O logicznych własnosciach komputerowych arytmetyk Z
Transkrypt
O logicznych własnosciach komputerowych arytmetyk Z
Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona O logicznych własnościach komputerowych arytmetyk Z badań nad arytmetyką skończoną Michał Krynicki Wydział Matematyczno-Przyrodniczy Szkoła Nak Ścisłych Uniwersytet Kardynała Stefana Wyszyńskiego w Warszawie ArgDiaP, 19 grudnia 2009 Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Outline 1 Wprowadzenie 2 Zbiory rekurencyjne 3 logika struktur skończonych 4 Teoria i jej własności 5 Arytmetyki klasyczne 6 Arytmetyka skończona Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Metoda pracy w logice formalnej Formalizujemy język. Określamy rzeczywistości do których się on odnosi. Definiujemy relację między językiem a rzeczywistościami. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Metoda pracy w logice formalnej Formalizujemy język. Określamy rzeczywistości do których się on odnosi. Definiujemy relację między językiem a rzeczywistościami. Pozwala to na zdefiniowanie podstawowych pojęć semantycznych – prawdziwość, tautologiczność Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona System dedukcyjny Formalizujemy pojęcie dowodu z finitarnymi regułami wnioskowania. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona System dedukcyjny Formalizujemy pojęcie dowodu z finitarnymi regułami wnioskowania. Zarówno w przypadku klasycznego rachunku zdań jak i tzw. rachunku predykatów zachodzi następujące Twierdzenie (o pełności) Istnieje „efektywnie wypisywalny” system aksjomatów, z którego wywodliwe są wszystkie tautologie i tylko one. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona System dedukcyjny Formalizujemy pojęcie dowodu z finitarnymi regułami wnioskowania. Zarówno w przypadku klasycznego rachunku zdań jak i tzw. rachunku predykatów zachodzi następujące Twierdzenie (o pełności) Istnieje „efektywnie wypisywalny” system aksjomatów, z którego wywodliwe są wszystkie tautologie i tylko one. Efektywnie wypisywalny ≡ rekurencyjny Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Zbiory rekurencyjne i przeliczalnie rekurencyjne Definicja Zbiór X ⊆ U jest rekurencyjny jeśli istnieje algorytm, który dla każdego elementu a ze zbioru U daje w skończonym czasie poprawną odpowiedź na pytanie „czy a ∈ X ?”. Definicja Zbiór X ⊆ U jest rekurencyjnie przeliczalny jeśli istnieje algorytm, który dla każdego elementu a ∈ X daje w skończonym czasie pozytywną odpowiedź na pytanie „czy a ∈ X ?”, jeśli a ∈ X oraz działa nieskończenie długo (tzn nie zatrzymuje się) jeśli a 6∈ X . Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Ważne przykłady Zbiorami rekurencyjnymi są: Zbiór tautologii klasycznego rachunku Relacja „ciąg a jest dowodem zdania ϕ” Rutynowe aksjomatyki dla rachunku predykatów Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona zbiory rekurencyjne Wniosek Zbiór tautologii rachunku predykatów jest rekurencyjnie przeliczalny. Twierdzenie Jeśli zbiory X ⊆ U i U − X są rekurencyjnie przeliczalne, to są rekurencyjne. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona logika struktur skończonych Świat komputerów to świat obiektów skończonych! Czy ograniczając się do świata struktur skończonych zmieniają się prawa logiki? Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona logika struktur skończonych Świat komputerów to świat obiektów skończonych! Czy ograniczając się do świata struktur skończonych zmieniają się prawa logiki? TAK! Zbiór tautologii dla światów skończonych jest szerszy od takiego zbioru dla świata wszystkich struktur! Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Logika struktur skończonych Na przykład zdanie Jeśli < jest porządkiem liniowym, to jest porządkiem dyskretnym. jest tautologią w logice struktur skończonych, a nie jest tautologią w logice wszystkich struktur. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona logika struktur skończonych Twierdzenie (Trachtenbrota (1950)) Nie istnieje rekurencyjna aksjomatyka dla zbioru tautologii struktur skończonych. Wniosek Zbiór tautologii struktur skończonych nie jest rekurencyjnie przeliczalny. