Ш.И._Галиев_МЛ_и_ТА_2004
.pdf2)*4=?((.4=>Л)=>.4) является аксиомой, которая получается по схомс ЛI, ссли положить В~А=>А\
3)(.4=>(.4=*.4))=»(,to.4) явлгется непосредствен*™ следстаим из 1) и 2) по МР;
4)А^>1А^А) является аксиомой, полученной по схеме А\ при
В=А\
5)А=>А явтветса непосредственный следствием и» 3) и 4) по
МГ.
Таким образом, получили последовательное формул 1)--5),
да некоторых предыдущих формул 1)-4) по правилу М.Р, причем лоелвцки формула ость A=jA. Следовательно, формулы 1>-5> есть вывод формульЫ=>Л, которая и»в?_яется теоремойв L
|
Теорема 4.1 (теорема дедукции). Вели Г - княжество формул, |
А,3 - |
формулы и ГА |* В, то Г (• А=>В. В частности, еепн А В, |
то [А=>8 |
|
! |
Доказательство, Пусть Я|,&,...Д. есть выгод формулы В из |
гме В,=8. НндухциеЯ no i(l S ; £«) докажем, что 1' \-А=уВ,. |
Пусть 1=1. Покажем, что Г [■Л=>Я, Та» как В, является первой из формул в выводе В ш Г и {Aj, то имеем следующие впзиожноети:
В, еГ.
В,“А.
По схеме аксиомЛ1 формула #i=>(<4=? Si) ель аксиома Поэто му в первых авух случаях (когдаД аксиома или формула изГ) по МР получим
Г
Втретьем случае, т е. когда В\ совпадает с А (В'=Л), по лемме
4.1имеем
[А;>Ви
следовательно, Г \-AzsB,. Тем самым случай 1=1 исчерпан.
151
Допустим телерц'что Г \- А^>В, для любого к<1 Дне Д и четыре возможности:
В, - следствие по МР из некоторых 5, и Вт т е j<t, т<1 и В„ рмаетБИДЙ,=>Л,.
В первых треп мучих то, что Г j- A=>Б, доказывается также, как дли <“ 1. В последнем tnvqae применим индуктивное предположе ние, согласно которому
1)Г \-A=>Sj,
2) г [ Аы.в,=*в).
По схеме аксиомА2:
У) У(_А=ХЙ;=>В^1А=,В^(А^)-,
далее, применяя праеило UP, из 3) и2) получим: 4) r\(A*Bjy=*A=>S)i
сном по МР из 4) и 1) имеем:
Г 1-А=.ВГ
Таким образом, доказательство по индукции завершено и дня !~и получим требуемоеутверждение. Теорема доказан!.
Следстш4.1.А=>В,В=>с\А=£. I
Доказательство.
1)А ^В -гипотеза,
2)Я=>С-гипотеза,
4) В - поМР из 1) и3), 5)С - пом? из2) и4).
Таким образом, АтьВ. В»С, А [• С Отсюда по теореме дедук ции A=)B.B=iC \-А^>С. Что итрббоврлосьдоказать.
152
Отметим, что ко докодпиому следствию имеем;
й=>е,в=>с J-lfec.
Исключив импликацию, получим: AvB, I®'-'1 МуС,
дизъюнктов етеорииL
| |
Следствие 4.2. А^(В=>С),В |-/toC. |
| |
Докаигельегво.
1)A=>(B^tC] - гипотеза,
3)3=С-поМ Рш1)и2),
4)8 -гипотеза, 5)С~поМРю 3)и4).
Таким образом, A=s(B=$C),B^i [■С, тогда по теореме дедукции
А=>{В=ьС),В [-А=>С Что и требовалосьдоказать.
Л е м м а 4.2. Для любых формул А,В следующие формулы I
являются тгоремами в L: |
I |
а)ТЬ=Д; |
б)В=>Т1В: |
»)1л=»(.4=»Я); |
r)(lft*1.4)»(.4=>fl); |
д) (.4=.2))=.(1В=^Л)\ |
е)А=>(:Й=>1(А^Щ); |
ж)(Л;=?В)=>((1л=>£)=?5). |
|
Доказательство. а) [-Т1 В=>В:
1)(-1 Ё з 1! 3)=5((1Д=>18)=5) - является иксиомой, полученной по схемеЛЗ при,4=1В.
2)13=>1В имметея теоремой в силулеммы4.1, го. эта формула выводима к прижелании можно выписать весь вывидэгой формулы,
3) (15=.П6)=5 -40 следствию U из 1)и 2),
!53
4) "Г! BzsO ¢=11 В) - «мястся аксиомой, полученной но схеме А]. когда вместо ,4 иВ взятыформулы ;S н 1S соответственно,
5) Т] 3=>S- последствию4.) из4) и3). Угиарадениеа)доказано;
5)|-В=>ПВ;
1)(111 В=>1В)=>((ТЛв=>В)=.Т1аявляется аксиомой, получюкоП аоЛЬ, когдашестой я В взятыформулыВ к 71Всоответственно,
2)ТЛ.В=>1В-теоремасогласно а.),
3)(111 В=.Й)=.Ц8-г.оМ Р ю I) и2),
4)В=>(1Т В=>В) - аксиома, пшучекна* по схеме Л\, ког вместоЛ и В взяты форчулыВ и"Пв соответственно,
5)Sr»Tl£ - согласно следствию 4.1 из4)иЗ).
