Структура исчисления предикатов - построение логического вывода
мы не включаем пропозициональные переменные, никакая формула логики
высказываний не является формулой логики предикатов. Однако из любого закона
логики высказываний получается закон логики предикатов при подстановке вместо
пропозициональных переменных любых формул логики предикатов (при замене каждого
вхождения какой-нибудь пропозициональной переменной одной и той же формулой
логики предикатов; хотя не исключается при этом замена разных пропозициональных
переменных одной и той же формулой логики предикатов).
Так же, как и в логике высказываний, здесь введением
указанных понятий — законов логики предикатов и логического следования — в
сочетании с определениями логических констант задается бесконечное множество
случаев отношения логического следования и бесконечное множество законов
логики. Однако в отличие от логики высказываний мы не имеем теперь общих
процедур для решения вопросов о том, имеет ли место отношение логического
следования между множеством формул Г и формулой В (или между двумя
формулами А и В) и является ли некоторая формула А законом логики. Эта
специфика логики предикатов характеризуется как неразрешимость этой теории
относительно универсальной общезначимости формул. Эта ограниченность наших
возможностей здесь является платой за отказ от принимаемых в логике
высказываний абстракций относительно структур некоторых высказываний.
Как и в логике высказываний, мы имеем здесь связь
между отношением следования и законами логики. Она позволяет сводить вопрос о
наличии или отсутствии отношения следования для конечных множеств формул к
вопросу о том, является ли некоторая формула универсально общезначимой. Имеется
в виду связь
А1, .... Аn ⊨
В е. т. е. ⊨ (А1 ⊃ (А2⊃ (А2 ⊃ ... (Аn⊃ В) ...));
последняя же, как мы видели раньше, равносильна ⊨ ((А1 &А2 & ... &An) ⊃ В) — при любой расстановке скобок в
конъюнкции согласно правилам построения формул.
В связи с отмеченной неразрешимостью логики предикатов
особое значение приобретает здесь формализация понятий следования и закона
логики посредством построения логических исчислений. Именно исчисление дает
возможность во многих случаях синтаксическим образом решать вопрос, является ли
некоторая формула законом, или соответственно есть ли некоторое отношение
следования, когда мы не можем решить этот вопрос посредством семантического
анализа. Для логики высказываний исчисление высказываний, вообще говоря, не
является необходимым. Оно скорее нужно как часть логического исчисления для
формул ЯЛП.
Исчисление предикатов
В основе исчисления предикатов лежит язык логики
предикатов. В остальном оно является расширением исчисления высказываний.
Аксиоматическую систему исчисления предикатов мы
получим, добавив к перечисленным выше схемам аксиоматического исчисления
высказываний (имея в виду, конечно, переход к языку логики предикатов)
следующие четыре схемы и одно правило:
1. ∀x A(x) ⊃ A(t) — схема ∀и .
2. A(t) ⊃∃х А(х) —
схема ∃в.
3. ∀x (В ⊃ С(х)) ⊃
(В ⊃∀x С(х)) схема
введения ∀
в консеквент .
4. ∀x (С(х) ⊃ В) ⊃ (∃x⊃C(x) ⊃ В) — схема
введения ∃ в антецедент.
A(t) — результат правильной подстановки терма ( вместо х
в А(х); В — не содержит х свободно.
Правило ∀в
(правило введения квантора общности, иное
A(t) название: правило обобщения): —— (из А непосредственно
выводимо∀x A).
Формально мы сохраняем прежнее определение вывода и
доказательства (ясно, что, по существу, изменение состоит в том, что теперь
могут использоваться новые аксиомы и новое правило), однако, если мы хотим,
чтобы отношение формальной выводимости было аналогом семантического понятия
следования, необходимо ограничить применение ∀в : оно может применяться к некоторой формуле А(х) для обобщения
лишь по таким переменным х, которые не содержатся свободно в допущениях,
от которых зависит эта формула. Чтобы смысл этого ограничения был ясным, мы
должны определить понятие зависимости некоторой формулы вывода от допущений
(гипотез). Везде в дальнейшем будем иметь в виду выводы с анализом (то есть
обоснованием каждого его шага ссылками либо на принадлежность формулы этого
шага к множеству взятых гипотез или аксиом системы, либо на формулы, из которых
она получатся, и используемые при этом правила).