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Teoria i jej własności Teoria to zbiór zdań (zamknięty na konsekwencje lub nie). Definicja Mówimy, że teoria T jest zupełna jeśli jest niesprzeczna oraz dla dowolnego zdania ϕ języka tej teorii T ` ϕ lub T ` ¬ϕ. Np. Th(A) = {ϕ; A |= ϕ} – teoria ustalonej struktury jest teorią zupełną. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Teoria i jej własności Definicja Mówimy, że teoria T jest rozstrzygalna jeśli istnieje algorytm, który dla każdego zdania ϕ języka tej teorii daje w skończonym czasie odpowiedź na pytanie „czy T ` ϕ?”. Czyli teoria T jest rozstrzygalna jeśli zbiór jej twierdzeń jest zbiorem rekurencyjnym. Definicja Mówimy, że teoria jest aksjomatyzowalna jeśli istnieje jej rekurencyjna aksjomatyzacja. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Teoria i jej własności Wniosek Jeśli teoria jest aksjomatyzowalna, to zbiór jej twierdzeń jest rekurencyjnie przeliczalny. Twierdzenie Każda teoria aksjomatyzowalna i zupełna jest rozstrzygalna Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Arytmetyki I. Podejście semantyczne – teorie struktur Arytmetyka Presburgera, czyli arytmetyka dodawania – Th((N, +)). Arytmetyka Skolema, czyli arytmetyka mnożenia – Th((N, ·)). Pełna arytmetyka – Th((N, +, ·)). II. Podejście syntaktyczne – teorie wyznaczone przez zbiór aksjomatów Arytmetyka Peano – AP Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Własności arytmetyk Twierdzenie Arytmetyki Presburgera i Skolema są rozstrzygalne Twierdzenie (Gödel) Zarówno AP jak też każde rekurencyjne rozszerzenie AP nie jest teorią zupełną. Wniosek Pełna arytmetyka nie jest rozstrzygalna. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Arytmetyka w komputerze Komputer ma tylko skończoną pamięć w swoim działaniu użyje tylko skończenie wiele obiektów może korzystać tylko ze skończonego zbioru liczb Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Arytmetyka w komputerze Komputer ma tylko skończoną pamięć w swoim działaniu użyje tylko skończenie wiele obiektów może korzystać tylko ze skończonego zbioru liczb Wykonując operacje arytmetyczne na dużych liczbach komputer może nie wyznaczyć wyniku wskazać jako wynik najwiekszą osiągalną dla tego komputera liczbę podać wynik modulo ta największa liczba Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona sl-struktury Niech A będzie strukturą, której uniwersum stanowią liczby naturalne, tj. A = (N, R1 , . . . , Rs , f1 , . . . , ft , a1 , . . . , ar ), gdzie R1 , . . . , Rs są relacjami na N, f1 , . . . , ft są operacjami na N, a1 , . . . , ar ∈ N. Będziemy rozpatrywać skończone odcinki początkowe tej struktury. Rodzinę tak powstałych struktur {An }n∈N oznaczać będziemy przez FM(A). Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona sl-struktury Dla n ∈ N, przez An oznaczamy strukturę An = ({0, . . . , n}, R1n , . . . , Rsn , f1n , . . . , ftn , a1n , . . . , arn , n), gdzie Rin jest obcięciem Ri do zbioru {0, . . . , n}, fi n jest zdefiniowane następująco ( n fi (b1 , . . . , bni ) = fi (b1 , . . . , bni ) if f (b1 , . . . , bni ) ¬ n n if f (b1 , . . . , bni ) > n oraz ain = ai o ile ai ¬ n, a w przeciwnym razie ain = n. Uwaga: sygnatura struktur An jest rozszerzeniem sygnatury struktury A o jedną stałą! Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona sl-teorie Definicja (M. Mostowski) Mówimy, że ϕ jest spełnione przez b1 , . . . , bp we wszystkich odpowiednio dużych strukturach rodziny FM(A), co oznaczamy przez FM(A) |= ϕ[b1 , . . . , bp ], jeśli istnieje k ∈ N takie, że dla wszystkich n k An |= ϕ[b1 , . . . , bp ]. Przez sl(A) oznaczamy zbiór zdań prawdziwych we wszystkich odpowiednio dużych strukturach rodziny FM(A): sl(A) = {ϕ : ∃k∀n k An |= ϕ}. Podobnie sl− (A) = {ϕ ∈ Lσ(A) : ∃k∀n k An |= ϕ}. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona sl-teorie Stwierdzenie Dla każdej struktury A takiej, że |A| = N mamy każdy model dla sl(A) jest nieskończony, sl(A) jest domknięty na logiczne wynikanie, sl(A) jest niesprzeczny zdanie ϕ jest niesprzeczne z sl(A) wtedy i tylko wtedy, gdy ϕ jest zdaniem prawdziwym w nieskończenie wielu strukturach z rodziny FM(A). sl(A) nie jest skończenie aksjomatyzowalny Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Przykłady 1 Niech A będzie strukturą sygnatury pustej. Wtedy sl− (A) = Th(A). 