- •1.Логические исчисления 3
- •Логические исчисления
- •Логика высказываний
- •Понятие формальной теории
- •Исчисление высказываний (ив)
- •Теорема дедукции
- •Непротиворечивость и полнота исчисления высказываний
- •Методы проверки выводимости формул ив
- •X ├ (Xy)(Xz).
- •X, Xy├ Xz.
- •Понятие предиката
- •Логические эквивалентности с кванторами
- •Термы и формулы в исчислении предикатов
- •Аксиомы и правила вывода в исчислении предикатов
- •Теоремы об исчислении предикатов первого порядка
- •Метод резолюций для исчисления предикатов
- •Элементы теории алгоритмов и рекурсивных функций
- •Понятие алгоритма
- •Машина Тьюринга
- •X1 qi y1 ᅣ x2 qj y2
- •X1 qi y1ᅡx2 qj y2
- •Вычисление функций на машине Тьюринга
- •Алгоритмически неразрешимые задачи
- •Примитивно рекурсивные функции
- •Частично рекурсивные функции
- •Характеристики сложности алгоритмов
- •Классы сложности и
Теорема дедукции
Дедукция– это процесс логического вывода, представляющий собой переход от посылок к заключениям, следствиям на основе применения правил логики. Основная теорема устанавливающая связь между импликацией и логическим выводом носит название теоремы дедукции. Ее суть состоит в следующем: если из посылокАвыводимо по правилам логики некоторое заключениеВ, то импликацияAB доказуема, т.е. выводима уже без всяких посылок (гипотез) из одних аксиом, которые являются логически истинными предложениями. Эта теорема имеет большое познавательное значение, поскольку в процессе дедукции позволяет вводить вспомогательные допущения (гипотезы), а затем освобождаться от них.
Теорема дедукции. Пусть Г – множество формул, А и В – формулы. Если Г, A├ L B, то Г├ L А→В и обратно.
Доказательство.Докажем эту теорему конструктивно, т.е. предложим алгоритм построения выводаГ├ L А→В из имеющегося выводаГ, A├ L B. ПустьE1, …, EnвыводВизГ, А,причемEn=В. Покажем индукцией поi (1≤i≤n), чтоГ├ L А→Ei..
10i=1Покажем, чтоГ├ L А→E1.Возможны три случая.
E1 –аксиома. Тогда следующий вывод доказывает необходимую выводимость.
1
E1
аксиома
2
E1 →(A→E1)
A1
3
A→E1
MP 1,2
E1 Г Тогда рассмотрим вывод
1
E1
гипотеза
2
E1 →(A→E1)
A1
3
A→E1
MP1,2
E1=А Тогда по правилу введения импликации имеемГ├ L Е1→E1 илиГ├ L А→E1
20Пусть теперьГ├ L А→Eiдля всехi<k . Покажем, чтоГ├ L А→Eк.Возможны четыре случая.
Eк –аксиома.
Eк Г
Eк=А
Eк получена по правилуmodusponensиз формулEi Ej, i,j<k иEj= Ei Ek
Для первых трех случаев доказательство аналогично случаю i=1. Для четвертого случая по индукционному предположению имеется выводГ├ L А→Eiдля всехi<kи выводГ├ L А→(Ei Ek)Достроим вывод.
-
n
(A (Ei Ek))((А→Ei)( А→Ek))
A2: B←Ei;C←Ek
n+1
(А→Ei)( А→Ek)
MP j,n
n+2
A→Ek
MP i,n+1
Таким образом, Г├ L А→Ekдля всехk.Приk=nполучаемГ├ L А→En илиГ├ L А→B.
В обратную стороны доказательство также конструктивное. Пусть имеется вывод Г├ L А→В, состоящий изnформул. Достроив его следующим образом, получим выводГ, A├ L B.
-
n
А→В
n+1
А
гипотеза
n+2
В
MPn,n+1
Следствие 1. Если A├ L B, то ├ L А→В и обратно.
Доказательство.Положим в теореме дедукции Г=.
Следствие 2.(Правило транзитивности) AB, BC ├ L А→C
Доказательство.
-
1
AB
гипотеза
2
BC
гипотеза
3
A
гипотеза
4
В
MP 3,1
5
С
MP 4,2
6
AB, BC, А ├ L C
1-5
7
AB, BC ├ L А→C
Теорема дедукции
Следствие 3.(Правило сечения) A(BC), В ├ L А→C
Доказательство.
-
1
A(BC)
гипотеза
2
A
гипотеза
3
BC
MP 2,1
4
В
гипотеза
5
С
MP 4,3
6
A(BC), В, А├ L C
1-5
7
A(BC), В├ L А→C
Теорема дедукции