Svetlov_Filosofia_matematiki
.pdfФормализм |
151 |
|
Однако это только промежуточный результат, потому что цель Гёделя состояла в том, чтобы с каждой формулой и каждым доказа тельством связать один единственный номер. Для рассматриваемой формулы таким номером будет результат произведения первых де сяти простых чисел, каждое из которых берется в степени, соответ ствующей коду элементарного знака:
Код (гёделев номер) формулы (Ех)(х = sy) равен числу
28 Х з4 Х 511 Х 79 Х 118 Х 1311 Х 175 Х 197 Х 2з13 Х 299.
Пусть т обозначает гёделев номер формулы (Ех)(х = sy). Как вычислить гёделев номер конечной последовательности формул, представляющей доказательство? Это делается по аналогии с вы числением гёделева номера отдельной формулы. Допустим, дана следующая последовательность, в которой нижняя формула пред ставляет заключение верхней:
(Ех)(х = sy);
(Ех)(х = sO).
Гёделев номер первой формулы (посьшки) известен и равен числу m. Пусть число n обозначает гёделев номер второй формулы (заключения). Тогда результат произведения первых двух простых чисел (по числу формул, образующих доказательство), каждое из которых берется в степени, соответствующей гёделеву номеру формулы, будет гёделевым номером рассматриваемого доказатель
ства:
Цель подобного кодирования состоит в том, чтобы каждый знак арифметического исчисления, каждая его формула, каждая после довательность его формул получили соответствующий, только им присущий гёделев номер. Если гёделеву нумерацию провести пол
ностью, логико-математическое исчисление превратится в эквива
лентное ему арифметическое исчисление, в котором каждая логико математическая формула и последовательность таких формул при мут вид определенных арифметических формул (точнее чисел).
Метод кодирования позволяет каждое метаматематическое вы ражение перевести в арифметическую формулу. Обратная задача
]52 |
Глава 5 |
|
|
состоит в том, чтобы по данной арифметической формуле опреде лять, соответствует ли ей какое-нибудь осмысленное выражение или элементарный знак системы. Если число меньше или равно ]О, то оно, по определению, представляет гёделев номер. Если число больше ]О, то оно обозначает гёделев номер, если его можно раз
ложить на множители, каждое из которых представляет простое число, взятое в некоторой степени. В этом случае оно является но мером либо формулы, либо последовательности формул.
Примером может служить декодирование числа 243000000163:
]) 243 000 000;
2) 64 х 243 х ]5625;
3) |
26 Х |
з5 Х |
56; |
4) |
6 |
5 |
6; |
5) |
О |
|
О; |
6) |
0=0. |
|
|
Рассматриваемое число представляет результат произведения трех сомножителей, каждый из которых является простым числом, взятым в определеннойстепени. Следовательно,оно - гёделев но мер. Декодирование доказывает, что число 243 000 000 символизиру ет формулу О = О. Чтение приведенного построения снизу вверх по казывает этапы кодирования формулы определенным гёделевым номером. Чтение его в обратном порядке - этапы декодирования предъявленного числа. При этом может случиться так, что число может и не быть гёделевым номером. Например, число 100 боль ше ]О и должно быть результатом произведения простых чисел, взятых в квадрат или куб. Действительно, 100 можно представить как 22 х 52. Но, по определению, формула должна быть результа том произведения последовательно возрастающих простых чи сел. Однако в приведенной последовательности отсутствует про стое число 3. Значит, число 100 не является гёделевым номером.
Следующий шаг состоит в объяснении ключевой фразы гёделевского метода арифметизации: «Последовательность формул с гёделевым номером х есть доказательство формулы с гёделевым номером у». Формально: Pr(x, у). Если х и у не находятся в указан-
163 Nige/ Е., Newman 1. Ор. cit. Р. 76.
Формализм |
153 |
|
ном отношении доказательства, это символизируется как --.Pr(x, у), что читается как «неверно, что х представляет доказательство фор мулы с гёделевым номером у».
Допустим, даны формулыр Ир:::J (р V q). Вторая из них являет ся тавтологией и может служить аксиомой. Так как формулы состо ят из переменных для высказываний, они получают следующие гёделевы номера:
i |
l2 |
дляр; |
i |
l2 |
ХЗЗ х58 хil2 х112 хIЗ9 х179 ДЛЯР:::J(рvq). |
Легко увидеть, что гёделев номер высказывания р входит в каче стве первого сомножителя в гёделев номер высказыванияр :::J (р V q). Это позволяет сделать важный вывод. Одна формула является ча стью другой формулы, если и только если гёделев номер первой формулы составляет часть (сомножитель) гёделевого номера второй формулы. Значит, метаматематическое высказывание Pr(x, у) ис тинно, если и только если гёделев номер заключения у входит в ка честве одного из сомножителей в гёделев номер доказательства х. Вернемся к гёделеву номеру доказательства k = 2т х 3". В новой записи оно выглядит так - Pr(k, n) - и означает, что k является гёделевым номером доказательства формулы под кодовым номером n. Так как формула с номером n входит в качестве составной части в номер доказательства k, то высказывание Pr(k, n) истинно.
