Текст
                    С. К. Клина
mathematical МАТЕМАТИЧЕСКАЯ
L0GIC i ЛОГИКА
STEPHEN COLE KLEENE l Перевод с английского
Cyrus С. MacDuffee Professor of Mathematics * Ю. А. Гастева
The University of Wisconsin, Madison у ПОД редакцией
1 Г. Е. Минца
JOHN WILEY & SONS, INC. ' ' •
New York • London • Sydney ' ИЗДАТЕЛЬСТВО «МИР»
1967 МОСКВА 1973


УДК 517. И. 51712 Имя одного из крупнейших современных специалистов в области мате- математической логики С. К. Клини знакомо советскому читателю по русскому переводу его фундаментального труда «Введение в метаматематику» (ИЛ, 1957), ставшего настольной книгой для всех, кто занимается математической логикой, рекурсивными, функциями и основаниями математики. Новая его книга пред- представляет собой существенно усовершенствованный, расширенный и приближен- приближенный к нуждам университетского преподавания вариант «чисто логической» части этой всемирно известной монографии. Тщательно продуманные иллюст- иллюстративные упражнения помогают читателю усвоить излагаемый, материал. Книга может быть использована,как учебное пособие по курсу математи- математической логики в университетах и пединститутах; таким образом, она адресо- адресована прежде всего преподавателям, аспирантам и студентам. Она привлечет также внимание всех занимающихся или интересующихся математической ло- логикой. Редакция литературы по математическим наукам .I*223' 041@1)-73 Перевод на русский язык. «Мир», 1973 С. Клинн МАТЕМАТИЧЕСКАЯ ЛОГИКА Редактор Г. М. Цукерман. Художник К. П. Сиротов. Художественный редактор В. И. Ша- Шаповалов. Технический редактор Г. Б. Алюлнна Сдано в набор 7/VT 1973 р. Подписано к печати 26/Х 1973 г. Бум. тип. № 3 60X90'/i6= = 15бум. л. Печ. л. 30. Уч-изд. л. 33,24. Изд. № 1/6846. Цена 2 р. 50 к. Зак. 865 ИЗДАТЕЛЬСТВО «МИР» Москва, 1-й Рижский пер., 2 Отпечатано в ордена Трудового Красного Знамени Ленинградской типографии №.2 имени Евгении'Соколовой Согазполиграфпрома прн Государственном кбмитете Совета Минист- Министров СССР по делам издательств, полиграфии и книжной торговли, 198052, Ленинград, Измайловский проспект, 29 с матриц ордена Трудового Красного Знамени Первой Образ- Образцовой типографии им. А. А. Жданова Союзполигра"фпрома при Государственном комитете Совета Министров СССР по делам издательств, полиграфин и книжной торговли. Москва, М-54, Валовая, 28 ПРЕДИСЛОВИЕ К РУССКОМУ ИЗДАНИЮ Имя автора этой книги не нуждается в рекомендации. На его «Введении в метаматематику» выросло не одно поколение спе- специалистов по математической логике и основаниям математики. Отличия настоящей книги от классического «Введения» доста- . точно ясны из авторского предисловия. В двух словах они . сводятся к тому, что перед нами теперь не руководство, пре- претендующее (и не без оснований) на полноту освещения обшир- обширного комплекса проблем, а университетский учебник. С другой стороны, в этот учебник, несмотря4" на его скромный объем, попали многие вопросы, не нашедшие места в большой книге Клини (например, иерархия степеней неразрешимости, интер- интерполяционная теорема, теоремы Бета и Робинсона). Существенно и то, что характерный для «большого Клини» фи- финитный, метаматематический, теоретико-доказательственный под- подход здесь часто заменяется теоретико-множественным, модельным. Как и во «Введении в метаматематику», автор тщательно различает конструктивные и неконструктивные доказательства. И все-таки трудно отделаться от ощущения, что в этой книге он охотно отдает предпочтение вторым. Считая излишним загромождать подобное издание ссылками и комментариями, мы предпочитали следовать автору, отсылая читателя в нужных случаях за разъя- разъяснениями к «Введению в метаматематику». Исключение сделано лишь для теорем Генцена и Эрбрана. По разным причинам представляется желательным иметь метаматема- метаматематические доказательства этих теорем, играющих вместе со своими обобщениями столь важную роль в современной теории доказа- доказательств. Этим доказательствам посвящены небольшие добавления редактора перевода.
ПРЕДИСЛОВИЕ К РУССКОМУ ИЗДАНИЮ При переводе мы,_ как правило, следовали при выборе терминологии русскому изданию «Введения в метаматематику», ставшему в известном смысле уже классическим. (В частности, мы сохранили закрепившееся написание фамилии автора, хотя сам он произносит ее «Клейни».) Для большей гибкости стиля и максимального согласования с появившейся с тех пор литера- литературой мы позволили себе, впрочем, в некоторых случаях вводить равноправные синонимы («схема аксиом» и «аксиомная схема», «таблица истинности» и «истинностная таблицами т..п.). Мы выражаем искреннюю признательность автору, любезно приславшему список опечаток и исправлений к английскому изданию (французский перевод, изданный в 1970 г., оказался практически калькой с английского и дополнительных изменений не вызвал), а также Р. И. Пименову и В. А. Лившицу за помощь при переводе. Ю. А. Гастев Г. Е. Минц Посвящается Нэнси ПРЕДИСЛОВИЕ После выхода в свет моего «Введения в метаматематику» A952),v предназначенного для студентов старших курсов1), я не собирался писать другую книгу. Но в силу различных обстоятельств мне пришлось размышлять о необходимости краткого изложения отдельных разделов «Введения», рассчитанного на более широкую аудиторию или на менее подготовленных читателей. Эти размыш- размышления привели меня к новым вариантам изложения2), и благо- благоприятный прием, который они встретили, в конечном счете и склонил меня к тому, чтобы подготовить теперешнюю книгу, рассчитанную на начинающих3). Во «Введении в метаматематику» (в дальнейшем цитируется как [ВМ]) изложение математической логики как таковой начиналось лишь с пятой главы (на основе некоторых определений, дан- данных в гл. IV). Подготовленные студенты могут пройти вводный ¦ материал первых глав [ВМ] достаточно быстро. Но для менее, подготовленных студентов или в условиях, когда на курс отведено меньше времени, трата времени на столь подробное введение является ненужной роскошью. И теперь я пришел к убеждению, что как с педагогической, так и с научной точек зрения более разумно с самого начала приступать непосредственно к изучению логики, даже если и не все мотивы и не все критерии выбора того или иного способа изложения выявлены заблаговременно. А соответствующее «введение» можно сделать и позже. х) В оригинале: «for students at the first-year graduate level».—Прим. перев. 2) См. последние пять моих публикаций из списка литературы на стр. 457 — 458. щ 8) В оригинале: «for undergraduate students in the Junior year».— Прим. перев.
ПРЕДИСЛОВИЕ1 Исходя из этих соображений, я отвел часть 1 (гл. I—Щ) настоящей книги достаточно подробному, хотя и элементарному рассмотрению математической логики (узкому исчислению пре- предикатов), что по существу соответствует материалу гл. V—VII и § 73 [ВМ]. Изложение здесь не Исчерпывается каким-либо одним вариантом формулировки логической теории и приобрете- приобретением должных навыков в этом направлении, что можно было бы сделать даже и на более элементарном уровне. Для работ сов- современных логиков характерно весьма гибкое изложение материала, использующее различные формулировки одних и тех же идей, с переходами от одной формулировки к другой, более соответст- соответствующей конкретным целям данного момента. В соответствии со сказанным читатель в части I книги встретится сначала с более полным, нежели в [ВМ], изложением теории моделей (основанном на истинностных таблицах), затем с гильбертовской теорией доказательств (основанной на системах постулатов с правилом modus ponens) и, наконец, с теорией доказательств, пользующейся и производными правилами вывода. Эти производные правила по существу очень близки к правилам, принятым в генценовских системах натурального вывода, которыми я пользуюсь при пре- преподавании логики начиная с 1936 г. (В гл. VI вводится четвертая формулировка логики в виде генценовских секвенциальных систем.) Вторая часть книги задумана как дополнение к первой (в предположении, что та усвоена достаточно основательно) и как введение в некоторые новые идеи и более глубокие резуль- результаты логических исследований нашего времени. В части II изло- изложение носит менее элементарный характер, чем в части I. В зависимости от времени, отводимого на курс, и степени подготовки аудитории часть Ч11 можно проходить в обзорном порядке или же более подробно. Я никогда не считал, что сред- среднему студенту полезно пропускать весь трудный материал, полностью овладеть которым могут лишь самые сильные студенты. Все -же мой опыт преподавания показывает, что если опускать более специальные параграфы, отмеченные звездочками, то в те- течение одного семестра удается пройти часть материала гл. VI. Если говорить о содержании части II более конкретно, то гл. IV Служит запоздалым «введением» (сокращенным вариан- вариантом гл. I — III [ВМ]) и содержит также введение и в общий ПРЕДИСЛОВИЕ очерк формальной арифметики (гл. IV и- VIII [ВМ]). Глава V содержит обзор знаменитых результатов Гёделя, Чёрча и др., касающихся неполноты и неразрешимости; изложение ведется в терминах машин Тьюринга, зачастую без подробных доказа- доказательств. (Обзор этот касается основных результатов § 42 и части III [ВМ], но не касается подробностей развитой там теории.) Эти главы посвящены не столько чистой логике, сколько осно- основаниям математики. В гл. VI основное внимание вновь уделяется логике. Теорема Гёделя о полноте и теорема Генцена (а также теоремы Лёвенгейма, Скулема, Эрбрана, Генкина, Бета, Крейга и А. Робинсона) дока- доказываются здесь с помощью методов, получивших распространение лишь начиная с 1955 г. Имеются более компактные доказательства теоремы Гёделя о полноте. Избранный здесь способ изложения основ предмета удобен, по-видимому, тем, что почти с самого начала ясно общее направление движения, а кроме того, можно надеяться, что, проявив достаточно терпения при рассмотрении деталей, мы в" конце концов достигнем цели. Кроме того, такой подход позволяет быстро (хотя и неконструктивно) доказать теоре- теорему Генцена. (Глава эта соответствует части IV [ВМ], но сильно отличается от нее по общему подходу и отбору результатов.) Прохождение всего материала гл. VI в течение одного семестра может быть облегченб за счет того, что гл. IV и V полностью исключаются из курса, который, таким образом, минуя вопросы оснований математики, полностью сосредоточивается на проблемах логики. (Из материала гл. IV и V лишь очень немногое исполь- используется затем в гл. VI, так что, опуская эти две главы, мы пожертвуем очень немногим из содержания последней главы.) 1 В книге довольно много упражнений, но они не покрывают всех рассматриваемых в ней вопросов (особенно это относится к части II). Книга не предназначена быть пособием для решения задач. При ее чтении следует отказаться от психологии первокурсника, полагающего, что учебник только для того и нужен, чтобы по- помогать в решении упражнений. Для настоящего понимания духа предмета особенно важно овладение определениями. Благодарю X. Уильяма Оливера и Эдварда Полса за предо- предоставление мне записей моих лекций, которые читались в летних
10 ПРЕДИСЛОВИЕ школах, организованных Национальным научным фондом, в Уиль- ямстауне в 1956 г. и в Брунсвике в 1961 г. Лекции и конспекты в 1961 г. были переработаны, а в настоящей книге подверглись Дальнейшей переработке и.изложены значительно более подробно. При переработке были использованы предложения X. Джерома Кислера, Георга Крайзеля и Джулиуса Р. Вайнберга. Кислер на основе своего опыта преподавания по рукописи книги пред- предложил дальнейшие усовершенствования, а также добавил в нее восемь упражнений. Вайнберг, Уильям У. Бун, Бартон Дребен и Ян ван Хейеноорт помогли мне в -составлении библиографии. ' Дребен и ван Хейеноорт, кроме того, помогли оценить результаты Лёвенгейма, Скулема и Эрбрана более точно, нежели это обычно делается. В заключение благодарю Уильяма Э. Риттера, читав- читавшего корректуру книги параллельно со мной и внесшего в нее ряд исправлений. С. К- Клинш Часть I ЭЛЕМЕНТАРНАЯ МАТЕМАТИЧЕСКАЯ ЛОГИКА Глав а I ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ § 1. Лингвистические соображения; формулы Математическая логика (называемая также символической ло- логикой)—это логика, развиваемая с помощью математических ме- методов. Этот термин' имеет и другой смысл: изучать математиче- математическую логику—значит изучать логику, используемую в математике. Логика выполняет важное назначение: она говорит нам, что из чего следует. Излагая математическую теорию, мы всякий раз пользуемся логикой. Общеизвестным примером служит изло- изложение геометрии в «Началах» Евклида C30—320 гг. до н. э.), где с помощью логики теоремы выводятся из аксиом (постула- (постулатов). Да и любой другой математический текст демонстрирует нам логические связи. И не только математический — логика используется точно так же -для систематизации научного знания вообще, да и в повседневной жизни она служит инструментом рассуждений и доказательств. Итак, мы собираемся изучать логику, и притом с помощью математических методов. Но тут мы встречаемся с парадоксом: разве для того, чтобы изучать логику с помощью математики (да и вообще любым систематическим методом), нам не придется пользоваться самой логикой? Этот парадокс решается просто, но чтобы до конца понять, как это делается, потребуется некоторое время. Основная идея здесь состоит в том, что мы будем тщательно различать логику, которую мы изучаем, и логику, с помощью которой это делается. Но тогда нам придется различать и соответствующие языки: изу- изучаемая нами логика формулируется на некотором языке, кото- который мы будем называть предметным языком (или языком-объек- языком-объектом), поскольку этот язык—так же как и связанная с ним ло- логика— является предметом (объектом) нашего изучения: Язык же, в рамках которого мы исследуем предметный язык (употреб- (употребляя при этом те логические средства,. которые могут понадо-
12 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ биться), мы так и назовем языком исследователя1). Соответствен- Соответственно можно говорить о предметной (или объектной) логике и ло- логике исследователя. Необходимо все время помнить об этом различии между изу- изучаемой (предметной) логикой и логикой как средством такого изучения (т. е. логикой исследователя). Тому, кто не готов к этому, стоит сразу же закрыть эту книгу и подыскать себе другое занятие по вкусу (скажем, составление шарад или пче- пчеловодство). "* Логика — подобно, например, физике или истории — насыщена весьма богатым и разнообразным материалом. И по примеру дру- других наук мы начнем со сравнительно ограниченного и нетруд- нетрудного ее раздела, чтобы затем иметь возможность продвигаться вширь и вглубь. Раздел логики, с которого мы начнем, посвящен изучению связей между высказываниями — связей, определяемых исключи- исключительно тем, каким образом одни высказывания строятся из дру- других, «элементарных», играющих при этом роль строительных . блоков. Эту часть логики называют логикой высказываний, или исчислением высказываний2). Мы воспринимаем высказывания через выражающие их пове- повествовательные предложения некоторого языка (предметного язы- языка). Высказывания суть смыслы этих предложений3). Повест- Повествовательные предложения выражают высказывания (в то время как вопросительные предложения выражают вопросы, а повели- повелительные предложения—приказания, команды). Одно и то же высказывание может быть выражено разными (повествователь- (повествовательными) предложениями. Например, предложения «Джон играет с Джейн» и «Джейн играет с Джоном» выражают одно и то же высказывание, а предложение «Джон играет с_ Мери» — некото- некоторое другое высказывание. Если отношение < обычным образом связано с отношением >, то предложения «5 < 3» и «3 > 5» вы- 1.) Такой язык обычно называют «метаязыком» (или, иногда, «синтакси- «синтаксисом»). Однако такая терминология подразумевает дополнительные смысловые оттенки, характеризующие область исследования или используемые методы. Ср. стр. 62—65, особенно конец стр. 63, нашего «Введения в метамате- метаматематику» (стр. 1—63 русского издания. — Перев.), которое в дальнейшем будет кратко обозначаться «[ВМ]» (всюду в дальнейшем ссылки даются на рус- русское издание [ВМ]; то же относится ко всем цитируемым изданиям, имею- имеющимся в русском переводе. — Перев.). В учебнике французского языка, написанном по-английски, французский язык является предметным, а английский—-языком исследователя. 2) Строго говоря, эти термины — не синонимы (и уж-, во всяком случае, слова «логика» и «исчисление» имеют различный смысл), но такое различение в этой книге будет играть роль лишь в части II. — Прим. перев. 3) Поэтому некоторые авторы называют эту часть логики «логикой пред- предложений», или «исчислением предложений». § 1. ЛИНГВИСТИЧЕСКИЕ СООБРАЖЕНИЯ; ФОРМУЛЫ 'С 13 ражают одно и то же высказывание.(причем ложное), а именно, что после прибавления к.. 5 некоторого положительного числа получается 3; предложение же «52—4а = 10» выражает некоторое другое высказывание (также ложное). Каждое из этих . трех предложений выражает утверждение относительно результата некоторой математической процедуры; в двух первых предложе- предложениях говорится об одной и той же процедуре, в третьем—о другой. Предложения «3 — 2=1» и «D81 —581) +101 = 1» выра- выражают два разных высказывания (оба истинные). Чтобы сэконо- сэкономить время и обеспечить себе гибкость в приложениях, мы не станем сейчас описывать никакие конкретные предметные языки (примеры будут даны позже). В этой главе мы будем предполагать только, что рассматри- рассматривается тот или иной предметный язык, в котором выделен не- некий класс (повествовательных) предложений; причем этот класс состоит из некоторых определенных предложений (упомянутых выше «строительных блоков»), а все прочие предложения могут быть построены из них посредством некоторых операций описы- описываемым ниже способом. Эти предложения мы будем называть формулами, поскольку они — или хотя бы их названия-сбудут выражаться с помощью математической символики. Прежде всего в нашем языке нам понадобятся однозначно построенные предложения, внутренняя структура которых нас совершенно не будет интересовать (пока мы остаемся в преде- пределах исчисления высказываний), — нам надо лишь уметь распоз- распознавать и различать их. Мы назовем эти предложения элемен- элементарными формулами, или атомами, и будем обозначать их прописными буквами конца латинского алфавита: «Р», «Q», «R»,... ..., «Рх», «Р2», «Р3», . Различные буквы будут представлять различные атомы, а каждая из них на протяжении любого конкретного рассуждения должна обозначать один и тот же. атом. Кроме того, нам будут нужны пять конкретных операций (конструкций), позволяющих из данных предложений строить новые предложения. Исходя из элементарных формул (атомов), мы можем использовать эти операции снова и снова для построе- построения других предложений — сложных формул, или молекул1). Фор- Формулами мы будем называть элементарные формулы и сложные формулы. Если А и В — какие-либо -данные формулы (т. е. либо атомы, либо уже построенные сложные формулы),' то А~В, А 1э В, А&В, AVB также являются (сложными) формулами. Если А—данная формула, то —iA—также (сложная) формула. 1) Аналогия с химией достаточно поверхностна: здесь мы называем «мо- «молекулой» только ту формулу, которая не является атомом, тогда как в химии бывают и одноатомные молекулы (например, Не (гелий)).
14 ГЛ. I, ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Первые четыре операции — бинарные (двуместные), пятая—унар- пятая—унарная (одноместная). Символы «~», о», «&», «V» и «-1» называют пропозицио- пропозициональными связками1) (или связками исчисления высказываний). Их можно читать, пользуясь словами, приведенными в правой части следующей таблицы, но с символами легче манипулировать2), их удобнее писать. Эквивалентность3) ~ «эквивалентно», «равносильно», «тогда и только тогда» Импликация э «влечет», «если..., то...», «только если» Конъюнкция & «и» - v Дизъюнкция V «или», «... или ... или оба», «и/или» Отрицание —i «не», «неверно, что» Отметим, что в естественных («словесных») языках, например в русском, имеются двусмысленности (об этом пойдет речь ниже). Поэтому логики склонны создавать специальные символические языки. И наш неуточненный предметный язык можно рассмат- рассматривать как символический язык этого рода, имеющий символы «~», <о», «&», «V» и «-г», играющие роли, которые,точно бу- будут описаны ниже, но приблизительно описываются с помощью приведенных выше словосочетаний. Наш предметный язык также можно воспринимать как надлежащим образом ограниченную и регламентированную часть естественного языка (например, рус- русского); тогда «~», «э», «&», «V» и «-1» можно понимать как имена в языке исследователя для выражений, фигурирующих в правой части приведенной выше таблицы4). Названия, приведенные в левой части таблицы, применяются как к пропозициональным связкам, так и к построенным с их J) Вместо употребляемого нами знака «~» иногда пишут «=», «<->» или «qt», вместо о» пишут «->-», вместо «&» — «д» или «•» (точку часто опускают), вместо «-]»—«—» или « » (например, А). Символы «V» и «-г» по типограф- типографским причинам иногда набирают другого размера. 2) Тому, кто сомневается в пользе символов, мы предлагаем решить уравнение х2-\-Зх—2 = 0, дополняя его до полного квадрата, как учат в школе, но используя исключительно слова, а не символы. Для начала вот это уравнение, переведенное на словесный язык: «Квадрат неизвестного, к которому прибавлено утроенное неизвестное, минус два равен нулю». Тому, кто сомневается в том, что выбор адекватного математического символизма играет столь важную роль в'развитии математики и точных наук, мы предлагаем перемножить 416 и 144, выполняя все действия с помощью римских цифр (т. е. перемножить CDXVI и CXLIV). 3) Эту связку часто называют (ср., например, Карри [1969]) эквивален- цией; см. примечание на стр. 31. — Прим. перге. 4) Если «~», О» и т. д. считать символами предметного языка, то, на- написав «А~В», «Аэ В» и т. п., мы смешаем два языка, ибо «А» и «В» явля- являются именами, данными в языке исследователя формулам предметного языка, тогда как «~», о»—символы самого предметного языка. Правда, при этом § 1. ЛИНГВИСТИЧЕСКИЕ СООБРАЖЕНИЯ; ФОРМУЛЫ 15 помощью формулам. Например, «&» есть символ конъюнкции ,-^а выражение А&В—конъюнкция А и В. Точно так же AzdB есть импликация и т. п. Во избежание путаницы в вопросе о' том, какие формулы являются атомами, условимся, что никакой атом не имеет вида А~В или Ad В, или А&В, или AVB, или ~пА; такой вид разрешается иметь только молекулам1). Таким образом, атомами могут быть высказывания: «Сократ — человек», «Джон играет с Мери», «Джон играет с Джейн», «5 < 3», «3 > 5», ш-\-Ь=.а> и «а > 0» (здесь «а», «Ь», «с» обозначают числа); напротив, такие высказывания, как «Джон играет с Мери или Джон играет с Джейн», «~i5< 3» и «5 < 3 ~ 3 > 5», должны считаться молеку- молекулами. Мы будем пользоваться большими латинскими буквами начала алфавита: «А», «В», «С», ..'., «Ах», «Аа», «А3», ... для обозна- обозначения произвольных формул (не обязательно атомов). Различные такие буквы «А», «В», «С», .... «А^, «А2», «А3»... не обяза- обязательно обозначают различные формулы (в противоположность буквам Р, Q, R,-Р1, Р2, Р3, ..., которые обозначают различ- различные атомы). Прочтение сложных формул может стать неоднозначным, если не ввести скобок, указывающих, в каком порядке связываются символы между собой. Поэтому мы будем писать «(AzdB)Z)C» все-таки ясно, как понимать формулу «Аз В»: это имя, данное в языке исследователя той Формуле из предметного языка, которая получается, если вставить символ «э» из предметного языка между двумя формулами того же предметного языка, обозначаемыми в языке исследователя через «А» и «В» соответственно. Смешение двух языков исчезает, если мы согласимся, что О» может служить именем самому себе (в контекстах такого рода и, более общо, во всех тех случаях, когда в языке исследователя возникает потреб- потребность в имени для символа О» из предметного языка). В таких случаях мы говорим, что о» употребляется автонимно (Карнап [1934]). (См. прим. 1 на стр. 19). Мы будем употреблять автонимно лишь такие знаки, как «~», <о» и вообще отдельные символы символического или частично символического ' предметного языка, причем будем это делать только тогда, когда ясно, что мы говорим о выражениях этого языка. Обычные русские слова не будут пониматься автонимно. Поэтому, когда они будут встречаться не в кавычках, их надлежит понимать как относя- относящиеся к языку исследователя. Так, желая дать имя высказыванию Аз В, используя слова «если ..., то ...» вместо символа э (здесь <о» использует- используется автонимно), мы должны были бы написать: ««если А, то В»» (имя выска- высказывания—то, что содержится внутри внешних кавычек, а все вместе—имя имени). Тут еще остается смешение языков (внутри внутренних кавычек), но смысл ясен: названное высказывание—это то, которое получается при замене букв «А» и «В» высказываниями, именами которых являются эти буквы. г) Если какое-нибудь из высказываний, которые мы сначала хотели взять в качестве атомов, имеет уже один из названных видов, то мы разложим его на составляющие, не имеющие этого вида, и уже эти составляющие добавим к нашему перечню атомов.
