Wx(3Si |
(х) |
V |
|
$ 2 |
(*)), |
|
|
|
|
|
|
|
|||
(9) |
|
|
|
|
V * ( • » , ( * ) = > № ( * ) |
V & 3 |
(*))). |
|
|
|
|
|
||||||||
(10) |
|
|
|
|
Ух (<f, (х) |
=> ЪуЯг |
(*. |
У)). |
|
|
|
|
|
|||||||
(11) |
|
|
|
|
|
|
|
Ух(ЗуЯ1(х,у)=)ЭгЯг(х,г)). |
|
|
|
|
|
|||||||
Эти суждения понимаются следующим образом (в (11) через а |
||||||||||||||||||||
обозначена |
некоторая |
буква, |
отличная |
от |
всех |
букв |
|
алфавита |
А). |
|||||||||||
(8) Можно построить (нормальный) алгорифм Ш, перерабаты |
||||||||||||||||||||
вающий |
всякое |
слово |
х |
(в |
алфавите |
А) |
в |
01 |
или |
в |
0 | | |
так, |
что |
|||||||
при St(x)===0| |
верно |
&i(x), |
|
а при |
|
Ш ( л г ) = = 0 | | |
верно |
3$2(х). |
|
|
||||||||||
(9) Можно построить алгорифм Щ, перерабатывающий всякое |
||||||||||||||||||||
слово х, |
для которого |
выполняется |
|
3Si(x), |
|
в 0| |
или |
в |
0 | | |
и |
такой, |
|||||||||
что при |
Ж(х)=т=6\ |
верно |
93г(х), |
|
а |
при |
Щ * ) = = 0 | | |
|
верно |
|
&з(х). |
|||||||||
(10) |
Можно |
построить |
алгорифм |
St |
так, что для |
любого |
сло |
|||||||||||||
ва х, удовлетворяющего условию 93и 81 применим |
|
к х |
и |
имеет |
||||||||||||||||
место |
|
|
|
|
|
|
$2 |
(х, |
21 |
(*)). |
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||
2* |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
36 |
|
|
|
ВВЕДЕНИЕ |
|
|
|
||
|
(11) |
Можно |
построить алгорифм |
St |
так, |
что для |
любых слов х |
||
и |
у, при |
которых выполняется |
98i(x,y), |
St |
применим |
к слову х<ху |
|||
и |
имеет |
место |
$ 2 (х, |
Щ (хау)). |
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
||||
|
В |
связи с интерпретацией |
суждений вида (8) интересно вер |
||||||
нуться |
к |
закону |
исключенного |
третьего. |
Обоснование |
суждения |
|||
|
|
|
|
V * (Л, (*) |
V П |
Л, |
(*))) |
|
связывается с построением алгорифма, указывающего для каждого слова х верный член внутренней дизъюнкции. Можно построить конкретную формулу 3Si, для которой такой алгорифм невозможен. Для этой формулы, следовательно, будет выполняться
(12) |
" l V z ( « , ( i ) v n * i ( x ) ) ) . |
Формулирование |
суждений такого вида перед неподготовленной |
аудиторией не раз было источником возникавших вокруг конструк тивной математики недоразумений; в самом деле, из (12) по пра вилам традиционной логики немедленно получается «верное» суж дение
Э * ( Я , ( * ) А П Я , ( х ) ) ) .
В действительности же выражаемая суждением (12) невозможность некоторого алгорифма не имеет ничего парадоксального.
7. Говоря о месте понятия множества в конструк тивной математике, следует подчеркнуть его подчинен ную, техническую роль; по существу, речь идет лишь об
удобном варианте терминологии. Термины |
«множество» |
|
и «свойство» считаются синонимами; задание |
множе |
|
ства конструктивных объектов какого-то |
типа |
(ниже |
рассматриваются множества слов в некотором алфавите) состоит в формулировании свойства объектов этого типа, а принадлежность конструктивного объекта мно жеству просто означает, что этот объект обладает со ответствующим свойством. Ясно, что такая трактовка
(ср. В ей л ь [1], Г е й т и н г [3; стр. 49]) вовсе |
не свя |
зывает с множествами идею о совокупностях |
одновре |
менно существующих предметов. |
|
Строгое использование множеств предполагает фик сацию формализованного логико-математического языка (см., например, Ш а н и н [4]), средствами которого фор мулируются свойства (под свойствами понимаются однопараметрические формулы данного языка). При этом сами множества оказываются конструктивными объек тами (словами в некотором алфавите) и, в частности, могут выступать в качестве исходных данных алгориф-
ВВЕДЕНИЕ |
37 |
мов. Таким образом, в конструктивной математике, по существу, нет единого понятия множества — объем этого понятия зависит от выбираемого языка и может меняться от случая к случаю.
