лекції по мат.логике / L3-analog-induct
.pdf2.6 Iндуктивне означення
Покажемо на прикладi означення арифметичного виразу, як використову¹ться математична iндукцiя для означення певних об'¹ктiв.
ар1) Кожне число чи буква, яка означас число, це арифметичний вираз (база iндуктивного означення);
ар2) Якщо ¹ два арифметичнi вирази (iндуктивне припущення), то з'¹днавши ¨х одним iз знакiв +; ¡; £
знову одержимо арифметичний вираз (iндуктивний перехiд);
ар3) Нiяких iнших арифметичних виразiв, крiм тих, що можуть бути побудованi за допомогою ар1) та ар2), нема¹ (остаточнiсть означення).
Дамо означення добутку n множинкiв a1; a2; : : : ; an, äå n
певна клькiсть.
По-перше, вважа¹мо вiдомим, що таке добуток a1a2 äâîõ
множинкiв база iндуктивного визначення.
Iндуктивне припущення: вважа¹мо вiдомим, що таке добуток a = a1a2 : : : an n множникiв при деякому n ¸ 2.
Iндуктивний перехiд: добуток a1a2 : : : anan+1 n + 1¡го множника визнача¹ться як добуток
a1a2 : : : anan+1 = (a1a2 : : : an)an+1 = aan |
(4) |
Щоб формула (4) лишилася правильною, коли n = 1, вважа¹мо, що добуток одного множиника дорiвю¹ цьому множин-
êó.0 також кiлькiсть кiлькiсть елементiв порожньо¨ множини. Щоб формула (4) лишилася правильною, коли n = 0, ââà-
жа¹мо, що добуток порожньо¨ множини множиникiв дорiвню¹ одиницi.
21
Подiбним чином iндуктивно визнача¹ться сума n доданкiв, де n певна кiлькiсть. Вона визнача¹ться в припущеннi, що
ми зна¹мо, що таке сума двох доданкiв. Отже:
База iндукцi¨: Сума порожньо¨ множини доданкiв дорiвню¹ нулю.
Iндуктивне припущення: Припустимо, ми зна¹мо, що таке сума n доданкiв, де n певна кiлькiсть.
Iндуктивний перехiд: Сума n + 1¡го доданка визнача¹ться як сума двох перший, це сума перших n доданкiв, а другийце останнiй n + 1-й доданок.
За означенням ма¹мо, що сума одного доданка дорiвню¹ цьому доданку.
Iндктивно визнача¹ться n! n-факторiал: 0! = 1, база iндуктивного визначення; (n + 1)! = n!(n + 1):
2.7Софiзми, що грунтуються на некоректному використаннi iндукцi¨
На прикладах софiзмiв покажемо, до чого може привести помилка в iндуктивних мiркуваннях.
Приклад 1. Доведемо, що всi натуральнi числа дорiвнюють одне одному. Дiйсно, нехай при певному n áóäå n = n + 1 (ií-
дуктивне припущення). Добавимо по одиницi до лiво¨ i до право¨ частин припущення (це можна робити за арифметичними правилами) i одержимо правильну рiвнiсть n + 1 = n + 2 (ií-
дуктивний перехiд). Отже ми методом математично¨ iндукцi¨ довели, що всi натуральнi числа дорiвнюють одне одному.
Наведенi мiркування неправильнi, оскiльки в них пропущена база iндукцi¨.
Приклад 2. Доведемо, що очi у будь-яких n кiшок мають
однаковий колiр. Справдi, вiзьмемо одну кiшку (n=1, база iндукцii), в цьому випадку твердження очевидне.
Припустимо, що n кiшок мають один i той же колiр очей
22
(iндуктивне припущення). Далi вiзьмемо n + 1 кiшку i перко-
нахмося, що вони також мають один i той же колiр очей. Для цього ми n + 1 кiшку розташу¹мо в ряд i розглянемо n êiøîê
без першо¨ (вони мають один i той же колiр очей за iндуктивним припущенням) i n кiшок без останньо¨ (вони також мають
один i той же колiр очей за iндуктивним припущенням). Тепер перша кiшка ма¹ той же колiр, що i решта в першому випадку, а остання ма¹ той же колiр, що i решта в другому випадку. Оскiльки решта в першому випадку i решта в другому спiвпадають, то всi кiшки мають один i той же колiр очей.