16 ГЛ. 1. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ или «Аэ(ВэС)», а не «AdBijC»1). Впрочем, число.скобок можно уменьшить, приписав нашим связкам убывающие «ранги» в следующем «порядке старшинства»2): ~, Э, &, V, -1. ; Там, где возможны были бы два способа построения формулы, связка более высокого ранга имеет большую область действия. Так, «АэВ&С» означает Аэ(В&С), а «С~А&В Z3С» означает C-~((A&B)zd С). Унарный оператор —i имеет наименьший ранг, так что, например, «~iAVB» означает (-iA)VB.aHe —i(AVB), а «—] -iAidA» означает (—|.(-1'А))эА, Подобная практика при- привычна по школьной алгебре, где «а + be2 = d» читается как b(*)))d Пример 1. В «Аэ(ВэС)» буквы «А», «В», «С» обозначают формулы, построенные из Р, Q, R, ..., Рх, Р2, Р3, ... (т. е.' из атомов, обозначаемых буквами «Р», «Q», «R», ..., «Рх», «Р2», «Р3») с использованием знаков ~, э, &, V, ~л и (если нужно) скобок. Например, Ad(BdC) может, в частности, оказаться формулой Р I3(QVR Z3(RlD ~iP)), так что А--это Р, В — это QVR, а С—это Rd~iP. Здесь появилась вторая пара скобок, однако наши соглашения о порядке старшинства между связ- связками сделали излишними скобки вокруг QVR. Скобки показы- показывают нам, как строится эта формула из атомов Р, Q, R в пять шагов, на которых вводятся пронумерованные нами вхождения связок: Р Q' R R - . QV,R R=>3 Р ,QV1R3,(Rd Рэ5 (Q VXR Z>4(R э P) P)) x) Таким образом, окончательное определение формул принимает вид: а) всякий атом есть формула; Ь) если А и В—формулы, то (А) ~ (В), (А)э(В), (А)&(В), (A)V(B), -i(A)— также формулы. Некоторые выраже- выражения, содержащие недостаточное количество скобок и потому не являющиеся формулами, употребляются в качествесокращенных обозначений для формул. В следующих фразах автор поясняет" правила восстановления недостающих скобок. — Прим. ред. . 2) Некоторые авторы помещают V перед &; так поступают в Алголе и в некоторых других языках программирования. Мы лишь изредка будем поль- пользоваться соглашением, что & «старше» V (это соглашение восходит к Гиль- Гильберту и Бернайсу [1934] и [ВМ]). Некоторые авторы (Уайтхед и Рассел [1910]—[13]) заменяют часть скобок точками «.», «:», «:.», употребляемыми в роли «знаков пунктуации». Когда мы говорим (см. далее в тексте), что в силу порядка старшинства «АэВ&С» обозначает Аэ(В&С), то мы имеем в виду, что «АэВ&С» стано- становится именем формулы А;?(В&С), причем это «А з (В&С)» уже названо. § 2. ТАБЛИЦЫ ИСТИННОСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 17 Скобки или построение формулы очевидным образом показы- показывают, как каждое вхождение связки «связывает между собой» одну или две части формулы («действует» на эти части или .«при- .«применяется» к ним); эти части («подформулы») образуют область действия (данного вхождения) этой связки. Мы изобразили об- области действия связок горизонтальными линиями, проведенными под формулами и снабженными номерами относящихся к ним связок. Например, область действия связки Э4 состоит из двух частей QVR и RD -|Р. Упражнение 1.1. Указать область действия (каждого вхожде- вхождения) каждой пропозициональной связки в следующих формулах: (a) PD -iP~ -|P. (b) -iP&Q~R&-i-i(PVQ)=3S. § 2. Теория моделей; таблицы истинности, общезначимость В этой главе мы ограничиваемся изучением логики высказы- высказываний. Более того, в ней и в последующих главах .мы в первую очередь будем заниматься некоторой определенной частью логики: так называемой, классической логикой. Со времени Открытия неевклидовых геометрий Лобачевским A829 г.) и Бойяи A833 г.) стало ясно, что мысленно равново'з- можны различные системы геометрий. (Мы еще скажем кое-что об этом в § 36.) Точно так же имеются и различные логики. На базе одних и тех же математических постулатов можно пост- построить разные теории, различия в которых обусловливаются той логической системой, с помощью которой осуществляется вывод. Подобно евклидовой геометрии (по сравнению с другими геомет- геометриями), классическая логика является самой простой и наиболее употребительной логической системой (в математике, точных нау- науках и в повседневной жизни). В этой книге мы лишь вкратце коснемся других логик1). До сих пор о наших атомах предполагалось лишь то, что мы умеем их идентифицировать, т. е. всякий раз, как мы встретим атом, мы сумеем его узнать и отличить от других атомов. Сейчас мы введем дополнительное допущение, характерное для классической логики: мы предположим, что всякий атом (или высказывание, которое он выражает) является либо истинным, либо ложным (но не тем и другим одновременно). *) Некоторые другие виды логик требуют иных пропозициональных свя- связок, нежели те пять, что введены в § 1. См., например, конец § 12, где упо- упоминаются связки ? и <(). (Впрочем, эти «модальные операторы» не являются пропозициональными связками в определенном выше смысле.— Перев.)
18 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Мы не предполагаем, что относительно каждого атома мы знаем, истин он или ложен. Чтобы знать это, надо было бы проникнуть внутрь атомов или же рассматривать те факты, с которыми они соотносятся при принятой интерпретации слов или символов,— все это не входит в компетенцию исчисления высказываний. Итак, мы предполагаем, что дл*я каждого атбма есть ровно две возможности: он может быть истинным, он может быть ложным. Тогда возникает следующий вопрос: как зависит истинность или ложность (значение истинности, или истинностное значение) сложной формулы (молекулы) от истинностных значений тех простых формул (атомов), которые ее составляют? Это будет установлено с помощью пяти определений, данных в следующих таблицах. Эти таблицы соотносят истинностное значение каждой молекулы с истинностными значениями каждой из ее непосред- непосредственных составляющих. В левых их столбцах мы помещаем все возможные распределения значений «истина» t и «ложь» f для непосредственных составляющих молекулы. Тогда на соответст- соответствующей горизонтали мы находим истинностное значение, прини- принимаемое рассматриваемой молекулой при данном распределении (оно располагается в столбце для этой молекулы): A -iA А t t f f В t f t f A~B t f f t adb t f t t A&B t f f f AVB t t t f Таким образом, A~B истинно тогда и только тогда, когда А и В имеют одинаковые- истинностные значения (почему ~ и называют «эквивалентностью»: ведь «эквивалентны» как раз и означает «рав- «равнозначны», «принимают одни и те же значения»); А и В ложно тогда и только тогда, когда А истинно, а В ложно; А & В истинно тогда и только тогда, когда и А, и В истинны; A VB ложно тогда и только тогда, когда и А, и В ложны; наконец, —\А истинно тогда и только тогда, когда А ложно. Слово «импликация» и*) чтение нашего символа Э как «влечет» вызывают некоторые споры. Так, пусть А—это высказывание «луна сделана из зеленого сыра», а В—«2 + 2 = 5». Тогда, согласно нашей таблице, раз А ложно, формула А э В будет истинной, хотя между А и В нет никакой связи по смыслу. Точно так же если В —это «2 -)- 2 = 4», то А э В истинна, ибо В истинна, причем *) Эту часть фразы (и относящиеся к ней места дальнейшего текста) при переводе можно было бы игнорировать, поскольку английское «implication» может переводиться русским словом «следование», но это значение вовсе не подразумевается русским термином «импликация».-^- Прим. перед. § 2. ТАБЛИЦЫ ИСТИННОСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 19 совершенно независимо от вопроса, есть ли связь между А и «2 + 2 = 4». Некоторые авторы считают это парадоксом (Льюис [1912], [1917], Льюис и Лэнгфорд [1932]I). В современной математике слово «умножение» часто обозначает различные математический операции, обладающие свойствами, более или менее похожими на свойства арифметического «умно- «умножения». С тем же правом мы называем «импликацией» ту операцию, которая была определена выше второй таблицей истинности; и в наших разговорах о логике мы будем читать А э В как «А влечет В», хотя, быть может, чтение «Если А, то В» или же «А, только если В» лучше передает наш замысел в разговорном языке. Эту «импликацию» и нашу «эквивалентность» называют также, чтобы оттенить их смысловую специфику, «материальной импликацией» и «материальной эквивалентностью»2). Сам по себе вопрос о других смыслах термина «импликация» интересен, но тогда ее надо определять не посредством таблицы с двумя истинностными значениями. Наше определение—един- определение—единственное, разумно согласующееся с двузначной таблицей 3). С этим связан и вопрос о том, надо ли нам утверждать мате- материальную импликацию А э В в том случае, когда мы можем проще обосновать В, если известно, что А истинно (или же, если собе- собеседники не знают, что А истинно, мы можем сообщить им и об этом, утверждая А& В), а если А ложно, то не утверждать ничего х) Дата в квадратных скобках вслед за фамилией отсылает к библиографии в конце тома. 2) В разговорном языке выражения «Если..., то...» грамматически функ- функционируют как союзы, такие же, как «и» или «или», т.е. связывают между собой предложения. Слово же «влечет» является переходным глаголом, т. е. связывает между собой существительные. С этой точки зрения, употребляя выражения «Если А, то В» и «А влечет В» как равнозначащие, нужно отно- относиться к последнему высказыванию как к сокращению для ««А» влечет «В»» ¦ или же «Утверждение о том, что истинно А, влечет утверждение о том, что истинно В». 3) В этом случае повседневное словоупотребление, конечно, предполагает, что «Если А, то В» истинно, когда А и В истинны, и ложно, когда А истинно, а В ложно. Поэтому под сомнение могут быть поставлены разве лишь третья и четвертая строки нашей таблицы. Если заменить t на f в обеих этих стрб- ках, то получится просто синоним для &; если это сделать только в третьей строке, получится синоним для ~. Если заменить t на \ только в четвертой строке, то утратится полезное свойство импликации: высказывания «Если А, то В» и «Если -)В, то -iA» истинны при одних и тех же обстоятельствах (пункт *12а теоремы 2). [Еще одна причина выбора последних двух строк в таблице для импли- импликации, отмеченная Расселом, связана с истолкованием общих суждений. Если мы хотим, чтобы высказывание «Любое натуральное число п, делящееся на 6, делится на 3» имело тот же смысл, что и высказывание «Если натуральное число п делится на 6, то оно делится на 3» при табличном понимании импли- импликации, то выбор определяется однозначно. Достаточно рассмотреть частные случаи наших высказываний (первое из которых истинно) при /г = 3 и я = 5.— Ред.]
ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ вообще. Ведь обычно мы высказываем утверждения вида «Если А, то В» й случаях, когда не знаем, истинно А или ложно. Напри- Например, я могу сказать перед выборами: «Если наш кандидат в пре- президенты наберет в этом штате 500000 голосов, то пройдет и наш кандидат в Сенат» [1]. Высказывания такого вида позволяют мне заявить, что произойдет в случае такой-то возможности—не больше. Если наш кандидат не наберет 500 000- голосов, все равно мое пророчество не назовут ложным. А поскольку мы рассмат- рассматриваем логику с двумя значениями, мое высказывание надо в этом случае считать истинным, хотя, быть может, и неинтересным. Если статистические данные в то самое рремя, как я говорю, покажут, что наш кандидат имеет обеспеченных 500 000 голосов, то я, -вероятно, скажу: «Наш кандидат в Сенат пройдет» [1а] или же «Так как наш кандидат в президенты наберет 500000 голосов в этом штате, то и наш кандидат в Сенат пройдет» [1Ь]. Тем не менее [1] не сделается ложным, оно просто станет избы- избыточным или менее естественным (разве что я не слышал послед- последних данных о голосовании). Вот похожий математический пример. Допустим, вы написали на клочке бумаги некоторое целое положительное число п > 1 и засунули бумажку в свой карман, не показав мне. Я могу ре- решительно утверждать: «Если п—нечетное, то хпАгуп разлагается на множители» [2]. Говоря это, я заявляю, что если вы извле- извлечете свою бумажку с числом п, то я смогу разложить на множи- множители ' х"-\-у" при этом значении пкесли окажется, что п—нечетное (я не заявляю ничего о разложении х?-\-уп на множители в про- противном случае). Если вы идете на спор, что я ошибаюсь, то для разрешения пари вы показываете мне число п. Если, например, это 3, 'то я вам указываю разложение (х-\-у) {х%—ху-\-уг) и вы проиграли. Если, например, это- 4 или 6, то я выигрываю автоматически. .. - - Примеры эти должны свидетельствовать, что материальная импликация АэВ («Если А, то В») является полезным и естест- естественным способом выражения мысли1). Аналогичные замёча"- *) Мы говорим об использовании конструкции «Если ..., то...» с глаголами в изъявительном ' наклонении. Грамматика позволяет также использовать условное наклонение {в контрфактической (несбыточной) форме, «если бы»). Это высказывания вида «Если бы А, то В», где (заведомой) ложности А недо- недостаточно для того, чтобы независимо от содержания В сделать всё высказы- высказывание истинным. Допустим, что я знаю уже величину п > 1 в вашем кармане и. она' равна 4. Я могу сделать верное высказывание: «Если бы это п было нечетным, я мог бы разложить хп-\-уп на множители» [2'], но высказывание «Если был было нечетным, я мог бы разложить на множители xn+1-\-yn+h [2"] уже' не было бы верным, ибо при нечетном я выражение хп+1-]-уп+1 не всегда разлагается на множители. Контрфактическое условное «Если бы А, то В» является высказыванием относительно гипотетической ситуации, похожей на ту, которая реализовались на деле, но отличной от нее тем. что А оказалось ч ней истинным. § 2. ТАБЛИЦЫ ИСТИННОСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 21 ния можно сделать относительно материальной эквивалентности А~В. Точно так же, пока мы не знаем, истинно А или нет и истинно В или нет, может быть полезным утверждать «А или В» (символи- (символически AVB)_ Если бы мы уже знали, что А истинно, было бы проще и содержательнее сказать просто «А» и т.п. Определенная нами в четвертой истинностной таблице дизъюнкция AVB яв- является включительной, или неразделительной, дизъюнкцией; она истинна, если А истинно или же В истинно,, или же если А и В оба истинны. Она употребительнее, чем разделительная (исклю- (исключающая) дизъюнкция (словами: «А или В, но не оба вместе»), для которой в первой строчке стояло бы |. Русский язык в этом пункте допускает двоякое понимание союза «или», а латынь имеет союз «vel» для включительной дизъюнкции и «aut» для раздели- разделительной дизъюнкции. Символ V происходит от первой буквы союза «vel». Мы отложим дальнейшее обсуждение соотношения между на- нашими символами и обычным языком до конца -главы. Проиллюстрируем, как многократно применять приведенные выше таблицы истинности, на примере вычисления таблицы истин- истинности для формулы Pid(QVR D(RZD ~iP))- В A) сначала при- приведен окончательный результат, а подробности вычисления пока- показаны ниже на примере вычисления третьей строки. Чтобы под- подсчитать ее, начнем с того, что подставим вместо атомов Р, Q, R' соответственно значения t, f, t, приписанные им в этой строке. Затем вычислим значения подформул, начиная изнутри. Так, в силу таблицы для дизъюнкции f V t есть t; согласно таблице для отрицания, -it есть f; по таблице для импликации tZDf есть f (этот факт мы. используем троекратно). Последователь- Последовательные этапы вычисления показаны в строках, которые ради на- наглядности помещены друг под другом, а затем сведены в одну строку. - Окончательная таблица: A) 1. 2. ¦ 3. 4. 5.. 6.. 7. 8. Р t t t t f f f f Q t t f f t t f f R t f t f t f t f PD(QVR=3(Rz>-iP)) f ' 't f t t ¦ * t t t
22 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Вот вычисление третьей строки: Pz>(QVRz>(RZ>-iP)) tz>( fVt z>(tz>-it)) *Z>( t D(tDf )) t=>( t Z> f ) t=> f _J tf fttftfft • Проиллюстрированный нами процесс вычисления—чисто меха- механическая процедура, посредством которой можно вычислить таб- таблицу истинности любой формулы Е, точнее таблицу истинности формулы Е при заданном на (вертикальных) входах списке Plf ..., Р„ элементарных составляющих формулы Е. (В A) мы пользовались списком Р, Q, R, но мы могли бы пользоваться также набором Q, P, R или Q, R, Р, и т.п. и получили бы различные перестановки одной и той же совокупности окон- окончательных результатов вычисления.)_В том тривиальном случае, когда Е является атомом Р, вычисление содержит нуль этапов и;столбец значений тождествен столбцу для Р. На практике вовсе не обязательно полностью придерживаться описанной процедуры. Достаточно заметить, что формула АэВ истинна всегда, когда А ложна (независимо от значений истин- истинности для В), и сразу же можно поставить t в последние четыре строчки описанной выше таблицы. Имеются такие формулы, в таблицах которых столбец значений содержит только t, например P&-iPZ3(QVRd(RD-iP)), § 3. ПРАВИЛО ПОДСТАНОВКИ 23 как может проверить читатель (упр. 2.2). Тут порядок, в котором предъявляют список атомов, становится безразличным. (Почему?) Такие формулы истинны всегда .независимо от истинности или ложности их элементарных подформул. Даже не зная истинностных значений элементарных составляющих, мы можем сказать, что составленная из них формула истинна. Такие формулы называют общезначимыми, или тождественно истинными, или (по Витген- Витгенштейну [1921]) тавтологиями (в исчислении высказываний или в силу исчисления высказываний). Вот словесный пример такого высказывания: «Если я пойду слишком быстро, то я пойду слишком быстро». Оно истинно в силу исчисления высказываний, ибо имеет видРгэР. Высказывание же «Я цойду слишком быстро», если оно и верно, верно в силу иных оснований. ; Общезначимые формулы (тавтологии) могут показаться неин- неинтересными, ибо, в некотбром смысле, они не несут никакой ин- формации. То, что я считаю высказывание «Если я пойду слишком быстро, то я пойду слишком быстро» истинным, едва ли пока- покажется вам достаточным поводом для его рассмотрения. Но из даль- дальнейшего чтения будет видно, что общезначимые формулы важны. Упражнения. 2.1. Найдите истинностные таблицы формул: • (a) -iPVQ (сравните с таблицей для PidQ). (b) (-iPVQ)&(RZ)(P~Q)). (c) QijPVQ. Верно ли, что одна из этих формул общезначима? 2.2. Проверьте, что формулы ,P&-iPd(QV RD(R Э ~iP)), PZD~nP~~iP и PdP общезначимы. 2.3. Покажите, что следующие формулы общезначимы. Чтобы уменьшить труд, заметьте, что импликация АэВ лишь тогда оказывается не тавтологией, когда можно подыскать для Р, Q (или же для Р, Q, R, S) такие истинностные значения, которые делают В ложным, а А истинным. Рассмотрите все системы истин- истинностных значений, при которых В ложно, и удостоверьтесь, что ни при одной из них А не принимает значения t. (a) ((РэО_IЭР):эР (закон Пирса [1885]). (b) (Pz> R)&(Q=)S)&(-iR V-iS)z> PV (c) (PQ)(QPI) 2.4. Вычислив одну лишь подходящую строку в таблице истин- истинности, покажите, что следующие формулы не общезначимы: (a) PVQDP&Q. (b) (PzjQJzKQzdPI). 2.5. Найдите формулы, где фигурируют атомы Р, Q и R и столбцы значений которых имеют вид (a) fffftfff (используйте такой метод, который применим для всякой истинностной таблицы, содержащей ровно одно t); (b) iffftftf (начните с использования метода, применимого ко всякой таблице, содержащей больше чем одно t; можете ли вы найти более короткую формулу с той же таблицей истинности?); (c)ffffffff. . * - § 3. Теория моделей; правило подстановки, совокупность общезначимых формул Определение общезначимости дает нам автоматическую про- процедуру . установления того, является ли какая-либо формула тождественно истинной: достаточно вычислить ее истинностную таблицу и установить, что мы всегда получаем лишь значение t. х) Формула обратной к P^ является контрапозицией.формулы P^Q,
24 ГЛ. 1. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Это удачный, случай, и надо без колебания пользоваться этой про- процедурой, если" возникают сомнения. Однако вычисление истинностных таблиц для произвольных формул было бы чересчур медленным средством нахождения (об- (общезначимых) формул. Человек, не знающий' простых примеров (общезначимых) формул и не умеющий получать из них другие общезначимые формулы (независимо от того, является ли его официальным занятием изучение логики), рискует прослыть ин- интеллектуально отсталым. Вот один простой принцип. Определяя общезначимость, мы использовали истинностную таблицу, на входах которой фигури- фигурируют атомарные составляющие, чтобы полностью использовать анализ формулы на уровне исчисления высказываний. Но чтобы установить общезначимость, нам не всегда нужно до конца раз- разлагать формулу на ее элементарные составляющие. Если, помещая на входах таблицы всё значения некоторых (не обязательно ато- атомарных) составляющих, мы будем на выходе всегда получать t, то мы можем быть уверенными, что эта формула общезначима. Например, Р&щРэР&^Р имеет вид АэА. Приведенная ниже таблица (а), на входах которой помещены значения А,'-дает только t, следовательно, наша формула общезначима. Действи- Действительно, при вычислении строк таблицы (Ь), имеющей на входе Р (как предписывается определением общезначимости), первый этап вычисления состоит в нахождении значения формулы Р&—iP, т. е. А. Оставшаяся часть вычисления состоит в нахождении Значения формулы в целом, исходя из значения А (подчеркнуто в таблице (Ь)); но это уже было проделано в соответствующей строке таблицы (а), и в результате получилось t. Да) A A: (b) t ft f t f p t f p t f & T i — f t ip t f ЭР& t t if i i -i f t p t T (c) P P: t t t f t f Таблица (а) совпадает с таблицей (с) с точностью до обозна- обозначений: вместо того чтобы говорить о построении таблицы для А э А" с входом А, мы можем сказать, что проверяем общезна- общезначимость формулы РэР, а затем подставляем А, т. е. P&-iP, вместо Р в РэР. Это рассуждение дает следующую теорему, где мы пишем « (= Е» в качестве сокращения для выражения: «Е общезначима»1). 1) Выражения, содержащие «f=» (здесь « |z:E», в § 7 «Aj, ..., А„ |= В»), не являются формулами предметного языка, а суть выражения языка иссле- исследователя; их используют для сжатой записи некоторых высказываний, отно- относящихся к формулам. Определение «формулы», поскольку это касается исчис- § 3. ПРАВИЛО ГхОДСТАНОВКИ 25 Теорема 1. (Подстановка вместо атомов.) Пусть Ё—формула, в которую входят только атомы Р17 ..., Р„, а Е*—формула, полученная из Е одновременной подстановкой формул кх, ..., А„ вместо Pj, ..., Р„ соответственно. Если [= Е, то (= Е*. С другой стороны, чтобы показать, пользуясь методом истин- истинностных таблиц, что некая формула не является тождественно истинной, на входах таблицы нужно в общем случае поместить атомы этой формулы. Например, P&-iPidQ имеет вид Ad В. Таблица для AzdB при А и В на входах принимает не только значение t (иными словами, Р э Q не общезначима). Но Р & —i P э Q тождественно истинна. Этот пример показывает, что утверждение ¦ «Если [= Е*, то ^=Е», обратное теореме 1, не верно. Вернемся к примеру, предшествовавшему теореме 1. Поскольку таблица (а) с входом А дает только t (или же, поскольку таб- таблица (с) дает только t), постольку во всех формулах вида АэА у нас должно быть t (а не только в тех, где на место А под- подставлено P&-iP). Это содержится в теореме 1, ибо при фикси- фиксированной формуле Е, коль скоро установлено «^z E», можно при- применять теорему к какому угодно набору формул At, ..., А„. В приводимой ниже теореме мы используем это соображение для получения некоторого списка общезначимых формул1). Например, только что найденный результат получит номер *1. Пункт 5Ь утверждает, что при любом выборе в качестве А и В формул, построенных из Р, Q, R, .. . , Plt P2, Р3, ..., фор- формула ВэАуВ общезначима. Действительно, в упр.-2.1 (с) Mbi видели, что QzdPVQ общезначима, следовательно, по теореме 1 формула BuAVB общезначима. Точно так же каждый из результатов теоремы 2 можно уста- установить автоматически, начиная с проверки общезначимости кон- конкретной формулы, получаемой замещением А, В, С атомами' Р, Q, R, с дальнейшим использованием теоремы 1 (или же, что то же самое, строя истинностную таблицу с входами А, В, С). ления высказываний, было раз навсегда дано в § 1 и допускает лишь знаки ~, Э , &, V, —1 (в качестве символов предметного языка), с помощью которых можно строить формулы, исходя из атомов Р, Q, R, ..., Р1; Р2, Р3 Так как «(=» является символом языка исследователя, он стоит вне всякой формулы и, следовательно, разделяет сильнее, чем ~, э, &> V, -т, например, « f=A ~ В» надо читать как"« ^:(А ~ В)», а не «( \=. А) ~ В». 1) Большая часть этих результатов содержится также в [ВМ], причем, за несколькими исключениями, с той же нумерацией. Так легче пользоваться [ВМ] как справочником, дополняющим настоящую книгу, или же пользоваться этой книгой как введением в [ВМ]. (Этим объясняются пропуски и другие непра- неправильности в нумерации пунктов теоремы 2. Номера 9а, 10а 106, *4а, *12а, *55с, *63а не отвечают тем же номерам [ВМ]; *55а и *55Ь.фигурируют в [ВМ] под номерами *63 и *62, здесь же им приданы другие номера, чтобы поме- поместить их в списке раньше.) Смысл значка «°» в номерах 8, *12а и т. п. будет объяснен в конце § 12.
