- •1. Визначення логіки як науки
- •2. Формальні та змістовні правила міркування
- •3. Абстрактне мислення і його характерні особливості
- •4. Поняття про форму мислення
- •5. Основні формально-логічні закони
- •6. Істинність і формальна правильність міркування
- •1. Визначення мови
- •2. Поняття знака. Види знаків
- •3. Рівні семіотичного аналізу мови
- •1. Поняття формалізації
- •2. Порівняльна характеристика природної і формалізованої мов
- •3. Структура формалізованої мови
- •1. Поняття семантичної категорії
- •2. Характеристика дескриптивних термінів
- •3. Визначення логічних термінів
- •1. Ім’я, смисл, значення
- •2. Види імен
- •3. Принципи відношення іменування
- •1. Поняття функції
- •2. Види функцій
- •1. Логіка стародавньої Індії
- •2. Попередники логіки Арістотеля у Стародавній Греції
- •3. Логічне вчення Арістотеля
- •4. Особливості логіки стоїків
- •5. Особливості схоластичної логіки
- •6. Новаторські ідеї логіки Ф. Бекона
- •Контрольні питання
- •Контрольні вправи
- •1. Визначення поняття
- •2. Характеристика предмета думки, відображуваного в понятті
- •3. Мовні засоби виразу поняття
- •4. Зміст поняття
- •5. Обсяг поняття. Елементи теорії множин
- •6. Закон оберненого відношення між змістом та обсягом поняття
- •7. Види понять
- •8. Логічні відношення між поняттями
- •9. Логічні операції над поняттями
- •Контрольні питання
- •Контрольні вправи
- •1. Загальна характеристика судження
- •2. Судження і речення
- •3. Види суджень. Атрибутивні судження.
- •4. Логічні відношення між атрибутивними судженнями
- •5. Тлумачення атрибутивних суджень мовою логіки предикатів
- •6. Судження з відношеннями
- •7. Судження існування
- •8. Модальні судження
- •9. Запитання
- •11. Логічні відношення між складними судженнями
- •Контрольні питання
- •Контрольні вправи
- •1. Загальна характеристика умовиводу
- •2. Висновки логіки висловлювань
- •3. Висновки із категоричних суджень
- •4. Недедуктивні умовиводи
- •Контрольні питання
- •Контрольні вправи
- •2. Види доведення
- •3. Спростування
- •4. Правила доведення і спростування
- •Контрольні питання
- •ВСТУП
- •А. ЛОГІКА ВИСЛОВЛЮВАНЬ
- •1. Мова алгебраїчної системи логіки висловлювань
- •2. Семантика логічних символів
- •3. Типологія формул за семантичними ознаками
- •4. Рівносильні формули
- •5. Логічні відношення між формулами
- •6. Нормальні форми логіки висловлювань
- •Контрольні питання та вправи
- •1. Аксіоматичне числення логіки висловлювань
- •2. Метатеорема про дедукцію
- •3. Натуральне числення логіки висловлювань
- •Контрольні питання та вправи
- •Б. ЛОГІКА ПРЕДИКАТІВ
- •1. Мова алгебраїчної системи логіки предикатів
- •3. Процедури встановлення значень формулам в S4
- •5. Логічні відношення між формулами в S4
- •6. Проблема розв’язання
- •7. Закони логіки предикатів
- •Контрольні питання та вправи
- •1. Аксіоматичне числення предикатів
- •2. Теорема про дедукцію в S5
- •4. Натуральне числення предикатів
- •Контрольні питання та вправи
- •ВСТУП
- •1. Система багатозначної логіки Я.Лукасевича.
- •2. Багатозначна логіка Брауера — Гейтінга
- •3. Багатозначна логіка Е.Поста
- •4. Тризначна логіка Д. Бочвара
- •Контрольні питання та вправи
- •2. Концепція модальної логіки Я.Лукасевича
- •Контрольні питання та вправи
- •1. Алетична логіка
- •2. Темпоральна логіка
- •3. Деонтична логіка
- •4. Епістемічна логіка
- •ЛІТЕРАТУРА
| х Р(х) х Р(х) | = і при ϕ .