2 Niech A = (N, ¬). Wtedy sl(A) = Th((ω + ω ∗ , ¬, m)), gdzie m jest ostatnim elementem w porządku ¬. Ale sl− (A) 6= Th(A), bo A |= ∀x∃y (x < y ) zaś ∀x∃y (x < y ) 6∈ sl− (A) Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Przykłady 1 Niech A = (N, S), gdzie S jest funkcją następnika. Wtedy sl(A) = Th((ω + ω ∗ , S ∗ , m)), gdzie m jest ostatnim elementem zaś S ∗ (x) = y zachodzi jeśli y jest bezpośrednim następnikiem x lub x = y = m. Tutaj też sl− (A) 6= Th(A), bo A |= ∀x(S(x) 6= x) zaś S(m) = m ∈ sl(A). 2 Let A = (N, +). Wtedy sl((N, +)) nie jest teorią zupełną. Niech ϕ będzie zdaniem: ∃x(x + x 6= MAX ∧ x + x + 1 = MAX). Wtedy ϕ 6∈ sl(A) i ¬ϕ 6∈ sl(A). Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Teoria struktury a jej sl-teoria Kwantyfikatory ograniczone: ∃x<t , ∀x<t . ∆0 –formuły, to formuły w których kazde wystąpienie kwantyfikatora jest ograniczone. Σ1 –zdania to zdania postaci ∃x1 . . . ∃xn ϕ, gdzie ϕ jest ∆0 –formułą. Σ2 –zdania to zdania postaci ∃x1 . . . ∃xn ∀y1 . . . ∀ym ϕ, gdzie ϕ jest ∆0 –formułą. Stwierdzenie a) Jeśli A |= ϕ oraz ϕ jest Σ1 –zdaniem, to ϕ ∈ sl(A). b) Jeśli A |= ϕ oraz ϕ jest Σ2 –zdaniem sygnatury relacyjnej, to ϕ ∈ sl(A). Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Rozstrzygalność sl-teorii Twierdzenie Jeśli Th((A, <)) jest rozstrzygalna, to teoria sl(FM(A)) też jest rozstrzygalna. Uwaga: wystarczy nawet założenie o rozstrzygalności teorii ThΣ2 ((A, <)). Wniosek sl((N, +)), czyli sl-teoria arytmetyki Presburgera, jest rozstrzygalna. Istnieje też ścisły związek między modelami dla arytmetyki Presburgera a modelami dla sl((N, +)). Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Rozstrzygalność sl-teorii Twierdzenia występującego na poprzednim slajdzie nie można zastosować do arytmetyki Skolema, bo Th((N, ×, <) nie jest rozstrzygalna! Wynika to z tego, że dodawanie daje się zdefiniować przy pomocy mnożenia i porządku. Oznacza to, że w teorii Th((N, ×, <) definiuje się pełna arytmetyka. Czy sl-teoria arytmetyki Skolema jest rozstrzygalna? Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Nierozstrzygalność sl-teorii pełnej arytmetyki Twierdzenie (M.Mostowski) sl((N, +, ×)) jest nierozstrzygalna. Wniosek (T.Lee) sl((N, |, ¬)), sl((N, ⊥, ¬)) są nierozstrzygalne. Zatem mamy tutaj analogiczne wyniki do tych w przypadku klasycznych arytmetyk. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Nierozstrzygalność sl-teorii arytmetyki Skolema Twierdzenie (K.Zdanowski, ja) sl((N, ×)) jest nierozstrzygalna. Idea dowodu Rozpatrzmy następującą formułę: ϕ< (x, y ) := ∃z(zx 6= MAX ∧ zy = MAX). Lemat Niech A = (N, ×) oraz a, b ∈ N będą takie, że a2 , b 2 < n. To An |= ϕ< [a, b] wtedy i tylko wtedy, gdy a < b. Zatem formuła ϕ< definiuje porządek w An na odcinku √ początkowym długości n. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Nierozstrzygalność sl-teorii arytmetyki Skolema Przechodząc do sl-spełniania możemy zatem wypowiedzieć następujący Fakt Dla dowolnych a, b ∈ N mamy: a < b wtedy i tylko wtedy, gdy FM(A) |= ϕ< [a, b]. W konsekwencji możemy udowodnić Lemat Dla dowolnej formuły ϕ(x1 , . . . , xk ) w języku pełnej arytmetyki istnieje formuła ψ(x1 , . . . , xk ) w języku arytmetyki Skolema taka, że dla dowolnych a1 , . . . , ak ∈ N, FM(B) |= ϕ[a1 , . . . , ak ] wt. i t. wt. gdy FM(A) |= ψ[a1 , . . . , ak ]. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Nierozstrzygalność sl-teorii słabszych arytmetyk Twierdzenie (M.Mostowski, A.Wasilewska) sl((N, |)) jest nierozstrzygalna Twierdzenie (M.Mostowski, K.Zdanowski) sl((N, ⊥)) jest nierozstrzygalna Zatem mamy tutaj przeciwne wyniki do tych w przypadku klasycznych arytmetyk. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną Wprowadzenie Zbiory rekurencyjne logika struktur skończonych Teoria i jej własności Arytmetyki klasyczne Arytmetyka skończona Konkluzja Teorie skończonych arytmetyk są generalnie rzecz biorąc bardziej skomplikowane od teorii arytmetyk nieskończonych. Michał Krynicki Z badań nad arytmetyką skończoną