Исчисление высказываний

На главную << >>

Язык исчисления высказываний

Определения

Определение:

Одним из базовых понятий логики высказываний является пропозициональная переменная — переменная, значением которой может быть логическое высказывание

Определение:

Языком исчисления высказываний мы назовем язык [math]L[/math], порождаемый следующей грамматикой со стартовым нетерминалом <выражение>: <выражение> ::= <импликация> <импликация> ::= <дизъюнкция> [math]|[/math] <дизъюнкция> [math]\rightarrow[/math] <импликация> <дизъюнкция> ::= <конъюнкция> [math]|[/math] <дизъюнкция> [math]\vee[/math] <конъюнкция> <конъюнкция> ::= <терм> [math]|[/math] <конъюнкция> [math]\&[/math] <терм> <терм> ::= <пропозициональная переменная> [math]|[/math] (<выражение>) [math]|[/math] [math]\neg[/math] <терм>

Определение:

<пропозициональная переменная> формально не определяется. Договоримся, что это - буква латинского алфавита (возможно, с нижним индексом).

Расстановка скобок

Так построенная грамматика предписывает определенный способ расстановки опущенных скобок, при этом скобки у конъюнкции и дизъюнкции расставляются слева направо, а у импликации --- справа налево (это соответствует традиционному чтению), так что выражение [math]A \rightarrow B\&C\&D \rightarrow E[/math] следует понимать как [math]A \rightarrow (((B\&C)\&D) \rightarrow E)[/math]. Все выражения, которые отличаются только наличием дополнительных незначащих скобок (не изменяющих порядок операций), мы будем считать одинаковыми.

Иногда полезно ограничивать свободу расстановки скобок:

• <выражение> ::= <импликация>
• <импликация> ::= <дизъюнкция> [math]|[/math] (<дизъюнкция> [math]\rightarrow[/math] <импликация>)
• <дизъюнкция> ::= <конъюнкция> [math]|[/math] (<дизъюнкция> [math]\vee[/math] <конъюнкция>)
• <конъюнкция> ::= <терм> [math]|[/math] (<конъюнкция> [math]\&[/math] <терм>)
• <терм> ::= <пропозициональная переменная> [math]|[/math] (<выражение>) [math]|[/math] [math]\neg[/math] <терм>

Определение:

Высказывание - любая формула, порожденная данными грамматиками.

Вычисление значений высказываний

Попробуем научиться вычислять значение высказываний. Зададим некоторое множество истинностных значений $V$ и функции оценки $f_\&, f_\vee, f_\to: V \times V \to V$, и $f_\neg: V \to V$, по функции на каждую из связок и на отрицание. Также зададим оценку переменных, функцию, сопоставляющую множеству переменных $P$ некоторого высказывания $\alpha$ --- функцию $f_P: P \to V$.

Определение:

Если дано некоторое высказывание $\alpha$, в котором используются пропозициональные переменные $v_1 \dots v_n$, то оценку данного высказывания $\left\vert\alpha\right\vert$ мы определим следующим рекурсивным образом. Возьмем дерево разбора высказывания, и возьмем его корень. В зависимости от правила, по которому получен корень, результатом оценки мы назовем: пропозициональная переменная $v_i$: $f_P (v_i)$ конъюнкция выражений $\alpha$ и $\beta$: $f_\& (\left\vert\alpha\right\vert,\left\vert\beta\right\vert)$ дизъюнкция выражений $\alpha$ и $\beta$: $f_\vee (\left\vert\alpha\right\vert,\left\vert\beta\right\vert)$ импликация выражений $\alpha$ и $\beta$: $f_\to (\left\vert\alpha\right\vert,\left\vert\beta\right\vert)$ отрицание выражения $\alpha$: $f_\neg (\left\vert\alpha\right\vert)$ во всех остальных случаях оценка выражения равна оценке потомка в дереве.

Теорема:

Любое выражение оценивается по этому определению

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Докажем индукцией по длине формулы, $n$; это традиционный способ доказательств различных фактов про выражения. Данное доказательство подходит для первого варианта грамматики. База: $n=1$. Анализ грамматики показывает, что такая строка может состоять только из имени пропозициональной переменной. Очевидно, что указанный способ оценки позволяет такую строку оценить всегда. Переход: пусть $n\ge 1$ и для $n$ все доказано. Рассмотрим строку длины $n+1$. В дереве разбора данной строки есть некоторый корень, рассмотрим его. Он может быть: термом --- при этом это не пропозициональная переменная, так как длина строки больше 1. Значит, это либо выражение в скобках --- тогда все доказано по предположению индукции, поскольку длина выражения в скобках --- $n-1$, либо отрицание. Тогда применение функции $f_\neg$ к оценке строки длины $n$ даст оценку выражения. импликацией, конъюнкцией или дизъюнкцией, при этом примененный вариант правила добавляет новые терминальные символы в строку. Значит, здесь дерево разбора разделит строку на две, причем длины строго меньшей, чем $n$. В этом случае очевидно, что значение выражения будет вычислено. выражением, импликацией, конъюнкцией или дизъюнкцией, при этом примененный вариант правила не добавляет новых терминальных символов. В этом случае, спустившись (возможно, несколько раз) вниз по дереву мы дойдем либо до терма, либо до вариантов правил для импликации, конъюнкции или дизъюнкции, добавляющих терминальные символы, и окажемся в условиях предыдущих пунктов.