Отже, формула є виконуваною.
Дефініція невиконуваної формули: «Формула є невико-
нуваною тоді і тільки тоді, коли вона приймає значен- ня «хиба» в кожній моделі і при кожному приписуванні значень предметним змінним».
Візьмемо для прикладу формулу:
х Р(х) Р(а).
Застосуємо міркування від супротивного. Будемо ствер- джувати, що дана формула виконувана. Тоді повинна існу- вати модель <U,I> і приписування ϕ , при яких вона істин- на. Наша формула є кон’юнкцією. А це означає, що
| х Р(х) | = і і | Р(а) | = і при ϕ .
Істинність Р(а) свідчить про те, що І (а) І (Р). А істинність х Р(х) означає хибність х Р(х).
Визнання цього факту означає, що | Р(х) | = х при при- писуванні будь-якого елемента із U, до речі, і того, який функція І співставляє константі а.
Отже, | Р(х) | = х при приписуванні х об’єкта І (а).
Тоді ми повинні визнати, що І(а) І(Р). Але це супере- чить прийнятому раніше твердженню, що: І(а) І(Р).
Отже, припущення про виконуваність формули х Р(х)
Р(а) неправильне. Дана формула не є виконуваною.
5. Логічні відношення між формулами в S4
До фундаментальних відношень у класичній логіці предикатів відносять:
відношення сумісності за істинністю,
відношення сумісності за хибністю і
відношення логічного слідування.
Дефініція І: «Формули Γ сумісні за істинністю, якщо
і тільки якщо існує модель і приписування значень предметним змінним, при яких кожна формула із Γ
приймає значення «істина». У протилежному випадку ці формули несумісні за істинністю».
Книга друга. СУЧАСНА ЛОГІКА |
383 |
Дефініція П: «Формули Γ сумісні за хибністю, якщо і
тільки якщо існує модель і приписування змінним, при яких кожна формула із Γ приймає значення «хиба». У
протилежному випадку ці формули несумісні за хибні- стю».
Проілюструємо наведені дефініції на прикладі.
Візьмемо формули:
х R(x,y) i x R(x,y)
іпокажемо, що вони сумісні за істинністю.
Для цього достатньо вибрати конкретну модель <U,I> і конкретне приписування ϕ , при яких обидві формули разом будуть істинні.
За універсум розгляду приймемо множину міст U. Не- хай І співставляє двомісній предикаторній константі R множину таких пар міст, перше із яких південніше друго- го Функція ϕ приписує вільній предметній змінній у місто Київ, а решті змінним – довільні міста.
Розглянемо тепер приписування ϕ , яке у також співставляє Київ, а х Одесу. Оскільки Одеса південніше Києва, то пара < Одеса, Київ> міститься в I(R) і означає | R(x,y) | = i при ϕ .
А звідси випливає, що | х R(x,y) | = i при ϕ . Розглянемо тепер приписування ϕ , яке знову співстав-
ляє у – Київ, a х – Львів. Оскільки Львів розташований не південніше Києва, то пара <Львів, Київ > не міститься в
І(R) i | R(x,y) | = x при ϕ .
Тоді, | R(x,y) | = i при ϕ . Звідси випливає | x R(x,y) | = = i при ϕ .
Отже, формули х R(x,y) i x R(x,y) y моделі <U,I> і при приписуванні ϕ одночасно приймають значення «іс-
тинa», що свідчить про їх сумісність за істинністю.
Візьмемо ту саму модель <U,I> і приписування ϕ . По- кажемо, що формули х R(x,y) i x R(x,y) сумісні за хи-
бністю.
Упопередньому прикладі ми встановили, що | R(x,y) | =
iпри ϕ . Звідси випливає, що | R(x,y) | = x при ϕ .
Тоді x R(x,y) = x при ϕ . Також було встановлено, що | R(x,y) | = x при ϕ . А це означає, що х R|x,y| = x при ϕ .
Виходить, що в даній моделі при даному приписуванні формули
х R(x,y) i x R(x,y) сумісні за хибністю.