Сказанногодостаточно, чтобы понять смысл основных доказа тельств Гёделя.
(1)Сначала Гёдель показывает, как в построенном им арифмети ческом исчислении можно сконструировать формулу G, коди рующую метаматематическое высказывание «формула G не до
казуема». Формально: G = --. (Ех) Pr(x, G) (гёделев номер
высказывания «не существует ни одного числа х, представ
ляющего гёделев номер доказательства формулы G» равен G).
(2)Затем Гёдель устанавливает, что формула G доказуема, если и только если ее логическое отрицание --.G также доказуемо. Это означает, что если, скажем, формула G выводима из аксиом арифметического исчисления, то должна быть выводимой и формула --.G как ей эквивалентная. Обратное также верно. До-
154 |
Глава 5 |
казательство формулы -,G означало бы существованиедоказа тельства G. Но арифметическое исчисление непротиворечиво, и наличие в нем двух противоречащих друг другу формул не возможно. Значит, формулы G и -,G обе не выводимы из акси ом арифметическогоисчисления,т. е. они обе - неразрешимые арифметические высказыванияl64•
(3) Гёдель также доказывает, что хотя G и не доказуема как ариф
метическое высказывание, она все же истинное метаматемати
ческое утверждение. Раз формула G сама утверждает о самой себе, что она недоказуема, и это действительно так, то она вне
всякого сомнения истинное высказывание.
(4)Таким образом, арифметическое исчисление содержит не толь ко неразрешимое, но и истинное высказывание G. Значит, ак сиомы арифметики неполны в том смысле, что из них нельзя дедуцировать все арифметические истины. Кроме того, аксио мы арифметики неполны существенно. Даже если к арифмети ческому исчислению добавить новые аксиомы, чтобы вывести формулу G, в расширенном исчислении появятся новые нераз
решимые высказывания.
(5)Следовательно, если арифметическое исчисление непротиво речиво, то оно неполно. Формула G, которая утверждает свою собственную недоказуемость, эквивалентна высказыванию
«эта система аксиом неполна», потому что представляет при
мер истинного и неразрешимого предложения. Значит, верно «если система аксиом непротиворечива, то следует, что фор мула G истинна».
Пусть А - высказывание «существует формула, которая недо
казуема», которое эквивалентно утверждению «система аксиом арифметики непротиворечива». Тогда истинна формула А ~ G, из которой при допущении существования доказательства А следует доказательство G. Но, как было уже показано, формула G недока зуема. Этого достаточно, чтобы сделать решающий вывод: метама-
164 Высказывание Р формализованной системы S разрешимо, если существует эффективная процедура вывода, позволяющая определить, является ли Р тавтоло гией S. Теория S разрешима, если для каждой проблемы, которую можно сформу лировап. в ее словаре, существует положительное или отрицательное решение.
Причем это решение можно получить алгоритмически, следуя правилам вывода S.
Формализм |
155 |
|
тематическими средствами, переведенными на язык арифметиче ских формул, невозможно доказать непротиворечивость арифмети ки. Иными словами, непротиворечивость арифметики нельзя дока зать арифметическими средствами.
Оценка программы Гильберта
Как и все рассмотренные ранее проrpаммы обоснования матема тики, проrpамма Гильберта интересна не столько заявленными целя
ми, сколько непосредственными и отдаленными последствиями сво
ей реализации. Ее цели заключались в формализации и финитизации всей классической математики, избавлении ее от парадоксов, в при ближении формализованного математического доказательства к ру тинным мыслительным операциям дедуктивного характера. Но ни одна из этих целей не бьша достигнута. Классическая математика не бьша формализована в полном объеме; парадоксы в математике не допускались лишь в той степени, в какой бьшо возможно провести финитное обоснование; матемШ'Ическое доказательство оказалось не возможным свести к дедукции. Самым интересным следствием попы ток Гильберта превратить всю матемШ'Ику в формальную систему можно считать доказательство Гёделем оrpаничительных теорем.