В наведених мiркуваннях iндуктивний перехiд обгрунтований не для всiх випадкiв: коли n + 1 = 2; то "решта це по-
рожня сукупнiсть, i висновок такий як зроблено, робити не можна.
2.8Приклад використання iндукцi¨ в поетичнiй системi
Наведемо приклад iндуктивного означення в поетичнiй системi. Давньоскандiнавськi поети-спiвцi (скальди), що в XI-XIII столiттi оспiвували битви й походи вiкiнгiв та конунгiв, в сво¨й поетичнiй системi мали так званi кенiнги . iнту¨тивно кенiнг можна уявляти як метафору чи порiвняння, чи нове словосполучення для замiни одного слова. Так, хуртовина списiв ¹ кенiнгом слова битва ; кожна iз словосполучень дерево битви , кущ шолома , роздавач золота ¹ кенiнгом слова `во¨н i слова чоловiк ; словосполучення море возу ¹ кенiнгом слова `земля , а словосполучення вогонь вiйни ¹ кенiнгом словазолото .
Маючи iнту¨тивне уявлення про кенiнги, можна дати ¨х то- чне iндуктивне визначення
1. Словосполучення ¹ кенiнгом певного слова, якщо це так на думку великого скальда (база iндуктивного визначення).
23
2.Якщо дана словосполучення ¹ кенiнгом певного слова, то
âцiй словосполуцi будь-яке слово можна замiнити його кенiнгом i одержати новий кенiнг того ж слова, що i початковий кенiнг (iндуктивний перехiд).
3.Нiяких iнших кенiнгiв, крiм тих, що ¹ кенiнгами по 1 або 2, немах.
Îòæå êîëè
кидальник меча
¹ кенiнг слова
âî¨í ,
à
вогонь битви
¹ кенiнг слова
ìå÷ ,
òî
кидальник вогню битви
¹також кенiнгом слова во¨н . А коли кенiнгом слова битва
¹хуртовина списiв , кенiнгом слова спис ¹ вiдьмак щита , то iз одержаного вище кенiнга кидальник вогню битви для слова во¨н , одержимо для слова во¨н` новий кенiнг:
кидальник вогню хуртовини вiдьмакiв щита . |
(5) |
Довжина кенiнгiв, згiдно з визначенням, нiчим не обмежена. |
||
Так за допомогою кенiнгiв |
для слова |
ùèò |
мiсяць корабля |
||
кiнь корабельних сара¨в` |
для слова |
корабель |
ми iз кенiнга (5) одержимо кенiнг |
|
24
кидальник вогню хуртовини вiдьмакiв мiсяця коня корабельних сара¨в
для слова во¨н .
Якщо Ви умовите товариша назвати Вас великим скальдом, то Ви будете мати право створювати сво¨ канiнги.
3 Áiíîìíi êîåôiöi¹íòè
3.1 Означення, приклади, граничнi випадки
Якщо двочлен (або ще кажуть бiном) a + b пiднести до n-ãî (n ¸ 0) степеня:
|
|
|
n множинкчв |
|||
(a + b) |
n |
= z( |
|
}| |
|
{); |
a + b)(a + b)( |
+ ) ( + b |
|||||
|
|
|
a b : : : a |
|||
|
|
|
|
розкрити дужки, то ми одержимо суму доданкiв, що мають вигляд arbn¡r з певними коефiцi¹нтами. Кожен такий доданок
ми одержимо, коли iз r дужок виберемо b, а iз решти n ¡r дужок виберемо a i перемножимо ¨х. Таким чином an¡rbr зустрi- неться рiвно стiльки разiв, скiльки ¹ r-елементних пiдмножин
у множинi iз n дужок. Ця кiлькiсть познача¹ться через Cnr.1 Таким чином
(a + b)n = Cn0an + Cn1an¡1b + Cn2an¡2b2 + : : :
+ Cnran¡rbr + : : : + Cnnbn: (6)
Остання формула вiдома пiд назвою "бiном Ньютона".
