Добавил:
Upload Опубликованный материал нарушает ваши авторские права? Сообщите нам.
Вуз: Предмет: Файл:

И.А. Пушкарев логика

.pdf
Скачиваний:
32
Добавлен:
10.05.2015
Размер:
729.77 Кб
Скачать

 

 

11

 

 

 

 

Пример.

Формулу CDxyCNxz

можно

воспринимать

как

результат

применения

бинарной

операцииС

к

формуламDxy

и

CNxz :

CDxyCNxz = С(Dxy, CNxz ).

(4) Эта запись, являясь вариантом так называемой«польской записи»,

позволяет избежать появления скобок.

 

 

Теорема 1.1. Язык L существует и единственен.

 

Доказательство. Заметим, что

формальные

языки, обладающие

свойствами (1) – (4) существуют. Например, таковым является множество всех слов над рассматриваемым алфавитом, или – над любым бòльшим алфавитом.

Пусть X ¹ Æ – множество всех формальных языков, удовлетворяющих этим

свойствам (это опять не совсем«правильное» множество, но мы не будем обращать на это внимания).

Далее, заметим, что "Q Í X формальный язык IM , состоящий из тех

 

MÎQ

 

 

и только тех слов, которые входят во все языки множестваQ , также обладает

указанными свойствами.

Действительно, если, например,

u, v Î IM , то

это

 

 

MÎQ

 

означает, что "S ÎQ

u, v Î S , следовательно D uv Î S

"S ÎQ , так

что

D uv Î IM . Очевидно, что в случае остальных условий, которые необходимо

MÎQ

проверить, рассуждения абсолютно аналогичны. В частности, свойствами (1) –

(4) обладает формальный язык L = IM .

MÎX

Покажем, что этот язык обладает также и свойством (5). Пусть это не так,

то есть $F ÎX ,

 

что L Ë F . Тогда

L = IM = F Ç

æ

ö

такой,

çç

IM ÷÷ Í F .

 

 

 

MÎX

è MÎX , M ¹F ø

Полученное противоречие доказывает рассматриваемое утверждение.

Осталось

доказать

единственность

языкаL. Пусть

L¢

– другой

формальный язык, удовлетворяющий свойствам (1) – (5). Тогда он, в частности,

удовлетворяет свойствам (1) – (4), поэтому L Í L¢ (по свойству (5) языка L).

Симметричным образом, L¢ Í L , откуда L = L¢.

 

12

 

 

 

 

 

QED

Примеры. (1)

По какой причине формулой

является

выражение

DN zCCN x yD x z (то

есть (Øz )Ú (((Øx)Ù y)Ù (x Ú z)))? По

той, что она

имеет

вид DAB , где A = N z и B = CCN x yD x z являются формулами (свойство (4)).

Выражение А, в свою очередь является формулой потому, что имеет вид NR ,

где R = z является формулой в силу свойства(2). Тот факт, что выражение В тоже является формулой также следует из , тогочто свойства (3) и (4)

позволяют свести его к тому, что формулами являются x, y, и z.

(2) Почему формулой не является никакое выражение, содержащее некоторый символ, не входящий в V È {C, D, N , O, I}? Потому что существует

формальный язык, удовлетворяющий условиям (1) – (4) и не содержащий ни одного слова, в который входит этот «лишний» символ (например – множество

всех слов

над

алфавитомV È {C, D, N , O, I}). Поэтому пропозициональными

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

формулами

определённо не

 

 

3

 

2

 

, C(abcD * и PDF .

являются выражения 5xy

 

 

Отметим одну сравнительно тонкую и малозаметную

деталь: в первой «не-

формуле»

x

и

y

являются не

 

пропозициональными, а,

например,

действительными переменными, то есть они похожи на элементыV, но

таковыми не являются.

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

(3) Почему формулой не является выражение DN zCCN x yD x ? Потому

что

множество

всех

слов

над

алфавитомV È {C, D, N , O, I}, из

которого

исключили единственное слово D x удовлетворяет условиям (1) – (4), значит

D x

не является

формулой. Аналогично,

формулой не

является

выражение

CCN x yD x (из множества всех слов в этом случае следует исключить два:

D x

и

CCN x yD x ).