Формула В данного вывода зависит от некоторого
допущения А, если и только если: а) она есть само допущение А;
б) получается из некоторых формул по правилам системы
(из С⊃В и С по m. р. или из С по ∀в),
какая-нибудь из которых зависит от А. Более простым образом понятие зависимости
разъясняется в описываемой далее системе натурального вывода, значительно проще
осуществляются там сами выводы и доказательства.
Натуральная
система исчисления предикатов
Постулатами системы (исходными правилами) являются все
правила натуральной системы исчисления высказываний и правила для кванторов.
Правила вывода для выражений с кванторами:
| при условии, что никакое допущение из Г не содержит x свободно; |
∀в :
∀и :
|
|
Результат правильной подстановки терма t вместо x в A(x); |
∃в :
|
|
Здесь ∃x A(x) – имеющееся в выводе допущение, а В и никакое
допущение из Г не содержат x свободно. |
∃и :
Понятие вывода и доказательства остаются формально
теми же, которые были сформулированы в исчислении высказываний, разница лишь в
том, что при ссылке на правила вывода теперь имеются в виду и вновь введенные
правила для выражений с кванторами. К числу указанных в предыдущем параграфе
эвристических принципов введения допущений может быть добавлен еще один.
Если в выводе получена формула ∃х А(х} и
нужно вывести В, не выводимую непосредственно из имеющихся формул,
вводим допущение А(х), применяя способ рассуждения согласно ∃и.
Рассмотрим несколько примеров выводов.
Схема
доказательства формул вида: ¬∃x A(x) ⊃∀x¬A(x):
+ 1. ¬∃x A(x) [1].
+ 2. A(x) [2].
3. ∃x A(x) [2] – из 2, ∃в.
4. ¬ A(x) [1] – из 1,3, ¬в.
5. ∀x¬A(x) [1] – из 4, ∀в.
6. ¬∃x A(x) ⊃∀x¬A(x) [ - ] – из 5, ⊃в.
Схемы доказательств рассмотренных в аксиоматической
системе аксиом «введения ∀ в консеквент» и «введения ∃ в антецедент»:
Предполагается, что А не содержит х свободно.
+ 1. ∀x (A ⊃ B(x)) [1].
+ 2. А [2].
3. A ⊃ В(х) [1] —из 1, ∀и.
4. В(х) [1, 2] —из3 и 2, ⊃и.
5. ∀x B(x) [1, 2]
—из 4, ∀в.
6. A⊃∀x
B(x) [1] —из5, ⊃в.
7. ∀x (A ⊃ B(x)) ⊃ (A ⊃∀x B(x)) [ - ] —из
6, ⊃в.
+ 1. A ⊃
(В(х) ⊃
A) [1].
+ 2. ∃x B(x) [2].
+ 3. В(х) [З].
4. В(х) ⊃ A [1]—из 1, ∀и.
5. А [1, 3] — из 3, 4, ⊃в.
6. A [1, 2]— из 5, ∃и.
7. ∃x B(x) ⊃ А [1]—из 6, ⊃в.
8. ∃x (B(x) ⊃ А) ⊃ (∃x B(x) ⊃ А) — из 7,
⊃в.
Сформулированное здесь исчисление, как и приведенная
выше аксиоматическая система исчисления предикатов, представляет собой
адекватную формализацию понятий логического следования и закона логики. Это
значит, что для них справедливы теоремы:
Г ⊨ B е. т. е. Г ⊢ B и ⊨ A е. т. е. ⊢ A.
В заключение параграфа в дополнение к ранее
сформулированным эквивалентностям языка логики высказываний приведем схемы
наиболее важных законов логики, относящихся к языку логики предикатов, которые
читатель может использовать также в качестве упражнений для выводов и
доказательств:
I. Взаимовыразимость кванторов:
1. ∀x A(x) ~ ¬∃x¬A(x). 2. ∃x A(x) ~ ¬∀x¬A(x).