1На пострадянському просторi i кiлькiсть r¡елементних пiдмножин в n¡елементнiй множинi (¨¨ називають кiлькiсть r¡елементних сполук в n¡елементнiй
множинi) i коефiцi¹нт при an¡rbr в бiномi Ньютона позначають однаково Cnr. В iноземнiй лiтературi тiльки кiлькiсть сполук позначають через Cr
µ n ¶ n, вiдповiдний бiномний коефiцi¹нт познача¹ться через r
25
Формула (6) перепису¹ться з використанням знака § насту-
пним чином |
n |
|
|
Xr |
|
(a + b)n = |
Cnran¡rbr: |
(7) |
|
=0 |
|
У формулi (7) перший та останiй доданки (при r = 0 òà r = n) мають (за домовленiстю) наступний вигляд
C0anb0 |
= C0an = an; Cna0bn = Cnbn = bn: |
||
n |
n |
n |
n |
В практицi використання бiномних коефiцi¹нтiв часто зру- |
|
чно вважати визначеними коефiцi¹нти Cr |
r > n ââà- |
n i ïðè |
|
жають |
|
r > n ) Cnr = 0: |
|
За тако¨ домовленостi формулу (7) можна записати у виглядi
|
|
1 |
|
(a + b)n = |
Cnran¡rbr: |
|
|
=0 |
Îñêiëüêè Cr |
Xr |
|
|
n це коефiцi¹нти в бiномi Ньютона, то |
|
числа Cnr |
(n; r ¸ 0) називають бiномними коефiцi¹н- |
|
òàìè. |
|
|
Прикладами бiнома Ньютона при n = 0; 1; 2; 3 будуть
(a + b)0 = C00 = 1 |
ïðè n = 0; |
|
|
||
(a + b) = a + b = C0a1 |
+ C1b1 |
ïðè n = 1; |
|
||
1 |
|
1 |
|
|
|
(a + b)2 = a2 + 2ab + b2 = C0a2 |
+ C1ab + C2b2 |
ïðè n = 2, |
|||
2 |
|
2 |
2 |
|
|
(a+b)3 = a3+3a2b+3ab2+b3 = C0a3 |
+C1a2b+C2ab2 |
+C0b3 |
ïðè n = 3. |
||
3 |
|
3 |
3 |
3 |
|
26
3.2 Формула для бiномних коефiцi¹нтiв
В загальному випадку бiномнi коефiцi¹нти пiдраховуються за формулою
Cr |
= |
n(n ¡ 1) : : : (n ¡ r + 1) |
; 0 |
· |
r |
· 1 |
: |
(8) |
||||||
n |
1 |
¢ |
2 |
¢ |
: : : |
¢ |
r |
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
В правiй частинi формули (8) чисельник ма¹ r множникiв
i знаменник також ма¹ r множникiв. Якщо r = 0, то добуток
у чисельнику i добуток у знаменнику мають 0 множникiв, i за домовленiстю про добуток нуля множникiв i чисельник i знаменник дорiвнюють одиницi. Отже формула (8) при r = 0
прийма¹ вигляд
C00 = 1:
ßêùî r > n, то чисельник формули (8) ма¹ нуьовий мно- æíèê. Òîìó Cnr = 0 êîëè
ßêùî r = n, то чисельник формули (8) дорiвню¹ знаменнику i, вiдповiдно,
Cnr = 1 êîëè r = n:
ßêùî 0 · r · n; то за допомогою факторiалiв формула (8) запису¹ться у виглядi
Cnr = |
n! |
: |
(9) |
|
|
||||
r!(n ¡ r)! |
||||
|
|
|
3.3 Доведення формули для бiномних коефiцi¹нтiв методом повно¨ математично¨ iндукцi¨
Формулу (8) доведемо методом математично¨ iндукцi¨. Отже ма¹мо бiнарний предикат P (n; r) Áiíîìíi êîåôiöi¹íòè Cnr ïðè
27
заданих n; r = 0; 1; 2; : : : обчислюються за формулою (8). Пре-
дметною областю для цього предиката (звiдки беруться значе- ння для n; r) ¹ множина натуральних чисел з нулем розши-
рений натуральний ряд. Навiсимо на цей предикат обмежений квантор для всiх r = 0; 1; 2; : : : . Одержимо новий предикат
Q(n) = 8r 2 N [ f0gP (n; r):
Якщо на змiнну квантор не навiшений, то ця предметна змiнна назива¹ться вiльною, а якщо навiшений, то змiнна назива¹ться зв'язаною. Отже предикат Q(n) ì๠îäíó âiëüíó çìiííó. Îò
оцей предикат ми i доведемо при всiх можливих значеннях
n = 0; 1; 2; : : :.