Мы будем обращаться с множествами нестрого, формулируя задающие их свойства на обычном есте ственном языке. При этом подразумевается, что фор мальный язык, в рамках которого оправдываются наши действия, может быть построен. (Действительное по строение и последовательное использование точных языков ввело бы в изложение большое число формаль но-логических деталей, что несомненно нежелательно при первом знакомстве с предметом. С построением основных разделов конструктивного анализа на базе логико-математических языков можно ознакомиться в работе Ш а н и н а [6].)
Мы будем использовать обычные теоретико-множе ственные обозначения. Принадлежность элемента мно
жеству выражается при помощи |
знака |
« е » . |
Включе |
|||
ние множеств |
трактуется |
с помощью |
импликации: |
|||
если |
Ух{М\(х) |
гэ |
|
Строгое |
включение |
|
Ж\ а Жг означает, что |
Ж\ = Ж%, и |
можно указать эле |
||||
мент М% не принадлежащий |
Ж\. |
|
|
|
||
Равенство множеств |
понимается |
как эквивалентность |
соответствующих свойств. В тех случаях, когда это не ведет к недоразумениям, мы не различаем равные мно жества, говоря о представленных синтаксически раз ными свойствами равных множествах как об одном.
Определение операций над множествами обычным образом сводится к использованию логических связок (конъюнкция для пересечения, дизъюнкция для объеди нения и отрицание для дополнения (речь идет о допол нении до множества всех слов в данном алфавите)). Следует лишь иметь в виду, что конструктивная трак товка суждений приводит в некоторых случаях к новым свойствам операций: двойное дополнение множества не обязательно равно ему самому, и, например, конструк тивный континуум (множество всех конструктивных
действительных |
чисел) |
не |
есть объединение множеств |
х < О, х = О и |
х > 0. |
Для |
пересечения, объединения и |
дополнения множеств используются обычные обозначе ния: JC\[\Jd, Ж\[}Ль Отметим, что свойствам
38 ВВЕДЕНИЕ
традиционной операции объединения ближе соответ ствует «слабое объединение»
Ж\ Л Л%-
Использование а-систем (п. 4 ) , где а —буква, не принадлежащая исходному алфавиту, позволяет легко
ввести декартово |
произведение |
множеств. |
Через |
|||
{Jt\ |
X Л-2 |
X • • • X Лъ)а |
обозначается |
множество а-си |
||
стем |
х1ах2а |
... axh, где Xi е Jt\ ( |
l ^ |
i ^ n ) . |
Там, где |
это не может повлечь недоразумений, это обозначение
заменяется |
более коротким |
М\ X Ж% X • • • X Лч или |
||||
Мк, |
если |
все Mi |
равны |
М. |
|
|
|
Нормальные |
алгорифмы |
непосредственно |
задаются |
||
не |
как слова. Вместе с |
тем каждый такой |
алгорифм |
(в наперед фиксированном алфавите) имеет некоторый
код, называемый записью |
этого |
алгорифма (см. |
п. 8 |
||
§ 1 гл. 1). Запись |
алгорифма (для |
алгорифма % |
она |
||
обозначается £^3) |
есть |
слово |
в |
двухбуквенном |
ал |
фавите {0|}, позволяющее |
однозначно восстановить |
этот |
алгорифм. Говоря о множествах алгорифмов, мы будем
иметь в виду словарные множества, — именно, |
множе |
||||||
ства соответствующих |
записей. |
|
|
|
|
||
В связи с понятием «множество» вернемся к примерам кон |
|||||||
структивной |
интерпретации |
суждений (п. 6). |
Сделанные |
в п. |
6 |
||
разъяснения |
относились к |
случаю |
переменных, |
пробегающих |
все |
||
слова в данном алфавите. |
(Такие |
переменные |
мы |
называем базис |
ными.) На практике же часто оказывается удобным использование переменных («подчиненные» переменные), допустимыми значениями