И

уже

по

этой

причине

 

 

формулой

не

является

рассматриваемое выражение DN zCCN x yD x .

 

 

 

 

 

13

 

 

4. Пропозициональная теория

 

 

В третьих, определим некоторое

подмножествоТ языка L.

Для этого

необходимо вспомнить, что использованные буквы {C, D, N , O, I} – не только

символы, но и обозначения для

обычных булевых

операций(хотя и

нестандартные).

 

 

Определение 1.2. (1) Пусть u Î L . Слово u называется тавтологией, если булева функция, реализуемая соответствующей формулой, тождественно равна

1.

(2)Множество всех тавтологий обозначим буквой Т.

(3)Пара (L, T ), а также (менее точно) множество Т, называется

пропозициональной теорией.

 

 

 

 

 

 

 

Замечание. Описания, аналогичные

определению 1.2,

называются

семантическими, то есть – «основанными на смысле».

 

 

 

Повторимся.

Множество L

есть множество

формул, т.е.

осмысленных

выражений, а

множество Т

множество

теорем (теория), истинных

осмысленных утверждений. Основной вопрос, рассматриваемый в описанном

контексте, – вопрос принадлежности некоторого элемента языкаL языку Т, то

есть – об истинности некоторого осмысленного утверждения.

 

 

 

В данном случае этот вопрос

тривиально

решается

при помощ

составления таблицы истинности. Причина,

по

которой

можно

составить

таблицу истинности, проста, но

заслуживает того, чтобы её

сформулировали:

множество Ω является очень большим и сложно устроенным, но про его элементы нам требуется знать отнюдь не всё, достаточно только знать, истинно ли некоторое высказывание или оно ложно. Поэтому можно отождествить все истинные высказывания, равно как и все ложные, и вместо плохого множества

Ω рассмотреть хорошее и простое множество В = {0, 1}.

Следовательно, таблицу истинности сложного высказывания, зависящего

от n простых (кстати, не вполне ясно, что это такоеJ), можно составить

перебором всего лишь 2n

возможных наборов аргументов. На каждом наборе

аргументов

вычисление

проводится

непосредственно, притом – чисто

14

 

 

«грамматическими» средствами (далее мы

будем называть такие

вычисления

«синтаксическими»). Поэтому можно

сказать, что существует

алгоритм

проверки того, является ли слово u языка L также словом языка Т.

 

Пример. Покажем, что уже рассмотренная формула DN zCCN x yD x z не

есть тавтология. Рассмотрим набор значений переменныхx =1, y = 0 , z =1.

Проведём непосредственное вычисление:

D(N 1)CC(N 1)0(D11)= D0C(C00)1 = D0(C01)= D00 = 0 .

Формула не является тавтологией, так как на одном, по меньшей мере, наборе

 

аргументов принимает значение 0.

 

 

 

 

 

 

 

 

Естественно,

соответствующий

набор

аргументов

для

любой

рассматриваемой формулы, если он существует, не угадывается, а находится в

 

процессе полного перебора(который определённо закончится в некоторый

 

момент). Совершенно очевидно,

что

для

любой

осмысленной

формулы

соответствующие

вычисления

происходят

аналогично

и

не

«немогут

получиться». Как раз это и означает, что существует алгоритм проверки того,

 

является ли некоторая формула тавтологией.

 

 

 

 

 

 

В подобных случаях говорят, что теория Т разрешима. Итак, имеет место

 

теорема:

 

 

 

 

 

 

 

 

 

Теорема 1.2. Пропозициональная теория разрешима.

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

QED

 

Стоит отметить, что разрешима далеко не любая теория. Причиной

 

разрешимости конкретно пропозициональной теории является

её

крайняя

простота.

 

 

 

 

 

 

 

 

 

5. Общая картина

Какое место в общей картине занимают рассмотренные объекты? В

рассматриваемой модели они играют роль реального мира, в котором есть вещи мыслимые, но неизвестно, верные ли (язык L), а есть – «правда жизни» (язык

Т). Теории, заданные ссылкой на«объективную реальность», называются

15

семантическими. В следующем параграфе будет сформулировано понятие,

играющее в рассматриваемой модели роль мышления.