384 |
А. Є. Конверський. ЛОГІКА |
За допомогою досить простих міркувань можна показа- ти, що формули:
а) х R(x,y) i x R(x,y) є несумісними за істинністю,
а
б) x R(x,y) i x R(x,y) є несумісними за хибністю.
1.Щоб показати несумісність за істинністю формул
x R(x,y) i x R(x,y),
зробимо припущення про їх сумісність за істинністю. Тоді,
| R(x,y) | = i i | R(x,y) | = i.
Але визнання істинності формули | R(x,y) | змушує вкзати на хибність формули | R(x,y) |. Отже, ми маємо про- тиріччя.
2.Для встановлення несумісності за хибністю формул
х R(x,y) i x R(x,y)
зробимо припущення, що вони сумісні за хибністю при де- якій моделі <U,I> і при приписуванні ϕ .
Якщо це так, то | R(x,y) | = x i | R(x,y) | = x.
Але визнання хибності формули | R(x,y) | приму- шує визнати істинність формули | R(x,y) |. Маємо проти- річчя.
Отже, вихідні формули за хибністю несумісні. Виходить, що формули х R(x,y) i x R(x,y) знахо-
дяться у відношенні протилежності, оскільки вони сумі- сні за хибністю і несумісні за істинністю, а формули х
R(x,y) i x R(x,y) перебувають у відношенні підпроти-
лежності, оскільки вони сумісні за істинністю і несумісні за хибністю.
Дефініція Ш. Із множини формул Γ логічно слідує формула В (Γ |= В), якщо і тільки якщо не існує моделі і
приписування значень предметним змінним, при яких кожна із формул Γ приймає значення «істина», а фор-
мули В – значення «хиба».
Проілюструємо наведену дефініцію на прикладі.
Покажемо, що із Р(а) і Q(a) логічно слідує x (P(x)
Q(x)).
P(a), Q(a) |= x (P(x) Q(x)).
Припустимо, що Р(а) і Q(a) не слідує із x (P(x) Q(x)): P(a), Q(a) |= x (P(x) Q(x)).
Книга друга. СУЧАСНА ЛОГІКА |
385 |
Якщо це так, то існує модель <U,I> і приписування ϕ ,
при яких Р(а) і Q(a) – істинні, а х (P(x) |
Q(x)) – хибна. |
Істинність Р(а) і Q(a) означає, що І(а) |
І(Р) і І(а) |
І(Q). |
|
Тому, якщо довільній предметній змінній х приписати об’єкт І(а), то
|P(x)| = i i |Q(x)| = i.
Звідси виходить, що |P(x) Q(x)| = i при приписуванні х значення І(а). Виходить, | x (P(x) Q(x)) | = i при припи- суванні ϕ , але це суперечить нашому припущенню.
Отже, із формул P(a) i Q(a) логічно слідує формула х
(P(x) Q(x)).
6. Проблема розв’язання
Визначення поняття закону класичної логіки предика- тів (загальнозначимої формули) і логічного слідування в логіці предикатів передбачає відповідь на такі запитання:
а) За допомогою якої процедури можна встановити чи є деяка формула А законом чи ні?
б) За яких умов із формул А1, А2, ..., Аn слідує формула В ? У класичній логіці висловлювань самі визначення логі- чного закону і логічного слідування містять вказівку на перевірочну процедуру, яка дозволяє встановити чи є дана формула законом, і чи слідує із формули А1, А2, ..., Аn фо-
рмула В.
Тобто, щоб встановити чи є формула А законом, необ- хідно у відповідності з визначенням тотожно-істинної фор- мули побудувати таблицю істинності для А і з’ясувати, чи приймає А значення «і» в усіх рядках таблиці.
А для відповіді на запитання чи слідує формула В із А1, А2,..., Аn, необхідно у відповідності з визначенням логічно- го слідування в класичній логіці висловлювань, побудува- ти спільну таблицю істинності для формул А1, А2,..., Аn і В і з’ясувати, чи є в цій таблиці рядок, коли А1, А2,..., Аn приймає значення «і», а для В значення «х».
