И.А. Пушкарев логика
.pdf31
Определение 3.2. (1) Множество Р булевых формул называется
совместным, если существует набор значений переменных, входящих в них,
при котором все формулы, входящие в Р, истинны.
(2) В противном случае множество Р называется несовместным.
Это – семантическое определение противоречивости(в формулы
семейства Р нельзя подставить что-то такое, что сделает их истинными одновременно, некоторая формула обязательно окажется ложной и будет
противоречить в этом смысле тем, которые случайно оказались истинными;
формулы семейства Р, тем |
самым, противоречат друг другу). Заметим, что |
|||||
формула q |
является тавтологией тогда и |
только |
тогда, когда |
набор |
формул |
|
(состоящий |
из одной |
формулы, а что |
тут |
такого!? J) |
{Øq} |
является |
несовместным. Кроме того, несовместность множества формул можно записать коротко и элегантно: P > O , поскольку О – одна из формул, которые никогда не бывают истинными (то есть, если все формулы семействаР по какому-то недосмотру показались одновременно истинными, то и формулаО окажется истинной, а это невозможно).
(3) |
Формула q |
называется выполнимой, если соответствующая булева |
функция |
не есть |
тождественная .ложьЗаметим, что формула является |
тавтологией тогда и только тогда, когда её отрицание не является выполнимой формулой.
(4) Множество формул Р называется противоречивым, если существует формула q, такая, что P f q и P f Øq . Это – синтаксическое определение противоречивости. Как уже отмечалось, из противоречивого множества формул можно в три строчки вывести всё что угодно. Например, формулу О:
Øq ® (q ® O) (аксиома (А9));
q ® O (МР);
О (МР).
|
32 |
|
Верно |
и обратное: как только формулаО |
доказана, становится |
возможным |
доказать что угодно, в том числе |
и два противоположных |
утверждения (тривиально используя аксиому (А12)). Поэтому для констатации
противоречивости множества можно использовать запись P f O . Оказывается,
в исчислении высказываний семантическая противоречивость равносильна синтаксической.
Теорема 3.3. P > O Û P f O .
Доказательство непротиворечивости совместного множества совсем
просто: в противном случае на наборе аргументов, обращающем в истины все формулы множества Р, обязана была бы оказаться истинной и формула О, а это невозможно.
Доказательство обратного утверждения существенно сложнее. Пусть Р –
непротиворечивое множество формул. Требуется предъявить набор значений входящих в них переменных, на котором все формулы изР истинны. Иногда
соответствующее значение переменной очевидно. Если переменная x такова,
что P f x , то из предыдущего соображения ясно, что эта переменная в хорошем наборе должна быть истинна. Если же P f Øx , то эта переменная должна быть ложна. Осталось:
а) как-то определить значения остальных переменных;
б) после этого не забыть убедиться, что полученный набор действительно
является «хорошим»: отмеченные |
условия |
на |
значения |
переменных |
необходимы, но, возможно, не достаточны! |
|
|
|
Пункт а исполняется очень радикально J. За счёт увеличения множества
Р удаётся добиться того, чтобы вообще любая формула q обладала свойством:
либо P f q , либо P f Øq (хотя нам-то это свойство, повторимся, нужно только для формул, состоящих из одной-единственной переменнойJ). При этом
предлагается не скромничать, и если P f q , |
то немедленно |
добавлять формулу |
q в множествоР, что, конечно, не лишит |
его свойства |
непротиворечивости |
(почему?), и писать (если это удобно) q Î P . |
|
|
33
Определение 3.3. Множество формул называется полным, если для
любой формулы q либо q Î P , либо Øq Î P . |
|
|
||||
Очевидно, |
что |
для любого полного непротиворечивого |
множества |
|||
формул кандидат в«хорошие» наборы единственен (хотя и он теоретически |
||||||
может |
оказаться «нехорошим»). |
Соответственно, |
достаточно |
доказать |
||
следующее утверждение. |
|
|
|
|||
Лемма 3.4. Для |
любого |
непротиворечивого |
множества |
формулР |
||
существует непротиворечивое полное множество формул P¢, такое, что P Í P¢. |
||||||
Доказательство. Пусть формула q такова, что ни q, ни Øq не выводятся |
||||||
из Р. Покажем, |
что по крайней мере одно из двух множеств формулP È {q} |
или P È {Øq} непротиворечиво.
