Rachunek zda« - podej±cie formalne
Transkrypt
Rachunek zda« - podej±cie formalne
Logika i teoria mnogo±ci, konspekt wykªad 4 Rachunek zda« - podej±cie formalne Oznaczenia Niech P oznacza pewien zbiór którego elementami oznaczanymi literami p, q, r, . . . s¡ zmienne zdaniowe. Wprowadzamy dalej symbol faªszu ⊥ którego warto±ci¡ logiczn¡ dla dowolnego warto±ciowania jest 0. α, β, γ, . . . budujemy ∨ (alternatywa) i → (implikacja) Formuªy rachunku zda« oznaczane literami spójników logicznych ∧ Dla dowolnej formuªy (koniunkcja), α napis formuªy) zapisujemy skrótowo ze zmiennych zdaniowych, oraz symbolu faªszu. α →⊥ (który mo»e by¢ zarówno caª¡ formuª¡, jak i jako ¬α i interpretujemy jako zaprzeczenie formuªy α. cz¦±ci¡ innej Drzewo Def. 4.1 Drzewem nazywamy struktur¦ zbudowan¡ z punktów wierzchoªków i ª¡cz¡cych je linii kraw¦dzi tak, »e • z ka»dego wierzchoªka wychodzi co najmniej jedna kraw¦d¹, • mi¦dzy dwoma wierzchoªkami drzewa da si¦ przej±¢ po drzewie (t.j. dla ka»dej pary wierzchoªków drzewa istnieje ª¡cz¡ca je, nieprzerwana droga zªo»ona z kraw¦dzi i wierzchoªków drzewa) na dokªadnie jeden sposób (o ile nie przechodzimy tego samego fragmentu drogi w t¦ i z powrotem). Wierzchoªki, z których wychodzi tylko jedna kraw¦d¹, nazywamy wierzchoªkami zewn¦trznymi (lub li±¢mi). Wierzchoªki, z których wychodz¡ co najmniej dwie kraw¦dzie, to wierzchoªki wewn¦trzne. Cz¦sto wyró»niamy jeden z wierzchoªków (wewn¦trzny lub zewn¦trzny), nazywaj¡c go korzeniem. W ka»dym wierzchoªku mo»emy umie±ci¢ pewien napis (etykiet¦). Drzewo z etykietami w wierzchoªkach nazywamy drzewem etykietowanym. Systemy dowodzenia Systemy dowodzenia sªu»¡ formalnemu wyprowadzeniu wyra»e« postaci α jest formuª¡. Napis ∆ ⊢ α nazywamy sekwentem i czytamy hipotez ∆. (niekoniecznie sko«czonym) formuª za± α jest wyprowadzalna ze zbioru ∆ ⊢ α, gdzie ∆ jest zbiorem 1 Sytuacj¦ szczególn¡, w której zbiór oznacza¢ ∆ jest zbiorem pustym (nie zawiera »adnej formuªy) b¦dziemy ⊢ α. Ka»dy system dowodzenia zawiera dwa skªadniki: • pocz¡tkowy zbiór sekwentów nazywanych aksjomatami których nie dowodzimy, • zbiór reguª przeksztaªcania sekwentów w sekwenty, nazywanych reguªami dowodzenia. Precyzyjniej: reguªy dowodzenia opisuj¡ warunki (metody), przy pomocy których mo»emy otrzyma¢ nowy sekwent (zwany konkluzj¡) z otrzymanych wcze±niej sekwentów (zwanych przesªankami) Def. 4.2 Dowodem sekwentu ∆⊢α nazywamy sko«czone drzewo etykietowane sekwentami tak, »e • etykiet¡ korzenia jest dowodzony sekwent ∆ ⊢ α, • etykietami li±ci s¡ aksjomaty, • etykieta ka»dego z wierzchoªków wewn¦trznych uzyskiwana jest poprzez zastosowanie jednej z reguª dowodzenia do poprzedzaj¡cych go wierzchoªków (t.j. wierzchoªków s¡siednich, poª¡czonych z rozpatrywanym wierzchoªkiem kraw¦dzi¡, i le»¡cych dalej od korzenia). Hilbertowski system dowodzenia . Niech α, β, γ oznaczaj¡ dowolne formuªy, za± ∆ dowolny zbiór formuª. Aksjomatami Hilbertow- skiego systemu dowodzenia s¡ nast¦puj¡ce sekwenty: (A0) ∆, α ⊢ α, (A2) ∆ ⊢ α → (β → α), ( ) ( ) ∆ ⊢ α → (β → γ) → (α → β) → (α → γ) , (A3) ∆ ⊢ ¬¬α → α. (A1) W Hilbertowskim systemie dowodzenia wprowadza si¦ tylko jedn¡ reguª¦ dowodzenia, zwan¡ reguª¡ odrywania lub modus ponens (w skrócie MP): ∆ ⊢ α; ∆ ⊢ α → β ∆⊢β Lemat 4.1 W Hilbertowskim systemie dowodzenia istnieje dowód sekwentu 2 ⊢ p → p. Dowód Jako ∆ wybieramy zbiór pusty. Oznaczmy tak»e β = p → p, α = p, Dla formuª α, β, γ γ = p. jak powy»ej aksjomat (A1) przyjmuje posta¢ ( ) ∆ ⊢ p → (p → p) → p za± aksjomat (A2): ∆⊢ξ gdzie wprowadzili±my skrótowe oznacznie ( ) ( ) ξ = p → ((p → p) → p) → (p → (p → p)) → (p → p) . Zauwa»my tak»e, »e sekwent ∆ ⊢ p → (p → p) jest realizacj¡ aksjomatu (A1) dla α ≡ β ≡ p. U»ywaj¡c wprowadzonych oznacze« dostajemy drzewo dowodu w postaci: ( ) ∆ ⊢ p → (p → p) → p ; ∆⊢ξ (A1), (A2) ( ) ∆ ⊢ (p → (p → p)) → (p → p) ; ∆ ⊢ p → (p → p) (A1) ∆ ⊢ p → p. Symbole z prawej strony ka»dego z wierszy oznaczaj¡ aksjomaty, których realizacj¡ s¡ sekwenty podane w li±ciach. Pozioma kreska oznacza zastosowanie reguªy odrywania (reguªy MP). Tw. 4.2 (Twierdzenie o dedukcji) Dla dowolnego zbioru formuª Dowód ∆ oraz dowolnych formuª α, β, je±li ∆, α ⊢ β to ∆ ⊢ α → β. Aby uczyni¢ dowód bardziej przejrzysty zamienimy tymczasowo oznaczenia: zamiast b¦dziemy pisa¢ Γ, zamiast α ρ, zamiast β za± u»yjemy symbolu η. ∆ Symbolicznie tez¦ twierdzenia o dedukcji zapiszemy wi¦c jako Γ, ρ ⊢ η Γ⊢ρ→η Je±li ρ = η, to prawdziwo±¢ sekwentu Γ⊢ρ→ρ W dalszej cz¦±ci dowodu przyjmiemy, »e wynika z Lematu 4.1. ρ ̸= η. Dowód przeprowadzimy metod¡ indukcyjn¡ w liczbie kroków niezb¦dnych do wyprowadzenia sekwentu Γ, ρ ⊢ η, t.j. w liczbie zastosowa« w drzewie dowodu reguªy odrywania. 3 Jako pierwszy krok dowodu indukcyjnego przyjmijmy, »e wyprowadzenie sekwentu wymaga stosowana reguªy MP (czyli jego wyprowadzenie skªada si¦ z drzewo dowodu sekwentu Γ, ρ ⊢ η η nie kroków). To oznacza, »e skªada si¦ wyª¡cznie z jednego li±cia. Z denicji drzewa dowodo- wego li±cie etykietowane s¡ aksjomatami, sekwent sekwent aksjomatów. Oznacza to, »e 0 Γ, ρ ⊢ η Γ, ρ ⊢ η jest wi¦c realizacj¡ jednego z jest jednym z wyra»e« wyst¦puj¡cych po prawej stronie sekwentów w aksjomatach (A0) (A3). W aksjomatach (A1) (A3) zbiór matów (A1) (A3) (dla zbioru sekwent Γ⊢η ∆ jest dowolny. Je±li wi¦c sekwent Γ, ρ ⊢ η jest jednym z aksjo- ∆ b¦d¡cego sum¡ zbioru Γ i zbioru zªo»onego z formuªy ρ), to tak»e jest aksjomatem. Γ, ρ ⊢ η b¦dzie realizacj¡ aksjomatu (A0). Poniewa» ρ ̸= η, wi¦c formuªa η musi nale»e¢ do zbioru formuª Γ, mo»emy wi¦c zapisac Γ = ∆, η dla pewnego (by¢ mo»e pustego) zbioru ∆. Korzystaj¡c z aksjomatu (A0) mamy ∆, η ⊢ η, czyli Γ ⊢ η. Niech teraz Podsumowuj¡c ten etap dowodu: pokazali±my, »e je±li to tak»e Γ⊢η Γ, ρ ⊢ η jest realizacj¡ jednego z aksjomatów, jest realizacj¡ aksjomatu. Korzystaj¡c z aksjomatu Γ ⊢ η, realizacji aksjomatu (A1) w postaci Γ ⊢ η → (ρ → η) i reguªy odrywania mamy Γ ⊢ η; Γ ⊢ η → (ρ → η) Γ ⊢ ρ → η. Zako«czyli±my zerowy krok dowodu indukcyjnego. Przyjmijmy teraz, »e twierdzenie o dedukcji jest prawdziwe dla wszystkich sekwentów postaci ∆, α ⊢ β, których