Оскільки процес побудови таблиць істинності є алгори- тмічним, то перевірити, чи є довільна формула логіки ви- словлювань її законом (а також чи має місце відношення логічного слідування між формулами А1, А2,..., Аn і В), мо-
386 |
А. Є. Конверський. ЛОГІКА |
жна кінцевою кількістю кроків. Ті логічні теорії, в яких це можна здійснити, називаються розв’язуваними.
Дефініція: «Логічна теорія називається розв’язуваною, якщо існує ефективна процедура (алгоритм), що дозво- ляє для будь-якої формули кінцевим числом кроків ви- рішити питання про те, чи є ця формула законом тео- рії чи ні».
Класична логіка висловлювань є розв’язуваною. Цього не можна сказати про класичну логіку предикатів. Визна- чення в ній закону і логічного слідування не є ефектив- ним, тобто не містить алгоритму вирішення питання про загальнозначимість довільної формули А і наявності від- ношення логічного слідування між довільними формулами
А1, А2, ..., Аn і В.
Справді, щоб встановити загальнозначимість формули А, необхідно розглянути всі моделі і всі приписування зна- чень предметним змінним і переконатися, що в кожному випадку А приймає значення «істина». А для того, щоб показати, що А1, А2,..., Аn |= В слід розглянути всі моделі і всі приписування і переконатися, що відсутня ситуація, коли А1, А2,..., Аn приймають значення «істина», а В – значення «хиба».
Зрозуміло, що подібний підбір і перегляд yсіх моделей і приписувань неможливий через те, що цей процес нескін- ченний (на відміну від числа рядків будь-якої таблиці іс- тинності), оскільки в ньому відсутній алгоритм роз- в’язання питання про загальнозначимість формули і від- ношення слідування між формулами. Розв’язання цих пи- тань у логіці предикатів є евристичним завданням.
Разом з тим у класичній логіці предикатів розроблено ряд процедур, які дозволяють стандартним і досить опти- мальним засобом підійти до проблеми розв’язування.
Зупинимося на одній із них. А саме на процедурі, яка отримала назву «метод аналітичних таблиць».
Суть цього методу полягає в тому, що теза про за- гальнозначимість формули А і теза про слідування фо- рмули В із А1, А2,...,Аn обгрунтовуються способом мір- кування від супротивного.
Наприклад, для обгрунтування тези «|=А», показують, що припущення хибності А з необхідністю приводить до протиріччя. Для обгрунтування тези «А1, А2,..., Аn |= В»
Книга друга. СУЧАСНА ЛОГІКА |
387 |
показують, що припущення істинності А1, А2,..., Аn і хи- бності В приводить до протиріччя.
Введемо деякі пояснення щодо побудови самої аналі-
тичної таблиці. Процес міркування від супротивного, який обгрунтовує одну із названих тез, оформлюється у вигляді деякої послідовності кроків, яку називають аналітичною таблицею.
Кожен крок в аналітичній таблиці відображає за-
стосування відповідного аналітичного правила;кроки складаються із рядків, які є результатами
дії відповідних аналітичних правил;кроки позначають римськими цифрами (І, П, Ш
тощо);рядки – арабськими цифрами (1, 2, 3 тощо);
нумерація рядків аналітичної таблиці починаєть-
ся з нуля (0). Цим підкреслюється, що ми починаємо будувати аналітичну таблицю із антитези;
вся таблиця від нульового рядка до останнього
розбивається на гілки;перехід від одного кроку в аналітичній таблиці до
іншого здійснюється за допомогою спеціальних аналі- тичних правил, в основі яких лежать смисли пропози- ційних зв’язок , , , , і кванторів і ;
кожному із цих правил приписується індекс Т
(«істина») і F («хиба»).
Мета побудови аналітичної таблиці полягає в тому, щоб показати, що антитеза приводить до протиріччя.
Якщо в гілці є формула С із обома індексами Т і F, то
така гілка вважається замкненою. А якщо в кожній гі- лці зустрічається деяка формула із індексами Т і F, то вся таблиця є замкненою.