которых являются слова, принадлежащие тем или иным |
множе |
ствам. Ясно, что интерпретация суждения с подчиненной |
перемен |
ной должна, вообще говоря, зависеть от множества допустимых
значений |
этой |
переменной. |
|
|
|
|
||
|
Итак, |
пусть Ж — некоторое |
множество |
(т. е. однопараметриче- |
||||
ское |
условие), |
х — переменная, |
имеющая |
Ж множеством своих |
||||
допустимых значений. |
По правилам |
конструктивной |
расшифровки |
|||||
Ж приводится |
либо к |
нормальной формуле, либо к формуле вида |
||||||
|
|
|
|
3z<# (у, |
г) |
|
|
|
(где |
& — нормальная |
формула, |
а г |
и у— |
базисные |
переменные). |
В первом случае множество Ж и переменная х называются нор мальными. Для нормальных переменных (а также в тех случаях, когда множество Ж равно нормальному) мы сохраняем старую интерпретацию. Во втором случае дело обстоит сложнее — установ ление принадлежности слова У множеству Ж связано с решением конструктивной задачи, — именно, с построением соответствующего слова Z. Грубо говоря, идея интерпретации заключается здесь в
|
|
|
|
ВВПЛПНИЕ |
39 |
|
использовании в качестве |
исходных |
данных тех или |
иных связан |
|||
ных |
с М |
алгорифмов, |
не |
элементов |
этого множества, |
а слов вида |
YaZ, |
где |
У и Z таковы, |
что выполняется |
|
||
|
|
|
|
9S(Y, |
Z). |
|
Таким образом, элемент Ж «восполняется» решением соответствую щей конструктивной задачи, а сама подчиненная переменная х за меняется нормальной переменной по парам. Например, в случае параметрического утверждения существования
|
УхЪюЛ |
(х, хю) |
|
|
|
||
вместо алгорифма, |
переводящего всякое |
слово, |
принадлежащее |
Ж, |
|||
в соответствующее |
W, речь |
идет |
об |
алгорифме, |
переводящем |
в |
|
это W описанные только что пары |
YaZ |
(т. е. это суждение трак |
|||||
туется как суждение |
вида ( I I ) ) . |
|
|
|
|
|
|
Основные используемые |
нами |
множества |
(а |
следовательно, |
и |
соответствующие им переменные) нормальные. Таковы множества натуральных, целых, рациональных и конструктивных действитель ных чисел, множество всех нормальных алгорифмов в данном ал фавите, перечислимые множества, множество конструктивных дей
ствительных функций. |
Так же, как |
с нормальными множествами, |
мы будем обращаться |
с множеством |
всех алгорифмических опера |
торов, действующих из одного конструктивного метрического про странства в другое. Суждения с подчиненными переменными, отве чающими этим множествам, трактуются в духе п. 6.
Приведем в заключение пример, разъясняющий трактовку суж дений с переменными по алгорифмам. Суждение вида «для всякого слова X существует алгорифм, обладающий данным свойством» понимается как утверждение об осуществимости алгорифма, пере
рабатывающего |
всякое слово X в |
запись |
искомого |
алгорифма. |
В п. 11 § 1 гл. |
1 будет описана |
простая |
конструкция, |
позволяю |
щая сводить такое построение к более естественной задаче построе
ния |
«двухместного» алгорифма, |
индуцирующего искомый алгорифм |
при |
фиксации любого значения |
первого аргумента. |
8. Особенности конструктивного анализа определяют ся как особенностями конструктивного направления, так и специфическими свойствами вычислимых объектов. Чтобы иметь достаточный запас примеров, приведем (опуская технические детали) определения центральных понятий этой книги — конструктивных действительных чисел и конструктивных действительных функций.