26 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ § 3. ПРАВИЛО ПОДСТАНОВКИ 27 Читатель может принять весь список и на веру, как он при- принимает на веру таблицу квадратных корней, тригонометрических" функций или интегралов. Надеемся, что читатель сможет применять эти результаты. Большое число из них придется знать на память, чтобы иметь возможность работать, не возвращаясь все время к теореме 2. Мы не требуем, чтобы читатель сейчас же выучил этот список наизусть, но рекомендуем почаще обращаться к нему, чтобы озна- ознакомиться с теми из пунктов, которые чаще всего используются1). Теорема 2. При любом выборе формул А, В, С 1а. |=Аэ(ВэА). 1Ь. MAZ)B)z>((Az>(B=)C))z>(AdC)). 3. ЁАэ(ВэА&В). 4а. (=А&ВэА. 4Ь. (=А&ВэВ. 5а. (=Az>AVB. 6. HAdQd ((ВэС)Э 5b. (=BdAVB. , Э(АУВэС)). -7- HAdB)Z3' 8°. (=-1-|АэА. 9а. ^(АэВ)э Юа. |с (А~В)Э (Аг>В)., D((BdA)D(A~B)). 10b. "^(Введение и удаление логических символов.) |=АэА. *2. (Q) *3. hAZ3(Bz)C)- *4a. :(=Аэ(В dQ ~(Вэ(АэС)). (Принцип тождества, цепное заключение, перестановка посылок, импортация, экспортация.) •10а. |=-пАэ(АэВ). *12а°. (=АэВ--1Вэ iA. (Отрицание антецедента, контрапозиция.) 1) Последующее изложение должно облегчить задачу ознакомления с этими и другими результатами. Мы будем их по-разному применять и установим взаимозависимости, которые помогут сохранить их в памяти. Некоторым ре- результатам мы дадим и другие доказательства, так что они приобретут боль- больший смысл. Следуя Черчу [1956], стр. 95, *49 можно точнее назвать «полным законом двойного отрицания», 8—просто «законом двойного отрицания», обратное ут- утверждение к 8^-«обратным законом двойного отрицания». Точно так же *12а — это «полный закон контрапозиции», при замене ~ на э —«закон контрапози- ции», при замене э на с—«обратный закон контрапозиции». 1а есть «закон утверждения консеквента» (ср. * 10а), а 7—«закон приведения к нелепости». При замене ~ на э *4а—это «закон внесения (импортации)», при замене ~ на с—«закон вынесения (экспортации)». (Так как тут убирают знак «~», то прибавляются скобки.) •19. hA~A- *20- |=(А~В)~(В~А). •21. МА~В)&(В~СIЭ(А~С). * (Рефлексивность, симметричность и транзитивность эквивалент- эквивалентности.) •31. Ь(А&В)&С~А&(В&С). *32. (=(AVB)VC~ ~AV(BVC). *33. (=А&В~В&А. *34. (=AVB ~ BVA. *35. bA&(BVQ~ *36. (= AV(B&C)- ~(A&B)V(A&C). ~(AVB)&(AVC). *37. ?=A&A~A. *38. A *39. |=A&(AVB)~A. *40. (Законы ассоциативности, коммутативности, дистрибутивности, идемпотентности и элиминации.) *49°. f *51°. |=AV -iA. (Закон двойного отрицания, отрицание противоречия, закон исключенного третьего.) *55а. |=-i(AVB)~ *55b°. —-1А&1В. *55c°. \= -i (А э B)-A & (Законы .Де Моргана [1847]x), отрицание импликации.) *56G. *С7° 57°. *58°. *60°. (В). . *59°. |=АэВ iAVB. (Ad-iB). *6Г. f=AVB 1A3B. *63a. HA~B)~(AdB)&(BdA). (Выражение одних связок через другие.) Упражнения. 3.1. Переделайте пример, предшествующий теореме 1 (с таблицами (а), (Ь), у(с)), для доказательства того, что PV-iQdPV~iQ общезначима (возьмите в качестве А не P&-iP, a PV-iQ). 3.2. Установите общезначимость формул из 1а, 4а, 6, 7, *50, *51 посредством указанного выше автоматического метода, но пользуясь, когда сможете, в вычислениях их истинностных таб- таблиц сЬкращениями. х) В словесной форме они восходят по крайней мере к Оккаму («Summa logicae» [1323—9]). См. Лукасевич [1934], Бохенский -[1956].
28 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ 3.3. Докажите, что если таблица некоторой формулы, вычи-^ дленная для входов, не обязательно являющихся атомарными со- составляющими, содержит в столбце значений только значение f, то эта формула не может быть тождественно истинной (см. первое замечание после теоремы 1). ¦ •- § 4. Теория моделей; импликация и эквивалентность Допустим, что таблица истинности некоторой формулы Е по- построена, как в § 2, с использованием всех ее атомов Pv ..., Рп, и пусть построена еще другая таблица для Е с использованием дополнительных атомов Рн+1, ..., Р„+т, которые не входят в Е. Новая таблица отличается от первоначальной только тем, что ее столбец значений разбивается на 2т частей, отвечающих 2т рас- распределениям t и f между атомами Р„+1, ..., Рп+т, не входящими в Е. Каждая из этих 2т частей дублирует столбец значений перво- первоначальной таблицы, поскольку принят один и тот же порядок вычисления (определяемый _ распределением значений атомов Рх, ... , Р„). Например, для п — 2, т= 1 строятся таблицы (е), (f), (g) с тремя атомами на входах, хотя формулы двухатомны (d) - (е) (f) (g) § 4. ИМПЛИКАЦИЯ И ЭКВИВАЛЕНТНОСТЬ 29 1. 2. 3. 4. 5. 6. 7. 8. Pi t t t t f f f P2 t t f f t f Рз t f f f t f (P1VP2)&(P1r> t f t f t t f ¦f p.) p2vp3 t t t ¦ . f t t t f - P1&P3 t f t f f f f f P2r>P2VP3 t t t t t t t t В таблицах (e) и (g), строки 5—8 (где Рх имеет значение f) дублируют соответственно строки 1—4 (где Р1 имеет значение t), а в таблице (f) строки 3, 4, 7, 8 (Р2 есть f) дублируют соответ- соответственно строки 1, 2, 5, 6 (Р2 есть t). В частности, если истинностная таблица некоторой формулы Е при заданных на входах ее атомах содержит только t, то жеса-- мое будет верно при задании на ее входах дополнительных ато- атомов, и наоборот. (Это иллюстрируется таблицей (g).) Таким обра- образом, (=Е тогда и только тогда, когда таблица для Е дает t, каков бы ни был список атомов Plt ..., Р„, лишь бы он содержал все атомы, входящие в Е., . В теоремах 3 и 4 мы будем сравнивать таблицы А и В, а также таблицы для АэВ или А~В. Чтобы облегчить сравне- сравнение, мы поместим на входе каждой таблицы единый перечень атомов Рх, .. ., Р„, содержащий все атомы, входящие в А или в В. Поэтому в том случае, когда А и В не состоят из одних и тех же атомов, таблица для А (соответственно для В) будет со- содержать на входе больше атомов, чем их входит в эту формулу. Как мы установили, ничто не меняется от того, что перечень Рг, ..., Р„ содержит еще и другие атомы. Теорема 3. Если (=А u f=AlDB, то \=В. Доказательство. Пусть некоторому перечню атомов Рг, ..., Рп указанным выше образрм приписана какая-нибудь система истин- истинностных значений. Вычисление значения для АэВ для этой си- системы состоит в том, что сначала вычисляются значения А и В, а затем АэВ согласно таблице для э (в начале § 2). Согласно предположению о том, что (=А и ^АэВ, получаем, что значе- значение для А и окончательное значение для АэВ есть t. По таб- таблице для э это возможно только в случае, когда применялась первая строка таблицы для э, а там значение В также есть t. Поскольку это должно быть так для всякой системы истинност- истинностных значений,-приписанной атомам Р1; ...,Р„, то В получает значение t при всех-системах истинностных значений, т. е. [=В, что и требовалось доказать, ¦ .Теорема 4. (а) При всех распределениях истинностных значений формула А ~ В имеет значение t тогда и только тогда, когда А и В имеют одинаковые значения. Следовательно, (Ь)° }=А~В тогда и только тогда, когда А и В имеют одинаковые истинно- истинностные таблицы. Доказательство. Пусть А и В — произвольные формулы, (а) Пер- Первый этап в вычислении значения для А ~ В при фиксирован- фиксированной системе истинностных значений для Р1; ..., Р„ состоит в том, чтобы вычислить- значения А и В, а затем прочесть значение в основной таблице для А ~ В (§ 2), исходя из полученных зна- значений для А и В. Но в этой таблице мы видим, что А~В при- принимает значение t тогда и только тогда, когда вычисленные для А и В значения тождественны. (Ь) Поэтому таблица нашей фор- формулы А ~ В содержит (в столбце значений) лишь значение t в том и только в том случае, когда А и В принимают одинаковые истин- истинностные значения при любых значениях атомов. Пример 2°. В силу части (Ь) теоремы с учетом результата упр 2.1 (a) HP=3Q iP VQ (и.h-iPVQ~P~>Q). Отсюда подстанов- подстановкой (теорема 1) получаем (= А эВ~ -пА V В (и|= -\ AV В ~ АэВ). Итак, мы по-новому доказали пункт *59 теоремы 2. (Доказатель- (Доказательство это отличается от предложенного в § 3 тем, что сейчас мы принимаем во внимание общий, принцип, установленный в виде теоремы 4(Ь), вместо непосредственного механического вычисле- вычисления РэО_~-чРУО_ в каждой строке.)
30 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Теорема 5. (Теорема о замене.) Пусть СА — формула, содержа- содержащая некоторую формулу А в качестве своей выделенной (составной) части, и пусть Св—формула, получаемая из Сд заменой этой составляющей А на формулу В. Если [=А~В, то (=Сд~Св. Доказательство. Пусть f=A~B. Согласно теореме 4(Ь), А и В имеют одинаковые таблицы. Следовательно, если при вычисле- вычислении заданной строки таблицы для Сд мы заменим вычисление выделенной части формулы А вычислением формулы В, то резуль- результат останется неизменным. Следовательно, Св имеет такую.же таблицу, как Сд. Значит, по теореме 4 (Ь) |=Сд~Св. Пример 3°. В силу примера 2 по теореме 5 t=-iPVQ=3(Pi3-iPVQ)~-iPVQi3(Pi3(P:3Q)). Здесь подчеркнута часть А формулы Сд. При написаний Св нужна лишняя пара скобок по сравнению с Сд. Мы понимаем под «со- «составной» частью А формулы Сд такую часть А, которая обра- -зуется до удаления скобок и значение которой вычисляется поэтому в ходе нашего вычисления значения всей формулы Сд. Поэтому, например, Р VQ не является составной частью формулы —iP VQ^)(Pl3 ~iP VQ), как можно видеть, восстанавливая неко- некоторые пары скобок: (-iPLVQz>(Pr>(-iPVQ)). Следствие. (Правило замены, или свойство замены для экви- эквивалентности!) Если (=Са и (=А~В, то [=Св- Доказательство. В силу того, что \=А ~ В, и по теореме 5 имеем [=Са ~ Св. Следовательно, по теореме 4 (Ь) Сд и Св имеют одинаковую таблицу. По предположению [=Са, значит, таблица эта содержит только t. Упражнения. 4.1. Передокажите *31, *34, *49, *55а, *55Ь теоремы 2 в стиле примера 2. 4.2°. Точно так же установите, что (a) fc(A~B)~(A&B)V(-iA&-iB). (b) |=-i(A~B)~(A&-iB)V(-iA&B). 4.3. Проиллюстрируйте доказательство теоремы 5, вычисляя вторую строку таблиц формул -iPVQI3(Pd.~iPVQ) и -iPVQd. ID(Pid(PI3Q)); во второй строке атомам Р и Q приписываются значения t и f. Подчеркните общие части, как в таблицах (а), (Ь). 4.4°. Используйте теорему 5 и формулу *55а теоремы 2 для того, чтобы_установить, что (= —i-i(-nAV~iB)~"~i("~i~iA&TnB). Заметьте, что, каковы бы ни были атомы Р, Q, R, ..., Рг, Р2, Р3, Т.., из которых построены «А» и «В» в этой формуле, *55а истинна для случая, когда ее А и В—это наши пАи -iB. 4.5. Используя J=-iAVB~AidB (пример 2), выведите *10а из 5а. § Б. ЦЕПИЭКВИВАЛЕНТНОСТЕЙ 31 4.6. Дайте три доказательства того, что если (=А и }=А~В, то f=B. (С помощью теоремы 4 (Ь); с помощью следствия тео- теоремы 5; используя 10а и теорему 3.) 4.7. Покажите на примере, что следствие теоремы 5 не верно, если написать «id» вместо «~». 4.8. Установите следующие утверждения, считая В произволь- произвольной формулой, а относительно А предполагая, что в нее не входит —i: (a) Первая строка истинностной таблицы А состоит из t. (b) Если \=—\В, то В содержит по крайней мере одно вхож- вхождение связки —1. (c) Если f=B~—iA, то В содержит по крайней мере одно вхождение —i. § 5. Теория моделей; цепи эквивалентностей Часто бывает полезно знать, что две формулы А и В имеют одну и ту же истинностную таблицу, или же нужно уметь пре- преобразовывать заданную формулу А в формулу В некоторого специального вида, но с той же самой таблицей. В силу теоремы 4 (Ь) формулы А и В имеют одну и ту же таблицу тогда я только тогда, когда (=А~ В, т. е. если тождественно истинна формула, выражающая материальную эквивалентность формул А и В. Мы можем сказать в таком случае, что А и В (логически) эквива- эквивалентны (в исчислении высказываний). Таким образом, 26 из 45 результатов теоремы 2 являются результатами об эквивалент- ностях, верных в исчислении высказыванийх). Сейчас мы изложим метод цепей, который полезен для уста- установления таких эквивалентностей; - Сначала заметим, что (а) \=А&В тогда и только тогда, когда одновременно ?=А и \=В. Это видно непосредственно из таблицы для & (или же можно вывести это из теоремы 3, поль- пользуясь пп. 3, 4 и 4Ь теоремы 2). Затем заметим, что в исчислении высказываний эквивалент- эквивалентность рефлексивна, симметрична и транзитивна2): (Р) |=:А~А; (Y) Если [=А~В, то \=В ~ А; 'F) Если f=A~B и f=B~C, то (=А~С. х) Таким образом, (логическая) эквивалентность—это отношение, опреде- определенное на множество формул (каждой паре формул А и В оно ставит в соот- соответствие t или f), а (материальная) эквиваленция—это операция (сопоставляю- (сопоставляющая паре формул А и В третью формулу А ~ В). Но поскольку по определению эквивалентность формул А и В имеет место тогда и только тогда, когда экви- валенция А ~ В истинна (общезначима), употребление одного и того же тер- термина «equivalence» для обоих этих пойятий может разве лишь повлиять на смысл какого-либо утверждения (но не на истинностное его значение).— Прим. tie рев. а) Второе из этих свойств (у) можно было бы называть также коммута~ тивностью эквиваленции.— Прим. перев.
§ 6. ЦЕПИ ЭКВИВАЛЕНТНОСТЕЙ 33 Все эти три высказывания следуют непосредственно из тео- теоремы 4 (Ь). (А именно, (Р)—это *19, (у) вытекает из *20 в силу упр. 1.6, - F) следует из *21 с помощью (а) и теоремы 3.) Используя (р)— F), получаем: (е) Если \=ko^Alu }=АХ~А2 |АА то At — А3 "для любой из 16 пар индексов i, j что АА \Ah у (р) и |=А2~А3, то (i, j = 0,, 1, 2, 3); |=А0 t=A3 А2, (=А0 A2, А3, А 3 это значит, А0, (= А,~А0, ..., (=А30 \t t=A3~A2, f=A3 — А3. Например, f=A0 ~ До получаем из (р). Чтобы получить ^=А3~Аг, используем ^=А1~А2 и (=А2~А3, применяя F), а к полученному результату применяем (у) и т. п. Можно получить (е) и непосредственно из теоремы 4(Ь), ибо три' посылки в (е) утверждают, что каждая из формул Ао, А17 А2, А3 имеет такую же таблицу, как и предыдущая, а заключение утверждает, что любые две формулы из этого списка имеют одну и ту же таблицу. Условимся теперь писать' «Ао ~ As ~ A2 ~ А3» в качестве сокращения для формулы ((Ао~ А1)&(А1 ~ А2))& (А2~ А3). Дважды .применяя (а), получаем: {?) Предположение в (е) равно- равносильно \=к0 ~ Аг ~ А2 ~ А3. , Назовем Ао ~ кх~ А2~ А3 «цепью (трех) эквивалентностей». Цепь обладает тем свойством, что мы можем установить ее обще- общезначимость, устанавливая общезначимость всех (трех) ее «звеньев», а если устанавливается общезначимость цепи, то можно вывести эквивалентность любых двух из формул Ао, Аг, А2, А3, участвую- участвующих в цепи. Все сказанное нами относительно (е) с формулами Ао, Аг, А о к любому перечню Ао, ..., А„ при тг^2 Все сказанное нами относительно () А2, А3 применимо к любому перечню Ао, (и тривиально при п = 0, 1). Заметим теперь, что, коль скоро установлены пункты *49, *55а и 55с теоремы 2 (методом, предложенным в § 3 или в упр. 4.1), формулы *55Ь и *56—*61 получаются методом цепей. Например: *55Ь. В силу п. *49 (поскольку А из *49 может быть про- произвольной формулой, например, в нашем случае формулой -iAV-iB) и (V) A) J=-iAV-iB 5 (как в упр. 4.4): B) )р -т~1 AА V и *49: i( В) —¦—1'( AV~iB). По теореме 5 и *55а A&rn-i В). В силу теоремы 5 C) ^-i(-t-iA&|iB)~i(A&t) D) |=-i(A&-t-iB)~-i(A&B). Из A) —D) в силу (е) при и = 4: \z —[(A& В) ~-i A V~nB, что и требовалось доказать. Используя (?), мы можем сократить это доказательство: t=-iAV"nB~-r-i(-iAV-iB) [*49] /^-i(ttA&7i-iB) [*55a] ~-i(A&B) [*49]. *57. |=А&В *60. |=А&В A& B i (А V-iB) [*55b]. 1 В) [*55с]. Так как в § 3 мы можем считать, что результаты теоремы 2 уже установлены кем-то, кто проделал все вычисления, то в этих новых доказательствах существенно то, как упрощается вывод прочих результатов, если помнить *49 и какие-нибудь два из *55а—;*61, содержащие все три символа Э, &, V. Мы применим метод цепей для получения нового результата: Теорема 6°. Пусть В—некоторая формула, построенная с по- помощью атомов Plt ..., Р„ и их отрицаний -пРг, .... -|РВ с применением только & и V- Пусть Е+—формула, полученная из Е заменой & на V. V на & и каждого атома (без отрицания) на его отрицание (см. пример в доказательстве)х). Тогда Ё-!Е~Е+. . ' Доказательство. Используя *55а и *55Ь (вместе с методом цепей), мы можем перемещать в формуле —i E начальное вхожде- вхождение символа —1 последовательно направо (внутрь) через все& и V; при этом & меняется на V, а V— на &. Затем мы можем исполь- использовать *49, чтобы удалить появляющиеся (в результате того, что атомы заменяются на их отрицания) двойные отрицания. Вот пример, который иллюстрирует это доказательство: t= -i(-iQ& ( -iPV. Q))~ -~-t -iQV-i( -iPV Q) [*55b]~ ~-i -iQV (-l-iP&TiQ) [*55a]~ ~- QV ( P&-iQ) [*49].- Следствие0. Всякая формула Е эквивалентна некоторой фор- формуле F (т. е. t=E~F), в которой —\ встречается только не- непосредственно перед атомами. Доказательство. Сначала удалим ~ и Э из Е по *63а и *58 или *59 (либо *55с, *60 или *61). Затем исключим все двойные отрицания по *49. Наконец, теорема 6 применяется для после- последовательного удаления каждого —i, который не находится непо- непосредственно перед каким-нибудь атомом. Используя ее, мы всякий раз выбираем самое внутреннее вхождение (т. е. такое, что его область действия не содержит иных —i). Вот пример, проясняю- J) Если в записи формулы Е опущены скобки, согласно старшинству & над V (см. § 1), то перед выполнением операции t теоремы 6 или опера- операции ' теоремы 7 их надо восстановить. 2 С. Клиии
§ 6. ДВОЙСТВЕННОСТЬ 35 щий это: t=-i{-iP=>-i(-n-iPV-iQ)&R}~ ~-i{-i-iPV(-i(-i-iPV-iQ)&R)} [удаление D по*59]~ ~ -1 {Р V (~i (Р VIQ) & R)} [снятие двойного отрицания по *49] ~ ~ -i{PV( ~iP & Q &R)} [теорема 6 применяется к ~n(PV ~iQ)] ~ ~ -1Р & (PV1Q V ~i R) [теорема 6 применяется ко всей формуле]. Удаляя знак э, мы добавляем пару скобок, бывших до того излишними, ибо D старше &: В четвертой и заключительной формулах мы опускаем пару скобок (подобно тому, как мы пишем в математике «a + b-f-c»), ибо, согласно *31 и *32, безразлично (для нашей нынешней цели), каков порядок построения трех- трехчленной конъюнкции или дизъюнкции1). Упражнения. 5.1. Используйте метод цепей для вывода *56, *58,, *59, *61 (считая *49 или *55а—*55с уже установленными). 5.2. Найдите эквивалентные формулы, в которых *п фигури- фигурирует только перед атомами: (a) -i((P&-iQ)VRV(S&-iP)). (b) -i(PV-iQ=>(R&-i-iS)VQ). (c) -i(-i(P&Q)~P. 5.3°. Установите следующие формулы, используя по возмож-. ности не, таблицы истинности, а установленные выше результаты: (a) (=(A-B)-(A3B)&(BdA)-(-1AVB)&(AV-iB)- ~(A&B)V(-iA&-iB). (b) 1= —i (A — B)~(A & -л В) V (-iA&B) ~ (AVB)&( -iAV -iB) ~ ~(AVB)&i(A&B) [выражениедля разделительной дизъюнк- дизъюнкции] ~ (iAidBJ & (А=э ~iB)~ (~[ ВэА) &(Вэ ~|А)~(-1 А~ (AB) *§ 6. Теория моделей; двойственность2) Теорема 7°. (Принцип двойственности.) Пусть Е и F—формулы того же вида, что и в теореме 6. Пусть Е' и F'—формулы, 1) Хотя, согласно *31, этот порядок, вообще говоря, безразличен, можно уточнить, что при m>3 «Aj & А2 &.. .& Аш» является сокращением для~ (.. .((А1&А2)&А3).. .&Am_!)&Am. При т=\ «А^.. .&Ат» означает просто Ах. Аналогично для V согласно *32. (Относительно случая т = 0 см. примеча- примечание на стр. 374.) 2) Параграфы, отмеченные звездочкой, могут быть опущены без ущерба ' для логической связности материала; ссылки на них имеют второстепенное значение. Настоящий параграф не используется и в последующих параграфах, отмеченных звездочкой (за исключением конца § 19). получаемые из Е и F заменой & на У, а У на & (см. примеча- примечание на стр. 33). Тогда (а) Если (=—iE, mo j=E'. (b) Если (=E, mo (= -iE'. (с) ?слы f=E~F> mo [=E'~F'. (d) Если |=EdF, mo(=F'DE'. Доказательство, (а) Пусть f= —1 E. Согласно теореме 6 с учетом следствия теоремы 5 (или же упр. 4.6), |=Е+ . Следовательно, по теореме 1 [=Е+*, где* обозначает одновременную подстановку —iPt, ..., -iPB вместо атомов Рх, ..., Р„. Наконец, в силу *49 + + и следствия' теоремы 5 f=E+* + , где + обозначает удаление двой- . ных отрицаний перед каждой элементарной подформулой, которой + в Е не предшествовало отрицание. Но Ет*+ есть Е', что пояс- поясняется следующим примером: |=-iE. • f=-i( Р&чР), }= Е+ . (= -iPV P. (=Et*. t mPV-iP. |= E+* + , т. e. f=E'. \= PV-iP. (b) Допустим, что f=E. Тогда в силу *49 и следствия тео- теоремы 5 [=тпЕ. Отсюда по теореме 6 и следствию теоре- + мы 5 t=E+. Поэтому ^z-iE+*, откуда t=~iEt*+, T. e. -iE\- (c) Пусть ^=E/~F. По теореме 5 (= -п Е ~ —i F, ¦ откуда по теореме 6 \= Et ~ F+. Значит, (= Е+* — F+*, откуда (= E+* + ^F+*+, т. е. f=E'~F'. Если мы уже установили 4а, 4Ь, *31, *33, *35, *37* *39, *50 и принципы двойственности (теорема 7), но еще не установили 5а, 5Ь, *32, *34, *36, *38, *40, *51, то последние вытекают из принципа двойственности и теоремы о подстановке (теорема 1). Например, в силу *50, приняв за А атом Е, имеем [= -i(P&-iP), откуда по двойственности ^:PV~iP, а отсюда посредством подстановки "[= A V~i А, т. е. *51. Суть применения теоремы 1 (о подстановке) в сочетании с теоремой 7 состоит в разрешении применять преобразования по двойственности к разложению Е (или E,F) на ее (не обяза- обязательно атомарные) составляющие Ах, ..., А„, сохраняя при этом их целостность (т. е. трактуя их как атомарные части)'; то же относится к теореме 6 и ее следствию. Вообразим себе, что марсианин, растерявшись от того, что узрел на нашей Земле, принимает наше «t», обозначающее истину, за «F», обозначающее ложь, а наше «f», обозначающее ложь, за «Т», обозначающее истину, т. е. пусть F = t и T = f« Т
36 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Тогда он читает нашу таблицу для &, как мы таблицу для V, и на- наоборот. - Чтобы установить это, воспользуемся более обозримыми квад- квадратными ?аблицами (для бинарных операций это всегда возможно): A) <2) C) D) А & В А&В А&В . AVB Btf BFT- BTF В t f A t f t f f f A F T F T T T A T F T T T F A t f -t t t f Таблица A)—это наша таблица для &; B)—то же самое, написанное при F = t и T = f; C)—это B), но приведенная в нормальный вид, вде Т предшествует ,F (как и должно быть с точки зрения марсианина). Заметим, что таблица C) совер- совершенно, похожа на нашу таблицу D) для V, с той лишь разницей, что пишутся прописные Т и F вместо строчных t и f. Таблица для -1, написанная относительно Т и F в нормальном марсиан- марсианском порядке, в точности совпадает с нашей таблицей для —i, написанной отнрсительно t и f; это читатель легко проверит. Эти замечания подсказывают новое доказательство теорем 6 и 71). Они также указывают средство избежать исключения ~ и э из формул Е и F, упоминаемого в этих теоремах (да и наше ограничение'касательно —i было несущественно). Достаточно прибавить к нашему символизму две новые пропо- пропозициональные связки х и ф, выбрав такие таблицы для А -х. В и А фВ, чтобы марсианин воспринимал их так, как мы воспри- воспринимаем таблицы для А ~ В и. Аз В соответственно. Читатель может проверить, что это получится, если А -ч. В имеет ту же таблицу, что -i(A~-B), a А ф Bf—ту же, что -|(В:э А). Мы можем, если хотим, рассматривать эти связки как временные добавки к нашей символике, используемые, пока мы изучаем двойственность, и устраняемые впоследствии путем переписыва- переписывания каждой подформулы АтсВв виде -п (А ~ В) (или же А ~ —i В согласнб упр. 5.3 (Ь)), а А ф В в виде i(Bd А) (или же В& —[ А). „Теперь докажем теорему 6а° (т. е. теорему 6, в которой Е считается произвольной формулой, содержащей и -ч/и ф, а +— операция, состоящая в замене ~ на тс, D на ф, & на V и в изменении на единицу числа знаков —i перед каждым атомом). В силу теоремы 4 (Ь) достаточно доказать, что пЕ и Е* имеют 1) Предыдущее доказательство в основном совпадает с [ВМ] § 27, а .там оно заимствовано у Гильберта и Аккермана [1928], гл. I § 5. Вторая трак- трактовка подсказана Чёрчем [1956], §16, стр.-99—101, Логическая двойственность впервые отмечена Шредером [1877]. $ 7. ОТНОШЕНИЕ СЛЕДОВАНИЯ 37 одинаковые истинностные таблицы. Вычисляя значение (произволь- (произвольной строки) таблицы для -iE, мы вычисляем сначала значение Е (исходя из системы значений, приписываемых атомам Plt ..., Р„), пользуясь нашими таблицами для ~, -ч-.э, ф, &, V, ~1 и, нако- наконец (поскольку в ~[Е входит знак -i), заменяя получаемое t или f соответственно на Т или F. Вычисляя Е+, мы начинаем с замены значений t и f, приписываемых атомам Рх, ...,. Рп, на Т и на F (изменяя на единицу число символов —i перед Plf ..., Р„), а затем (в силу замены ~ на -ч., :э на ф и & на V), используя марсианские таблицы с их буквами Т и F, мы проделываем то же самое вычисление, которое мы производим с нашими обычными таблицами с t и f. Следовательно, эти вы- вычисления различаются только тем, что в одном' из них мы заме- заменяем t на Т и f на F в" конце, а в другом—в начале. Докажем, наконец, теорему 7а° (т. е. теорему 7, обобщенную аналогичным образом). (а) {[=: ~iE} == {все строки таблицы для —iE дают t}s={Bce строки таблицы для —ТЕ' дают Т}=?{все строки таблицы для —iE' дают f} = {Bce строки"таблицы Е' дают 1} = {(^Е'}1). (с). {f=E~F} — {t=i(E-F)'} l(b)] — {f=-i(E'.TcF')} — —»¦ {[= —i—i (E' ~ F')} [теорема 4, таблица -ч,, следствие тео- теоремы 5] —>- {ЬЕ' ~ F'} [п. 8 теоремы 2 и теорема 3]. Упражнения. 6.1. (а) Докажите теорему 7 (d). (b) Из доказа- доказательства теоремы 7а (а) выведитесь), (с) Докажите теорему 7а (d). 6.2. Пользуясь теоремой 7а (с) (при Р, Q в качестве А, В), увеличьте перечень «эквивалентов» для А~В в упр. 5.3 (а). § 7. Теория моделей; отношение следования Мы начали эту главу с заявления, что существенной функ-. цией логики является устанавливать, что из чего следует, а тем самым указывать, какие предложения являются теоремами при заданных аксиомах. До сих пор мы имели дело только с тавто- х) Пользуясь методом цепей, мы для краткости пользуемся в языке иссле- исследователя вместо слов «равносильно» или «тогда и только тогда» символом «=»; мы предпочитаем пользоваться этим символом, а не знаком «~», чтобы отчетливее подчеркнуть различие между языком исследователя и предметным языком. Аналогично в, пункте (с), где использование метода цепей «несиммет- «несиммет( А AАА Аk , у () рично» (т. е. из Ао —+- At—>-А2—*-А3 следует А,- только при i<j), j мы вместо «влечет» или «только если» используем в языке исследователя сокращение «—>-», а не «з», который является символом предметного языка. (Именно об этом различии между отношениями, описываемыми языком исследователя, и операциями, знаки которых входят в предметный язык, шла речь в наших предыдущих примечаниях по этому поводу. Кстати, именно отношению, обозначаемому в языке исследователя знаком « —>¦ » и вскользь упомянутому в этом примечании автора, посвящен следующий параграф книги.— Перёв.)