Пусть это не так: оба эти множества противоречивы. Тогда, согласно пункту б доказательства леммы 3.2., из противоречивости множества P È {q}
следует, что P f Øq , а из противоречивости P È {Øq} следует, что P f Ø(Øq),
то есть множество Р оказывается противоречивым (а это не так).
Соответственно, можно выбрать из двух формул ту, добавление которой
не делает множество |
противоречивым, |
добавить |
.еёВ случае, когда |
множество всех формул счётно, можно просто добавлять формулы по одной, и |
|||
в пределе получить искомое множество P¢. Значит, в этом случае лемму можно |
|||
считать доказанной. |
|
|
|
К сожалению, в |
дальнейшем определённо |
придётся рассматривать |
несчётные множества формул, поэтому лемму необходимо доказать и для них.
С этой целью придётся обратиться к широко известной лемме Цорна, которая в действительности является наиболее употребительной в алгебре равносильной переформулировкой аксиомы выбора. Коротко говоря, это замечательное утверждение состоит в следующем.
Определение 3.4. Частично-упорядоченное множество (T ,£) называется индуктивным, если в нём любое линейно-упорядоченное подмножество(цепь)
имеет верхнюю грань.
|
|
34 |
|
|
Аксиома (лемма Цорна). |
В индуктивном |
частично-упорядоченном |
||
множестве обязательно есть максимальный элемент. |
|
|||
Замечание. |
В рассматриваемом |
случае(как |
и во многих других) |
|
множество Т есть |
множество(не |
всех) |
подмножеств |
некоторого множества. |
Конкретно, в нашем случае Т есть множество непротиворечивых подмножеств множества L всех формул. Частичный порядок в данном случае(тоже – стандартно) есть просто отношение Í «являться подмножеством», а в качестве
верхней грани цепи {Ui }iÎI |
, где Ui ÍU j |
при i £ j в I, |
берётся |
объединение |
|||
UUi . Соответственно, проверка |
индуктивности множества Т |
есть, попросту, |
|||||
iÎI |
|
|
|
|
|
|
|
проверка того, что |
если |
уж{Ui }iÎI Í T , |
то и UUi ÎT . |
Простыми словами: |
|||
|
|
|
|
iÎI |
|
|
|
объединение |
цепочки |
непротиворечивых |
множеств |
само |
|||
непротиворечивое множество. Искомый же «максимальный элемент» окажется, |
|||||||
как ни удивительно, тем самым полным непротиворечивым множеством. |
|
||||||
Итак, пусть цепь {Ui }iÎI состоит из непротиворечивых множеств формул, |
|||||||
но объединение |
всех |
её |
элементов оказалось |
противоречивым, то есть |
|||
оказалось, что UUi |
f О . Выпишем соответствующий вывод. В него, возможно, |
||||||
iÎI |
|
|
|
|
|
|
|
входят и посылки. Вывод – конечное множество формул, поэтому и множество |
|||||||
использованных |
посылок |
тоже |
конечно. Н мером |
посылки |
назовём |
наименьший среди номеров множествUi , в которые эта посылка входит.
Отметим среди элементов линейно-упорядоченного множестваI номера всех использованных посылок. Множество отмеченных элементов конечно, поэтому
найдётся максимальный отмеченный элементI, обозначим его k. Поскольку
– цепь, то все использованные посылки суть элементыU k . Отсюда
следует, что U k f О , то есть множество U k противоречиво, а это не так.