II. Законы образования контрадикторной
противоположности:
1. ¬∀x A(x) ~ ∃x¬A(x). 2. ¬∃x A(x) ~ ∀x¬A(x).
III.
Законы
пронесения
кванторов:
1. ((∀x A(x) & ∀x B(x)) ~ ∀x(A(x) & B(x))).
2. ((∃x A(x) v ∃x B(x)) ~ ∃x (A(x) v B(x))).
3. (∃x (A(x) & B(x)) ⊃ (∃x A(x) & ∃x B(x))).
4. ((∀x A(x) v ∀x B(x)) ⊃ ∀x
(A(x) v B(x))).
5. (∀x (A
v B(x))
~ (A v ∀x
B(x))), если x не свободна в A.
6. (∃x (A
& B(x)) ~ (A & ∃x B(x))), если х не свободна в А.
7. (∀x A(x) ⊃ B(x)) ⊃ (∀x A(x) ⊃ ∀x
B(x))).
IV. Перестановка кванторов
1. ∀x ∀y
A(x, y) ~ ∀y∀x
A(x, y).
2. ∃x ∃y A(x, y) ~ ∃y ∃x A(x, y).
3. ∃x ∀y A(x, y) ⊃ ∀y ∃x A(x, y).
V. Исключение квантора общности и введение квантора
существования.
1. ∀x A(x) ⊃ A(t). 2. A(t) ⊃ ∃x A(x).
В обоих случаях А(t) есть результат правильной
подстановки терма t вместо х в А(х).
VI. Законы устранения вырожденных кванторов. 1. ∀x А ~ А. 2. ∃x А ~ А, где А не содержит х свободно.
VII. Связь кванторов ∀ и ∃.
∀x A(x) ⊃ ∃x A(x).
Ясно, что приведенные эквивалентности также могут быть
использованы в рассуждениях посредством эквивалентных преобразований.
Пример эквивалентных преобразований формулы
∀x (P(x) ⊃ ¬ Q(x)) ⊃ ¬ ∃x (P(x) & Q(x)).
с использованием некоторых из указанных в этом и
предыдущем параграфе схем эквивалентностей:
∀x (P(x) ⊃ ¬ Q(x)) ⊃ ¬ ∃x (P(x) & Q(x)) ≡
≡ ¬∀x (P(x) ⊃ ¬ Q(x)) v ¬ ∃x (P(x) & Q(x)) ≡
≡ ∃x ¬(P(x) ⊃ ¬ Q(x)) v ¬ ∃x (P(x) & Q(x)) ≡
≡ ∃x (P(x)
& ¬¬ Q(x)) v ¬ ∃x (P(x)
& Q(x)) ≡
≡ ∃x (P(x)
& Q(x)) v ¬ ∃x (P(x)
& Q(x)) ≡
≡ ∃x (P(x)
& Q(x)) v ∀x¬ (P(x) & Q(x)) ≡
≡ ∃x (P(x)
& Q(x)) v ∀x (¬P(x)
& ¬Q(x)).
Разработанный в современной
символической логике метод построения логических исчислений является важнейшим
ее результатом. Его теоретическая и практическая значимость состоит в том, что
благодаря ему возникает возможность доказательства любой формулы,
представляющей закон логики, из бесконечного множества таких формул, а также
осуществлять соответствующий вывод для любого случая — опять-таки из
бесконечного множества случаев от ношения логического следования. В основе
логических исчислений, как мы видели, лежат специальные логические языки.
Наряду с рассмотренными выше возможностями использования этих языков для
решения многих логических вопросов, и в первую очередь для точного определения
основных понятий логики (логическое следование и закон логики), следует
заметить, что в этих языках имеются, по существу, точные понятия логической
формы и логического содержания мыслей, которые мы используем в дальнейшем.
Список литературы
1. Е. К. Войшвилло, М. Г.
Дегтярев Логика, Москва, 2001.
2. А.А. Марков, Н. М.
Нагорный Теория алгорифмов, Москва,
1984.