Исчисление высказываний — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(minor fix wikitex)
(Метки: правка с мобильного устройства, правка из мобильной версии)
 
(не показано 12 промежуточных версий 7 участников)
Строка 1: Строка 1:
 +
[[Математическая логика | На главную <<]][[Лекция 3 | >>]]
 +
 +
[[Категория: Математическая логика]]
 +
 
==Язык исчисления высказываний==
 
==Язык исчисления высказываний==
 
===Определения===
 
===Определения===
 +
{{Определение
 +
|definition=
 +
Одним из базовых понятий логики высказываний является пропозициональная переменная — переменная, значением которой может быть логическое высказывание
 +
}}
 +
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=
Строка 14: Строка 23:
 
<nowiki><пропозициональная переменная></nowiki> формально не определяется. Договоримся, что это - буква латинского алфавита (возможно, с нижним индексом).
 
<nowiki><пропозициональная переменная></nowiki> формально не определяется. Договоримся, что это - буква латинского алфавита (возможно, с нижним индексом).
 
}}
 
}}
 +
 
===Расстановка скобок===
 
===Расстановка скобок===
 
Так построенная грамматика предписывает определенный способ расстановки
 
Так построенная грамматика предписывает определенный способ расстановки
Строка 45: Строка 55:
  
 
{{Определение
 
{{Определение
|definition=<wikitex>Если дано некоторое высказывание $\alpha$, в котором используются пропозициональные
+
|definition=Если дано некоторое высказывание $\alpha$, в котором используются пропозициональные
 
переменные $v_1 \dots v_n$, то ''оценку'' данного высказывания $|\alpha|$ мы определим  
 
переменные $v_1 \dots v_n$, то ''оценку'' данного высказывания $|\alpha|$ мы определим  
 
следующим рекурсивным образом.
 
следующим рекурсивным образом.
Строка 56: Строка 66:
 
* импликация выражений $\alpha$ и $\beta$: $f_\to (|\alpha|,|\beta|)$
 
* импликация выражений $\alpha$ и $\beta$: $f_\to (|\alpha|,|\beta|)$
 
* отрицание выражения $\alpha$: $f_\neg (|\alpha|)$
 
* отрицание выражения $\alpha$: $f_\neg (|\alpha|)$
* во всех остальных случаях оценка выражения равна оценке потомка в дереве.</wikitex>
+
* во всех остальных случаях оценка выражения равна оценке потомка в дереве.
 
}}
 
}}
  
Строка 79: Строка 89:
  
 
{{Определение
 
{{Определение
 +
|id=valid
 
|definition=
 
|definition=
 
Назовем выражение общезначимым, если его оценка истинна при любой оценке входящих в него пропозициональных переменных. Запись: <tex>\models \alpha</tex>.
 
Назовем выражение общезначимым, если его оценка истинна при любой оценке входящих в него пропозициональных переменных. Запись: <tex>\models \alpha</tex>.
Строка 86: Строка 97:
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=
Формальная система - упорядоченная тройка <tex><L, A, R></tex>, где <tex>L</tex> --- некоторый язык, <tex>A \subset L</tex> --- множество аксиом, а <tex>R /subset (L^2 \cup L^3 \cup ...)</tex> - множество правил вывода
+
Формальная система - упорядоченная тройка <tex>\langle L, A, R \rangle</tex>, где <tex>L</tex> --- некоторый язык, <tex>A \subset L</tex> --- множество аксиом, а <tex>R \subset (L^2 \cup L^3 \cup ...)</tex> - множество правил вывода
 
}}
 
}}
  
Строка 93: Строка 104:
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=
Доказательство в формальной системе <tex><L, A, R></tex> - конечная последовательность выражений <tex>\alpha_1, ..., \alpha_n</tex> из <tex>L</tex>, такая, что <tex>\forall i \le n</tex> либо <tex>\alpha_i \in A</tex>, либо <tex>\alpha_i</tex> получается с использованием правил вывода из предыдущих выражений.
+
Доказательство в формальной системе <tex>\langle L, A, R \rangle</tex> - конечная последовательность выражений <tex>\alpha_1, ..., \alpha_n</tex> из <tex>L</tex>, такая, что <tex>\forall i \le n</tex> либо <tex>\alpha_i \in A</tex>, либо <tex>\alpha_i</tex> получается с использованием правил вывода из предыдущих выражений.
 
}}
 
}}
  
Строка 100: Строка 111:
 
Высказывание <tex>\alpha</tex> называется доказуемым, если существует доказательство <tex>\alpha_1, ..., \alpha_k</tex>, в котором <tex>\alpha_k == \alpha</tex>. Запись: <tex>\vdash \alpha</tex>.
 
