Непейвода. Прикладная логика
.PDF18.2. МИНИМАЛЬНАЯ ЛОГИКА |
471 |
Шаг. Пусть 0 = n, где n — произвольное. Докажем 0 = n + 1. |
|
Поскольку 0 = n, имеем 1 = n + 1 (по аксиоме x, y(x = y x + 1 = |
|
y +1).) Тогда по транзитивности равенства 0 = n+1, что и требовалось |
|
доказать. |
|
Отсюда по аксиоме равенства следует x, y x = y. Подстановкой по- |
|
лучаем произвольную элементарную формулу t = u. |
|
А теперь индукцией по построению произвольной формулы A дока- |
|
зываем, что она выводима. В самом деле, для элементарных это доказа- |
|
но, а далее, поскольку все наши связки ведут от истинных к истинным |
|
(нет отрицания), это легко видеть. |
|
Итак, формула |
(18.7) |
A 0 = 1 |
|
является полноценной заменой отрицания в арифметике. |
|
Более того, в классической безотрицательной арифметике она сразу |
|
же оказывается полноценным классическим отрицанием. |
В самом деле, |
закон приведения к абсурду, очевидно, выполнен, поскольку опреде- |
|
лена как 0 = 1. A ¬ A является частным случаем классической тавто- |
|
логии |
|
A (A B). |
|
Четвертая сторона отрицания была первоначально предложена |
|||
Брауэром в качестве определения конструктивного смысла отрицания, |
|||
но Брауэр сразу же отказался от своей идеи. Это — |
определение отрица- |
||
ния A как такого действия, которое препятствует реализации (либо |
|||
обоснованию) A (превентивное отрицание.) |
|
||
§ 18.2. |
МИНИМАЛЬНАЯ ЛОГИКА |
|
|
Минимальную логику предложил Иогансон как исправление интуици- |
|||
онистской логики в связи с тем, что она не отказалась от казавшегося |
|||
парадоксальным закона ex falso quodlibet. Он просто устранил это пра- |
|||
вило из гейтинговской формализации. |
|
||
После такой модификации отрицание стало действительно очень сла- |
|||
бым высказыванием. Оно сохранило лишь одну сторону классического |
|||
отрицания — |
редукционное отрицание. |
|
В минимальной логике конечно же из противоречия не обязательно выводится все что угодно ,и противоречивая, теория может быть нетри виальной. Но тем, не менее, она в каком-то смысле вырожденна. -
472 ГЛАВА 18. ПРОБЛЕМА ОТРИЦАНИЯ
Предложение 18.2.1. В минимальной логике из противоречия выводит- |
||
ся отрицание любой формулы. |
||
Доказательство. В самом деле, если у нас имеется противоречие B и |
||
¬ B, то мы можем импортировать его в любой вспомогательный вывод. |
||
После импорта мы можем, предположив A, заключить по правилу при- |
||
ведения к абсурду (которое сохраняется) ¬ A. |
||
Пример 18.2.1. Рассмотрим интерпретацию лжи как истины.2 Тогда |
||
правило приведения к абсурду сохраняет силу, поскольку истина следу- |
||
ет из всего, что угодно. Значит, данная интерпретация моделирует мини- |
||
мальную логику. Но в такой интерпретации истинна (либо реализуема) |
||
любая формула вида ¬ A. |
||
В арифметике, в частности, отрицание моделируется в системе без |
||
отрицания. Из 0 = 1 выводима с помощью аксиомы индукции любая |
||
позитивная формула. |
||
Таким образом, в реальных аксиоматических теориях минимальная |
||
логика не дает никаких новых эффектов по сравнению с интуиционист- |
||
ской, и поэтому представляет интерес лишь для перепроверки области |
||
применения интуиционистских результатов. |
||
Упражнения к § 18.2 |
||
18.2.1. |
Дайте определение модели Крипке для минимальной логики. |
|
18.2.2. |
Проверьте, будут ли минимально доказуемы следующие форму- |
|
лы: |
|
|
|
1. |
(A B) & ¬ A B. |
|
2. |
(¬ ¬ A A) & (¬ ¬ A ¬ A) (A ¬ A). |
|
3. |
(¬ A B) (A B). |
|
4. |
¬(A & B) ¬ A ¬ B. |
|
5. |
¬ A ¬ B ¬(A & B). |
|
6. |
¬ x A(x) x ¬ A(x). |
18.2.3. Догадайтесь, на что заменить в арифметике без отрицания акси- |
ому
x ¬ S x = 0.