16

§2. Исчисление высказываний 1. Предварительное обсуждение

Простой алгоритм проверки принадлежности

пропозициональной теории, приведённый в §1, хорош не во всех отношениях.

Если вспомнить основную цель исследования– изучение человеческого мышления, то недостаток алгоритма становится понятен: люди думают не так.

Они используют умозаключения, а не полный перебор различных вариантов (он

«несолиден» и обычно нереален из-за высокой трудоёмкости). Формальный аналог умозаключения называетсяправилом вывода, а система, позволяющая

производить

последовательные выводы– исчислением.

При

этом

любое

умозаключение должно начинаться с какой-то посылки, значит,

должны быть

некоторые исходные посылки, принимаемые на веру, некритически, с которых

всё начинается – аксиомы.

 

 

 

 

Итак,

для задания

исчисления необходимо и

достаточно

задать его

аксиомы и правила вывода. При этом важно, чтобы относительно любой формулы можно было бы за конечное время определённо выяснить, является ли

она

аксиомой;

другими

словами – теория

А,

состоящая

из

аксиом

(аксиоматика),

должна

быть разрешимой.

Для

задания

необходимой

аксиоматики не то, чтобы потребуется, но – окажется очень удобна – ещё одна

логическая

связка – импликация. Она, конечно,

выражается через уже

имеющиеся:

(x Þ y)Û ((Ø x)Ú y). Соответственно,

полезно модифицировать

рассматриваемый алфавит, добавив к нему новый символJ, заменяющий буквосочетание DN: J uv Û (u Þ v)Û ((Øu)Ú v)Û DN uv .

2. Аксиоматика

Определение 2.1. Аксиомой исчисления высказываний называется любая формула, имеющая один из тринадцати видов:

(А1) JaJba ,

(А2) JJaJbcJJabJac ,

(А3) JCaba ,

17

(А4) JCabb ,

(А5) JaJbCab,

(А6) JaDab ,

(А7) JbDab ,

(А8) JJacJJbcJDabc ,

(А9) JNaJab,

(А10) JJabJJaNbNa ,

(А11) DaNa ,

(А12) JOa ,

(А13) JaI ,

где а, b, с – произвольные формулы.

Замечания. (1) Почему приведённая аксиоматика разрешима? Потому

что существует алгоритм(обычно

именуемый синтаксическим

анализом)

который

позволяет

проверить, имеет ли некоторое выражение один из

тринадцати приведённых выше видов(для начала посмотрим, начинается ли

слово

с буквыJ

или D,

затем

выделим фрагменты, соответствующие

аргументам этой булевой функции и т.д.).

 

(2)

Выражения

(А1) –

(А13)

обычно называют схемами

аксиом. Их

конечное число. Конкретные аксиомы получаются из схем заменой переменных

а, b, с на конкретные формулы, поэтому множество всех аксиомбесконечно.

Соответственно, и количество аксиом бесконечно. Важно также отметить, что

а, b, с – не пропозициональные переменные, они принимают значения не из множества высказываний, а из множестваформул. Такие переменные можно назвать формульными.

(3)От вхождения «лишнего» символа J можно избавиться, заменив все его вхождения «обратно» на DN. Например, аксиома (А8) превратится при этом

в«настоящую» формулу DNDNacDNDN bcDNDabc .

(4)С другой стороны, использование символа J упрощает аксиомы, но

ещё не делает их интуитивно понятными(что было бы крайне желательным)

L. В этом смысле определение2.1. представляет собой самый настоящий

 

 

18

 

 

 

 

«персидский

компромисс». Для

того

чтобы

радикально

повысить

их

интуитивную очевидность, можно

использовать любой естественный символ

 

импликации:

É , Þ или ®. Все они, так или иначе, используются в метаязыке,

 

так что его использование нарушит одно из используемых соглашений. Кроме

 

того, это исключит возможность использования свойств «польской записи», так что для установления порядка выполнения логических операций придётся использовать скобки (обычным образом). Тем не менее, сделаем это, используя символ ® и привычные символы для дизъюнкции, конъюнкции и отрицания.