38 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ логиями (общезначимыми формулами), истинность которых логика приемлет и берется утверждать, не используя никаких гипотез внелогического происхождения. Помня, что в рамках исчисления высказываний мы не ана- анализируем внутреннюю структуру атомов (или не знаем, какие предложения они выражают), вообразим, что нам сообщили из некоторого источника, постороннего для исчисления высказыва- высказываний, что некоторая формула А ^верна на самом деле или по предположению. Например, она может быть указана нам как аксиома какой-нибудь абстрактной теории (геометрии или теории групп); она тем самым истинна «по законам данной теории». Фор- Формула А может быть, скажем, предложением, верным в силу физических данных, или же следствием интуитивных математи- математических рассуждений. В какой мере включение в рассмотрение формулы А изменяет наше отношение к формулам, истинность которых мы можем устанавливать, не используя ничего, кроме исчисления высказываний? Рассмотрим пример. Пусть А—это (PdQ) & (PVR) (таблица (h)). (h) (I) PQR(PdQ)&(PVR| QVR (j) (k) A) PV-iQ=>R P&iQ r. 111 2. t t f- 3. t f t 4. tf f 5. f t t 6. f t f 7. f f t 8. f f f t t f t f f t t t f t t t f- t I t f t t t t t f t • f t t t f . f t t f f f Чем являются Р, Q и R, держится в абсолютной тайне, и те, кто работает в исчислении высказываний, не имеют к ней допуска. Тем не менее, лишь только нам указали, что формула (Pz>-Q)&(PVR) истинна, нам уже кое-что сообщили. Мы уже знаем, что система истинностных значений, приписываемых атомам Р, Q, R, должна быть одной из четырех систем (строки .1, 2, 5, 7), при которых (PdQ)&(PVR) получает значение t в таблице (h). Поэтому, когда нам надо решать, какие еще формулы В истинны, поль- пользуясь при этом исчислением высказываний вместе с информацией об истинности формулы А, нам достаточно рассматривать только эти четыре набора значений. Например, зная, что А истинна, мы знаем, что QVR истинна, ибо таблица этой последней фор- формулы (i) имеет t в каждой из строк 1,2, 5 и 7. Напротив, у нас еще не хватает данных решить, истинна ли формула PI3R, ибо ее таблица (j) дает' f в строке 2. § 7. ОТНОШЕНИЕ СЛЕДОВАНИЯ 39 Так мы подходим к следующему определению. Рассмотрим две формулы А и В, и пусть Рг, ..., Р„—атомы, входящие в А или в В. Говорят, что В следует из А или является следствием из А (в исчислении высказываний или в силу исчисления выска- высказываний), и пишут А(=В, если в таблицах истинности для А и В, на входах которых указаны атомы Р1? ..., Рп, формула В имеет значение t во всех тех строках, где А имеет значение t. Например, как мы уже отмечали, (PZ3Q) & (Р VR )(=QVR, но (PdQ)&(PVR)|=PZ5R не имеет места. Подчеркнем, что «А(=В» является более сильным утверждением, неоюели «Если (=А, то (=В»: из первого всегда следует второе; между тем второе может оказаться верным, и когда первое невер- неверно. Чтобы убедиться, что из первого утверждения всегда вытекает второе, допустим, что первое имеет место, и добавим посылку «|=А» второго высказывания. Тогда, поскольку «А(=В», формула В дает t во всех тех строках, где А дает t, а раз [=А, то А дает t во всех строках. Следовательно, \=В. Если А—это (Pl3Q)&(PVR), а В—это PdR, to второе вы- высказывание «Если (=А, то |=В» имеет место как материалЪная импликация (§ 2), антецедент которой (т. е. <<(=А») ложен, но,- как мы отметили выше, «А(=В» не имеет места. Причина состоит в том, что если неверно \=А, то ложно утверждение, что А дает t во всех строках, а тогда «Если |=А, то \=В» выполняется автоматически, в то время как «А[=В» выполняется только тогда, когда В дает t во всех строках, в которых А дает t. Пусть теперь нам даны т формул Alf ..., km. Переходя от случая т==1 к общему, говорим, что «В является следствием формул Ах, ..., km (в исчислении высказываний или в силу исчисления высказываний)», и пишем klt ..., Amf=B, е,сли в таб- таблицах истинности, на входах которых находится перечень Рх,... ,Р„ атомов, входящих в одну или более из формул Ах, ..., кт, В., формула В дает t во всех строках, в которых Alt ..., кт одно- одновременно дают t. Символ «'(=» можно читать «влечет» («влекут»). Порядок атомов Рх, ..., Р„, входящих в формулы Аи...кт, В, очевидно, безразличен. Более того, как видно из начала § 4, результат останется тем же самым, если на входе таблиц для А15 ..., кт, В поместить перечень Рг, ..., Р„ с добавкой еще каких-нибудь атомов. Из рассмотрения таблиц видно, что (i), (j)(=(k) (строки 1, 3, 5, 6, 7); (i), (j), (l)Hk) (строка 3); (h), (l)(=(i) {нет строк, где надо было бы проверять, что значение формулы (i) есть t); однако из строки 3 видно, что, вообще говоря, неверно (i), (j)(=(h). Теорема 8. (а) А|=В тогда и только тогда, когда (zAdB. (b) Более общо, при т>1: kv ..., кт_х,кт\рЪ тогда и только тогда, когда А1( ..., А^^АВ
40 ГЛ. 1. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Доказательство, (а) Рассмотрим таблицы для А, В, АэВ с перечнем всех фигурирующих в них атомов Рх, ..., Рй на входах этих таблиц. Для выяснения, имеет ли место А(=В, надо пренебречь строками, в которых А дает f, ибо в них формула А э В всегда принимает значение t (в силу таблицы для импли- импликации). Рассмотрим прочие строки, т. е. строки, где А дает t. Если Af^B, то В дает t в этих строках, а по таблице для импли- импликации и А 1э В дает t. В остальных же строка^ она и так истинна. Следовательно, (=АэВ. Обратно, если (=AidB, то АгэВ дает t во всех строках, где А дает t (и, конечно, во всех остальных строках). Следовательно, по таблице для импликации В должна давать t во всех* тех строках, где А дает t, а это значит, что А(=В. (Ь) Рассмотрим случай т ^ 2. Возьмем таблицы для А^ ..., Ат, В, А13 В. Рассуждаем, как и выше, но на этот раз в качестве А фигурирует Ат-; мы ограничиваемся рассмотрением тех строк, где К Affl_t дают-t. Следствие. При т~^\ Ах, ..., Am_1? Am(=B тогда и только тогда, когда \=A,z> (... {Am_1Z>(AmZ>B)) .. .)• Доказательство проводится яг-кратным применением теоремы. В силу следствия теоремы 8 задача установления того, какие формулы являются следствиями данных формул Ах, ..., Ат, сводится, к задаче выяснения, какие формулы общезначимы. В этом, в частности, и заключается важная роль тавтологий. Можно, конечно, сказать," что, наоборот, именно поэтому отношение следования не представляет интереса. Однако отношение следования ближе отвечает нашему привычному способу пользо- пользоваться логикой: порой преобразования проще проводить с его помощью, чем с помощью кратных импликаций, к которым оно сводится в силу следствия теоремы 8. ••' По причинам, которые скоро станут ясны, мы предпочитаем рассматривать эти преобразования в другом контексте, в кон- контексте теории доказательств, изучение которой мы начнем в § 9. Дальнейшее изучение отношения следования мы вынесем в упраж- упражнения. Они помогут осмыслить эти преобразования, когда мы займемся ими- в теории доказательств. Упражнения. 7.1. (а) Найдите все истинные высказывания «h|=B» и «(h), (j)|=B», где В—одна из формул (h) — A). (Считая и тривиальные соотношения, вроде «(h)f=(h)», их шесть штук.) (b) Докажите, что для любой формулы В: (h), A)(=В. (c) Докажите,.что для всякой формулы В; (i), (j)|=B тогда и только тогда, когда (к)|=В. 7.2. Проверьте посредством таблиц истинности: (а) Р, PdQ(= |=Q. (b) P, Q|=P&Q. (с) P&Qt=P. (d) P&Q^Q. (e) P, -iP|=Q. (f) He (Pz>Qt=Q=>P). 5 8. СОКРАЩЕННЫЕ ТАБЛИЦЫ ИСТИННОСТИ 41 7.3. Докажите, что в обозначениях теоремы 1 (при ш + 1 фор- формулах) если Аи ..., Am(=B, то А*, ..., А^|=В*. (Указание: используйте следствие теоремы 8.) 7.4. (а) Примените упр. 7.3 для обобщения упр. 7.2 (а) — (е) путем замены Р, Q на А, В. (Ь) Отсюда с помощью теоремы 8 и ее следствия заново вы- выведите пп.'З, 4а, 4Ь и *10а.теоремы 2. 7.5. Докажите, что при т>1: (а) Ах, ..., AW|=B тогда и только тогда, когда АД ... & Ат(=В (см. примечание 1 на стр. 34). Отсюда по теореме 8: (Ь) Ах, ..., Ат(=В тогда и только тогда, когда (=АХ& ... &AffluB (это вторая версия следствия теоремы 8). 7.6. Установите следующие соотношения: (i) При tn^zl: (И) При т, р^О: х ABf=Blt - К ...,' А«1=А„. Alf ..;, Ат\=Ври Вг, ....^ то Ах АВ|=С. ' 7.7. Докажите, исходя непосредственно из определения отно- отношения следования: . (a) Если Aj=B и A(=~iB, то (=-iA. (Приведение к неле- нелепости.) (b) Если А[=С и В[=С, то A VB(= С. (Доказательство разбо- разбором случаев.) 7.8. Выполните упр. 7.7 с помощью теорем 2,8 и 3. 7.9. Заметьте, что рассуждения § 4, 5, касающиеся метода цепей, сохраняют силу, поскольку мы ограничимся теми систе- системами истинностных значений (строками таблиц истинности), для которых все формулы из списка Alt ..., km дают t. Таким об- образом, теорема 3, теорема 5 со следствием, (а)—(?) я, значит, метод цепей сохраняют силу, если заменить повсюду ,«|=» на «А,;, :.., Ат[=»- Теперь докажите, что (a) Р ~ -iQ(z:P&-i Q~ P. (Указание:, си. теорему 2.) (b) (Р V Q) ~ -1 (P&Q) (=(Р V Q) V (I (P&Q) &P) - (Р V Q). § 8. Теория моделей; сокращенные таблицы истинности Мы воспользовались понятием истинностной таблицы для опре- определения условий, при которых некоторая формула Е общезна- общезначима (символически \=Е), и условий, при которых формула В следует из формул Аг, ..., Ат (символически Аг, ..., Ат\=В). Сами таблицы (часто вместе с другими приемами, как в упр. 2.3) использовались для иллюстрации в первоначальном доказатель- доказательстве теоремы 2 и некоторых других результатов. Однако для
42 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ . установления того, что f= E или Alt ..., Amf=B, часто оказы- оказывается проще применять теоремы, относящиеся к общезначимости и к отношению "следования, чем вычислять таблицы истинности. Эту технику мы начали развивать в § 4 и 5, прибегая к резуль- результатам такого рода вместо истинностных таблиц; продолжим те- теперь начатое. Если мы хотим доказать, что не (=Е или неверно, что Aj, ..., Ат\=В, то нам нет нужды вычислять более одной удачно подобранной строки таблицы (таблиц). И часто такую строку удается быстро нащупать, не вычисляя прочих. Говорят, что формула Е невыполнима, или противоречива, или тождественно ложна, если столбец значений в ее таблице истинности состоит только из f. Если формула ни общезначима, ни невыполнима, то ее называют нейтральной. Таким образом, формулы распадаются на три класса, смотря по тому, как вхо- входят t и f в их истинностные таблицы: общезначимые нейтральные невыполнимые только t хотя бы одно значе- значение t и хотя бы одно значение f только f необщезначимые выполнимые Формула Е невыполнима . или выполнима в зависимости от того, является ли формула —i E общезначимой. Для установле- установления того, что формула нейтральна, достаточно вычислить две подходящие строки. Если все же приходится проводить много вычислений по ис- истинностным таблицам, то и тогда полезно уметь сэкономить время, используя некоторые сокращения в записи и в вычис- вычислениях1). Ведь для формулы из трех атомов требуется таблица из 8 строк, а для формулы с 12 атомами понадобилось бы 4096 строк. Рассмотрим таблицу A) из § 2 для Pd(Q V.R d(Rd ~iP)). Так как последние четыре строки имеют одно и то же значение i, их можно заменить одной строкой. Точно так же можно объеди- объединить первую и третью, вторую и четвертую строки. Итак, в со- х) Если число таблиц и их сложность очень велики, то можно подумать о применении вычислительных машин. Способы постановки таких задач на машинах должны учитывать специфику машин; их разработка относится к так называемой «информатике». Ср. Ван [1960]. § 8. СОКРАЩЕННЫЕ ТАБЛИЦЫ ИСТИННОСТИ кращенной форме таблица A) принимает вед Р R Pz>(QVRz>(Rz>'-iP)) B) t t f f t В § 2 мы отметили некоторый прием, за счет которого при вычислении таблицы формулы Pd(Q VR ZD(R D ~iP)) сразу по- получается t в последних четырех строках. Это пример общего плодотворного метода. Он состоит в том, что мы приписываем значение t или f одной-единственной букве, а затем вычисляем, исходя из этого, всевозможные подформулы, приписываем значе- значение другой какой-нибудь букве и т. д. (вместо того чтобы сразу приписывать значения всем буквам, а потом вычислять). Возьмем исходную таблицу, задающую какую-нибудь бинарную связку О. Если мы уже приписали формуле А какое-либо значение (t или f), то при этом фиксированном значении для А таблица для АОВ оказывается таблицей унарной связки, примененной к В. Для • унарной же связки возможны только четыре таблицы: столбец значений либо (i)t, t, либо (ii)t, f (такой же, как у В), либо (iii)f, t (такой же, как -пВ), либо (iv)f, f. Итак, по выборе не- некоторого значения для А формула АОВ может принять значения i, В, —1В или f. Рассматривая интересующие нас случаи, получаем следующие таблицы: (I) В~А, В&А BVA AA~BAz>B BdAA&BAVB iA В iB В t t -i В в f t в t Вот применение этой процедуры к предыдущему примеру; Pz>(QVRz>(RZ)-iP)) t=)(QVRD(RD-it)) fD(QVRD(R3-if)) QVR=>(R=>f) t w QVRz)-iR QVtD-it QVfD-if tZ)f. Qz)t f t • В первой строке находится формула до того, как ее буквам приписаны значения. Во второй строке мы приписали Р значе-
44 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ ние t (левый столбец) и значение f (правый столбец). С помощью таблиц (I) тогда* можно упростить выражения, стоящие во второй строке: левый столбец свести к QVRzdtR тремя последова- последовательными упрощениями, а правый столбец в один шаг свести к t. Затем (четвертая строка левбго столбца) мы приписываем R зна- значение t в левом подстолбце и значение f в правом подстолбце. Схемы типа C) называют, следуя Куайну [1950], анализом по истинности. По-видимому, он первый заметил, насколько удоб- удобнее вычислять значение формулы буква за буквой. Таблицу B) можно восстановить по анализу C) (Куайн [1950] вообще не писал таблиц вида B)I). . _ ч Хорошим эвристическим приемом является правило выбирать в качестве буквы, которой приписывается значение t или f, ту букв^у, которая чаще всего встречается в рассматриваемой фор- формуле. Тогда быстро достигается упрощение, ибо всякая двухбук- венная подформула, в которую эта буква входит, обречена на исчезновение. После нескольких прикидок уже можно- угадать, какой выбор следует сделать для получения наилучших резуль- результатов. Отдельные этапььможно устранить посредством *49 (и теорем 4, 5), удаляя двойные отрицания, имевшиеся в начальной формуле или возникшие в ней в силу (I). Например, если В—это —iC, то f ~ В упрощается, согласно (I), до вида —i —iC, что упрощается затем До С по *49. Метод анализа по истинности не гарантирует нам того, что мы сразу получим максимально сокращенную истинностную таб- таблицу, подобную таблице B). Если, например, в схеме C) мы будем на втором этапе заменять истинностными значениями формулу Q, а не R, то получим 5-строчную таблицу. Таблице B)удовлетворяет и формула (Pd(QVRd(R Э ~iP)))& &(((QdP)dQ)dQ), но никакой порядок замены ее подформул истинностными значениями не приведет нас непосредственно к трехстрочной таблице истинности. Но, конечно, потом мы сможем объединять строки, как это мы делали, получая из таблицы A) таблицу B). Например, если мы сразу обратим внимание на то, что формула ((QdP)dQ)dQ общезначима (упр. 2.3(а)), тб' оможем перейти к формуле Pd(Q VR D(R Э "~iP))> а затем и к B). На самом деле метод анализа по истинности никогда не при- приводит к истинностной таблице, содержащей менее двух строк, так как этот метод -предполагает, чтобы хотя бы одной из входящих *) Таблицы (I) появляются в другом виде как пп. *40а, *48 теоремы 22 из § 24^ (Ср. *41 — *48 [ВМ], стр. 109, написанные, когда автор не знал кни- книги Куайна [1950]. Но в [ВМ] не подчеркивалось использование этих сок- сокращенных таблиц, как, например, на-стр. 419.) § 8. СОКРАЩЁННЫЕ ТАБЛИЦЫ ИСТИННОСТИ 45 в рассматриваемую формулу букв были приписаны значения t и f. Но, например, формула ((QdP)dQ)dQ, являющаяся тавтологией, допускает и однострочную таблицу UQ=>P)DQ)z>Q Полные истинностные таблицы (предпочтительно, чтобы они были ааписаны в сокращенной форме) можно использовать в целях упрощения формул. Пусть, например, какая-нибудь формула Е связана с некоторой задачей, и мы хотим исследовать, какие эта формула имеет следствия, или же, более общо, исследовать, какие из отношений А и ...,- Ат |=В (где Е есть одна из формул Alf ... .. ., Ат, В или подформула' одной из этих формул) имеют место. Для этой цели мы можем' заменить Е любой формулой F с той же самой таблицей истинности (т. е. такой, что |=E~F, как следует из теоремы 4) или же, иначе, формулой F, эквивалент^ hoiL E в исчислении высказываний (§ 5). И если мы сумеем найти формулу F, эквивалентную Е, но более простую, то мы про- продвинемся в изучении поставленной задачи. ' Например, пусть Е—это формула P3(Q VR D(R Э ~iP)) или же {Pd(QVRd(RZ)-iP))}&{((Qz)PKQ)Z)Q}; обе они имеют истинностную таблицу B). Исходя из таблицы B), поищем, какие еще формулы имеют эту же таблицу истинности; таковыми оказываются более простые формулы: (P&~iR)V~rP (она выб- выбрана так, чтобы иметь точно два значения t в B)), ~i (P& R) (где P&R выбрана потому, что она имеет одно-единственное значе- значение f в B)), -iPV~iR (которая получается по правилу Де Мор- Моргана *55 Ь) и Р D ~i R (получается по *59). Формула (Р & -i R) V ~пР сводит выяснение вопроса об истинности формулы Е к двум непе- непересекающимся случаям (а именно Р, R есть t, f ^-соответственно; Р есть- f), a —iPV~iR сокращает ее еще больше, позволяя обоим случаям пересечься. Следовательно, мы могли бы взять -i P V ~i R, не проходя через -i(P&R). , - Стоит заметить, что объединять и перегруппировывать эти случаи можно было бы по методу цепей эквивалентностей, если суметь воспользоваться той гибкостью преобразований, которую этот метод допускает. Кроме результатов теоремы 2, могут понадо- понадобиться также такие результаты (см. примечание 1 на стр. 34): *52°. f=A&(BV~nB)~ A. *53. |=А V(B&-iB) ~ A. *54. f=A&B&-iB~B&-iB. *55°. \=А V В ViB ~ В V~iB. Проиллюстрируем сказанное, исходя из эквивалента формулы Pd(QVRd(Rd~iP)), полученного путем объединения послед-
46 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ них четырех строк таблицы A) из § 21): |= (Р & Q & -1R) V (Р & -1Q & -1R) V -I P ~ ~(P&-iR)&(QV -iQ)V~iP [*35 вместе с *33 (и *31)] ~ ~(P&-iR)V-iP [*52]~(PV~iP)&(-iPV-iR) [*36, *34]~ iPV-iR [*52, *33]. Пусть для формулы Е мы нашли таблицу истинности ъ p-\-q строк (сокращенную или нет) с р значениями t я q значениями f. Как видно из приведенного выше примера, тогда можно написать эквивалентную формуле Е формулу D, имеющую вид DXV. ¦ .VD^ (которая сводится к одному Dj, если р=1, и, скажем, к Р1&~пР1 при /0 = 0), где. члены Dlt ..., Dp отвечают соответствующим t, и можно написать другую эквивалентную Е формулу С, имеющую вид С1&...&С? (которая сводится к Сх при <7=1, и, скажем, к PjV-iPi при р = 0), в которой члены Q, ..., Cq отвечают со- соответствующим f. Еще один пример: если Е—это P~Q, то D—это (P&Q)V V(-iP&~iQ), а С есть (~iPVQ)&(PV~iQ) (которая полу- получается из -1 {(Р & -1Q) V (~1 Р & Q)} применением теоремы 6. Такая формула D (дизъюнкция конъюнкций атомов или отрицаний, атомов), эквивалентная Е, называется дизъюнктивной нормальной формой формулы Е. Формула С (конъюнкция дизъюнкций атомов или их отрицаний) называется конъюнктивной нормальной формой. Говоря, что некоторая формула F «проще», чем другая фор- формула Е, мы будем иметь в виду практическую точку зрения: с F легче оперировать, ее легче понять, независимо от того, короче она или нет. Простота—это вопрос привычки и зависит от облика часто встречаемых формул (так, нам редко нужно упрощать P~Q). Дизъюнктивные нормальные формы для Е полезны, когда хотят вывести какие-нибудь следствия из Е (ср. упр. 7.7 (Ь)) или из Е и других формул; конъюнктивные нормальные формы Е ока- оказываются полезными, когда мы хотим вывести Е из других фор- формул (ср. упр. 7.2 (е)).' Упражнения. 8.1, Установите *52—*55 относительно Р, Q (до того, как подставлять А и В по теореме 1), используя (I) в со- сочетании с *50, *51 (и теоремой 4). !) На самом деле формула Р э (Q V R Э (R Э т Р)) сводится к ~i P V ~i R просто троекратным применением *59, затем *55а, *38 и *40 (в сочетании с *32—*34). Вообще же упростить формулы можно так: сначала применить *?3а (или упр. 5.3) для удаления ~ и *58 или *59 (либо *55с, *60 или *61) для удаления Z3; затем использовать теорему 6; потом с помощью *35 (или двойственной ей *36) раскрыть скобки (как a(b + c)=ab-\-ac в алгебре); в заключение, пользуясь *31 — *35, как показано в примере, перегруппиро- перегруппировать члены. Техника эта, по сути, восходит к Булю [1857], см. [ВМ], стр. 124—125. § 9. ДОКАЗУЕМОСТЬ И ВЫВОДИМОСТЬ 47 8.2. Упростите: (a) (PVS~-iQ)&(R VQ)&-iSz> i((Sz)R VQ)VP>. ' (b) -i{(PdR)&S~-iRV-i(RdQ)}&(QZ)-iP)&P (напи- (напишите более простую, но эквивалентную формулу, рассмотрев только R и Q). (c) (PdQ)&(-i(Q&R)VP)&-i(R&P). (Сначала займитесь Q, а затем используйте *55Ь и *36-f*53 или *34 + *39.) § 9. Теория доказательств; доказуемость и выводимость. Математики доказывают теоремы, т. е. выводят следствия из определенных допущений, типично евклидовским способом: выска- высказывания размещаются в некий их "список, называемый «доказа- «доказательством», или_ «выводом». Мы будем говорить о «доказательстве» и называть допущения «аксиомами», если они сохраняют свой статус (т. е. предполагаются истинными) во всей рассматривае- рассматриваемой теории; будем говорить о «выводе» (или «дедукции»), если мы не предполагаем, что все допущения сохраняют свой статус. Каж- Каждый переход от одного высказывания в рассматриваемом списке к другому в этом же списке обоснован логически, как проанали- проанализировано выше в случае логики высказываний. Например, вы- высказывание вытекает из других высказываний, если оно является их следствием (в исчислении высказываний), а это отношение между высказываниями уже определено с помощью истинностных таблиц в § 7. Некоторое высказывание может быть помещено в список без ссылок на другие высказывания, предшествующие ему, только тогда, когда оно является допущением или же является общезначимым. В своих определениях «следования» и общезна- общезначимости мы остаемся вне языка, в котором формулируются сами высказывания (предметный" язык); для выяснения, каким образом высказывания (или формулы) составлены из атомов, у нас есть ¦ другой язык (язык исследователя). Именно в языке исследователя мы получаем различные результаты относительно общезначимости -и отношения следования, которые зачастую удобнее в приложе- приложениях, нежели непосредственное использование истинностных таблиц. Такое рассмотрение логики мы называем «теорией моделей»: заменяя атомы истинностными значениями t и f во всевозможных сочетаниях, мы получаем, так сказать, «модели», конкретные «ре- «реализации», воплощения того, что могут выражать высказывания. Сейчас мы переходим к другому способу построения логики. Способ этот, называемый «теорией доказательств», изучает вопрос, нельзя ли описать логические доказательства и выводы так, как это делается в геометрии. Но поскольку на этот раз сама логика делается предметом аксиоматико-дедуктивной трактовки, выводы не должны больше основываться на «логических критериях»: они