Утверждение б)доказано;
1)1.4 -гипотеза,
3)А=>(1В=>А)- схемааксиомА1,
4)1Л=>(1C=vn А)-схема аксиомА\,
5)1 Вп>А- no МР из2) и 3),
6)]В=>1л - по МР из 1)и2),
7)(19^1 ,4)=.((1 В=>А)=.а)~«ема аксиомА \
8)(13=>A)=>B - па!А1' ка 6) и 7),
9 )В - по МР из 5) и 8).
ИтаК; в силу 1) - 9)1 А, А В. Тогца по теореме дедукции ЛА \-A—jB и. стовапотой же творемв, далучку что [• A ^fA sB y
Доказательство пп. г)-ж) оставляем читателю в качестве нетривиальны): упражнений.
§ 9. Два определения пепритнворечивостн
Напомним, что дедуктивная теория называется противоречивой.
15+
Ф(T-if’l, и непротиворечивой в противном случае ((Гс Ф) & (Т*Ф)). Будем считать это первым определением (не) противоречивости.
Второе опрмеленис (не) противоречивости. Дедукпшиштеория inumaetci противоречивой, если существует формула А такпя, что в этой -теории выводимо А и выводимо i А; если такой формулы не существует, то теория называется непротиворечивой.
I Теорема 4.2. Л;is теорий, содержащих исчисление высказывгВнгзй, приведенные определения (кс) противоречивости эхеива-тентны.
Доказательство. Покажем, что из второго определенна следует
к |
(4-5) |
f\A. (4.б>
\-У=>(А=>В). (4.7)
И5(4.6) и (4.7) no AJ? получаем
|-А=рВ, |
(4 8) |
а из (4.8) и (4.5) снова по МР Hweov: |- В. Пос.хлнее к озндчлет, что доказуема любая формула В, т.е. множество теоргм совпадает с иножество формул.
Если примем первое определение, то в противоречивой теории доказуема любая формула, т. е. для любой формулыА получим, чтоА и 1А являются теоремами, следовательно, теория противоречива
§10. Производные (доказуемые) правила вывода
висчислении высказываний
Висчислении высказываний (теории L) имеется только одно ис
ходное правило вывода: modus ропепз (МР). При этом доказала тео рема дедукции: если G, А |-£, то G \-Аг>В. Последиге представляет тоже некоторое правило вывода, но уже производное (доказуемое) правило, nonywaroiuteca, если принять правило МР. Кроме этого про изводного правил» вывода, оказывается, есть и другие. Рассмотрим некоторые из них.
Пусть О- произвольное множество формул из L;A,B,C - произ вольные формулы из 1. Имеют ме:то следующие производные прави ла твода.
1.Пратйо перевертывания(контрвпозиции):
ОСЯuG J )-Я, то G?.B |- U
1)|-S -n o условию;
2)С |
пптеоремвдблукции; |
3)(.44,5)=5(1^ ^ ) -теорема согласи п. а) леммы 4.2; |
|
4)(Л»Я) |
|- (1я-э1л)- из 3)по |МР; |
5)G |
h1йгл 1 ^ - из 2) ч 4) по тоггьему свойству выводимости |
(см. § 6); |
|
6)G,lB.|-"ls-по определению вывода; |
|
7)С,1В |
|-1в=>Ъ-ш5Х |
8)1В»1.4,]В f^ -n o K P ; |
|
9) |
G,ЛВ [-1.^ - из 7)»8)потрепйму свойству выводимо |
Что итребовалось доказать. |
|
2. Правшаудаления& А&В\-А. |
Докюательство.
1)Л,В|* А - по опрЕлепению вывода,
2) |
A, ..41-1ft -га 1)поправилу перевертывания, |
1563) |
1А [■Л»1 В-no теореыгдедукции, |
4)1(4¾ ;В) (-Tlii - из 3) - по правилу псровсртшания;
5)TU г-5/4 - теорема согласно п. а) леммы4 2;
<5)ТиН-1135) по МР-
7>1<Яа1Л) [-Л -ю 4 )а6 ) пс третьему гвэйству высолимоем. Получили А&В \ Л, что итребовалось
3. Правило введения 8с:А,В |- А&В
1)JM = S1B |-1 В - по МР;
2)Л,Т1я|-1(.4=Л.З)- из 1)-по правилу пгреьертывания;
3)А,в\- |
А - гто определению вывода; |
4)А=*ПЯ- |
теорила согласии п. б)леммы 4.2; |
5)Sj-Tl5-m 4) no МР;
6)Л,.?|-71в-иэ 5); Т)А,В )- 1 (Л=>1 #) —из б) к 2) по третьему свойстъ> выводимо
сти. В результате получили А, В А&В, что и требовалось. Аналогич но доказывается, что А. В |-В&Л.
Также можно доказать следующие правила.