Итак, множество непротиворечивых |
множеств |
формул |
индуктивно. |
Значит в нём есть максимальный элементU ¢ . |
Если множество U ¢ неполно, то |
||
найдётся формула s, такая, что ни она, ни её |
отрицание |
изU ¢ не |
выводятся. |
35
Оба множества U ¢ È {s} и U ¢ È {Øs} больше, чем само U ¢ , поэтому они не входят в Т, то есть – противоречивы. Но это невозможно, как было показано в начале обсуждения.
QED
Итак, показано, что любое непротиворечивое множество формулР
содержится в некотором непротиворечивом полном множествеР¢, то есть в
таком, что для любой формулыq либо самаq, либо Øq содержится вР. В
частности, этим свойством обладает любая формулаx, состоящая из одной
переменной. Тем самым набор значений переменныхn , который может
оказаться «хорошим», определён (необязательно однозначно: при добавлении
любой формулы q |
могло |
статься, |
что оба |
набора P È {q} и |
P È {Øq} |
непротиворечивы, но |
мы |
добавили |
что-то |
одно). Покажем, что |
он и есть |
«хороший». |
|
|
|
|
|
Лемма 3.5. Для любой формулы q равносильны условия:
(1)q(n )=1;
(2)P f q (или, равносильно, q Î P¢ ).
Доказательство снова проводится индукцией по множеству формул с
использованием |
выводимостей, приведённых |
в |
доказательстве |
леммы3.2. |
||||
Пусть, например, |
q = r Ú s и для формул r и s утверждение уже доказано. Тогда |
|||||||
возможны четыре случая. |
|
|
|
|
|
|
|
|
Случай 1. |
r(n )= s(n )=1. |
Тогда и q(n )=1. |
С |
другой |
стороны, P¢ f r |
и |
||
P¢ f s . Отсюда, |
как обычно, |
P¢ f (r Ú s), |
и в |
этом случае |
для формулы |
q |
||
утверждение доказано. |
|
|
|
|
|
|
|
|
Случай 2. |
r(n )= s(n )= 0 . Тогда и |
q(n )= 0 . |
С другой стороны, это |
|||||
означает, что P¢ f Ør и P¢ f Øs , то есть Ør, Øs Î P¢, отсюда P¢ f Ø(r Ú s). |
|
|||||||
Остальные |
два случая и все случаи, касающиеся других |
логических |
||||||
связок, рассматриваются как случай 1 (почему?). |
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
QED |
36
В частности доказано, что "q Î P q(n )=1, то есть набор ν действительно
«хороший».
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
QED |
|
Как |
из |
теоремы3.3. |
следует |
теорема |
|
о |
полноте |
исчисления |
||||
высказываний? |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Пусть P > q . Тогда, |
очевидно, |
P, Øq > O , |
поскольку |
все |
наборы |
|||||||
аргументов, на которых истинны формулы, входящие |
в Р, |
обращают |
q |
в |
||||||||
истину, и, |
соответственно, Øq – в ложь. Следовательно P, Øq f O , |
откуда, |
по |
|||||||||
лемме о |
дедукции, |
получаем |
P f (Øq ® O). Вместе |
с |
аксиомой Øq ® ØO и |
|||||||
вариантом |
аксиомы (А10) |
(Øq ® O)® ((Øq ® ØO)® Ø(Øq)) |
|
это |
позволяет |
|||||||
вывести |
Ø(Øq). |
Осталось |
|
воспользоваться |
стандартной |
|
выводимостью |
Ø(Øq)f q .
QED
В качестве бонуса к этому доказательству(недоступного исходя из
первого доказательства) можно указать следующий простой, но крайне важный результат.
Теорема 3.6. (Теорема о компактности для исчисления высказываний)
Пусть P – множество формул, всякое конечное подмножество которого совместно. Тогда и само множество Р совместно.