48 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ должны опираться лишь на точно сформулированные акси- аксиомы и правила. В теории доказательств некоторые высказывания или формулы принимаются за «аксиомы», а для получения новых высказываний устанавливаются некоторые «правила вывода». Изложим же формулировку теории 'доказательств для клас- классического исчисления высказываний как ради него самого, так и с целью его приложения к выводу из допущений. Позднее мы увидим, что обе формулировки—теория моделей и теория дока- доказательств—дают эквивалентные результаты. Аксиомами нашей (теоретико-доказательственной) системы (классического) исчисления высказываний мы объявляем все фор- формулы, имеющие один из' видов, указанных после знака ф» в пп. 1а— 10Ь теоремы 2 (см. их также в списке постулатов на стр. 468). Сами эти виды мы будем называть схемами аксиом, или аксиомными схемами. Каждая #схема аксиом содержит бес- бесконечное число аксиом:. при каждом' конкретном выборе формул, обозначенных через «А», «В», «С», получается одна из аксиом. Например, п. 1а теоремы 2 отвечает схема аксиом 1а А:э(В:эА). Примеры отдельных аксиом по этой ххеме: ), Pz>(QdP), Qz>(Pz>Q), -iPd(Q&:Rd-iP), (PD(-iRdP))d[R"d(Pd(-iRdP»]h т. д. В качестве единственного правила вывода, называемого D -пра- -правилом, или modus ponens (сокращенно МР), или правилом отде- \ мния, мы принимаем процедуру перехода от двух формул вида А и AdB к одной формуле В, каковы бы ни были формулы А и- В (см. теорему 3). В вьшоде по этому, правилу (в применении этбго правила)-А и. АэВ являются посылками, а В—заключе- В—заключением. Определим (формальное) доказательство (в исчислении- выска- высказываний) как конечный список (вхождений), формул Вх, ..., Вг, каждая из которых или является некоторой аксиомой исчисления высказываний, или получена по э-правилу из некоторой пары формул, предшествующих ей в этом списке. Доказательство яв- является доказательством, своей последней формулы Вг. Если фор- формула В имеет доказательство, то мы говорим, что В (формально) доказуема или что В является (формальной) теоремой;, записы- записываем мы это так: (- В. ' Пример 4. Какова бы ни была формула А, следующий список из пяти формул В1? ..., Вг является доказательством формулы АэА (/ = 5 и Вх—это Аэ(АэА), ..., В6—это АэАI): 1. Ai3(AZ3A)—схема аксиом 1а. *) То, что мы на самом деле выпишем, является «схемой доказательств», превращающейся в конкретное доказательство при том или ином выборе фор- формулы, обозначенной через «А». ч § 9. ДОКАЗУЕМОСТЬ И ВЫВОДИМОСТЬ 49 2. {Ad(AdA)}d{{АЪ((AdA)D А)] э [АЬА]} —схема акси- аксиом 1Ь. 3. [Аэ((АэА)эА)]э[АэА]-МР, 1,2. 4. Аэ((АэA)Э'А)->-схема аксиом 1а. 5. ADA—МР, 4,3. Одновременно с самим доказательством,, т. е.' с формулами Вц ..., Вг, мы'слева нумеруем эти формулы, а справа обосно- обосновываем включение формул Вх, ..., Вг в доказательство (это «анализ» доказательства). Так, на первом этапе мы применили схему аксиом 1а с А в качестве А и В (т. е. с формулой, обо- обозначаемой через «А», в качестве формул, обозначаемых через «А» и «В» в формулировке схемы). На втором этапе А—это формула А схемы 1Ь, А13А—это В, А есть также формула С схемы 1Ь. Применяя modus ponens к формулам 1 и 2 на третьем этапе, мы берем в качестве А для этого правила формулу Ad(AdA) (т. е. 1), а в качестве В—формулу 3. Поскольку формулы 1—5 образуют доказательство (для произвольной заданной формулы А), мы можем сказать, что АэА доказуема, и написать f-АэА. Точно так же [-Ad(AdA) и т.д. (Почему?) Несколько замечаний помогут лучше уяснить разумность такой трактовки исчисления высказываний как аксиоматико-де- дуктивной теории. Каждая схема аксиом дает бесконечное число аксиом. Этого можно было бы избежать, договорившись, что язык, к которому принадлежат атомы, содержит конкретные буквы в качестве «пропозициональных переменных», и добавив' второе правило вывода—«правило подстановки»,—условившись, что Е* можно получать из Е в условиях теоремы 1, если Рх, ~.\., Р„— пропозициональные переменные. Но такая трактовка представ- представляется нам менее согласованной с обычным математическим языком, чем описанная выше (восходящая к фон Нейману [1927]) 1). . . Список из тринадцати схем аксиом может показаться удиви- удивительно длинным. Однако для всякой' пропозициональной связки нужны характеризующие ее аксиомы, т. е. аксиомы, обеспечи- обеспечивающие те дедуктивные свойства, которые мы хотим иметь у этой связки. - - Мы имеем дело только с двумя или тремя схемами аксиом для каждого из символов э, &, V, ~i, ~: одна или две (левый 1) В любом случае правило вывода должно иметь характер схемы с ла- латинскими прописными буквами «А», «В», обозначающими произвольные фор- формулы, чтобы оно- обеспечило возможность бесконечного числа применений. Наши схемы аксиом можно рассматривать как правила вывода с нулевым ' числом посылок. Именно поэтому Карнап [1934] применил для схем аксиом^ и правил вывода общее название «правила преобразования». Правила, опре- определяющие класс формул (§ 1), похожие на синтаксические правила грамматик естественных язьщов, называют «правилами образования».
50 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ столбец теоремы 2) дают нам возможность доказывать формулы, в которые входит этот символ («вводить» этот символ); одна или две (это не относится к э) дают нам возможность выводить формулы, куда этот символ не входит (или входит в меньшем числе экземп- экземпляров), из формул, содержащих его (они служат для «удаления» его; правый столбец теоремы 2). Применительно же к 3 прави- правилом удаления служит правило МР. Эта (по нашему мнению) изящная классификация схем аксиом восходит по существу к Генцену [1934—5]. Мы могли бы обойтись меньшим числом схем аксиом, отка- отказавшись от провозглашения некоторых из связок &, V, ~ пол- полноправными членами алфавита предметного языка. Так, напри- например, если бы мы при написании «А~В» подразумевали всякий раз, что это лишь сокращение для формулы (AdB)&(BdA), то можно было бы вычеркнуть из нашего списка схемы аксиом 9а, 10а, 10b1). Если исчисление высказываний применяется для вывода фор- формул из допущений Alt ..., Ат, то формулы At Ат факти- фактически функционируют и как аксиомы. Однако мы не станем на- называть их так, а будем и дальше именовать их допущениями (гипотезами), если вообще понадобится их как-то именовать. При т > 0 мы назовем список Вх, ..., В, не «доказательством», а «выводом»-"из' А1? ..., Ат. Конечный список (вхождений) формул В^, ..., Вг является (формальным) выводом (формулы Вг) из Аи ..., Ат"(в исчислении высказываний или средствами исчис- исчисления высказываний), если всякая формула этого списка либо является "одной из формул А1? ..., кт, либо — одной из аксиом (исчисления высказываний, т. е. получается по одной из схем аксиом 1а — 10Ь), либо же получена по э -правилу из двух формул, расположенных в списке раньше нее. Если существует, вывод данной формулы В из At, ..., Ат, то говорим, что В выводима ibAj, ...,_Ат, и пишем Alf ..., Ат \- В. Знак «|-» можно читать «выводится». При использовании такой терминологии для т^О «доказательство» и «доказуемость» являются частным слу- случаем «вывода» и «выводимости» при т = 0J). Пример 5. Каков бы ни был выбор формул А, В, С, следую- следующие 8 формул являются выводом формулы С из Ad(BdC), г) Именно так делалось в [ВМ]. Если считать «А & В», «AVB», «А~В» сокращениями формул -i(Ad~iB), -]Az>B, -i ((А э В) Э -1 (В z> А)) соот- соответственно, то нужны всего четыре схемы аксиом la, lb, 7, 8. Можно посту- поступать и иначе многими способами. Ср. Чёрч [1956], стр. 130—132 и 142—145. 2) Символ «|—» восходит к-Фреге [1879]; его современное использование— к Россеру [1935] и Клини [1934]. (Россер предложил использовать .его для выражения выводимости посредством правил вывода, а Клини —включать также выводимость из предложений, принятых за аксиомы.) Параллельное использование «(=» (§ 2, 7), по-видимому, впервые ввел Клини [1956а]. § 9. ДОКАЗУЕМОСТЬ И ВЫВОДИМОСТЬ 51 А&В: 1. А&В—второе допущение, 2. A&BdA—схема аксиом 4а. 3. А—МР, 1,2. 4. Azd(BdC) — первое допущение. 5. ВэС—МР, 3,4. 6. А&ВэВ—схема аксиом 4Ь. 7. В—МР, 1,6. 8. С—МР, 7,5. Следовательно, можно говорить, что существует вывод форму- формулы С из Ad(BdC), А&В; короче, Аэ(ВэС), А&В|—С. В приведенных выше определениях мы говорили о «формаль- «формальном доказательстве» и «формальном выводе» (но обычно мы будем опускать слово «формальный»), чтобы подчеркнуть, что эти дока- доказательства и выврды развертываются в предметном языке, кото- который мы изучаем с помощью языка исследователя (§'1). Ведь с точки зрения языка исследователя мы рассматриваем только вид формул (а не их конкретные значения или смыслы), устанавли- устанавливая с помощью наших определений, является ли данная после- последовательность формул Blt ..., Вг (формальным) доказательством или выводом из данных допущений Ах, ..., Ат. Последователь- Последовательность формул В1? ..., В г является (формальным) доказательством или выводом из Ах, ..., Ат, только если она в точности под- подпадает под определение (как в примерах 4 и 5I). Эта стандар- стандартизация процедур, которые можно выполнять при построении формального доказательства и вывода, делает структуру доказа- доказательства или вывода (в предметном языке) настолько четкой, что она может стать предметом нашего исследования. В процессе нашего исследования (в языке исследователя) мы тоже будем доказывать теоремы, выводить следствия из допуще- допущений и т. п. Это будет иметь место в теории доказательств в той же мере, в какой прежде имело место в теории моделей. В этих неформальных (содержательных) доказательствах и выводах мы поступаем более гибко, основываясь на смысле высказываний и используя любые убедительные умозаключения. (Конечно, может случиться, что некоторые из этих умозаключений являются не- неформальными двойниками тех операций, которые мы совершаем J) Говорить, что формула доказуема, если она общезначима, не стоило бы, равно как не стоило бы давать определение так, чтобы всякая формула, сле- следующая из других формул, оказывалась бы тем самым формально выводимой за один шаг из этих формул-. В таком случае не нужно было бы доказа- доказательств, содержащих более одной формулы, и выводов из At Ат, со- состоящих более чем из т+1 формул, но зато этот единственный шаг стал бы чрезмерно сложным. Мы же, напротив, стараемся в теории доказательств расчленить выводы на такие простые умозаключения, какие на самом деле встречаются в рассуждениях. (Мы еще затронем этот вопрос ниже в § 15.)
ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ в формальных доказательствах, но в таких рассуждениях мы пользуемся не. только ими.I) Тому, кто помнит, что есть два языка, что доказательства, вы- выводы и формулы первого (предметного) языка изучаются во втором с использованием (по необходимости) содержательных доказа- доказательств и выводов, проводимых во втором языке, будет нетрудно уяснить подлинное положение вещей. В теории моделей пред- предметный язык рассматривался только как набор формул, для ко- которых установлены некие таблицы истинности, а поэтому не так чувствовалось раздвоение терминологии^ В заключение этого параграфа сформулируем на языке иссле- исследователя две легкие (неформальные) теоремы. Они относятся к формальным доказательствам и выводам в предметном языке. Теорема 9. (И) При т, р^О Если Ах, . . ., Ат \- Вх, (i) При Ах, .. ., кт I Ах, то Ах, ...,km\-BuBv ..., Ах1 ..., АЯЬ-С Доказательство, (д) В определении того, что означает «Вх, . .. . . ., Вс является выводом», не сказано, что каждое из допущений Alt ..., кт фактически входит в список Вх, ..., Вг Поэтому при всяком i между 1 и т (включительно) само А; представляет собой вывод формулы А, из Ах, ..., Ат. (и) В заданном выводе формулы С из Ви ...., Вр можно заменить вхождение каждого из допущений В^ ..., Вр на вывод его из Ах, ..., Ат. Тем самым мы получаем вывод формулы С из Av ..., Ат. Пусть Ах, ..., кт—заданный список формул. Исследуем класс формул В, выводимых из Ах, ..., кт. Согласно теоре- теореме 9(i), формулы Ах,\.., кт сами принадлежат этому классу, а, согласно теореме 9(ii), всякая формула С, выводимая из каких-нибудь формул Вх, ..., Вр, которые уже принадлежат этому классу, также принадлежит ему. С этой точки зрения роль теоремы 9 ясна. Однако мы вер- вернемся к ней в § 13, когда получим некоторый навык примене- применений теоремы 9 в частных случаях. Прежде, чем переходить к дальнейшему, уместно сравнить смысл четырех фраз: «[=:А:эВ>> означает, что формула Ad В общезначима, т.е. что ее истинностная таблица содержит столбец из одних t. х) Это не означает, конечно, что наши неформальные доказательства и выводы в языке исследователя не согласуются с законами логики. Но мы не пытаемся кодифицировать их или изучать их в качестве образцов логического рассуждения. § 9. ДОКАЗУЕМОСТЬ И ВЫВОДИМОСТЬ «А[=:В» означает, что В является следствием формулы А, т. е. что В дает t во всех тех строках, где А дает t. «1~ А Э В» означает, что A.D В доказуема, т. е. что сущест- существует некоторая конечная последовательность таких формул, что каждая из них является либо аксиомой, либо формулой, полу- получаемой из двух предшествующих формул посредством МР, а по- последняя формула в этой последовательности—это Аз В. «A f— В» означает, что В выводима из А, т. е. что сущест- существует конечная последовательность формул, каждая из которых является либо формулой А, либо аксиомой, либо получается из двух предшествующих формул с помощью МР, а последняя фор- формула в этой последовательности—это В. В конце § 12 мы узнаем, что эти четыре фразы равносильны: если верна одна из них, то верны и три другие. (Что касается двух первых, то это содержится уже в теореме 8.) Мы увидим также, что равносильны выражения: «Если (=А, то |=В» и «Если (—А, то |— В»; они слабее, нежели четыре вышеупомянутых (по поводу первого из них мы уже отмечали это в § 7). Теорема 10. (а) Если \— АэВ, то А [—В. (Ь) Более общо, при любом m^l: Если Аг, ..., km_j \- г-АиэВ, то Ах> ..... кт_х, кт\-В. Доказательство. (Ь) Согласно условию теоремы, существует вывод формулы Ат1эВ из Ах, .... Ат_1. Пусть число формул этого вывода равно k. Построим вывод формулы В из Ах, ..., кт следующим образом: I вывод формулы Ат:эВ из Ах, ..., Ат_г согласно . д''__ п 1 условию нашей теоремы. ' /г+1. Ат—т-е допущение. k + 2. В—МР, k+\, k. Следствие. Если |—AXZ>(.. .(A^ZD (AmZ2 В))...), то Ах, ... ..., Am_x, A.1-B. Упражнения. 9.1. Дополните доказательство из примера 4, чтобы получить доказательство формулы А~А. 9.2. Ниже дается вывод формулы С из А, В, Ad(BdC). Укажите основания (проанализируйте вывод) и запишите резуль- результат с использованием знака «j—». 1. А. • , 2. Аэ(ВэС). 3. ВэС. 4. В. 5. С.
54 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ *? 9.3. Покажите путем построения подходящих выводов, (а) А, А э В 1- В. (Ь) А, В \- А&В. (с) А&В |- A. (d) A&B \ (е) A|-AVB._(f) BbAVB. (g) —i—iA|—A. (h)'ADB, Bz) l-A-vB. (i) A~B|-AdB. (j) А~В|-ВэА. 9.4. Восполните отсутствующие гипотезы и обоснуйте их добавьте заключения в следующих применениях теоремы 9 (a) А, —1A j— -1-1В и -1-1В |—В, значит . (т = 2, р (b) и А&В 1— А, значит Ad(BdC), А&В 1— А. что - В. Ah () (с) Ad(BdC), A&BI-A и Ad(BdC), .А&В|-В и А, В, .Аэ(ВэС)|-С, значит Аэ(ВэС), А&В|-С. Р 3) р (т или (И): 2, Р (d) и и А, А z> В \- В, значит A, -iB, AdB[-B. (m = 3, p = 2.) 9.5. Используйте упр. 9.4 (с) для иллюстрации доказатель- доказательства теоремы 9 (и), комбинируя выводы из упр. 9.3 (с) и (d) (их надо построить как выводы из Аз (В DС), А&В) с упр. 9.2. Сравните результат с примером 5. 9.6. Выпишите явно случай т = 0 и р = 0 в теореме 9 (П) и упростите доказательство для этого случая. 9.7. Покажите, что результат упр. 9.1 (т.е. |—А~А) полу- получается из 1— AdA (пример 4) и из упр. 9.3 (h) с использова- использованием теоремы 9 (примите т = 0). 9.8. .Докажите: Если \~ АД.. .&AwdB, то Alt ..., Ат \— В (см. примечание 1 на стр. 34). § 10. Теория доказательств; теорема о дедукции То свойство (формального) вывода, которое выражено в сле- следующей теореме, соответствует хорошо известному способу не- неформального рассуждения. Чтобы установить импликацию «Если А, то В», вводят "допущение А «в качестве необходимой посылки» и пытаются вывести В. Точно так же поступают при дополни- дополнительных допущениях А^ ..., Ат_1. Доказательство длиннее, чем в предыдущих теоремах (кроме, пожалуй, теоремы 2, если буквально проводить все подразуме- подразумеваемые там вычисления). Но оно построено по простому плану, да и само сводится к рассмотрению четырех простых случаев. Теорема 11. (Теорема о дедукции, Эрбран [1930J А\— В, то [-AdB. (b) Если Аг, .... Ат_г, Ах, .... AB_1h-AaDB. (а) Если то х) Теорема о дедукции как неформальная теорема, относящаяся к спе- специальным системам (вроде исчисления высказываний и исчисления предика- предикатов, см. гл. 2), впервые явно сформулирована у Эрбрана [1930], а без дока- § 10. ТЕОРЕМА О ДЕДУКЦИИ 55 Доказательство. (Ь) Прежде всего надо отчетливо уяснить, что означают в силу определения символа «|—» предположение тео- теоремы и ее заключение: и то и другое утверждают существование некоторого вида конечных списков формул, скажем В1? ..., Вг и Bt, ..., Вр. Между ними есть два различия. В первый список (но не во второй) формула может входить с обоснованием: т-е допуще- допущение Ат. В первом списке последняя формула — это В, а во вто- втором списке последняя формула—это Ат1эВ. Надо доказать, что всякий раз, как дан какой-нибудь вывод В A A A {дй ыд) можно найти д формулы В из ф раз, как д уд д Am {данный вывод), можно найти А В й форул l mv m {нны в), вывод формулы А„эВ из A1( ..., Ат_х. В действительности существует единый метод, позволяющий всегда по данному выводу находить вывод формулы Ага1эВ из Av ..., Ат_1 (результи- (результирующий вывод). Мы опишем этот метод, а затем проиллюстрируем его на примере 6. Пусть (а) Вг, .... В, — данный вывод, где Вг—это В. (В примере 6 (а)—это левый столбец, состоящий из формул 1—5.) На первом шаге нахожде- нахождения результирующего вывода припишем -спереди к каждой из формул заданного вывода (а) символы Ат э, добавляя, если надо, скобки._Тогда получим (Р) А.ЭВ,, с последней формулой Ат:эВ, которая и должна быть последней в получаемом выводе. (В примере 6 ф) — это 3', 8', 1Г, 14', 17' правого столбца.) Однако, вообще говоря, эта последовательность (|3) не является выводом из At, ..., A^.j. Тем не менее можно перед каждой формулой Ат э В,- (i — 1, ..., /) вставить допол- дополнительные формулы так, чтобы превратить ее в вывод (у) из Вб ф i Аг, у рр Выбор дополнительных формул при каждом i ф В Аг, ..., Ат_х. Вбр д фру р зависит от того, чем оправдывается наличие формулы В,- в задан- заданном выводе (аI). зательства—у Эрбрана [1928]. Как общий методологический принцип, отно- относящийся к аксиоматико-дедуктивным системам, она появилась у Тарского [1930]. Тарский сообщает ([1956], примечание на стр. 32), что он знал ее и применял с 1921 г. х) Следовательно, этот общий метод применяется к данному выводу В1( ..., Вг, снабженному—при каждом i — высказыванием, оправдывающим включение В,- в эту последовательность. Мы назвали эти оправдания анализом вывода. Вообще говоря, возможны различные анализы. Так, в примере 6 (где А, В, С—произвольные (не обязательно различные) формулы), если, напри- например, С совпадает с А, то формулу 3 оправдывает и другой анализ, ибо тогда она может порождаться схемой аксиом 1а.