Это превратит список схем аксиом (А1) – (А13) в следующий список:

(А1) a ® (b ® a),

(А2) (a ® (b ® c))® ((a ® b)® (a ® c)),

(А3) (a Ù b)® a ,

(А4) (a Ù b)® b ,

(А5) a ® (b ® (a Ù b)),

(А6) a ® (a Ú b),

(А7) b ® (a Ú b),

(А8) (a ® c)® ((b ® c)® ((a Ú b)® c)),

(А9) (Øa)® (a ® b),

(А10) (a ® b)® ((a ® (Øb))® (Øa)),

(А11) a Ú (Øa),

(А12) O ® a ,

(А13) a ® I .

В таком виде аксиомы действительно являются интуитивно очевидными

J.

(5) Список схем аксиом из определения2.1. не является единственно возможным для построения исчисления высказываний. Он даже не является минимальным! В действительности можно, основываясь на полном наборе булевых функций, состоящем из импликации и тождественного , нуля построить аксиоматику, основанную всего на трёх схемах аксиом.

19

Определение 2.1'. Аксиомой исчисления высказываний называется любая формула, имеющая один из трёх видов:

(В1) a ® (b ® a),

(В2) (a ® (b ® c))® ((a ® b)® (a ® c)),

(В3) ((а ® O)® O)® a .

При этом аксиомы вида(А3) – (А13) станут теоремами (что бы ни означало это слово).

3. Правило вывода

Закончив обсуждение аксиоматики, перейдём к правилам вывода. В

исчислении высказываний такое правило всего одно, но называется modus ponens. Его обычно записывают в форме

(МР) a, a ® b . b

Фактически оно является тернарным отношением на множестве формул,

но эту формальность можно отдельно не обсуждать, поместив её «внутри» определений формального вывода и теоремы.

4. Доказательство. Теорема

 

Определение

2.2. (1)

Последовательность

формул d1, d2 , ..., dn

называется доказательством,

или, точнее – доказательством формулы dn ,

если "i Î[1, 2, ..., n]

формула di

есть либо аксиома, либо формула q, такая, что

$j, k Î[1, ..., (i -1)] такие, что d j = p , dk = (p ® q) (это

и есть использование

правила (МР)).

(2) Формула, имеющая доказательство, называется теоремой исчисления высказываний.

20

Пример. Покажем, что для любой формулыp формула p ® p является теоремой. Её доказательством может, например, служить следующая последовательность:

 

 

æ

(p ® p)® p

ö

 

( d )

p ®

ç

÷

(частный случай аксиомы (А1));

1

 

ç

14243

÷

 

 

 

è

q

ø

 

 

 

 

æ

æ

(p ® p)® p

öö

 

æ

æ

 

ö

ö

 

( d

2

)

ç p ®

ç

÷÷

®

ç

ç p ® (p ® p)÷

® (p ® p)÷

(частный

 

 

ç

ç

14243

÷÷

 

ç

ç

14243

÷

÷

 

 

 

 

ç

è

q

÷

 

ç

è

q

ø

÷

 

 

 

 

è

øø

 

è

ø

 

случай аксиомы (А2));

 

 

( d3 )

(p ® (p ® p))® (p ® p) (следует из d1 , d2 и правила (МР));

( d

 

)

æ

æ

öö

(частный случай аксиомы (А1));

4

ç p ® ç p ® p ÷÷

 

 

ç

ç{

÷÷

 

 

 

 

è

è q

øø

 

( d5 )

p ® p (следует из d4 , d3 и правила (МР)).

Замечания. (1)

В

приведённом рассуждениир является формульной

переменной. Соответственно, выше написаны гораздо более содержательные вещи, чем просто формулы и доказательство, именно: схемы формул и схема

доказательства. Конкретное доказательство формулыq ® q для каждой

данной

формулы q получается,

если

подставить

её вместо

формульной

переменной р в указанную схему.

 

 

 

 

(2)

Теорема p ® p имеет

совсем

тривиальный

вид. Тем не

менее, её

доказательство отнюдь не просто придумать! К сожалению, это – характерная для рассматриваемого предмета трудность(вдохновляющая на некоторую мыслительную деятельность J).