При отриманні такого результату теза про загальнозна- чимість формули А або ж про слідування В із А1, А2, ...,
Аn вважається обгрунтованою.
Визначення аналітичних правил
T |
TA B |
F |
FA B |
|
TA |
FA| FB |
|||
|
|
|||
|
TB |
|
|
388 |
А. Є. Конверський. ЛОГІКА |
T |
|
TA |
B |
|
F |
FA |
B |
|
|||||||||
TA| TB |
|
|
FA |
|
|
|
|
||||||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
FB |
|
|
|
|
||
T |
|
TA |
B |
F |
|
FA |
B |
|
|||||||||
|
FA+TB |
|
|
TA |
|||||||||||||
|
|
|
|
|
|||||||||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
FB |
||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
T ~ |
TA |
|
|
|
|
F ~ |
FA |
|
|
|
|
|
|||||
|
FA |
|
|
TA |
|
|
|
|
|||||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||||||||
T ~ |
|
TA ~ B |
F ~ |
|
FA ~ B |
. |
|||||||||||
TA |
|
FA |
TA |
|
|||||||||||||
|
|
|
|
FA |
|||||||||||||
|
TB |
|
FB |
|
FB |
|
TB |
Аналітичні правила для і супроводимо деякими по- ясненнями.
T T A(x), TA(a)
де а – будь-яка предметна змінна.
У відповідності з логічним смислом квантора загально-
сті формула х А(х) істинна якщо і тільки якщо будь-
який індивід предметної області задовольняє умові А(х). Тому у випадку істинності х А(х) істинною вияв- ляється будь-яка формула виду А(а), яка є результатом заміни всіх вільних входжень х в А на довільний замкне- ний терм а.
F F A(x), FA(в)
де в – предметна змінна, яка не зустрічається в жодній із попередніх формул гілки, де це правило застосовується.
Хибність формули х А(х) означає існування об’єкта,
який не задовольняє умову А(х):
T T xA(x) .
TA(в)
Книга друга. СУЧАСНА ЛОГІКА |
389 |
Відповідно до смислу квантора істинність х А(х)
означає існування об’єкта, що задовольняє умову А(х).
F F xA(x) . FA(a)
Хибність формули х А(х) означає, що будь-який ін-
дивід предметної області не задовольняє умову А(х).
Сформулюємо, як підсумок зазначеному, критерії зага- льнозначимості і логічного слідування.
Дефініція: Формула А загальнозначима |= А, якщо і
тільки якщо існує замкнена аналітична таблиця, нульо- вий рядок якої представлений антитезою А».
Дефініція: «Із формули А1, А2,..., Аn логічно слідує фор-
мула В, якщо і тільки якщо існує замкнена аналітична
таблиця, нульовий рядок якої представлений виразом А1, А2,..., Аn |= В.
При побудові аналітичної таблиці необхідно до- тримуватися певних вказівок, які полегшують її побу- дову.
1.Із множини аналітичних правил насамперед засто-
совують пропозиційні аналітичні правила, а потім – кванторні правила Т , F , T , F .
2.Із кванторних правил спочатку застосовують правила F i T , які вимагають введення нових пред- метних констант, а потім – правила Т і F , які не
містять обмежень на терм, що підставляється на міс- це підкванторної змінної.
Звернемося до прикладу.
І. Необхідно методом аналітичних таблиць обгрунтувати тезу:
|
Р(а) Q(в), Q(в) R(с) |= R(с) P(a) |
|
0. |
F [P(a) Q (в) (Q(в) R(с))] |
(R(с) P(a))1 |
І. |
1. Т (P(a) Q (в)) (Q(в) R(c)) |
F до 0 |
|
2. F (R(c) P (a)) |
|
ІІ. |
3. Т (Р(а) Q(в)) |
T до 1 |
|
4. Т (Q(в) R(c)) |
1 Як і у логіці висловлювань у таких випадках засновки об’єднують через « » і до них через « » приєднують висновок.
390 |
А. Є. Конверський. ЛОГІКА |