56 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Случай 1. Пусть В,-—это одно из первых т—1 допущений Ах, ..., Ат_1, которые и в получаемом выводе остаются допуще- допущениями; для определенности пусть Вг-—это А;- (/ < т). В этом случае вставим первые две из следующих формул перед третьей, •АЯЭВ„ k'. hj—j'-e допущение. Ь 1'- Ауз(АтгэА,)—схема аксиом 1а. + 2'. AmDA,—MP, k', k+V. (В примере 6 это иллюстрируется строками Г—3'при?'=Г -и строками 9' — IV при &' = 9'.) Случай 2. Пусть В,-—последнее допущение, т. е. Ат, которое ¦ в результирующем выводе не остается допущением (кроме случаев, когда Ат совпадает с одной, из формул кх; ..., А/л_1). Вставим четыре,первые формулы из доказательства формулы AdA (при- (пример 4), в которых заменим А на Ат. (В примере 6 этому отве- отвечают строки 4'—8'; но, поскольку кт—это А, вставленные строки в точности совпадают со строками из доказательства формулы ADA.) Случай 3. Пусть В,.—некоторая аксиома., Поступаем так же, как в случае 1. (В примере 6 этот случай не иллюстрируется.) Случай 4. Пусть В,- выводится из двух предшествующих формул Bg и BA-(g, h < i) посредством МР.'Предоставляем читателю рас- рассмотреть этот, случай в качестве" упражнения, а также заполнить строки 12', 13', 15', 16' в примере 6 (упр. 10.1). Пример 6. Для иллюстрации доказательства теоремы о дедук- дедукции приведем: (а) в левом столбце вывод формулы С из A D (В DC), В, А и (y) b правом столбце результирующий вывод формулы ADС из Ad(BdC), В,' который получается из данного вывода применением общего метода, описанного в доказательстве теоремы. 1. В—второе допущение. 2. А—третье допущение. Г. В—второе допущение. 2'. Bd(AdB)—схема аксиом 1а. 3'. AdB— МР, Г, 2'. 4'. Ad(AdA)—схема аксиом la. 5'. {Ad,(AdA)}d{[Ad((Ad • D A) D A)J D [A D A].} — схема аксиом lb. 6'. [Ad((AdA)dA)]d[AdA]- MP, 4', 5'. 7'. Ad((AdA)dA) схема акси- аксиом la. 8'. AdA-MP, 7', 6'. 9'. A d(BdQ —первое допуще- допущение, § 10. ТЕОРЕМА О ДЕДУКЦИИ 57 10'. {Ad(BdC)}d{Ad(Ad(BdC))}- схема аксиом 1а. 3. AD (В DС)-первое 11'. Ad(Ad{BdQ)—MP, 9',10'. допущение. 12'. 13'. 4. BdC-MP, 2, 3. 14'. Ad(BdQ-MP, 11', 13'. 15'. 16'. 5. С-МР, 1, 4. 17'. AdC-MP, 14', 16'. (К этому частному примеру можно применить упрощение, получив более короткий вывод формулы AdC из Ad(BdC),B. В самом деле, достаточно 7 формул—Г, 2', 3', 9', 15', 16', 17' — вместо тех 17, которые возникают в силу общего метода^) Если, приняв Г—17' за заданный вывод, снова применить общий метод, то получится вывод 1"—53" формулы Bd(AdC) из Azd(BdC); еще раз применяя метод, получим доказательство Г"—161'" формулы. (Ad(BdQ)D(Bd(AdQ) (ср. упр. 10.2). Мы полностью выписали 17 формул, составляющих вывод формулы Ad С из Ad (Bd С), В, получающийся применением общего метода к формулам 1—5, чтобы дать читателю возможность обозреть доказательство теоремы о дедукции. Поскольку теперь эта теорема установлена, мы будем применять ее для установления сущест- существования некоторых выводов и доказательств, не прибегая к эффек- эффективному построению их. Построение вывода 1—5 (левый столбец) позволяет заключить, что Ad(BdC), В, A f— С. Отсюда, трижды применяя теорему 11, заключаем, что Ad(BdC), B|—AdC, далее,4 что A D (В DС) \- В d (A DС), затем, что \- (A D (В DС)) D D(Bd(AdQ), т. е. что существует доказательство формулы (A D (В DС)) D (В D (A DС)). Этого нам достаточно. Нам вовсе не интересно смотреть на само это доказательство, а тем более на то доказательство, которое получается тремя последователь- последовательными применениями нашего общего метода к пяти строкам левого столбца примера 6 и содержит 161 строку. (Есть и более короткие доказательства формулы (Ad(B dC))d(Bd(AdC)): так, поль- пользуясь упомянутым выше упрощением, а лишь зйтем применяя общий метод, получим доказательство, состоящее из 71 строки.) . Хотя наш единый метод может быть неэкономным при построении выводов и доказательств, он дает эффективное доказательство теоремы 11, а сама теорема 11 весьма, эффективно устанавливает их существование. Отталкиваясь же только от примера 5, чита- читателю', наверное, было бы довольно трудно построить доказатель- доказательство формулы (Ad(В DС))D(В 13(ADQ) (или хотя бы устано- установить, что оно существует).
58 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ § И. ПРАВИЛА ВВЕДЕНИЯ И УДАЛЕНИЯ 59 Изменив буквы предыдущего примера (что возможно, ибо А, В, С—произвольные формулы и" могут быть формулами В, А, С следующего примера), получим |-(Bd(AdC))d(Ad(BdC)). Пользуясь схемой аксиом 9а и дважды применяя МР, получим ЬАэ(В:эС)~Вэ(АэС)-(ср. *3). Пример 7. Применяя теорему о дедукции к результату примера 5, имеем Аэ(В:эС)Ь А&ВэС и \-(А э(В эС))э(А&ВэС). Следствие. Если Alt ..., Am_v Am\—В, то Ар(...(А..р(А.эВ))...). - Упражнения. 10.1. Разберите случай 4 и выпишите формулы 12', 13', 15', 16' правого столбца примера 6. 10:2. Покажите, что если данный вывод имеет / формул, то результирующий вывод имеет 3/ + 2 формул, если формула Ат фактически используется в качестве допущения в заданном выводе, и 31 формул, если она не используется. 10.3. Покажите, что А& В dC f-Аз(В эС) (начните с пост- построения вывода А& В эС, А, В \~ С), а затем (используя пример 7) пойучите, что [-Azd(BdC)~-A&BdC (ср. *4а). • 10.4. Докажите, что \- (AdB)d((B DС) э (А эС)) (ср/ *2). 10.5.Покажите, что: Если Ах, ..., Ат \- В, то At&.. .& АжэВ. § 11. Теория доказательств; непротиворечивость, правила введения и удаления Следствия из теорем 10 и 11 сводят понятие выводимости «А1, ..., Ат f— В» к понятию доказуемости «1-Е» подобно тому, как следствие из теоремы 8 сводит отношение следования «Ах, ..., А„,|=:В» к понятию общезначимости «f=E». Если же мы окажемся в состоянии доказать, что «\~ Е» и «f=E» равносильны, то мы завершим установление эквивалентности теории моделей и теории доказательств на уровне исчисления высказываний как при рассмотрении «абсолютных логических . [ истин», так и в случае допущений А1? ..., Ат. Именно в этом суть теорем 12 и 14. . :' Теорема 12. Всякая ддказуемая формула общезначима; в наших обозначениях: Если f- E, то '(=Е. Доказательство. В силу пунктов 1а—10Ь теоремы 2 все акси- \ омы исчисления высказываний общезначимы. В силу теоремы 3 ; если общезначимы две посылки Аи A z> В правила МР, то общезначима В. Следовательно, когда мы строим доказательство Blt ..., Вг формулы Е, каждая из последовательно вводимых формул Вх, В2, В8, ... общезначима, ибо она либо является аксиомой, либо же получена из общезначимых формул примене- нием МР. Следовательно, последняя формула Вг, совпадающая с Е, общезначима. . Следствие. Не существует формулы В, такой, что доказуемы формулы В и —\ В; в наших обозначениях: ни для какой формулы В не выполняется одновременно \—В и [— —iB. Доказательство. Пусть для некоторой формулы В имеет место |— В и [— —i В. Тогда в силу теоремы 12 f=B и [=:-|В, т. е. в столбцах значений таблиц для В и —i В стоят только t. Этого быть не может, ибо таблица для —i устроена так, что если В дает только t, то тВ должна давать только f. В общем случае под «свойством непротиворечивости» некоторой аксиоматико-дедуктивной системы (как мы будем говорить в § 37, «формальной системы») мы понимаем то, что только некоторые определенные формулы являются теоремами (например, только те, которые обладают неким желательным признаком или которые не обладают каким-то нежелательным свойством), а под «свойст- «свойством полноты»—то, что хотя бы некоторые определенные формулы являются теоремами (например, все те, которые обладают таким-то желательным признаком). Теорема 12 устанавливает «непротиворечивость исчисления высказываний относительно общезначимости», а ее следствие уста- устанавливает так называемую «простую непротиворечивость». Прежде чем доказать обращение теоремы 12 (т. е. теорему 14, которая устанавливает полноту исчисления высказываний относи- относительно общезначимости), нам придется поосновательнее развить теорию доказательств для исчисления высказываний. Весьма полезным орудием для этого послужит нам теорема о дедукции. Начнем (в теореме 13) со списка из 14 правил, полу- полученных модификацией правил Генцена [1934—5], которые мы назовем правилами «введения» и «удаления» логических символов. Полноты ради в их число мы включим и саму теорему о дедук- дедукции под названием <о -введение» и некоторую модификацию МР с «f—» под названием <о -удаление». Все прочие правила (за исклю- исключением «слабого ~1 -удаления») сводятся по существу к перефор- переформулировке схем аксиом в свете этих двух правил. Ради экономии места, будем обозначать через «Г» любой список формул (возможно, пустой), так что запись «Г, A f- В» означает «Ах, ..., Ат_1, Ат \- В», где Ат есть А {Г пуст, если т=1). Правило —1 -введения (предпоследнее в левом столбце) соот- соответствует содержательному методу приведения к нелепости: для доказательства того, что «не-А», т. е. что А ложно, допускают А («от противного») и выводят противоречие В и «не-В». Так рас- рассуждать можно и при наличии дополнительных допущений Г. Правило V-удаления отвечает содержательному приему разбора «частных случаев». Если установлено или допущено «А V В», то
60 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ для доказательства С достаточно доказать, что С получается в обоих случаях, т. е. как в случае, когда имеет место А, так и в случае, когда имеет место В. Иными словами, чтобы вывести С из А V В, «удаляют» дизъюнкцию и строят два различных вывода, один -г- выводя С из А, другой—С из-В. (Именно в этом смысле мы можем считать разбираемое правило правилом удаления1).) Теорема 13. Каков бы ни был конечный список Г (из не менее чем нуля) формул и каковы бы ни были формулы А, В, С; Введение ' Удаление D Если Г,'Ah В, _ A, AdB h,B. ¦ то § 12. ПОЛНОТА -61 & A, Bh A&JB. V AhAVB. BhAVB. Если Г, A h В и Г, А h" -I В, то rh-iA. (Приведение к нелепости, или reductio ad absurdum.) AdB, ВэАЬА~В. A&Bt-A. A&BhB. Если Г, A h С и Г, В h С, то Г, A.VB [-С (Доказательство' разбором случаев.) -1-1 Ah A. (Снятие (удаление, устра- устранение) двойного отрицания.H А, -1 Ah В. (Слабое удаление отрицания.) А'~ В h ADB. A-~BhBDA. " Доказательства. d -введение оправдано теоремой 11. D -удале- -удаление, &-введение, &-удаление, удаление двойного отрицания и три правила, относящиеся к ~, фигурируют в упр. 9.3. V-удаление (доказательство разбором случаев): 1. Г.-А1-С—допущение. 2. Г, В |— С—допущение. 3. Г f- A DC—D-введ. (теорема о дедукции), 1. . 4. -ГЬВэС—Э-введ., 2. Ъ. Ad С, BdC, А V В f- С—по схеме аксиом 6 с троекратным использованием МР. (Точнее, мы можем построить такой вывод: Г. АЭС. 2'. (AdC)d((BdQd(AVBdC)). 3'. (BdC)d D(AVBdC)., 4'. BdC. 5'. АУВзС 6'. AVB. 7'. С. Анализ предоставляется читателю.) х) Более естественно вписывается в схему «правил удаления» другая фор- .мулировка, предложенная Генценом.: ' Если Г|-А,уВ .и Г, А 1-С и Г, В |—С, то Г[-С. Здесь V действительно удаляется из первой посылки.-^Яриж. ред. 6. Г, АУВ[—С—применяя теорему 9 к 3, 4, 5. (В самом деле, Г, АУВ^-АэС [используя 3; ср. упр. 11.1], Г, АУВЬ-ВэС [используя 4], Г, AVBhAVB [теорема 9(i)|. и АрС, BdC, AVBf-C [по 5], откуда Г, А V В |— С [теорема 9(ii) при т = 2, р = 3].) Слабое —1 -удаление: ' 1. A, -iA, -1В Ь-А —(теорема 9 (i)). 2. A, -iA, -iB h- "IA—(теорема"9 (i)). 3. А, —i А |— ^r-iBt— В— -1-введ., 1, 2; -i-удал.1). Согласно этому правилу, из противоречия A, —i А можно вывести любую формулу В. Основная идея.доказательства, дан- данного выше, состоит в том, чтобы вывести некоторое противоречие из А, "пА, —jB и отвергнуть на этом основании ~~iB: Упражнения. 11.1 Выведите «Г, А V В }— А:э С» из (гтроки 3 доказательства V-удаления, и притом двумя способами: непосред- непосредственно из определения «формального вывода» и с помощью тео- теоремы 9 (как в упр. 9.4 .(Ь) и (d)). • 11.2. Докажите правило -i-введения^ т. е. правило приведения к нелепости. § 12. Теория доказательств; полнота Докажем полноту исчисления высказываний методом Кальмара [1934—5]. Теореме предпошлем две леммы. Лемма 1. Для каждого входа (строки) истинностной таблицы для любой из пяти основных связок исчисления высказывания, вве- введенных в § 2, справедливо соответствующее соотношение выводи- выводимости. Вот для примера таблицы для I) и т, рядом помещены в соответствующих строках отвечающие им соотношения выводи- выводимости: (H B) C) D) А к f в t f t f AdB t f t t А, А, а;. А, В -iB В -iB h h- h h A i(A A A D D. D D В В) В в J) «Г(—Ail—A2» является сокращением для «Т\— AL и Ailr-Aa», откуда следует «Г^— А2» в силу теоремы 9 (ii). Ср. упр. 9.4 (а). Аналогично и для более длинных цепей (только после каждого «|—» нельзя ставить более одной формулы). [То обстоятельство, что доказательство дано в виде,' похожем на вид формального доказательства, который проиллюстрирован в примерах 5 и 6, не должно заставить читателя забыть, что на самом деле это содержатель- содержательное доказательство в языке исследователя.—Лерев.]
62 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ § 12. ПОЛНОТА 63 f Ар A iA iA (S) F). (Эта лемма утверждает существование в общей сложности 18 отношений выводимости.) Доказательство. Для иллюстрации установим три из четырех указанных соотношений выводимости для :э: A) 1. А, В, Ар В —(теорема 9 (i)).. 2. А, ВрАэВ —D-введ. (теорема о дедукции),- 1. BI. А, -|В, АэВрВ — э-удал. (и теорема 9, ср. упр. 9.4 (d)) ()) 2. A, -iB, АэВр-i В — (теорема 9 (i)). 3. A, -iBp-i(Az)B) —-i-введ., 1,2. DI. -iA, -iB, Ар В —слабое -\ -удал, (и теорема 9). 2. ~iA, —i В j—AdB —d -введение (теорема о дедукции), 1» Лемма 2. Пусть дана истинностная таблица некоторой фор- формулы Е, содержащей (разве лишь) атомы Рг, ..., Р„. Тогда справедливо соотношение выводимости, соответствующее каждому из 2" входов (строк) этой таблицы. Например, пусть Е —это формула Pd(Q V R D(RD ~iP)). Согласно нашей лемме, строке 3 со значением f из таблицы этой формулы (§ 2) должно отвечать соотношение выводимости Р, -iQ, RP-i{Pz)(QVRz)<Rz)-iP))}. Доказательство. Поясним метод на конкретном примере. Согласно лемме 1, первому шагу вычисления значения формулы, состоящему в приписывании атому Q значения f, а атому R значения t и получении для формулы Q V R значения t, отвечает (отношение выводимости —iQ, RpQVR, откуда тривиально (или, если угодно, в силу теоремы 9) 1. Р, -iQ, R PQVR. Тому шагу, который состоит в получении значения f для —i P из значения t для Р, отвечает в силу пункта E) леммы 1 выво- выводимость Р |— —1 —1Р, откуда 2. P,'-iQ, Rp-i-iP. Шагу, состоящему в получении для Rd ~iP значения f из значения t для R и значения f для -iP, отвечает в силу B) леммы 1 (при R и -iP вместо А и В соответственно) R, -1 -1Р р -1 (R D ~1 Р); в сочетании с п. 2 по теореме 9 получаем 3. Р, -iQ, RP-i(RD-iP). Продолжая, получаем последовательно Р, —i Q, QpD либо Р,—iQ, R р —iD для каждой подформулы D формулы Е в зависи-. мости от того, принимает D значение t или f при приписыва- приписывании Р, Q, R значений t, f, t соответственно. Окончательно, поскольку Е в целом принимает значение f, имеем 5. Р, -iQ.LRP -i{PD(QVRZ)(R3-iP))}. Этим завершается рассмотрение конкретного случая1), ил- иллюстрирующего доказательство леммы 2. Поучительно взглянуть на приводимую ниже схему из двух «деревьев», чтобы понять, как каждый этап вычисления истинно- истинностного значения (горизонтальная строка левого дерева) отвечает отношению выводимости из леммы 1 (горизонтальная строка пра- правого дерева). Левое дерево—это те вычисления, которые делались в § 2, но без повторений. Согласно теореме 9, всякая формула, возникающая в правом дереве, выводима из различных формул, расположенных в вершинах ветвей, под которыми она находится (или из любого большего множества формул). PZ)(QVRD(RZ)-iP)) Pz> (QVRZ) (RZ> -iP)) t . P f t t j f i-Q- R QVR -i-iP l(RD iP) t f P -i(QVRZ) (R? iP)) f " -i{Pz> (QVRd (Rz> -iP))} Лемма 3. Если формула Е леммы 2 общезначима (т. е. f= E), то PiV-iP.i, .... PnV~iPnpE. Доказательство. Пусть, например, п=* 2. Тогда, согласно лем- лемме 2 и условию леммы 3, Pi, Р2 РЕ. ^ Pv -iP2 pE. -lPlf Р2 РЕ: . " -iPlf -iP2 PE. Дважды применяя V-удаление, получаем Plf P2V -iP.PE. Pi, P2V -iP.PE. x) Само собой разумеется, проверка одного какого-либо примера теоремы (или леммы) не является- доказательством этой общей теоремы (леммы). Дока- Доказательство же состоит в том, что метод, использованный в этом частном случае, оказывается общим, т. ev приложимым ко реем случаям. Таким- образом, иллюстрация на частном случае демонстрирует некоторый тип рас- рассмотрения, применимый ко всем случаям. В тех случаях, когда это будет очевидно, можно опускать проведение доказательства в общих терминах, как мы тут н поступаем.
64 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ § 12. Полнота 65 Третье применение V-удаления дает .PiV-iPi, P2V-iP2hE. Лемма 4°. Какова бы ни была формула А, имеем j-AV -iA (закон исключенного третьего; ср. *51 из теоремы 2). Доказательство предоставляем читателю в качестве упражнения (упр. 12.2I). Теорема 14°. Всякая общезначимая формула доказуема; симво- символически: Если (= Е, то f— E. Доказательство. Лемма 3, лемма 4 и теорема 9A1) при т = 0. Этим завершается доказательство равносильности теории дока- доказательств и теории моделей на уровне исчисления высказываний. Прежде чем установить эту равносильность, нам пришлось уста- установить в теории доказательств некоторые результаты, уже полу- полученные в теории моделей. Теперь же мы можем заимствовать у теории моделей все ее результаты (§ 2—8), заменяя повсюду «f=» на «|—»а). Таким образом, все формулы, перечисленные 'в теореме 2, сохраняют силу при замене «[=» на «[-». До дока- доказательства теоремы 14 мы могли это утверждать явно только о формулах 1а—10Ь (ибо они приняты за схемы аксиом), *1 (при- (пример 4 в § 9), *2, *3, *4а (см. конец § 10), *1? (упр. 9.1) и *51 (лемма 4). • ' , Сколь бы естественным ни казалось излагать исчисление вы- высказываний посредством таблиц истинности, исторически такое изложение возникло позднее, по крайней мере если говорить о систематическом изложении. Первыми это проделали Пост [1921] (который доказал теоремы 12 и-14) и Лукасевич [1921]. Частично это изложение восходит к Фреге [1879] и Пирсу [1885]. Хотя уже Буль [1847] и Де Морган [1847] заложили основы алгебры логики, собственно теория доказательств для исчисления высказы- г) Хотя при том уровне развития теории, на котором мы находимся, доказательство дается в, 8 строк ([ВМ], стр. ПО, *51), оио требует некоторой изобретательности. Позже (конец § 13) оно станет легким. Мы воздержимся здесь от приведения .этого доказательства, чтобы не лишить читателя удо- удовольствия самому найти его. (Одно из возможных доказательств неявно со- содержится в обосновании *51 (|^AV -iA) с использованием двойственности по теореме 7 § 6; совершаемые при этом шаги легко пересказать в терминах теории доказательств). 2)Такая замена—в простых контекстах—сводится к применению в языке исследователя того правила замены, которое установлено для предметного языка в следствии из теоремы 5. Коль скоро доказано, что «Ах АтЬВ (т^О) тогда и только'тогда, когда А1( ..., Ат\~В», можно пользоваться этим утверждением так же, как эквивалентностью А~В в следствии из тео- теоремы 5. -¦ ваний появилась только у Фреге [1879] и Рассела, в основном в «Principia- Mathematica» Уайтхеда и Рассела [1910—13]1). Другие варианты исчисления высказываний. Чтобы раскрыть наше замечание (§ 2) о существовании разных логических систем, упо- упомянем, что Лукасевич [1920] ввел трехзначное исчисление выска- высказываний, теория моделей которого основана на применении трех истинностных значений вместо наших двух. В [1921] независимо от Д1укасевича Пост обобщил классическое (=2-значное) исчис- исчисление высказываний до п-знаЧного исчисления высказываний с любым целым п ^=2. Вопрос о том, не является ли л-значная логика при п > 2 лишь интеллектуальным упражнением, все еще остается спорным2). Модальные исчисления высказываний оперируют такими поня- понятиями, как «А необходимо». (символически Q А) и «А возможно» (<> А или -1П ~i А). Эти понятия возникают в тех областях мышления, где допускаются два вида «истинности», одна из ко- которых имеет более универсальный и «принудительный» характер, чем другая. Например, невозможно, чтобы 2+2 = 5 (это проти- противоречит принципам математики), но возможно, чтобы посреди Тихого океана оказался целый материк (это противоречит только географическим фактам). Зоолог может .утверждать, что сущест- существование саламандр или других живых существ, которые могли бы жить в огне, невозможно; однако возможно (хотя и неверно), что существуют единороги; возможно также (хотя неправдопо- неправдоподобно), что существует пресловутый снежный человек. Изучение модальной логики современными средствами началось с работ Льюиса [1912], [1917], Льюиса и Лэнгфорда [1932]. Одним из их предшественников был Мак-Колл [1896—7]3). Другим примером неклассического исчисления высказываний является интуиционистское исчисление высказываний, в котором принципы исключенного третьего (А V ~1 А) и двойного отрица- отрицания (тпАэА) не имеют места. Точку зрения, породившую интуиционистскую логику, и то, чем она интересна; мы рассмот- рассмотрим позже (§ 36). Здесь мы не будем пытаться описывать фор- формулировку интуиционистского исчисления высказываний в тер- терминах теории моделей. Его формулировка в терминах теории доказательств получается, если в нашей теории доказательств заменить схему аксиом 8 (тпАэА) на 81 -1Аэ(АэВ). Так как всякая аксиома, получающаяся из этой схемы, дока- доказуема классически (ср. *10а), то интуиционистское исчисление высказываний является подсистемой классического, т. е. все тео- !) См. Чёрч [1956] § 29 (стр. 148 и далее). а) См. Россер и Тюркетт [1952]. 3) См. фон Райт [1951], Фейс [1965]. Ъ G. Клиии
66 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ ремы интуиционистской системы являются теоремами классиче- классической системы. Те из установленных нами результатов для « \- » (включая те, которые сначала были установлены для «(=»), для которых не видно, как их установить интуиционистски, помечены знаком Л1). Упражнения. 12.1. Установите соотношения выводимости леммы 1, которые отвечают двум первым строкам таблицы для & и двум последним строкам таблицы для V. 12.2*. Докажите лемму 4 (см. примечание 1 на стр. 64). 12.3. Укажите, какие из следующих высказываний ложны и какие истинны, и объясните, почему: a) «Для любой формулы А, если [— "~iA, то не \~ А.» b) «Для любой формулы А, если не f—А, то ]— —i А.» c) «Для любых формул А и В, если р- А V В, то \— А или \~ В.» d) «Для любых формул А и В, если |— А или |— В, то (— А V В.» 12.4°*. Рассмотрите какую-нибудь формулу, не являющуюся теоремой, например PdQ. Добавьте соответствующую схему ак- аксиом АэВ к списку 1а—10Ъ. Покажите, что в полученной сис- системе любая формула является теоремой (полнота в смысле Поста [1921], [ВМ],,стр. Ш, следствие 2). 1.2.5°*. Докажите, что одни и те же формулы выводимы в сис- системе, содержащей 4 схемы аксиом, которая описана в § 9, при-' мечание 29 (причем &, V, ~ введены как сокращения, а не как исходные связки), и в нашей системе. 12.6. Докажите правило слабого -i-удаления (теорема 13) в интуиционистском исчислении высказываний. (Прочие 12 пра- правил теоремы 13, за исключением удаления двойного отрицания, сохраняют силу в интуиционистской логике вместе с приведен- приведенными выше доказательствами.) 12.72). Докажите, что {¦(= -i(A1&.. .&AJ} = {АХ, .... Ат не дают одновременно t ни при каких распределениях истин- истинностных значений} е= {существует формула В, такая, что А^ ..., Ат\— В и А1? ..., Ат |——i В} = {какова бы ни была формула В, всегда At, ..., Ат\- В}. Поэтому если S—аксиома- тико-дедуктивная система, полученная добавлением формул А1? ..., Ат к исчислению высказываний, то {АД.. . &Ат выпол- выполнима (§ 8)} = {At, ..., Ат одновременно выполнимы} н= {S просто непротиворечива} =2 {не всякая формула из S доказуема в S}. х) В действительности помеченные так в этой книге и в [ВМ] результаты не верны для интуиционистской системы. Однако сейчас мы не можем этого доказать. Ниже в § 54 приводятся указания об одном методе доказательства. Его достаточно, чтобы опровергнуть все результаты, помеченные в этой книге знаками «с», креме теоремы 27;' соответствующие доказательства можно найти в [ВМ], § 80. 2) Относительно символа « = » см. примечание 1 на стр -37. § ^^УПОТРЕБЛЕНИЕ ВЫВОДИМЫХ ПРАВИЛ 67 § 13. Теория доказательств; употребление выводимых правил На вопрос: «Какие формулы Е должны иметь место в класси- классической пропозициональной логике?»—мы в теории моделей отве- ответили: «Те, в истинностных таблицах которых стоит только t, или, символически, такие формулы Е, что |=Е». В теории же доказательств мы отвечали: «Те, для которых существуют фор- формальные доказательства, использующие только аксиомы по схе- схемам la —10b и МР, или, символически, такие формулы Е, что |—Е». В § 11—12 мы узнали, что два эти ответа равносильны. Точио так же на вопрос: «Какие формулы В следуют в (клас- (классической) пропозициональной логике из некоторого списка фор- формул Ах, ..,, Ат?»—мы дали два ответа, оказавшиеся равно- равносильными: это те формулы В, для которых Ах, .„., Ат\=.Ъ (теория моделей) или же Av ..,, Ада|—В (теория доказательств). Ни в теории моделей, ни в теории доказательств мы не огра- ограничились одними этими ответами. Мы вывели различные свой- свойства отношений «|=» или « j—», часто более удобные для приме- применений, нежели непосредственное использование определений. На протяжении этого параграфа мы подробнее обсудим, как приме- применять эти результаты, особенно правила введения и удаления (теорема 13). Изложение будет вестись применительно к теории доказательств (т. е. применительно к « \- »), хотя с тем же успе- успехом можно было бы пересказать его применительно к теории моделей (ср. упр. 7.4 (а), 7.6, 7.7). Мы называем те правила, которые даны в теореме 13, и другие похожие результаты выводимыми правилами. Ведь мы «вывели» эти результаты, относящиеся к аксиоматико-дедуктивной системе, зафиксировав ее путем выбора («постулирования») исходного пра- правила вывода (modus ponens) и схем аксиом 1а—10Ь. При использовании такого рода правил и вообще при дока- доказательстве существования .выводов нам часто будет удобно вы- выписывать списки формул, относительно которых мы последова- последовательно выясняем, что они выводимы из данных допущений Aj, ..., Ат. Пример такого списка — не считая самих выводов — дается четырьмя формулами AdC, BidC, AVB, С, которые выписываются после «Г, А V В |—» при объяснении 6-го шага доказательства правила V-удаления в теореме 13. Другой пример приводится ниже. Пример 8. При допущении А&В мы используем &-удаление, и &-введение для построения следующего списка, составленного из формул 1—4, выводимых из А&В (левый столбец): 1. А&В—допущение. Г, А&В—допущение. 2. А—&-удал., 1, 2/. А&ВэА—схема аксиом 4а. 3. В—&-удал., 1. 3'. А—МР, Г, 2'.