wyprowadzenie wymaga n−1 krotnego u»ycia reguªy MP i niech b¦dzie sekwentem, którego drzewo dowodowe zawiera n≥1 Γ, ρ ⊢ η u»y¢ reguªy MP. Jedynym sposobem wykazania w Hilbertowskim systemie dowodzenia poprawno±ci sekwentu η Γ, ρ ⊢ jest u»ycie reguªy MP do (wcze±niej wykazanych) sekwentów postaci Γ, ρ ⊢ λ i Γ, ρ ⊢ λ → η (λ jest tu pewn¡ formuª¡, któr¡ jawnie mogliby±my poda¢, gdyby±my jawnie podali postaci i η ), Γ, ρ zachodzi bowiem Γ, ρ ⊢ λ; Γ, ρ ⊢ λ → η Γ, ρ ⊢ η. Sekwenty Γ, ρ ⊢ λ i Γ, ρ ⊢ λ → η poprzedzaj¡ sekwent Γ, ρ ⊢ η w drzewie dowodu tego ostatniego, aby wi¦c do nich doj±¢ (aby je udowodni¢) musieli±my zastosowa¢ reguª¦ MP mniejsz¡ ilo±¢ razy ni» w dowodzie sekwentu najwy»ej n−1 Γ, ρ ⊢ η. Dowody sekwentów Γ, ρ ⊢ λ i Γ, ρ ⊢ λ → η zawieraj¡ wi¦c co kroków, na mocy wi¦c zaªo»enia indukcyjnego mo»emy wi¦c udowodni¢ sekwenty Γ⊢ρ→λ Γ ⊢ ρ → (λ → η). i 4 (∗) Niech teraz Sekwent ( ) ( ) ξ = ρ → (λ → η) → (ρ → λ) → (ρ → η) . Γ⊢ξ jest realizacj¡ aksjomatu (A2), mamy wi¦c (korzystaj¡c z Γ ⊢ Γ ⊢ ρ → (λ → η).; (∗)): Γ⊢ξ (∗), (A2) Γ ⊢ (ρ → λ) → (ρ → η); Γ⊢ρ→λ (∗) Γ ⊢ ρ → η. Powy»szy wynik i twierdzenie o indukcji matematycznej ko«czy dowód twierdzenia o dedukcji. Hilbertowski system dowodzenia opisuje sekwenty zawieraj¡ce jeden spójnik logiczny implikacj¦ (negacja formuªy α to skrótowy zapis formuªy α →⊥). Wygodnie jest go rozszerzy¢ na formuªy zawieraj¡ce tak»e koniunkcj¦ i alternatyw¦, co wymaga wprowadzenia dodatkowych aksjomatów, w istocie deniuj¡cych te spójniki: (A4) ∆ ⊢ (α ∧ β) → ¬(α → ¬β), (A5) ∆ ⊢ ¬(α → ¬β) → (α ∧ β), (A6) ∆ ⊢ (α ∨ β) → (¬α → β), (A7) ∆ ⊢ (¬α → β) → (α ∨ β). System dowodzenia oparty o aksjomaty (A0) (A7) i reguª¦ dowodzenia modus ponens nazywamy rozszerzonym Hilbetowskim systemem dowodzenia. System naturalnej dedukcji Tak jak i system Hilbetowski, system naturalnej dedukcji sªu»y wyprowadzaniu sekwentów postaci ∆ ⊢ α. O ile w systemie Hilbertowskim stosunkowo rozbudowanemu ukªadowi aksjomatów towa- rzyszyªa jedna reguªa dowodzenia, tak w systemie naturalnej dedukcji (ND) wprowadza si¦ tylko jeden aksjomat: ∆, α ⊢ α (A0) któremu bogaty zestaw reguª wnioskowania. Reguªy te poza reguª¡ dowodzenia przez sprzeczno±¢ (PS) mo»na uporz¡dkowa¢ w pary; pierwszy element ka»dej pary opisuje reguª¦ wprowadzenia, a drugi reguª¦ eliminacji kolejnego spójnika logicznego. Maj¡ one posta¢: (→ −intro) (∧ − intro) ∆, α ⊢ β ∆⊢α→β ∆ ⊢ α; ∆ ⊢ β ∆⊢α∧β (→ −elim) (∧ − elim) 5 ∆ ⊢ α → β; ∆ ⊢ α ∆⊢α∧β ∆⊢α ∆, α ⊢ β (∧ − elim) ∆⊢α∧β ∆⊢β (∨ − intro) ∆⊢α ∆⊢α∨β (∨ − intro) ∆⊢β ∆⊢α∨β (PS) (∨ − elim) ∆ ⊢ α ∨ β; ∆, α ⊢ γ; ∆, β ⊢ γ ∆⊢γ ∆, ¬α ⊢⊥ ∆⊢α Zauwa»my, »e reguªa wprowadzenia implikacji ma tak¡ sam¡ posta¢, jak twierdzenie o dedukcji w systemie Hilbertowskim, reguªa eliminacji implikacji to w istocie reguªa modus ponens, za± reguªa wnioskowania PS zast¦puje aksjomat (A3) Hilbertowskiego systemu dowodzenia. Dowody, które w systemie Hilbertowskim wymagaªy u»ycia jedynie aksjomatów (A0), (A3), reguªy MP i twierdzenia o dedukcji, maj¡ w systemie naturalnej dedukcji posta¢ nieomal identyczn¡. 6