Выдающееся значение этих теорем следует видеть в том, что они объясняют принципиальные причины неудачи проrpаммы Гильберта и любой другой проrpаммы, предполагающей формали зации элементарной арифметики. Теорема Гёделя о неполноте в лапидарной формулировке говорит о том, что любая формализо ванная математическая система, включающая арифметику, либо противоречива, либо неполна, т. е. содержит некоторую недоказуе мую, но истинную формулу. Непосредственные следствия )Той теоремы хотя и касаются прежде всего формальных систем, вклю чающих арифметику, но имеют также и философское значение.
Во-первых, согласно этой теореме нельзя сконструировать формальную систему, в которой множество истинных формул в точности совпадало бы с множеством доказуемых формул. Множе ство доказуемых формул всегда будет собственным подмножеством множества истинных формул. Значит, никакая аксиоматизация (система аксиом) не способна подчинить все истинные утвержде ния данной формальной системы. Ни одна аксиоматизация не мо-
156 |
Глава 5 |
|
|
жет считаться, следовательно, единственной и исчерпывающей. Всегда можно сконструировать более полную. И этот процесс нико гда не может быть завершен, по крайней мере теоретически. Ре зультаты Гёделя прямо подтверждают справедливость допущения потенциальной бесконечности и конструктивности процесса мате
матического познания.
Аксиоматизация арифметики не охватывает все истины арифме тики. Значит, аксиоматическое доказательство более ограниченно, чем обычное математическое доказательство. Требования строгости и надежности математического доказательства сужают творческий потенциал работающих математиков.
Во-вторых, ни одно высказывание, выражающее непротиворе чивость арифметики, не может быть доказано средствами самой арифметики. «Ценой больших усилий, приложенных Гильбертом и
представителями его школы для выполнения его программы, им уда
лось получить строго финитными методами непротиворечивость весьма широкой подсистемы арифметики; подсистема эта имеет лишь тот недостаток, что принцип индукции формулируется в ней в ослабленной форме, что препятствует применению его к квантифи цированным предложениям. Следствие из теоремы Гёделя показыва ет, что такой частичный неуспех гильбертовской школы объясняется отнюдь не недостатком изобретательности ее представителей; на
против, мы знаем теперь, что они продвинулись В этом направлении
настолько далеко, насколько это вообще было возможно»)165.
Результаты Гёделя не исключают метаматематического доказа тельства непротиворечивости арифметики. Они только исключают возможность такого доказательства средствами самой арифмети ки. Это затрудняет программу финитного обоснования математики Гильберта, но не доказывает ее принципиальную неосуществимость. Помимо прочего, обсуждаемое следствие говорит также о том, что применяемая в доказательствах аналитика должна быть в принципе более богатой по своим синтаксическим и семантическим свойст вам, чем синтаксис и семантика исследуемой системы. Прогресс математики предполагает, таким образом, что развитие аналитиче ских средств должно обгонять по определенным параметрам разви тие самих формальных систем.
165 ФреНКeJlЬ А. А., БаР-ХWUleJl И. Указ. соч. С. 370.
Формализм |
157 |
Результаты Гёделя не были единственными, которые объясняли I1rичины ограниченных возможностей формализации. Среди них особый интерес представляет теорема А. Тарского об истине: мно жество всех истинных высказываний непротиворечивой формализо ванной системы, включающей элементарную арифметику, неопреде ;lИМО в этой системеl66 . Доказательство этой теоремы, как признается Тарский, обязано во многом теоремам о неполноте Гёделя.
В-третьих, существование неразрешимых высказываний в фор \l3лизованной арифметике поднимает общий вопрос о неразреши \lOсти как фундаментальной особенности всех формализованных систем. В 1936 г. А. Чёрч доказал, что элементарная арифметика не rазрешимаl67. Значит, и всякая теория, включающая арифметику, гакже неразрешима. Интерес к проблеме разрешимости не ослабе вает и сейчас, когда математика постепенно трансформируется в Ilayкy о вычислительном эксперименте. Доказательство неразре шимости той или иной проблемы экономит время и ресурсы разра ботчиков различных компьютерных программ. В более широком контексте существование неразрешимых теорий означает запрет «природы» на возможность конструирования универсального и аб солютно эффективного метода решения какого-либо одного класса задач. Но если это невозможно даже для одного класса, то это тем более невозможно для задач произвольного класса. То, что абсо лютный метод, как и вечный двигатель, находятся под запретом, не должно внушать пессимизм и тревогу. Наоборот, неразрешимость как принципиальная черта развивающейся математики порождает, пока существует человечество, вполне обоснованный оптимизм в се непрерывный прогресс.
Теоремы Гёделя также значительно повлияли на начавшийся процесс изменения приоритетов символической логики в послед ней четверти прошлого столетия.