68 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ 4. В&А—&-введ., 3, 2. 4'. А&В 3 В—схема аксиом 4Ь. 5'. В—МР, Г, 4'. 6'. В з (Аз В&А)—схема аксиом 3. Т. Аз В&А—МР, 5', 6'. 8'. В&А—МР, 3', 7'. Из списка 1—4 мы можем заключить, что А&В |— В&А, т. е. что имеется вывод формулы В&А из А&В. Сам по себе список 1—4 не является выводом В&А из А&В, потому что он не под- подпадает под" точное определение понятия вывода из § 9. Выводом является список Г—8' в правом столбце. Как видно из примера 8, использование &-удаления (т. е. двух правил) и &-введения позволяет достичь некоторого упрощения по сравнению с непосредственным построением вывода. Правила такого рода как бы дают готовые блоки вывода. Эти три правила (и 8 других) в теореме 13 имеют вид «В |— С» или «Bt, B2 |— С». Они утверждают, что мы можем построить вывод С, ведущий «прямо» из В (или Вх и В2); назовем поэтому их прямыми пра- правилами (то же относится к правилам вида «Вх, ..., В^, (— С» при любом р^О): Остальные три правила теоремы 13 (з-введ., V-удал., -i-введ.) позволяют нам, исходя из существования одного или двух «дан- «данных выводов» или «вспомогательных выводов», сделать заклю- заключения о существовании некоторого другого вывода («результи- («результирующего вывода»); поэтому мы назовем их правилами вспомога- вспомогательного вывода (то же относится к произвольному числу s^ 1 вспомогательных выводов). Применение этих правил проиллю- проиллюстрировано для -з-введ. в примерах 6 и 7 § 10. Достигаемая при этом экономия сравнительно с фактическим построением вывода весьма внушительна. Теорема 9 указывает два общих принципа, касающихся пост- построения списков формул, последовательно признаваемых за вы- выводимые из данных допущений Ах, ..., Ат. Согласно (i), каждое из допущений Ах, ..., Ат само можно поместить в такой список. Согласно (ii), если С выводима из каких-нибудь формул В1; ..., Вр, уже фигурирующих в этом списке, то С также можно поместить в список. В примере 8 (левый столбец) мы использовали (i) на шаге 1, a (ii)—на шаге 4 при /? = 2. Частный случай использования (ii) вместе с (i): Если Bx, ..., В^j— С и если каждая из формул Blt ..., Вр является членом списка Ах, ..., Аст, то Ах, ..., Ат (— С (ибо тогда в силу (i) Av ..., Ат \— В,- при i = l, ..., р). Таким образом, любая формула С, выводимая из некоторого заданного списка допуще- допущений Вх, ..., Вр, выводима также из любого списка Av ..., Ат, который содержит рее В(, ..., Вр и, возможно, еще добавочные формулы, § 13. УПОТРЕБЛЕНИЕ ВЫВОДИМЫХ ПРАВИЛ 69 Пользуясь этим при р = 0, видим, что всякая общезначимая формула С выводима из какого угодно перечня допущений At, .. -, Ат. Пользуясь тем же рассуждением «в обе стороны», заключаем, что истинность или ложность высказывания Ах, ..., Ат Ь- С зависит лишь от того, какие формулы встре- встречаются (возможно, с повторениями) в списке Av ./., Ат, С. ¦ Эти следствия теоремы 9 достаточно очевидны и непосредст- непосредственно на основании определения « f— ». Мы называем теорему 9 и ее следствия «общими свойствами символа \—», ибо эти свой- свойства не зависят от нашего конкретного выбора «постулатов» (схемы аксиом 1а—10Ь и D -правило). Читателю надо научиться свободно пользоваться этими свойствами, опираясь либо непос- непосредственно на смысл символа «|—», либо на теорему 9. В правилах вспомогательного вывода теоремы 13 список до- допущений вспомогательного вывода (или каждого из вспомо- вспомогательных выводов) отличается от списка допущений резуль- результирующего вывода. Поэтому нельзя пользоваться этими прави- правилами, просто составляя список формул, последовательно призна- признаваемых за выводимые из некоего единого множества формул Alt ..., Ат. Можно было бы построить и больше таких списков, выбирая разные множества допущений. Можно поступить и иначе, а именно стцоить единый список выводимых формул, изменяя в определенных местах, перечень «действующих» допущений, т. е. множество тех предположений, исходя из которых, как утверж- утверждается, выводимы эти формулы. Поясним сказанное на примере. Пример 9. Приведенный ниже перечень (А) из 19 высказываний является новым доказательством формулы *55а теоремы 2 с- за- заменой «|=» на « f- ». (Конечно, результат этот уже получен в силу теорем 2 и 14, ср. конец § 12.) Читателю не представит ника- никакого труда проверить (А) шаг за шагом. (Здесь мы уже не упо- упоминаем больше теорему 9 при всяком использовании общих свойств символа f—, как мы делали в § 11 и 12.) 1. -i(AVB), AHAVB — V-введ. 2. -i(AVB), Aj-i(AVB). 3. -i (A V В) |--i A—-i-введ., 1, 2. 4. -i(AVB), B[-AVB — V-введ. 5. -i(AVB), Bb--i(AVB). 6. -i(AVB)h-iB— -i-введ., 4, 5. 7. -i(AVB)h-iA&~iB—&-введ., 3, 6. 8. I— -i(AVB)z> -1A&-1 В— э-введ., 7. 9. -iA&-iB, Ap- A. (A)' 10. -1A&-1B, Ah~iA—&-удал. 11. -1A&-1B, Al--i(AVB)—слабое тудал., 9, 10, 12. -iA&-iB, B[-B. J3.,-iA&-iB, Bf--iB — &-удал,
70 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ 14. -1 А&-1В, В \- -I (А V В)—слабое -п-удал., 12, 13. 15. -iA&-iB, AVB f--i(AVB) — V-удал., 11, 14. 16. -1А&-1В, AVBhAVB. 17. -iA& -iB (- -i(AVB)— -i-введ., 16, 15. 18. f--iA&-iBD -i(AVB)-э-введ., 47. 19. hi(AVB) 1A&-1B введ., 8, 18. Однако, мы хотим не только научить читателя пониманию этого вида (неформальных) доказательств, но и научить его самостоятельно находить такие доказательства. Посмотрим, как мы пришли к этому доказательству. Нам нужно установить экви- эквивалентность -i(A V В) ~ -1 А& -iB (строка 19). Просматривая правила теоремы 13, видим, что здесь естественно прибегнуть к ~-введ. Для этого надо сначала установить две импликации (строки 8 и 18). Для получения первой напрашивается э-введ. (теорема о дедукции). Так как эта импликация имеет вид -!(AVB)D -iA& -iB (строка 8), то нам надо установить стро- строку 7, т.е. доказать выводимость формулы -\ А & пВ из -i(AV'B). За счет &-введения для этого достаточно вывести порознь —iA и —iB. Следовательно, эта часть нашей задачи сводится к полу- получению строк 3 и 6. Что касается строки 3, то очевидный путь для получения -iA—это -i-введение (приведение к нелепости), а поэтому мы добавляем А к допущению -i(AVB), которое у нас уже есть, и стараемся вывести противоречие, т. е. полу- получить -i(AVB), А|—С, -i(AVB), AhiC для какой-нибудь формулы С. (Посылки правила —i-введения из теоремы 13 запи- записаны в виде «Г, А |- В» и «Г, A f- -iB», но так как формула В из этого правила не обязательно совпадает с формулой В в рас- рассматриваемом выводе, то мы пишем «С».) Нетрудно видеть, что мы достигнем цели, если в качестве С возьмем формулу AVB (строки 1 и. 2). Точно так же строк 4 и 5 достаточно, чтобы получить' строку 6. Теперь мы должны заняться оставшимся свободным концом (строка 18). Надо, чтобы читатель сам попро- попробовал проследить, как мы приходим к строкам 9—17 для полу- получения строки 18. В этой части вывод менее непосредственный. Для получения строки 17 нам надо получить -iA&-iB,AVB|— С и —i A& —I В, AVBH~iC при какой-нибудь'формуле С. Не сразу видно, какую формулу взять в качестве С, но ясно, что надо использовать AVB с помощью правила V-удаления (т. е. разбора случаев). Поэтому рассмотрим оба случая (т. е. «Г, A f- O> и «Г, В 1—С» в соответствии с правилом V-удал., т. е. заменим А V В в качестве допущения сначала на А, потом на В и по- посмотрим, что можно отсюда вывести. Если бы мы получили про- противоречие в обоих случаях, то могли бы вывести все, что угодно, по правилу слабого —i-удал. Мы пронумеровали список (А) в логическом порядке 1—19 в той последовательности, в которой эти высказывания выводятся § 13. УПОТРЕБЛЕНИЕ ВЫВОДИМЫХ ПРАВИЛ 71 (или проверяются), . но, как мы только что видели, мы факти- фактически находим их скорее снизу вверх в зависимости от того результата, который хотим получить (в порядке 19, 8, 18, 7, 3, 6, 1, 2, 4, 4, 17, ...). Надо, чтобы читатель попрактиковался в нахождении снизу вверх неформальных доказательств таких результатов, касающихся формальной доказуемости и выводимости. После небольшой тре- тренировки он научится заранее видеть, какие правила нужны. Теперь дадим то же доказательство в более сжатом виде (Bj). В нем мы опустим символ «[—». Когда мы захотим использовать какую-нибудь формулу А в качестве допущения, будем просто говорить: «Допустим А». Это будет означать, что к списку до- допущений в построении вывода мы добавили А. В рассматривае- рассматриваемом примере все допущения вводятся в предвидении применения какого-нибудь правила вспомогательного вывода (э-введ., V-удал., -i-введ.). После такого применения допущение «устраняется»; иными словами, от него избавляются, оно перестает «действовать». Предполагается, что читатель достаточно хорошо знаком с этими правилами и знает, когда в выводе происходит такое устранение того или иного допущения. Для облегчения восприятия перед формулами по мере их введения (т. е. тогда, когда они либо допускаются, либо выводятся) ставятся номера. Нумерация обнов- обновляется, когда формула вводится .при новом наборе допущений. I. Подготавливая D-введ., допустим ^(AVB). Подго- Подготавливая -i-введ., допустим 2А. Тогда по правилу V-введ. aAVB, что противоречит -i(AVB). В силу запланирован- запланированного нами -i-введ. 4-iA. Подготавливая другое -ч-введ., допустим 5В. С помощью V-введ. получаем 6А VB, что проти- противоречит -i(AVB). -i-введ. -дает 7-*iB. &-введ. дает 81-iA& -iB. Э-введ. дает ,n(AVB)D ~iA& ~iB. П. Подготавливая ZD-введ., допустим 10—iA&—1 В. Под- Подготавливая -i-введ., допустим UAVB. Случай 1:12А. Из (Вх) -iA&-iB по &-удал. 13-iA, что противоречит допущению, характеризующему данный случай. В силу слабого -i-удал. 14-i(AVB). Случай 2: 16В. Из ~i A& ~1 В по &-удал. ie~iB. Снова по слабому -i-удал. „-i(AVB). Разбором случаев (V-удал.) получаем 18-i(AVB), что противоречит AVB. По -i-введ. ,„ -1 (А V В). Пб э -введ. 20 -i A& -1В Э ~i (A V В). Из I и II по —введ. 21-i(AVB)~ -1А&-1В. Мы нашли список (Вх) по существу так же, как (А), но записан он иначе. Мы знаем, что для получения нужной эквивалентности (по ~-введ.) надо-доказать две импликации, и нумеруем цифрами I и II части, описывающие вывод каждой из этих двух импли- импликаций. Чтобы получить первую, надо применить э -введ.; поэтому мы допускаем антецедент -i(AVB) нашей импликации. Мы ста-
72 гл. i. исчисление высказываний раемся вывести -i A & i В из -iAh ~i В по &-введ. Чтобы полу- получить первую из этих формул по -i-введ-., мы допускаем А и т. д. Конечно, не всегда удается написать такое неформальное дока- доказательство без черновика. ч (Bi)—это сокращенная, но удобная запись последовательных применений правил из теоремы, 13 (совместно с теоремой 9). Чтобы иметь уверенность, что не сделано никакой ошибки, мы должны уметь переводить (Вг) в другую форму, где правила - теоремы 13 применяются . явно. Сделаем это, используя идею о списке формул, которые последовательно признаются выводи- выводимыми, в то время как набор допущений, из которых выводимы эти формулы, подвергается изменению. Сначала перепишем 21 формулу из (BJ в виде списка (В2) таким образом: 1. 1 (А V В)—допущение. 2. А—допущение. 3. А V В —V-введ., 2. 4. -iA——i-введ., 3,1. 5. В—допущение. 6. А V В —V-введ., 5. 7. -iB— -i-введ., 6,1. 8. -iA& -iB— &-введ., 4, 7. 9. -i(AVA)l) -1А&-1В— э-введ., 8. 10. —1А & —1В —допущение. 11. AVB—допущение. 12. А—допущение. (В,) 13. 14. 15. 16. 17. 18. 19. 20. 21. iA—&-удал., 10. -i(A V В)—слабое В—допущение. -iB— &-удал., 10, -i(A V В)—слабое [ (А V В)—V-удал 1-удал., 12, 13. 15, 16. |-удал., , ., , . ,„_..., 14, 17. -i(AVB)— -i-введ., 11, 18. -iA& -iBz)-i(AVB)—Э-введ., 19. -i(AVB)~-iA&-iB -введ., 9, 20. Помещенные слева стрелки указывают, до каких пор сохра- сохраняет силу каждое допущение. Например, 1i(AVB) введено в (Вх) для подготовки э-введения, которое дает результат 9"-i(A V В)э —1 A&-iB (с-освобождением от этого допущения); поэтому стрелка, начинающаяся в 1, кончается в 8, в последней из тех формул, для которых х—1 (А V В) является допущением. Теперь заменим стрелки, вставляя в каждую строку списка (В2) соответствующие допущения, за которым следует знак «\—». Номера строк сохраняются, они даны слева, а объяснение «—допущение» опускается. В результате таблица (В2) переходит 13. УПОТРЕБЛЕНИЕ ВЫВОДИМЫХ ПРАВИЛ в (В8), которая в основном походит на (А). Каждая строка (В3) является применением какого-нибудь правила теоремы 13 (в со- сочетании с теоремой 9) или же применением пункта (i) теоремы 9. Путь, проделанный нами от (Вх) через (В2) к (В3), обусловливает незначительные различия между точными списками высказываний в (В3) и (А). Мы отметим ниже два таких различия. 1. -i(AVB) h-i(AVB). 2. А, -1 (А V В) h A. 3. A.-i(AVB) hAVB — V-введ., 2. 4. -i(AVB) f- iA— -i-введ., З, 1. 5. В,-i (AVB) hB. 6. B,-i(AVB) hAVB —V-введ., 5. 7. -i(AVB) h iB—-п-введ., 6, 1. 8. -i(AVB) h -1A& -iB—&-введ., 4, 7. 9. h -i(AVB)r)-iA&-iB — Э-введ., 8. 10. ~iA&-iB H~iA&-iB. (B3) 11. AVB,-iA&-iB hAVB. 12. A,AVB,-iA&-iB h A. 13. A,AVB,-iA&-iB h ~iA—&-удал., 10. 14. A, AVB,-iA&-nB h~i(AVB) —слабое, -i-удал., 12, 13. 15. B,AVB,-iA&-iB hB. ¦ 16. B,AVB,-iA&-iB h ~iB—&-удал., 10. 17. B,AVB,-iA&-iB h ~i(A V В) — слабое -i-удал., 15, 16. 18. AVB,-iA&-iB h-i(AVB) —V-удал., 14, 17. 19. ' -1A&-1B h -i(AVB)— -i-введ., 11, 18. 20. h -iA&-iBZ3-i(AVB)—2)-введ., 19. 21. h~iA&-iB~-i(AVB) -введ.; 9, 20. В расДуждении (Вх) можно пользоваться любым предшествую- предшествующим результатом, который зависит только от допущений, сохра- сохраняющих силу в данный момент (т. е. в (В2) это такой результат, который не находится рядом с началом какой-либо другой стрелки). Так, "к -i(AVB) из строки 1 можно применять -i-введ. из строки 4 в (В2). Чтобы удовлетворить условиям —i-введ. из те- теоремы 13, мы должны были бы считать, что в (В3) строка 1 пере- переписана до -i-введ. в виде A, -i(A V B)h ~i(A V В) в согласии с общими свойствами символа |—• (Из-за тех же общих свойств не имеет значения изменение порядка допущений сравнительно с указанным в теореме 13.) В (Вх) само собой приходит на ум ввести допущение AVB на П-м jtuare, подготовляя —i-введ. на 19-м шаге. Можно было
74 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ бы отложить это до момента, когда будет закончен разбор слу- случаев (строки 12—14 и 15—17 в (В2)). Но проще (и безвредно) сохранить это допущение до того момента, когда оно снимается. Таким образом, мы можем выразить длительность действия каж- каждого допущения в (В2) посредством единственной стрелки. При таких условиях V-удал. в строке 18 непосредственно дает AVB, AVB, —1 А&—1 В |— —1 (А V В), что непосредственно упрощается до AVB, -I A&-1 В f- —i(A V В) в силу общих свойств знака |—. На этом заканчивается пример 9. Мы думаем, что читатель, уяснивший теорему 13 (и общие свойства |—), найдет наиболее удобным метод (Вх) (при гибком его применении). Применяя этот метод, следует все время мысленно отчетливо рисовать себе соот- соответствующую картину типа (В^), т. е. помнить, на каких строках какое допущение действует (и где какие формулы вводятся при новых допущениях). Отсюда можно автоматически написать (В3), каждый шаг которого состоит из корректного применения теоре- теоремы 13 (и общих свойств f—). Всегда, когда возникают сомнения, надо явно выписать (В3) или (А). При решении новых логических задач читатель, конечно, дол- должен использовать все уже установленные и имеющиеся в его распоряжении результаты (за исключением тех случаев, когда мы просим его забыть, что все результаты теоремы 2 уже уста- установлены в конце § 12; это нужно, чтобы иметь набор примеров и упражнений). Непосредственным использованием правил теоремы 13 по образцу примера 9 удается доказать не все результаты., собранные в тео- теореме .2. Так можно получить все те, которые не отмечены знаком «°», и некоторые из отмеченных. Пример 10. Для *55Ь со знаком «|—» легко получить, импли- импликацию -1А V ~1 Вэ ""i(A & В). Но для получения -п(А&В)э D ~"iAV~iB нужна некоторая изобретательность. Допустив -i(A&B), попробуем доказать —¦ —i (—¦ А V ~iB), чтобы перейти к —iAV~iB по т-1-удал. Подготавливая -i-введ., допустим далее ~i("~i A V"nB). Отсюда, пользуясь результатом, а скорее способом рассуждения, примера 9 (*55а), можно вывести —1—|А&—тпВ, а остальное получается непосредственно. В отличие от «прямых методов», использованных в примере 9, здесь мы в решающем пункте использовали «косвенный метод», состоящий в выведении противоречия из отрицания рассматриваемой формулы. Вместо того чтобы рассматривать *55Ь, как выше (в качестве упражнения), можно было бы добавить к нашим средствам теории доказательств теорему о замене (теорему 5) и метод цепей экви- валентностей. Мы можем сделать это благодаря тому, что в теории моделей уже имеются эти средства по отношению к «[=» (§4, 5), 13. УПОТРЕБЛЕНИЕ ВЫВОДИМЫХ ПРАВИЛ 75 а |— равносильно |= (§ 11, 12). Как мы уже видели в § 5, если *49, *55а и *55с уже установлены, то можно установить и все остальные формулы *55а — *61. В частности, предполагая установленной формулу *49, имеем Ь ~iAV-iB~ -i-i(-iAV -iB)[*49]~-i(-i-iA&-i-iB)[*55a]~ ~ -i(A&B)[*49]. Тот читатель, который хорошо научился применять метод цепей эквивалентностей и правила теоремы 13 (по образцу при- примера 9) и который в трудных случаях умеет прибегать к косвен- косвенным методам (начало примера 10), может считать себя хорошо подготовленным к решению задач доказуемости и выводимости в классическом исчислении высказываний. В интуиционистском исчислении высказываний (конец § 12) нет устранения двойного отрицания, а потому косвенный метод неприменим. При пользовании же цепями эквивалентностей допу- допустимы только те эквивалентности, которые имеют место для интуиционистской системы. Упражнения. 13.1. Укажите, пользуясь теоремой 9(i) и (И), те общие свойства символа «(—», которые оправдывают в примере 9 (А) шаги 1, 2, 7. 13.2. Покажите, что если \- Ат+1, то Ах, .. ., Ат\- В тогда и только тогда, когда А1г ..., Ат, Ат+1 \~ В. 13.3. Покажите, что В |— С тогда и только тогда, когда для всякого списка формул Аг, ..., Ат имеет место Ах, ..., Ат \-В, влечет Ах Аи]-С. 13.4. Следующее доказательство п. *59 использует ранее появившиеся в теореме 2 результаты (мы считаем их доказанными относительно «[—»). Некоторые очевидные шаги подразумеваются неявно. Восстановите эти шаги и придайте полученному резуль- результату типа (В2) вид (В3), как в примере 9, а затем проверьте (В3). I. Допустим АэВ. В силу *51 имеем AV~iA. Случай 1:А. Тогда (по D-удад. из AdB) В, откуда по V-введ. -iAVB. Случай 2: ~iA. По V-введ. -iAVB. II. Допустим -iAVB. Случай 1: —|А. В силу *10а AdB. Случай 2: В. В силу схемы аксиом la AdB. 13.5. Установите *12а, *35, *40, *49, *55с с помощью правил теоремы 13, заменяя «|=» на «1—». 13.6. Используя *55а для «\—» (пример 9), установите косвен- косвенным доказательством *51 для «|—». 13.7. Истинны или ложны следующие утверждения и почему? (a) «QVP, Qz>-iRbQV(-iR~P).» (b) «S~T, Tz>(SdQ), -iRz>-iPHPVSdRVQ.» 13.8. Какие из следующих четырех утверждений верны при любом выборе формул А, В, С (здесь каждый из знаков О и Д может означать & или V): «1— АОВ z>C~(AZ)C) Д (ВэС)»? Тот
76 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ же вопрос о четырех высказываниях «|-СэАОВ~ (СэА)Д(СэВ)». 13.9.° Установите, что (a) Г|— Axd(. . .(Am dB). ..) тогда и только тогда, когда существует какая-нибудь формула С, для которой одновременно Г, Ах, ..., Ая, -lBb-C и Г, Ах, ..., А„, -iB| 1С; (b) A&BdC, -iDZ)-i(Ez)F), Cz>(Ez>F)bAz>(BDD); (c) AdB, Cd-iB, (Dd -iA)dC1- -iEVAd(EdD).. *§ 14. Применения к естественному языку; анализ рассуждений Этот параграф посвящен разным вопросам, касающимся исполь- использования классического исчисления высказываний в рассуждениях, проводимых средствами естественного языка. Полностью решить логические проблемы, возникающие в «сло- «словесных» языках, можно было бы только, переведя все фразы в символику исчисления высказываний1), а затем использовав тео- теорию и аппарат этого исчисления (как они обрисованы выше) применительно к полученным формулам. В несложных рассуждениях можно пользоваться исчислением , высказываний без явного перевода связок. & читается как «и», D —как «влечет», «если . . ., то ...» или же «только если», —i— как «не»; пользоваться простыми свойствами логических связок ~, 13, &, V, ~1 можно почти автоматически, применяя эти свойства к их логическим эквивалентам. Все мы не раз применяли эти свойства, поскольку пользуемся исчислением высказываний с того момента, как начинаем говорить. Но фор- формулировка этих логических принципов в сжатой символической форме поможет нам четче использовать их в качестве составной . части нашего умственного арсенала. Формальное изучение логики помогает- укрепить и расширить наши врожденные способности. Пример 11. Рассмотрим пример из обычного языка. Буквы в пряных скобках служат для обозначения атомов, из которых составлены сложные фразы. «Я заплатил бы за работу по ремонту телевизора C), только если бы он стал работать (Р). Он же не работает. Поэтому я платить не буду». Рассуждение это симво-~* лически можно записать так: A) ЗЬР, -iP .-.-13. Сказать, что это рассуждение верно (не задаваясь вопросом, верны ли на самом деле обе посылки ЗэР и ~iP), значит сказать, что из верности обеих посылок 3d Р и "~\Р немедленно следует вер- х) Или строя эти фразы непосредственно в нашем символизме, если пред- предметный язык состоит из слов (ср. § 1, примечание 4 к стр. 14). § 14. АНАЛИЗ РАССУДДЕНИЙ . 77 ность заключения —13. Именно это выразили-мы в более точной форме в § 7, говоря, что —;3 является следствием из 3dР и —iP, и записали так: B) ЗэР, -iP t=~i3. В этом случае мы сказали бы, что рассуждение A) общезначимо. В силу результатов § 11 и 12 утверждение B) равносильно C) ' ЗэР, —iP h- —13. Устанавливая общезначимость, мы обычно используем форму C) с [—, молчаливо опираясь на теорему о непротиворечивости (теорема 12). (Для установления же необщезначимости обычно пользуются непосредственно формой B) с (=.) Теперь мы уста- установим. C), выписывая последовательно формулы, выводимые из 3dP, ~iP, начиная с них самих, до тех пор, пока не наткнемся на ~i3 (как в примере 8): 1.3эР. 2. -iP 3. -iPd ~i3 (из 1 конт- рапозицией, т. е. по закону *.12а (совместно со следствием тео- теоремы 4 или пользуясь ~- и 13-удал.)). 4. ~i3 (из 2 и 3 поМР, т. е. по 13-удал.). Пример 12. «Если бы он ей не сказал [~lC], она ни за что не узнала бы [~|У]. А не спроси она его [~iB], он бы и не ска- сказал ей. Но она узнала. Значит, она его спросила». Символически: A) -iC Z) -|У, . -iB d -iC, У .-. В. Установим, что это рассуждение общезначимо, т. е. что C) -iC D -1У, -iB z> -iC, У f- В. В самом деле: 1. niC Z> тУ. 2. -iB э -iC 3. У. 4. УэС [контрапозиция *12а, 1]. 5: Cz>B (*12а,2). 6. С (МР, 3,4). 7. В [МР, 6,5]. Другой вариант: 4. —|Вэ~1У [транзитивность импликации, *2, 2, 1 (и дважды МР)] *). 5. УэВ (*12а, 4). 6. В[МР, 3, 5]. Пример 13. «Профсоюзы штата будут продолжать поддержи- поддерживать губернатора [П] только в том случае, если он подпишет данный билль [Б]. Фермеры окажут ему поддержку [Ф] только в том случае, если он наложит на него вето [В]. Очевидно, что он либо не подпишет билля, либо не наложит на него вето. Следовательно, губернатор потеряет либо голоса рабочих, объеди- объединенных в профсоюзы, либо голоса фермеров». A) П D Б, Ф 3 В, -iB V -|В .-. х) Цепочка импликаций (АэВ, ВэС[—АэС) в традиционной логике называется «гипотетическим силлогизмом».