4.Правила введения v :
лу л * в .
B[AvB.
5. Правило доказательстваразборомслучаев если А [ С к В [ С, то Лу Вf С.
’К » » л у в , л у 1 в . ъ ^ л .
Иногда правило выяпда modus ponens мтисымют следующим
образом:
А,Л=>В
И^
157
• тоорвмадедукики: |
QA |-BG |
=ь; |
|
|
A ~ S |
у |
|
• гтрааилопсревортываниа; GA \-В'’Ъ.1й 1; |
|||
^ |
А&В „ |
A&S |
с |
• правилоу/шлення в : ------- &; |
— — |
S |
|
• правило введения &: |
|
|
S |
|
А |
А |
v |
» правила введения v: --—— v, |
- —-• |
■ правило доказательства разбором случаев:
• правило сведения к нелепости: А |- Я. A |-1fl 1 . 1.4
Отметим, что перечисленные протомимте правила выводи позволяют намного упростить выкладки в теории I Подчеркнем, что я принципе можно и не пользоваться этими производными правилами выводя, а пользоваться только правиломМ?. Однако при этом, может был, придется провонять более громоздкие выкладки. Например, ес ли при выяснении, теюрема или нет формула А, пользовались теоре мой дедукции, то при отказе от мой теоремы дедукции фшичсскн придется ее докалыватьдля этвго частного случая, Вдругих подобных случаях снова придетсяи доказывать.
§ II. Свойства исчислении высказываний
высказываний, как н любую формальную идиоматическую теорию, содержащую символ 1, будем считать непротиворечивой, если Яи Для
158
кгхоЯ формулы А не имеет места |-А и )-1А, те. неможет бил, что бы одяорременно были пыаддимыА и i А. Длз доказательстванепро тиворечивости исчисления высказываний (теории L] предварительно докажемтеорему.
Теорема 4.3. Всякая геореыатеории 1-естьтавтология.
Доказательство. Легко убедиться, например, с помощью таб лиц истинности, что каждая аксиома теории L есть тавтология. Из вестно, что если А п Ат^В тавтолопш, то и5 тааттжогия (см, теорему 1.1),т.е. правило modus ропет, примененное ктавтологиям, приводит к тавтолэгни. Й так кал всякуютеорему можно доказать применением ТОЛЬКО правша modus ропет к аксиоиач, го георема есть тавтология. Что и требовалось доказать.
4.4 Исчисление высхазывалий непротиворечиво, т.е, ;твует формулыЛ такой, чтобыА н~\А бьиш сетеоремами.
Доюзагелмгво. Согласно тоако что доказанной теореме 4.3, нуикдая тгоргуа теории Lлаляетсл тавтологией. СЬрииание тавтологии не являете* тавтологией. Следоаятельно, ни для какой формулы А невозможно, чтобы А и А былитеореками исчисления высказываний Заметим, что все остальные свойства теории I рассматриваем
после выяснения ее непротиворечивости.
Полное w'числен'м бысклямйнкий. При описании формальиьл аксиоматических систем отмечалось, что свойь-тво полноты характе ризует достаточноссъ теорем ?т^;й теории для некоторых целей. Ис числение высказываний будем считатьпо/мыл«широком смысле, к- л,1 в ней доказуема каждая формула, являющаяся ■тавтологией. Иначе можно сказать, что исчисление высказываний называется полной в широком смысле теорией, если множество теорем покрывает мно жество форму;:, являющихся тавтологиями.
Вводят, icpoue того, понятие полнота в узком смысле. Исчисле ние высказываний называемся полный аркой смысле, если присоеди нение к ее аксиомам какой-нибудь, не выводимой а ней формулы, приводит к противоречивойтеории. Полнотав ужом смысле означает, чтоаксиомытеории ужо нельзя пополнитьнезависимой аксиомой гак, чтобы получить непротиворечивую теорию. Иначе иодано сказать, что множество теорем Ттакой теории еще не покрывает всего множества формул Ф (теория непротиворечива), яо всякие попытки расширить множество Т приводят к тому, что Т покрывает все Ф, т.е. теория ста новится противоречивой.
Покажем, иго исчисление висказиианий полно в широком смысле. Докажем сначала вспомогательную лемму.
JI s м м а 4.3. Пусть А есть формула, n 6,,¾.....¾ - пропози циональные буквы, вхоеяшне в А, и пусть задано некоторое распреде ление истинностных значений для В1.Д1 .,¾. Пустьтогда В', ость В,, чели Э, принимает значениеИ, и 1в„ млн В, принимает значение Л, и пусть, наконец, А' есть А, если при этом распределении А при-
Дикязательство. Будем считать, что формула А записана без сокращений, т.е. без использования символов &, v, =. Доказательство проведем индукцией по числу (и) вхождений вА примитивных связок
вели и—0, то А представляет собой просто пропозициональную букву В\ и утверждение леммы сводится к очевидным угвчряданиим'
Допустимтеперь, чтолемма верна прилюбом/<4.
Случай 1 .А имеет видотрицания 1В. Число вхождений прими тивных связок вВ, очевидно, меньше п.
160