Доказательство. Пусть Р несовместно. Тогда Р противоречиво. Тогда из множества Р можно вывести формулуО. Обозначим символом P0 множество всех посылок, входящих в этот вывод. Тогда P0 f О , т.е. P0 противоречиво,
следовательно – несовместно. Противоречие.
QED
Замечание. Основная идея доказательства состоит в , томчто для выводимости и непротиворечивости теорема компактности тривиальна. И если уж непротиворечивость равносильна совместности, то…
37
3. Общая картина
Что означает теорема о полноте исчисления высказываний? На данный
момент рассмотрены две теории: семантическая – состоящая из всевозможных тавтологий, и синтаксическая – состоящая из теорем исчисления высказываний.
Теорема о полноте утверждает, что они совпадают, то есть в данном случае мир познаваем J. В тех случаях, когда к семантической теории удаётся подобрать
синтаксического «близнеца», говорят, что эта теория аксиоматизируема. Итак:
пропозициональная теория аксиоматизируема.
Не будем забывать также, что в действительности была доказана более
сильная теорема P > q Û P f q , из |
которой |
следует весьма важная теорема о |
|
компактности, которую, в |
свою |
очередь, можно |
спекулятивно |
переформулировать так: познаваемый мир |
не может быть«слишком сложно |
устроен», у него должны быть сравнительно простые взаимоотношения с бесконечностью. Впрочем, применительно к пропозициональной логике этот тезис выглядит странным и преждевременным, ведь соответствующая теория
разрешима, |
то |
есть |
рассматриваемый |
, мирможно |
сказать, |
прост |
до |
|||
тривиальности. |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Оставим в стороне философский аспект и посмотрим на контекст более |
||||||||||
практично. Предположим, что |
рассматривается |
некоторая |
семантически |
|||||||
заданная теория. Теоретически есть два способа превратить её из«идеального |
||||||||||
объекта» в |
нечто осязаемое(то |
есть – по |
данной |
формуле |
определить, |
|||||
принадлежит ли она рассматриваемой теории). |
|
|
|
|
|
|
||||
Во-первых, |
она |
может |
оказаться |
разрешимой. В |
этом |
случае |
||||
(теоретически!) |
вопрос |
о принадлежности |
ей |
любой |
формулы |
решается |
однозначно и за конечное время, поэтому можно сказать, что мы знаем в этой теории всё. Лучшего, кажется, и желать не стоит J. В действительности (ложка дёгтя в бочке мёда) упомянутое «конечное время» может оказаться слишком велико, чтобы практически пользоваться разрешающим алгоритмом.
Во-вторых, она может оказаться аксиоматизируемой. В этом случае,
рассматриваемую формулу можно попробовать доказать(без гарантии успеха),
38
вооружившись знанием того, что искомое доказательство существует. Эта
способ со |
стороны |
кажется«менее |
надёжным», однако |
(по странной |
случайности |
J) обычно |
проще придумать доказательство формулы, чем |
||
дождаться |
окончания |
работы над |
ней разрешающей |
процедуры. Именно |
поэтому, например, элементарная геометрия (которая, вообще-то разрешима)
практически всегда рассматривается как аксиоматизируемая(точнее –
аксиоматизированная!) теория.
Ну и остаётся вопрос: а бывает ли так, чтобы теория была недоступна обработке обоими этими инструментами? Это – тот самый, вопрос который
(неожиданно, разочаровывающее и одновременно – стимулирующее к новым интеллектуальным подвигам J) решается отрицательно теоремой Гёделя о неполноте арифметики.
39
§4. Исчисление секвенций
1. Мотивировка
Если внимательно присмотреться, то рассмотрения §2 наводят на мысль о
небольшом противоречии, присущем исчислению высказываний.