2 Именно так!
18.3. ЛОГИКА С СИЛЬНЫМ ОТРИЦАНИЕМ |
473 |
18.2.4. Каково соотношение безотрицательных фрагментов минималь- |
|||||||||||
ной и интуиционистской логики? |
|
||||||||||
§ 18.3. |
ЛОГИКА С СИЛЬНЫМ ОТРИЦАНИЕМ |
||||||||||
Грис модифицировал интуиционистскую логику в другом направлении, |
|||||||||||
введя в нее сильное отрицание , определяемое по правилам прямого |
|||||||||||
отрицания, и сохранив ex falso quodlibet. Правила естественного выво- |
|||||||||||
да для логики с сильным отрицанием формулируются по отдельности |
|||||||||||
для связок и для отрицаний связок. |
Таким образом, |
сильное отрицание |
|||||||||
работает по-разному в различных контекстах3 Для обычных связок пра- |
|||||||||||
вила остаются прежними. Для отрицания исчезает правило приведения |
|||||||||||
к абсурду, но остается правило ex falso quodlibet. |
|
||||||||||
|
Устранение Введение |
||||||||||
|
|
(A B) |
|
A B |
(18.8) |
||||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
A B |
|
|
(A B) |
|
|||||
Остальные правила для комбинаций отрицания и связок также следуют |
|||||||||||
классическим правилам формулировки отрицаний. В том числе имеется |
|||||||||||
и два правила для комбинации . |
Введение |
|
|||||||||
|
Устранение |
(18.9) |
|||||||||
|
|
|
A |
|
|
A |
|
||||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
|
|
A |
|
|
|
A |
|
Рассмотрим теперь определение модели Крипке для логики Гриса Струк тура миров остается такой же как в интуиционистской логике см. опре - деление В каждом мире, теперь элементарная формула( .может- иметь одно16.5из.1)трех. значений или что означает что значение формулы в данном мире неизвестно: >, Приuподъеме, по модели, возраста ют как множество истинных так и .множество ложных элементарных- формул что можно интерпретировать, следующим образом неизвест ность является( не равноправным логическим значением, а временным: -
3 Но конечно эти его действия взаимно согласованы иначе не получилась бы ло гическая, система, имеющая как и полагается отличной ,конструктивной логике четы- ре взаимосогласованные, интерпретации, естественный вывод алгебраическая система, - модели Крипке, реализуемость. : , ,
18.4. ЛОГИКА НЕПОЛНОЙ ИНФОРМАЦИИ |
475 |
Упражнения к
Дайте определение§ 18.3 реализуемости для формул логики с силь 18.3.1ным. отрицанием. - Как видоизменится доказательство теоремы полноты для логики
18.3.2с. сильным отрицанием?
Рассмотрим следующее рассуждение для любой форму 18.3.3лы. означает то же самое что и Рассмотрим. A теперь - ОноAэквивалентно Aно. эквивалентноA B. Таким образом(A B)эквивалентно, (A B Но поA &правиламB. формулировки, A отрицанияB последняя(формулаA & B)экви. , валентна что эквивалентно, Таким обра- зом AэквивалентноB, Взяв частныйA Bслучай. - получаем, A B а данная формулаA B. не то что невыводимаA а даA, же может бытьA ложнойA, в модели Крипке , , -
В чем дело?
