2.22 Предполагая, что p и q – атомы, определите

• следует ли q из (множества состоящего из) p и p Й q,

• следует ли ¬q из ¬p и p Й q.

2.23 G влечёт f тогда и только тогда, когда g и { ¬f } не выполнимо.

Определение 14 (Тавтология). Формула F называется тавтологией, или тождественно истинной формулой, если F истинно при любой интерпретации.

Понятие тавтологии ``двойственно'' понятию выполнимой формулы: F – тавтология тогда и только тогда, когда ¬F не выполнима. Определение эквивалентных формул, данное выше, может быть переформулировано следующим образом: F эквивалентна G, если F є G – тавтология.

2.24 Определить, какие из следующих формул являются тавтологиями: (p й q) ъ (q й p), ((p й q) й p) й p, ((p є q) є r) є (p є (q є r)).

2.25 Для любых формул f, g1,...,Gn (n і 1) : f следует из { g1,..., Gn } тогда и только тогда, когда (g1 & ··· & Gn) й f – тавтология.

Пропозициональный вывод

Существует другое определение следования, которое выглядит совершенно отличающимся от данного выше, но в действительности эквивалентное ему. В соответствие с этим определением, G влечёт F, если F может быть выведено из G с использованием определенного набора ``правил вывода''. Первое определение, основанное на интерпретации, – ``семантическое'', второе, основанное на понятии вывода – ``синтаксическое'' или ``дедуктивное''.

Выводы в логике высказываний – наш основной объект изучения до конца данной части.

Вывод строятся из конструкций, которые называются ``секвенциями''.

Определение 15 (Секвенция). Секвенция – это выражение вида G |– F (``F при посылках G'') или G |– ^ (``посылки G противоречивы''), где F – формула и G – конечное множество формул.

Мы определим, какие секвенции рассматриваются ``начальными'', и опишем несколько ``правил вывода'' для порождения новых секвенций из секвенций, порождённых ранее. Начальные секвенции называются аксиомами.

Определение 16 (Аксиомы). Аксиомы в исчислении высказываний имеют вид

{ F } |– F.

Мы определим 12 правил вывода, и удобно вводить их постепенно.

Предполагая, что это уже сделано, определим понятие вывода. Выводы у нас будут представляться в виде деревьев доказательства.

Определение 17 (Дерево доказательства). Дерево доказательства определим рекурсивно:

7. Деревом доказательства является пустое дерево доказательства, состоящее только из корня – аксиомы.

8. Пусть T₁, ..., T_k – деревья доказательства с корнями R₁, ..., R_k. Тогда

T1 ... Tk

S

(где S – некоторая секвенция) – дерево доказательства, если S может быть получена из R₁, ..., R_k с помощью одного из правил вывода. Корнем такого дерева является S.

Определение 18 (Доказуемая секвенция). Если существует дерево доказательства с корнем R, то R называют доказуемой секвенцией. Если этот корень имеет вид G |– F, то говорят о выводе формулы F из G.

В соответствие с дедуктивным определением следования говорят, что F следует из G, если существует вывод F из подмножества G.

Правила для конъюнкции и импликации

		G |– F G |– G				G |– F & G	G |– F & G
					(У&)
						G |– F	G |– G
	(В&)
		G |– F & G
		G И { F } |– G					G |– F G |– FЙ G
	(ВЙ)						(УЙ)
		G |– F Й G						G |– G

В каждом из этих пяти правил вывода, одно или два выражения над горизонтальной чертой представляют ``посылки'', к которым правило может быть применено, и выражение под чертой представляет ``заключение'' которое выводится по этому правилу. Правила В& и ВЙ – ``правила введения'' конъюнкции и импликации; У& и УЙ – ``правила удаления''. Подставляя конкретные формулы вместо метапеременных F и G и конкретные конечные множества формул вместо метапеременной G некоторое правило вывода, мы получаем пример этого правила. Например,

{q, r} |– p {p Ъ q, r} |– ¬q

{q, r, p Ъ q} |– p & ¬q

есть пример правила введения конъюнкции.

Пример простого вывода. . Выведем формулу q из посылки p & q. Этот вывод получается за один шаг с помощью второго правила удаления конъюнкции.

	{q} |– q
(У&)
	{p & q} |– q