Доказательства строятся с начала, от аксиом. Это неудивительно: естественное правило вывода modus ponens – однонаправлено и необратимо. Тем не менее, с
практической точки зрения это неудобно. Доказательство приходится строить
буквально «вслепую», штамповать теоремы одну за другой в надежде, что
«кривая» выведет куда надо. Впрочем, иная картина заставила бы усомниться в адекватности рассматриваемой модели мыслительной деятельности J.
При этом очевидно, что строить доказательства удобнеес конца,
постепенно упрощая доказываемую теорему. Практически это и случилось в первом доказательстве.
Более последовательно эта точка зрения реализована в так называемом
исчислении секвенций. Говорят, что исчисление секвенций– исчисление
генценовского типа (от фамилии Герхарда Генцена, который начал их изучать),
в отличие от исчисления высказываний, которое относят к исчислениям гильбертовского типа (от фамилии более известного парня J).
Один из естественных способов поиска доказательства– проверка
обсуждаемой теоремы на состоятельность, Иначе – поиск контрпримера.
Предположим, дана формула q. Как построить контрпример к ней? Для начала следует проанализировать её структуру. Предположим, что формула имеет вид
q = (r Ù s). |
Тогда следует |
поискать |
набор |
значений |
переменных, который |
делает обе |
формулыr и s |
ложными. |
Заметим, |
что эти |
две задачи проще |
исходной. Это правило можно оформить в виде дроби
встречалась в курсе. В исчислении секвенций эта вывода.
P f r; P f s , которая уже
P f (r Ù s)
дробь– одно из правил
40
4. Аксиомы и правила вывода исчисления секвенций
Определение 4.1. (1) Секвенцией называется выражение вида P a Q , где
Р и Q – два множества формул.
Замечание. Секвенцию можно понимать как задачу поиска наборов значений переменных, обращающих в истину формулы, входящие в Р, и в ложь
– входящие в Q. Такой набор будем называтьконтрпримером, поэтому секвенция – ещё один странный аналог импликации: контрпример к секвенции есть одновременно контрпример к импликацииLр ®Vq , где слева стоит конъюнкция всех формул, входящих в Р, а справа – дизъюнкция всех формул,
входящих в Q.
Соответственно, задача поиска контрпримеров к формулеq – секвенция
a q .
(2) Правилами вывода исчисления секвенций называются следующие
восемь правил: |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
(С+) |
P a r, Q ; P a s, Q |
, |
(I+) |
|
|
P, r a Q, s |
, |
|
||||||
P a (r Ù s), Q |
P a (r ® s), Q |
|
||||||||||||
(С–) |
|
P, r, s a Q |
, |
|
(I–) |
|
P a Q, r; P, s a Q |
, |
||||||
|
P, (r Ù s)a Q |
|
|
|
|
|
P, (r ® s)a Q |
|||||||
(D+) |
P a r, s, Q |
|
|
(N+) |
|
|
P, r a Q |
|
|
|||||
|
, |
|
|
|
|
|
, |
|
|
|||||
P a (r Ú s), Q |
|
P a Ør, Q |
|
|
||||||||||
(D–) |
P, r a Q ; P, s a Q |
, |
(N–) |
|
|
P a r, Q |
. |
|
|
|||||
P, (r Ú s)a Q |
|
|
|
|
||||||||||
|
|
|
|
|
|
|
P, Ør a Q |
|
|
Замечание. Предположим, что мы ищем контрпример к секвенции вида
P, (r ® s)a Q . Один |
из |
вариантов– поискать |
наборы, |
на |
которых ложна |
|||||
формула r ® s . Это в точности те наборы, |
на которых истинна r и ложна s, то |
|||||||||
есть – |
контрпримеры |
к |
секвенциям P a Q, r |
и P, s a Q |
(одновременно!). |
|||||
Отсюда |
правило |
P a Q, r; P, s a Q |
. |
Остальные |
правила |
получаются |
||||
|
||||||||||
|
|
|
P, (r ® s)a Q |
|
|
|
|
|
аналогично.