Можно ли рассматривать сильное отрицание в классической ло
18.3.4гике. ? -
§ 18.4. ЛОГИКА НЕПОЛНОЙ ИНФОРМАЦИИ |
|
||
Одна из проблем, на которую мы уже неоднократно наталкивались — |
|||
неполные структуры, частично-определенные операции и прочее по- |
|||
добное. Эта проблема оказывается связана с вариациями понятия от- |
|||
рицания. |
|
|
|
В самом деле, рассмотрим простейшую логику неполной информа- |
|||
ции, созданную С. К. |
Клини. В ней три логических значения — |
истина, |
|
ложь и бессмыслица |
(неопределенность) u. Значение формулы, содер- |
||
жащей бессмысленные части, определено лишь в том случае, если его |
|||
можно вычислить, вообще не затрагивая бессмысленные подформулы. |
|||
Так, например, & u — |
ложь, а значение u u само есть u. |
|
|
При такой интерпретации ¬ u = u. |
|
||
Алгебраической интерпретацией подобных структур являются ре- |
|||
шетки с инволюцией. |
Решетка L называется решеткой с инволюцией, |
||
Определение 18.4.1. |
если задан ее антиизоморфизм на себя как упорядоченного множе ства, такой, что a a = a -
476 ГЛАВА 18. ПРОБЛЕМА ОТРИЦАНИЯ
Напомним, что отображение называется антиизоморфизмом чумов, |
||||
если оно взаимно однозначно и x < y f(x) > f(y). |
и 1, его можно |
|||
Поскольку этот антиизоморфизм меняет местами 0 |
||||
считать одной из форм отрицания. |
|
|
|
|
Заметим, что четырехэлементная решетка с двумя несравнимыми |
||||
элементами позволяет определить два отрицания. Покажем их на чер- |
||||
теже. |
1 |
|
|
(18.12) |
|
|
|
||
|
a = ¬ b = a |
|
b = ¬ a = b |
|
|
0 |
|
|
|
Упражнения к § 18.4 |
|
|
|
|
18.4.1. |
Чему равно (a ∩ b)? |
|
|
|
§ 18.5. |
ОСНОВЫ ЛОГИКИ ПРОТИВОДЕЙСТВИЯ |
|
||
Очевидно, почему Брауэр испугался собственной идеи превентивного |
||||
отрицания. Он, при всей внешней революционности, как уже было пока- |
||||
зано, максимально осторожно относился к идеям математики. А данное |
||||
понимание отрицания находится в грубейшем концептуальном проти- |
||||
воречии с идеей чистой математики. Ничто не может воспрепятствовать |
||||
математику сделать вывод, который следует из ранее доказанных пред- |
||||
ложений, даже если этот вывод противоречит другим ранее доказанным. |
||||
Другое дело, что такой вывод должен заставить пересмотреть некоторые |
||||
из ранее принятых положений. Итак, мы видим, что грубой математиче- |
||||
ской реализацией идеи Брауэра может служить правило modus tollens: |
||||
|
A B |
¬ B |
|
(18.13) |
|
¬ A |
|
|
|
Заметим, что modus tollens точно так же согласуется с отрицанием как |
||||
приведением к нежелательному результату: если из B следует нечто не- |
||||
желательное, то оно следует и из A. |
Поэтому данное правило нельзя |
считать прямым и сколько нибудь адекватным отражением идеи Брауэ ра Но при сохранении хотя- бы той части парадигмы современной мате- матики. , что значения и смысл математических утверждений не зависят-
18.6. ПАРАНЕПРОТИВОРЕЧИВАЯ ЛОГИКА |
477 |
от людей и не меняются со временем, если эти утверждения уже дока- |
||
заны, дальше двинуться невозможно. |
|
|
Рассмотрим теперь логику меняющегося мира, в котором действуют |
||
активные субъекты. Тогда задача воспрепятствовать истинности A ста- |
||
новится вполне осмысленной. Описание такого вида отрицания пред- |
||
ставляет нелегкую задачу. Остановимся на некоторых трудностях. |
||
Пример |
18.5.1. Рассмотрим ситуацию, где нам нужно воспрепятство- |
|
вать действию, заключающемуся в повороте на 180◦ некоторого устрой- |
||
ства. Тогда, если нам недопустимо прямо воздействовать на противни- |
||
ка и есть основания полагать, что распознать состояние устройства ему |
||
будет затруднительно, лучший способ помешать противнику — |
самому |
|
заранее выполнить этот поворот, дабы он своим действием восстановил |
||
желаемое нам состояние. |
|
|
Этот пример более или менее условный, но в восточных единобор- |
||
ствах известно, что часто лучший способ воспрепятствовать приему про- |
||
тивника — |
помочь ему. Также и интриганы часто препятствуют чему-то |
|
нежелательному, помогая проводящему в жизнь данное действие таким |
||
образом, |
чтобы он якобы добился успеха, а результаты были бы прямо |
|
противоположны ожидаемым. |
|
|
Итак, в логике противодействия каждое действие должно иметь обрат- |
||
ное. Этому условию противоречит обычная совокупность функциона- |
||
лов колмогоровской интерпретации, поскольку, в частности, |
функцио- |
|
нал, всегда принимающий одно и то же значение, необратим. Итак, в |
||
данной логике реализациями должны быть элементны некоторой груп- |
||
пы. Развитие логик реверсивных действий — одна из актуальных задач, |
||
которая пока еще не решалась. |
|
§ 18.6. |
ПАРАНЕПРОТИВОРЕЧИВАЯ ЛОГИКА |
|
Паранепротиворечивая логика отказывается от третьей стороны отри- |
||
цания, |
и, более того, рассматривает A и ¬ A как вполне совместимые |
|
случаи. Содержательным обоснованием этого является, напрмер, сле- |
||
дующее рассуждение. |
|
|
Пить водку вредно для здоровья. Поэтому водку |
|
|
пить нельзя. Но пить водку принято в нашем об- |
(18.14) |
|
ществе. Поэтому пить водку нужно. |
|
478 ГЛАВА 18. ПРОБЛЕМА ОТРИЦАНИЯ
Вариации на эту тему могут быть бесконечны.