Высказывание <tex>\alpha</tex> называется доказуемым, если существует доказательство <tex>\alpha_1, ..., \alpha_k</tex>, в котором <tex>\alpha_k == \alpha</tex>. Запись: <tex>\vdash \alpha</tex>.
 
}}
 
}}
 +
 +
Расширим грамматику из предыдущего раздела:
 +
* <nowiki><выражение></nowiki> ::= <nowiki><импликация></nowiki><tex>| \psi | \phi | \pi</tex>
 +
* <nowiki><импликация></nowiki> ::= <nowiki><дизъюнкция></nowiki> <tex>|</tex> <nowiki><дизъюнкция></nowiki> <tex>\rightarrow</tex> <nowiki><импликация></nowiki>
 +
* <nowiki><дизъюнкция></nowiki> ::= <nowiki><конъюнкция></nowiki> <tex>|</tex> <nowiki><дизъюнкция></nowiki> <tex>\vee</tex> <nowiki><конъюнкция></nowiki>
 +
* <nowiki><конъюнкция></nowiki> ::= <nowiki><терм></nowiki> <tex>|</tex> <nowiki><конъюнкция></nowiki> <tex>\&</tex> <nowiki><терм></nowiki>
 +
* <nowiki><терм></nowiki> ::= <nowiki><пропозициональная переменная></nowiki> <tex>|</tex> (<nowiki><выражение></nowiki>)
 +
 +
Назовем <tex>\psi, \phi, \pi</tex> ''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
 +
|definition=
 +
Все выражения, полученные из схемы путем подстановки выражений вместо букв <tex>\psi, \phi, \pi</tex>, назовем выражениями, '''порожденными''' схемой.
 +
}}
 +
 +
{{Определение
 +
|definition=
 +
Исчисление высказываний - формальная система, использующая в качестве языка язык исчисления высказываний, в качестве аксиом - следующие схемы выражений:
 +
#<tex>(\phi) \rightarrow ((\psi) \rightarrow (\phi))</tex>
 +
#<tex>((\phi) \rightarrow (\psi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow (\psi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow (\pi))</tex>
 +
#<tex>(\phi) \rightarrow (\psi) \rightarrow (\phi) \& (\psi)</tex>
 +
#<tex>(\phi) \& (\psi) \rightarrow (\phi)</tex>
 +
#<tex>(\phi) \& (\psi) \rightarrow (\psi)</tex>
 +
#<tex>(\phi) \rightarrow (\phi) \vee (\psi)</tex>
 +
#<tex>(\psi) \rightarrow (\phi) \vee (\psi)</tex>
 +
#<tex>((\phi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\psi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\phi) \vee (\psi) \rightarrow (\pi))</tex>
 +
#<tex>((\phi) \rightarrow (\psi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow \neg (\psi)) \rightarrow \neg (\phi)</tex>
 +
#<tex>\neg \neg (\phi) \rightarrow (\phi)</tex>
 +
, а правила вывода - все правила, порожденные согласованной заменой букв в <tex>\langle{}\phi, (\phi) \rightarrow (\psi), \psi\rangle</tex>.
 +
}}
 +
 +
[[Категория: Математическая логика]]

Текущая версия на 14:29, 6 февраля 2019

Язык исчисления высказываний[править]

Определения[править]

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[править]

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[править]

<wikitex>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 $f_P: P \to V$.</wikitex>


Определение:
Если дано некоторое высказывание $\alpha$, в котором используются пропозициональные переменные $v_1 \dots v_n$, то оценку данного высказывания $


Теорема:
Любое выражение оценивается по этому определению
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

<wikitex>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.</wikitex>
[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[править]

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:
  1. [math](\phi) \rightarrow ((\psi) \rightarrow (\phi))[/math]
  2. [math]((\phi) \rightarrow (\psi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow (\psi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow (\pi))[/math]
  3. [math](\phi) \rightarrow (\psi) \rightarrow (\phi) \& (\psi)[/math]
  4. [math](\phi) \& (\psi) \rightarrow (\phi)[/math]
  5. [math](\phi) \& (\psi) \rightarrow (\psi)[/math]
  6. [math](\phi) \rightarrow (\phi) \vee (\psi)[/math]
  7. [math](\psi) \rightarrow (\phi) \vee (\psi)[/math]
  8. [math]((\phi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\psi) \rightarrow (\pi)) \rightarrow ((\phi) \vee (\psi) \rightarrow (\pi))[/math]
  9. [math]((\phi) \rightarrow (\psi)) \rightarrow ((\phi) \rightarrow \neg (\psi)) \rightarrow \neg (\phi)[/math]
  10. [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].