Современная логика создавалась под влиянием идей Дж. Буля о логике как алгебре законов мысли168 и логицистских идей Лейбница и Фреге. Гильберт с энтузиазмом воспринял идею Буля о логике как исследовании законов мысли. Как и Лейбниц, Гильберт считал, что
логика выражает структуру нашего мышления; подчиняется строго
166 TarskiA. Logic, semantics, metamathematics. Oxford. 1957. Р.247.
167ChurchA. Ор. cit. Р. 89-107.
168Boole G An investigation ofthe 1aws ofthought. N. У., 1958.
158 |
Глава 5 |
|
|
определенным правилам; каждый знак формальной теории выража ет некоторый объект нашей мысли таким образом, что между зна
ками и мыслями существует точное соответствие, и операции с
мыслями однозначно могут быть заменены операциями со знаками. Но действительно ли законы символической логики являются зако нами нашего мышления? Можно ли утверждать с полной уверенно
стью, что математическое доказательство есть строго дедуктивная
процедура - вывод теорем из аксиом? Что формализация есть га рантия не только от ошибок, но и творческих решений проблем? От вет, очевидно, отрицательный. Ни одна из рассмотренных программ обоснования математики, заботясь исключительно о надежности и
строгости математического рассуждения, ничего не предложила в
качестве обоснования собственно творческой составляющей матема
тического мышления.
После Гёделя все большее число математиков и логиков скло
няется к тому, что «творческие и интуитивные аспекты математи
ческой работы не поддаются логической формализации»169, что
математика - это не деятельность идеального, никогда не совер
шающего ошибок математика, а открытая самонастраивающаяся и
самокорректирующаяся система, нуждающаяся в непрерывном ин
формационном взаимодействии с внешней средой со всеми связан ными с этим рисками и выгодами. Идеал такой математики - не формализация всех своих теорий, а создание некоторой эвристиче ской недедуктивной процедуры решения проблем. Логика матема тики в таком понимании - логика не только обоснования, но и изобретения гипотез. Но такая логика - пока что дело будущего.
169 Feferman S. та! does 10gic have to tell us аЬои! mathematical proofs? // The Mathematical !пtеlligепсег. 1979. Vol. 2. Р. 20.
Приложение 1
Символическая логика (основные Аопущения и опреАеления)
Современная логика - это символическая логикаJ7О• Ее назна
чение выражает следующее определение:
Символическая логика - это теория исчислений.
Исчислением принято называть формальный алгоритм по строения новых символических объектов из заданных. Знаки и пра
вила оперирования с ними в каждом исчислении тщательно опре
деляются. Каждый введенный знак имеет свой точный смысл. Каждое правило трактуется однозначно. Благодаря такой опреде
ленности удается точно выражать логическую структуру рассужде
ний, логические связи между ними, эффективно преобразовывать одни рассуждения в другие. Именно эти особенности обеспечили широкое использование символической логики в исследованиях по основаниям математики, искусственному интеллекту, информатике, лингвистике и многим другим областям научного знания.
В настоящее время символическая логика представляет доста точно обширную и дифференцированную совокупность теорий и исследований. Тем не менее, можно выделить логику высказываний (ЛВ) и ее расширение - ЛOf'ику предикатов (ЛП) в качестве общего базиса.
170 Полное изложение данной темы см.: Светлов В. А. Современная логика.
СПб., 2006.
160 |
Приложение 1 |
Классическая символическая логика включает:
(1)синтаксис - правила построения формализованного языка;
(2)семантику - правила интерпретации выражений построенного
языка как осмысленных;
(3)правила вывода - правила, позволяющие из посылок умозак лючений выводить необходимые следствия.
Отметим, что эти части являются каноническими не только для классической, но и всех неклассических логик.
Отличают оба вида логик друг от друга следующие два допу
щения:
(1)Значение истинности неквантифицированных высказываний од нозначно определяется значением истинности образующих их простых (атомарных) высказываний.
(2)Высказывания, имеющие одно и то же расширение (один и тот же объем или одно и то же значение истинности), считаются эквива
лентными.
Если логика выполняет оба допущения, значит, она является классической. В противном случае, т. е. когда не выполняется хотя бы одно из указанных допущений, логика должна быть отнесена к
разряду неклассических.
Логика высказываний
Основные опреАелеНИR и АопущеНИR логики высказываний
Логика высказываний основана на определенных базисных по нятиях и допущениях. Рассмотрим их последовательно. Исходным в ЛВ является понятие высказывания.
Высказывание ЛВ - предложение, выражающее простое или сложное
суждение.
Утверждение «Бессмертная любовь, рождаясь вновь, нам неиз бежно кажется другою» (В. Шекспир) обладает субъектом, предика-