Упражнения к § 18.6
Какая из рассмотренных в данной главе логик является паране 18.6.1.противоречивой? -
Глава Доказательства и программы19.
§ 19.1. ИЗОМОРФИЗМ КАРРИ-ХОВАРДА
Мартышкам стало холодно зимой Вдруг светлячок зажег огонь живой, Согреемся теперь конец мученьям. И« приложили светлячка, к поленьям.»—
(Рудаки. [23, стр. 212])
Поскольку конструктивное доказательство дает умственное постро ение возникает соблазн использовать его для построения и анализа про- грамм, История такого применения доказательств пожалуй берет на- чало от. забытой работы Карри и от его совместной, монографии, - с Ховардом один из результатов[33] которой мало того что изящен с математической[34],точки зрения но еще и выглядит необычайно соблаз нительно и поэтому слишком ,хорошо помнится. -
Рассмотрим фрагмент интуиционистской логики, в котором есть все- |
||
го одна связка . Формулы данного языка изоморфны типам в типи- |
||
зированном λ-исчислении. Это — |
первая основа изоморфизма. Вторая |
|
основа — |
уже ранее неоднократно подмеченная аналогия между при- |
менением функции к аргументу и правилом между абстракцией и правилом дедукции Начнем с примераmodus ponens, λ-
. .
Пример 19.1.1. Проанализируем доказательство формулы (A B)
480 |
|
|
|
|
|
|
ГЛАВА 19. |
ДОКАЗАТЕЛЬСТВА И ПРОГРАММЫ |
||||||||
((B C) (A C)). |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||||
A B |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||||||
|
|
|
A |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
|
|
B |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
B |
C |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
C |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
C |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
A |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
(19.1) |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||||||
|
(B |
|
|
C) |
|
|
(A |
|
C) |
|
|
|
||||
(A B) ((B C) |
|
(A C)) |
|
|||||||||||||
Построим по этому доказательству замкнутый |
λ-терм типа ((a → b) → |
|||||||||||||||
((b → c) → (a → c))), |
реализующий данную формулу. Поскольку |
|||||||||||||||
последним применялось правило дедукции, терм должен иметь вид λ- |
||||||||||||||||
абстракции |
|
|
λf(a→b). (· · · )((b→c)→(a→c)), |
(19.2) |
||||||||||||
где мы уже знаем и тип связанной переменной, и тип подкванторного |
||||||||||||||||
выражения. Аналогично, конкретизируя подкванторное выражение, ис- |
||||||||||||||||
ходя из его вывода, получаем |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|||||||
|
|
|
λf(a→b) |
. λg(b→c). (· · · )(a→c). |
(19.3) |
|||||||||||
Конкретизируя последнее выражение, |
опять получаем λ-абстракцию1: |
|||||||||||||||
|
|
|
λf |
(a→b). λg(b→c). λxa. (· · · )c. |
(19.4) |
|||||||||||
И, наконец, рассматривая внутренний подвывод, мы видим, что в нем к |
||||||||||||||||
x применялись f и g: |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
|
λf |
(a→b). λg(b→c). λxa. (g(fa)). |
(19.5) |
|||||||||||||
Итак, мы построили функционал, дающий композицию своих аргумен- |
||||||||||||||||
тов.Переходим к точным определениям. |
|
|
|
|
||||||||||||
Пусть задано разрешимое бесконечное множество исходных типов |
||||||||||||||||
T . Взаимно-однозначо сопоставим типы из |
T и пропозициональныебу- |
|||||||||||||||
квы. Тип, соответствующий импликативной формуле A — |
результат за- |
мены всех пропозициональных букв на элементарны типы и на →.
1 То что мы используем переменную для элементарного типа а и для функ циональных, , является лишь стилистическимx украшением. , f g — -