[math]\triangleleft[/math]

Зафиксируем множество истинностных значений [math]V[/math]. Почти всюду всегда достаточно [math]V = \{[/math]И, Л[math]\}[/math] (И - истина, Л - ложь). Зафиксируем оценки для связок ([math]\&, |, \rightarrow[/math]) и отрицания, придав им традиционные значения. В таком случае, единственный произвол в оценке выражения связан с выбором оценки пропозициональных переменных [math]f_p[/math].

Определение:

Назовем выражение общезначимым, если его оценка истинна при любой оценке входящих в него пропозициональных переменных. Запись: [math]\models \alpha[/math].

Формальная система

Определение:

Формальная система - упорядоченная тройка [math]\langle L, A, R \rangle[/math], где [math]L[/math] --- некоторый язык, [math]A \subset L[/math] --- множество аксиом, а [math]R \subset (L^2 \cup L^3 \cup ...)[/math] - множество правил вывода

Правило вывода (элемент [math]R[/math]) - упорядоченная [math]n[/math]-ка выражений, где первое [math]n - 1[/math] выражение --- посылка, а последнее --- заключение правила.

Определение:

Доказательство в формальной системе [math]\langle L, A, R \rangle[/math] - конечная последовательность выражений [math]\alpha_1, ..., \alpha_n[/math] из [math]L[/math], такая, что [math]\forall i \le n[/math] либо [math]\alpha_i \in A[/math], либо [math]\alpha_i[/math] получается с использованием правил вывода из предыдущих выражений.

Определение:

Высказывание [math]\alpha[/math] называется доказуемым, если существует доказательство [math]\alpha_1, ..., \alpha_k[/math], в котором [math]\alpha_k == \alpha[/math]. Запись: [math]\vdash \alpha[/math].

Расширим грамматику из предыдущего раздела:

• <выражение> ::= <импликация>[math]| \psi | \phi | \pi[/math]
• <импликация> ::= <дизъюнкция> [math]|[/math] <дизъюнкция> [math]\rightarrow[/math] <импликация>
• <дизъюнкция> ::= <конъюнкция> [math]|[/math] <дизъюнкция> [math]\vee[/math] <конъюнкция>
• <конъюнкция> ::= <терм> [math]|[/math] <конъюнкция> [math]\&[/math] <терм>
• <терм> ::= <пропозициональная переменная> [math]|[/math] (<выражение>)

Назовем [math]\psi, \phi, \pi[/math] схемами выражений. Если вместо всех данных букв подставить корректные выражения из грамматики, получим корректное выражение. При этом, одинаковые буквы должны меняться на одинаковые выражения.

Определение:

Все выражения, полученные из схемы путем подстановки выражений вместо букв [math]\psi, \phi, \pi[/math], назовем выражениями, порожденными схемой.

Определение:

Исчисление высказываний - формальная система, использующая в качестве языка язык исчисления высказываний, в качестве аксиом - следующие схемы выражений: [math](\phi) \rightarrow ((\psi) \rightarrow (\phi))[/math] [math]((\phi) \rightarrow (\psi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow (\psi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow (\pi))[/math] [math](\phi) \rightarrow (\psi) \rightarrow (\phi) \& (\psi)[/math] [math](\phi) \& (\psi) \rightarrow (\phi)[/math] [math](\phi) \& (\psi) \rightarrow (\psi)[/math] [math](\phi) \rightarrow (\phi) \vee (\psi)[/math] [math](\psi) \rightarrow (\phi) \vee (\psi)[/math] [math]((\phi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\psi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\phi) \vee (\psi) \rightarrow (\pi))[/math] [math]((\phi) \rightarrow (\psi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow \neg (\psi)) \rightarrow \neg (\phi)[/math] [math]\neg \neg (\phi) \rightarrow (\phi)[/math] , а правила вывода - все правила, порожденные согласованной заменой букв в [math]\langle{}\phi, (\phi) \rightarrow (\psi), \psi\rangle[/math].