Конструктивной последовательностью натуральных (рациональных) чисел (кратко КПНЧ и КПРЧ) назовем алгорифм * ) , перерабатывающий всякое натуральное
*) Напоминаем, что под «алгорифмами» подразумеваются нормальные алгорифмы. Заметим также, что вообще под кон структивными (это прилагательное будет часто опускаться)
40 |
|
|
ВВЕДЕНИЕ |
|
|
число |
в |
натуральное |
(соответственно |
рациональное) |
|
число. |
|
|
|
|
|
КПРЧ |
а называется |
фундаментальной, |
если |
||
|
ЧпЗтЧЦ (/, / > т => | a (i) - а (/) |
| < |
2~п). |
В соответствии с пп. 6—7, последнее условие означает,
что |
осуществима |
КПНЧ |
р такая, что |
при |
любом п и |
|
i, |
j>$(n) |
| а ( / ) - а ( / ) | < 2 - " . |
|
|
||
|
|
|
|
|||
Этот |
алгорифм р |
называется |
регулятором |
фундамен |
||
тальности КПРЧ |
а. |
|
|
|
|
|
Конструктивные действительные числа (КДЧ) опре |
||||||
деляются как слова вида |
£ а 3 |
О ЕРЗ> |
г Д е а |
— КПРЧ, |
||
Р — ее регулятор |
фундаментальности. |
Таким образом, |
КДЧ представляют собой пары записей алгорифмов, из которых первый алгорифм определяет последователь ность рациональных чисел, а второй эффективно оцени вает скорость ее сходимости. Это определение эквива лентно второму определению вычислимого действитель ного числа, данному Тьюрингом (см. п. 2). Для кон структивных действительных чисел естественным обра зом определяются отношения равенства и порядка и арифметические операции, причем последние задаются алгорифмами. Конструктивной действительной функ цией (КФ) называется алгорифм, перерабатывающий
всякое КДЧ в |
КДЧ |
так, что равные |
КДЧ переводятся |
в равные КДЧ |
(мы |
ограничиваемся |
случаем всюду оп |
ределенных конструктивных функций одной переменной). В терминах конструктивных действительных чисел и функций без труда вводятся употребительные числа и функции анализа (е, п, всякого рода иррациональности, элементарные и специальные функции и т. д.). Вообще фактически весь материал стандартных курсов анализа, относящийся к конкретным вычислениям (теория рядов, формульный аппарат дифференциального и интеграль ного исчисления и т. д.), без принципиальных изменений может быть «пересказан» конструктивно с заменой тра-
последовательностями слов из данного множества мы понимаем алгорифмы, перерабатывающие всякое натуральное число (в смысле п. 4) в элементы этого множества.
ВВЕДЕНИЕ |
41 |
диционных действительных чисел на КДЧ, а действи тельных функций на конструктивные функции. В этом отношении важную роль играет теорема о полноте кон структивного континуума, утверждающая, что для каж дой фундаментальной конструктивной последовательно сти КДЧ осуществимо КДЧ, к которому сходится эта последовательность. (Упоминаемые здесь понятия трак туются совершенно аналогично случаю рациональных чисел. Конструктивная последовательность КДЧ а схо дится к КДЧ х, если можно построить КПНЧ р так, что при любом п и i ^ Р ( « )
| х - а (I) |< 2~п.)
Следует также заметить, что хотя с традиционной точки зрения конструктивный континуум счетен, невозможен его эффективный пересчет; более того, по всякой кон структивной последовательности КДЧ можно указать КДЧ, отличное от всех ее членов.
Вместе с тем конструктивные действительные числа и функции обладают некоторыми свойствами, не имею щими аналогов в традиционном анализе. Приведем два
примера. З а с л а в с к и й |
[1], [2], [4] показал, |
что для кон |
|
структивного |
континуума |
неверна теорема |
Бореля*): |
осуществима |
конструктивная последовательность рацио |
нальных интервалов, покрывающая конструктивный еди ничный сегмент, из которой нельзя выбрать конечного покрытия. Из этого результата выводится существование «необычных» конструктивных функций, например неог
раниченной |
непрерывной КФ. Далее, |
Ц е й т и н ы м [3] — |
||
[5] |
доказана |
непрерывность конструктивных |
функций: |
|
для |
каждой |
КФ / можно построить алгорифм |
со так, что |
|
при любых КДЧ х\, х2 и натуральном |
п а>{Х],п) — нату |
|||
ральное число и если |
|
|
то
\f{xl)-f{x2)\<2-'1.
*) Д л я конструктивного континуума не сохраняются также тео ремы о точных гранях ограниченных множеств и сходимости моно тонных ограниченных последовательностей (ср, п, 1).