База iндукцi¨ перевiрка формули (8) при n = 0 форму-
ла правильна за домовленюстю про добуток нульово¨ кiлькостi множинкiв.
Iндуктивне припущення нехай вiдомо, що при деякому n ¸ 0 i ïðè âñiõ r ¸ 0 формула (6) правильна, де коефiцi¹нти
Cnr обчислюються за формулою (8).
Iндуктивний перехiд доводимо, що формула (6) лиша¹ться правильною, коли в лiвiй частинi ма¹мо n + 1 множиник,
à êîåôiöi¹íòè Cnr+1 обчислюються за формулою (8). Для доведення пiдносимо a + b äî n + 1-го степеня двома способами.
Один раз пiдносимо так (за формулою (6)) :
(a + b)n+1 = Cn0+1an+1 + Cn1+1anb + : : :
+ Cnr+1an+1¡rbr + : : : + Cnn+1+1bn+1; (10)
а другий так:
(a + b)n+1 = (a + b)n(a + b) =
(Cn0an +: : :+Cnr¡1an¡r+1br¡1 +Cnran¡rbr +: : :+Cnnbn)£(a+b) = Cn0an+1 + : : : + Cnran¡r+1br + : : : + Cnnabn+
Cn0anb + : : : + Cnr¡1an¡r+1br + : : : + Cnnbn+1: (11)
28
Iндуктивний перехiд буде завершено, коли ми доведемо рiвнiсть вiдповiдних коефiцi¹нтiв в формулах (6),(8), тобто лишилося довести, що
Cn0+1 = Cn0; Cnn+1+1 = Cnn; n ¸ 0;
а також
Cr |
= |
Cr¡1 |
+ |
Cr |
; n |
¸ 0 |
; |
1 · |
r |
· |
n: |
(12) |
n+1 |
n |
n |
|
|
|
|
|
Спiввiдношення (12) назива¹ться рекурентним спiввiдношенням для бiномних коефiцi¹нтiв.
Справдi,
Cn0+1 = Cn0 = 1; Cnn+1+1 = Cnn = 1; n ¸ 0;
за домовленiстю про добуток порожньо¨ кiлькостi множинiв. А при 1 · r · n
Cnr+1
=
= (n + 1)n : : : (n ¡ r + 2) 1 ¢ 2 ¢ : : : ¢ r
n(n ¡ 1) : : : (n ¡ r + 2) + 1 ¢ 2 ¢ : : : ¢ (r ¡ 1)
=
n(n ¡ 1) : : : (n ¡ r + 1) = 1 ¢ 2 ¢ : : : ¢ r
= Cnr¡1 + Cnr: (13)
Закiнчивши доведення рекурентного спiввiдношення ми закiнчили доведення формули (8)
3.4 Трикутник Паскаля
Спiввiдношення (12) да¹ ефективний спосiб пiдраховування бiномних коефiцi¹нтiв. Записавши бiномнi коефiцi¹нти в табли-
29
цю (ця таблиця назива¹ться трикутником Паскаля),
|
|
C0 |
|
|
|
|
0 |
C1 |
|
|
|
C0 |
|
|
|
C0 |
1 |
1 |
C2 |
|
C1 |
|
||
|
2 |
2 |
C2 |
2 |
|
C0 |
C1 |
C3 |
|
|
3 |
3 |
3 |
3 |
|
: : : |
|
|
|
Cn0 |
Cn1 |
: : : |
: : : |
Cnn¡1 Cnn |
бачимо, що крайнi елементи в них таблицях дорiвнюють одиницi, а кожен внутрiшнiй це сума двох верхнiх сусiдiв. n-èé
рядок (n = 0; 1; 2; :::) цi¹¨ таблицi складають бiномнi коефiцi-
¹íòè Cnr. Звернемо увагу, що нумерацiя елементiв послiдовостi елементами розширеного натурального ряду 0,1,2,3, ... ¹ поширеною в математицi практикою.
Випишемо 5 рядкiв трикутника Паскаля (нульовий, перший, другий, третiй та четвертий):
|
|
1 |
|
|
|
|
1 |
1 |
|
|
1 |
2 |
1 |
|
|
1 |
3 |
3 |
1 |
1 |
4 |
6 |
4 |
1 |
30