78 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ Чтобы установить C) П Э Б, Ф D В, -1Б V —iB |— -iIIV -|Ф разбором случаев (V-удал. из теоремы 13), достаточно устано- установить приведенные ниже выводимости (За) и (ЗЬ); мы делаем это в скобках (последовательно выписывая формулы, вытекающие из- подчеркнутых допущений): (За) ПэБ, OdB, (ПрБ, -пБ, тБэ-Ш, -|П, (ЗЬ) ПэБ, ФэВ, -пВ|-—inV-пФ (ФрВ, -iB, -пВгэтФ, -1Ф, -пПУ-пФ). Доказательства утверждения C) в примерах 11 и 12 могут показаться длинными, потому что мы полностью выписали обо- обоснования каждого шага; мы опустили их в доказательствах (За) и (ЗЬ) примера 13. Мы надеемся, что читатель уже настолько освоился с материалом, что может, не колеблясь, написать-спи- написать-список формул, непосредственно обосновывающий нужное соотноше- соотношение выводимости (если такое прямое доказательство несложно). Не осмелимся утверждать, что узнав формулировку контра- позиции в виде «логического закона» (*12а), мы можем намного легче и уверенней, чем раньше, разбираться в ситуациях, опи- описанных тремя предшествующими примерами. Все зависит от прошлого опыта и навыков. Однако не исключено, что тот, кто еще не изучал логику, усмотрит в результатах, собранных вместе в теоремах 2 и 13, кое-какие логические ^принципы, которые будут ему полезны и которыми он не пользовался до тех пор. Конечно, наши списки логических принципов можно продол- продолжить. Результат примера 11 дает правило умозаключения (AdB, —i В j— ~iA), известное в традиционной логике Под именем «modus (tollendo) tollens». Умозаключение AVB, —i A. j— В (получаемое с использованием *61 для замены AVB на —|А:эВ и после- последующим применением modus (ponendo) ponens) называется «дизъ- «дизъюнктивным силлогизмом». Результат примера 13 (А~эС, BdD, -|CV~nDf-""iAV'~iB) называют «гибельной дилеммой» (dest- (destructive dilemma), что легко понять губернатору. Мы .не вклю- включили эти принципы в наши списки только потому, что они яв- являются непосредственными следствиями уже выписанных ранее принципов. Читатель сумеет сам прибавить их и им подобные к своему рабочему списку принципов и правил. Развитая нами теория ч (особенно § 13) облегчит доказательство такого рода результатов. У разных людей могут быть свои привычки; они могут предпочитать те или иные принципы в качестве первичных или производных в зависимости от обстоятельств. Ведь эти пред- почтеТГйя сильно зависят от ситуации и рассматриваемой задачи. § 14. АНАЛИЗ РАССУЖДЕНИЙ 79 Как бы ни относиться к вопросу, возрастают ли наши спо- способности находить верные доводы в результате изучения логики или нет, бесспорно, что в результате изучения логики увеличи- увеличивается возможность проверять правильность предложенных рас- рассуждений. Ведь логика дает методы анализа рассуждений: в тер- терминах моделей (теория моделей) и путем фиксации вида корректных рассуждений (теория доказательств). Поэтому к формальной логике можно прибегать для установления справедливости нашего рас- рассуждения или с тем, чтобы найти в нем ошибки, если есть риск запутаться. Даже если мы не считаем, что сами можем ошибиться в своих рассуждениях, то все же не сомневаемся, что есть немало склонных ошибаться (особенно среди несогласных с нами). Пример 14. «Он сказал, что придет [П], если не будет дождя [~1Д] (а на его слова можно полагаться). Но идет дождь. Значит, он не придет». Символически; A) -чДэП.Д.-.-чП. Для того чтобы переделать это рассуждение в виде Д Д \- —[ П, хочется испробовать МР. Но для его применения по- посылку надо бы иметь в виде —1Д. Если подвергнуть —|Д:эП контрапозиции (*12а) и упростить затем т-пД до Д согласно ^49, то получим —|ПэД, что опять же не дает нам ничего. Таким образом, довод, который зачастую выдается за тривиаль- тривиальное умозаключение в "один шаг («значит»), не получается ни по какому очевидному логическому принципу. Если бы мы даже не знали про истинностные таблицы, мы могли бы все же сказать тому, кто так рассуждает, что мы не видим, откуда следует его заключение, и подозреваем, что оно вообще не следует из его посылок. А мы изучили еще и таблицы истинности! Придадим Д и П значение t Тогда обе посылки (допущения) принимают значение t, а предлагаемое заключение —|П принимает значение f. Следовательно, —|ДэП, Д|= -ill не верно. Заключение на самом деле не следует из посылок. «Может быть, он все-таки при- придет, несмотря ни на что. Или же он на самом деле сказал: я приду, только если не будет дождя?»1). В приведенных выше примерах мы трудились, чтобы получить очевидный результат. Однако, когда имеют дело с длинными це- цепочками дедуктивных рассуждений, уже не так легко сохранить уверенность, что не сбился в сторону. А во время спора гово- х) В словесных примерах мы отказываемся от нашего соглашения обо- обозначать элементарные формулы (атомы) лишь буквами Р, Q, R, ..., Р^ Р2) Р3, ... с тем, чтобы русские или латинские буквы, обозначающие атомы, соответствовали нужным словам (например, «П» для обозначения «он придет» в только что разобранном примере).
80 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ рящий может и умышленно пытаться склонить своих слушателей к заключению, которое не вполне оправдано его посылками. Если рассуждение четко сформулировано, то не представляет труда удостовериться в правильности каждого отдельного его этапа (если это действительно так). Перевод в логическую симво- символику (частичный или полный — как удобнее) предусматривает устранение всех темных мест или двусмысленностей естественного языка. Исчерпывающее исследование проблемы аргументации в естественных языках выходит за рамки этой книги1). Отметим все же некоторые ее аспекты. Принципы, которые мы сформулируем здесь, повторятся при обсуждении исчисления предикатов (гл. \1), где очень велики шансы ошибиться при малейшей неясности или неточности. Вот пример1" простого рассуждения, которое мы не можем тут проанализировать с надлежащей полнотой (но сможем сделать это в рамках исчисления предикатов): «Все люди смертны. Со- Сократ—человек. Следовательно, Сократ смертен». Напомним, что исчисление высказываний занимается только теми логическими соотношениями, которые возникают из факта построения одних высказываний из других (называемых элементарными формулами, или атомами), которые уже не анализируются. В рассматривае- рассматриваемом примере мы можем сказать только, что рассуждение имеет вид Р, Q.-.R, a P, Q(= R не общезначимо. Пример этот мы при- приводим для того, чтобы показать, во что не надо вникать на нынеш- нынешней стадии изучения логики. Напомним, что в классическом -исчислении высказываний при- принято, что всякое не анализируемое высказывание (атом) истинно либо, ложно, но не то и другое вместе; и мы не должны пользо- пользоваться ничем сверх этого (§ 2). В классической математике пред- предполагается, что это строго выполняется (§ 36). В повседневной жизни, как известно, высказывания не так хорошо укладываются в эти категории—истинных и ложных. Мы, например, можем сказать трем десяткам коллег, которых мы приглашаем на пик- пикник: «Если погода будет хорошей [X], мы поедем за город в ближайшее воскресенье [В], а в противном случае в первое из следующих воскресений, когда погода будет хорошей [С]». Насту- Наступает воскресенье, погода ужасна, и каждый заключает: (X^jB)& & (—1 X D С), —i X 1— С. К несчастью, чаще дело обстоит не так просто. Например, с утра в воскресенье погода неустойчива. Тогда мы должны решить, будем ли мы обедать на воздухе (рискуя промокнуть) или вернемся (и тогда семья должна будет полне- полнедели питаться тем, что мы припасли к пикнику). Тем не менее классическое исчисление высказываний весьма полезно в обыденной жизни. Оно позволяет нам быть точными в 1) Ср. Кларк и Уэлш [1962]. § 14. АНАЛИЗ РАССУЖДЕНИЙ 81 своей логике, даже если приходится признать, что в наших допу- допущениях есть элемент произвола. И не- будучи совершенно уве- уверенными в их истинности, мы можем высказать ряд утверждений, описывающих с максимально доступной нам точностью какие-нибудь обстоятельства. После этого нам, может быть, захочется точно узнать, что из этого следует. Или же мы захотим рассмотреть много альтернативных наборов гипотез, приписывая, возможно, им различные вероятности. Тогда, прежде чем чтобы то ни было предпринимать, найдем с помощью двузначной логики те след- следствия, которые точно вытекают из этих наборов гипотез. Эти довольно банальные замечания преследуют цель внушить, что ни в какой интеллектуальной проблеме не следует пренеб- пренебрегать логикой. Наши же ссылки (конец § 12) на модальную и интуиционистскую логики дают понять, что в некоторых ситуа- ситуациях нужна иная, не классическая логика. В случае сомнения относительно того или иного словесного рассуждения его стоит перевести в -символику исчисления выска- высказываний. Вот (не исчерпывающий) список выражений (справа), которые могут быть заменены (во всяком случае, часто) символом, стоя- стоящим слева: А~В. А, если и только если В. А тогда и только тогда, ког- Если А, то В, и обратно, да В. А, если В, и В, если А. Для А необходимо и достаточно В. А материально эквивалентно В. А равносильно В [иногда]. Если А, то В. Коль'скоро А, то В. В случае А имеет место В. Для В достаточно А. Для А необходимо В. А (материально) влечет В. А, только если В. В,если А. А (материально) имплици- имплицирует В. А&В. А и В. .Не только В, хотя и А. В, несмотря на А. Как А, так и В. но и В. А вместе с В. А, в то время как В. AVB А или В или оба. А или В. [обычно]. А, если не В [обычно]. А и/или В (в юридиче- юридических текстах).
82 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ (AVB)&-i(A&B) (и эквиваленты этого из упр. 5.3 (в): (AB) AB AB) А либо В, но не'оба. Или А, или В [обычно]. А или В [иногда]. Либо А, либо В [иногда]. А, если не В [иногда]. А, кроме случая, когда В [иногда]. -i(AVB) и эквивалент по *55а —i A&—1 В. Ни А, ни В. —|А Не А [или то, что получится в результате вставки в А частицы «не» перед глаголом—основным или вспомогательным]. А не имеет места. А не верно. Переводя выражения обычного языка с помощью табличных пропозициональных связок, мы лишаемся некоторых оттенков смысла, но зато выигрываем в точности. Хотя в исчислении высказываний А&В равносильно В&А, фразы «У Джейн родился ребенок и она вышла замуж» и «Джейн вышла за- замуж и у нее родился ребенок» будут пониматься знакомыми Джейн по-разному1). В этом примере порядок высказываний в конъюнкции наводит на мысль о следовании во времени или о причинно-следствен- причинно-следственной связи. Следование во времени можно выразить c помощью класси- классической логики, если пользоваться символизмом исчисления предика- предикатов. Перевод же посредством А&В проще и достаточен для логическо- логического анализа, если в нем не участвует идея времени (или причинности). Выражения вроде «А, но и В», «А, несмотря на В», «А, хотя и В» содержат смысловые оттенки, отличающие их от «А и В» и исчезающие при переводе «А&В». Молодой человек по-разному воспримет слова своей подруги, говорящей: «Я люблю тебя и люблю почти так же твоего брата» или «Я люблю тебя, но люблю почти так же твоего брата»2). Хотя мы предлагаем переводить «А, если не В» как AVB, что эквивалентно BVA (т.е. переводу «В, если не А»), выска- высказывание «Я не приду, если она не извинится» отличается от «Она не извинится, если я не приду»3) — еще пример того, как разго- разговорный язык выражает идею временного или причинного следо- следования. Другая трудность перевода состоит в двусмысленности опреде- определенных терминов, когда их надо переводить связками. Если в меню ресторана указано: «Чай или кофе бесплатно», мы не удивимся, если, потреббвав и то и другое, получим увеличенный счет. Но если 2) Пример Строусона [1952]. 2) Пример Суппеса [1957]. 9) Пример Кларка и Уэлша [1962]. § 14. АНАЛИЗ РАССУЖДЕНИЙ 83 объявление гласит, что книжные пожертвования принимаются в церкви или в школе, мы не думаем, что принесенное нами в церковь отвергнут только потому, чте мы уже пожертвовали что-то в школу. Из-за того, что включительное «или», формализуе- формализуемое посредством V, оказывается наиболее полезным, мы лично привыкли употреблять «или» во включительном смысле (не забо- заботясь о добавлении «или и то и другое»); в сомнительных слу- случаях, когда мы хотим выразить исключительное «или», мы до- добавляем «но не то и другое» или какой-нибудь равносильный оборот. Если А и В таковы, что известно или неявно предполагается —i(A&B), то включительное и исключительное «А или В» равно- равносильны и естественно употреблять наиболее простой перевод, т. е. AVB. (Действительно, -i(A&B) h (A V B)&-i(A&B)~ A V В.) Точно так же если я в лекции перед математической аудиторией говорю «п—четное [А] или нечетное простое число [В]», то без- безразлично, имею ли я. в виду А V В или (А V В) & —i (A & В). Но если я выступаю перед теми, кто не знает, что число не может быть четным и нечетным простым числом одновременно, это перестает быть безразличным. И хотя трудно предположить, чтобы такая публика пригласил^ меня рассказывать об этом п, подобные ситуации достаточно правдоподобны. Может случиться, что мы должны будем анализировать рассуждение, в котором фигурирует высказывание «п четное [А] или п — простое нечетное число [В]». Если в посылках недостаточно информации о числовой системе, чтобы вывести —i (A & В), может оказаться необходимым ради со- сохранения корректности доказательства использовать перевод (А V В)& -i(A&B) вместо AVB или добавить к посылкам —I(A&B), или добавить какое-нибудь высказывание, из которого —i(A&B) вытекало бы (с тем, чтобы из них было выводимо (А V В) &-I (А & В) ~ А V В). Выражениям «А, если не В» и «А, кроме случая, когда В» мы преимущественно придаем тот смысл, что В является «запасным пунктом», освобождающим нас от обязанности утверждать А, если В верно. Иными словами, говоря «А, если не В», я намерен утверждать А, если —iB, и ничего не утверждать в случае, когда верно В. Адекватным переводом в этом случае является -iBdA, т. е. А V В. Однако надо прислушаться, не утверждает ли еще гово- говорящий, что верно —iA, если В. Ведь в этом случае переводом будет (—1В э А) & (В э ~iA), что равносильно (А V В) & -i (A & В). (Ср. упр. 5.3 (Ь).) В этом контексте «если не» и «кроме как» передаются разделительной дизъюнкцией. В обычном языке мы не употребляем скобок для указания того, как нужно сочетать различные части сложной фразы, исполь- используя иногда взамен довольно тонкие средства. «Если Джонс присут- присутствует [Д] или если Уильяме выскажется за наше предложение [У]
84 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ и Старк не станет возражать [С], то наше предложение будет принято [П]». Как надо переводить?, Так ли: (а) (ДУ У )&-1СэП или так: (Ь) ДУ(У&-1С)эП. В письменном языке отсутствие запятой перед «и» решит в пользу (Ь); в устной же речи, чтобы выразить именно (а), надо заменить «и» на «ну и конечно, если». Словом, перевод обычного языка в логические символы не является механическим делом. Переводчик прежде всего должен как сле- следует понять переводимый текст. Если автором является он сам, он должен выбрать такую интерпретацию, какую имел в виду. Если же автором является кто-то другой, то при наличии сомни- сомнительных слов надлежит восстановить намерения автора, руко- руководствуясь тем, что подсказывает контекст: иногда даже полезно сделать и сравнить несколько различных переводов, дабы уяснить, какой же ближе к смыслу. В переводе с символического языка на обычный мы едва ли ошибемся в выборе связок, если будем выбирать самый верхний вариант в нашей таблице, но надо быть внимательным в указании областей действия, без чего могут возникнуть недоразумения. В этом случае двусмысленности не получится, но возможны кон- конфликты с духом языка и со стилистикой. Упражнения, 14.1. Переведите каждое из следующих рассуж- рассуждений в логическую символику и проанализируйте результат по типу примеров 11—14. (a) Если он принадлежит к нашей компании [KJ. то он храбр и на него можно положиться [Х&П]. Он не принадлежит к на- нашей компании. Значит, он не храбр или же на него нельзя по- положиться. (b) В .бюджете возникнет дефицит [Д], если не повысят пош- пошлины [П]. Если в бюджете имеется дефицит, то государственные расходы на общественные нужды сократятся [О]. Значит, если повысят пошлины, то государственные расходы на общественные нужды не сократятся. (c) Если он автор этого слуха, то он глуп или беспринципен. Он не глуп и не лишен принципов, значит, не он автор этого слуха. (d) Если подозреваемый совершил эту кражу, то либо она была тщательно подготовлена, либо он имел соучастника. Если бы кража была подготовлена тщательно, то, если бы был соучаст- соучастник, украдено было бы гораздо больше. Значит, подозреваемый невиновен. (e) Если наступит мир, то возникнет депрессия, разве что страна проведет программу перевооружения либо осуществит грандиозную программу внутренних капиталовложений в области образования,, охраны окружающей среды, борьбы с бедностью и т. п. Невоз- Невозможно договориться о целях такой грандиозной программы внут- § 14. АНАЛИЗ РАССУЖДЕНИЙ 85 ренних капиталовложений. Значит, если наступит мир и не будет депрессии, то непременно будет осуществляться программа пере- перевооружения. (f) Намеченная атака удастся, только если захватить против- противника врасплох или же если позиции его плохо защищены. Захва- Захватить его врасплох можно только, если он беспечен. Он не будет беспечен, если его позиции плохо защищены. Значит, атака не удастся. (g) Если мы не будем продолжать политику сохранения цен, то мы потеряем голоса фермеров. Если же мы будем продолжать эту политику, то продолжится перепроизводство, разве что мы прибегнем к контролю над производством. Без голосов фермеров нас не переизберут. Значит, если нас переизберут и мы не при- прибегнем к контролю над производством, то будет продолжаться перепроизводство. (h) Если A) ' то х2 + 6х +9 = 3 — х. Но х* + Ъх-\-9 = 3—х тогда и только тогда, когда (х+&)(х+ 1) = 0, что имеет место в том и только в том случае, когда х — — 6 или х = —1. Значит, только —6 и —1 могут быть корнями уравнения A), т. е. x-f 3 = 1^3—х влечет х = —6 или х = —1. (i) То же, что (h), с заменой заключения на «значит, —6 и —1 суть корни уравнения A), т. е. х = —6 влечет х + 3 = Кз—х и х = —1 влечет х + 3 = КЗ—#». 14.2. (Задача Кислера.) Браун, Джонс и Смит обвиняются в подделке сведений о подлежащих налоговому обложению дохо- доходах. Они дают под присягой1) такие показания: Браун: Джонс виновен, а Смит невиновен. Джонс: Если Браун виновен, то виновен и Смит. Смит: Я невиновен, но хотя бы один из них двоих виновен. Обозначим через Б, Д и С высказывания: «Браун невиновен», «Джонс невиновен», «Смит невиновен». Выразите показания каж- каждого из обвиняемых формулой в нашем символизме. Постройте истинностные таблицы, трех полученных формул (расположите их по той же схеме, как в (h)—.A) из § 7). Затем ответьте на сле- следующие вопросы: (а) Совместимы ли показания всех троих заподозренных (т. е. могут ли они быть верны одновременно)? (Ср. упр. 12.7.) х) Формула «показания под присягой» в англосаксонском судопроизводстве^ означает такие показания, которые должны быть приняты в качестве" бесспорных, коль скоро против данного лица не возбуждается дело по обвинению в лжесвидетельстве (признание же виновным в лжесвидетельстве приводит к автоматическому устранению этого лица из деловой и обществен- общественной жизни).— Прим. перев.
86 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ 15. НЕПОЛНЫЕ РАССУЖДЕНИЯ 87 (b) Показания одного из обвиняемых следуют *из показаний другого; о чьих показаниях идет речь? (c) Если все трое невиновны, то кто совершил лжесвидетель- лжесвидетельство? (d) Предполагая, что показания всех обвиняемых верны, ука- укажите, кто невиновен, а кто виновен? (e) Если невиновный говорит истину, а виновный лжет, то кто невиновен, а кто виновен? *§ 15. Применения к естественному языку; неполные рассуждения В повседневной жизни и в политике часто бывает так, что не все посылки рассуждения приводятся в явном виде. И было бы неуместно критиковать за неубедительность вывода того, кто гово- говорит, что Alt ..., А^ |= В, только из-за того, что он молчаливо подразумевает еще некие посылки Ар+1, .,., Ат. Доводы, опираю- опирающиеся на молчаливо подразумеваемые гипотезы Ар+1, .,,, Ат, можно назвать энтимемами; именно так в традиционной силло- силлогистической логике именуется этот тип умозаключений. Поскольку сейчас сама логика стала более гибкой, естественно расширить и смысл этого термина, обозначив так всякий довод, в котором одна или несколько посылок или само заключение не формулируются явно. Энтимемы почти неизбежны. Без них существенно замедлился бы обмен мыслями, сделавшись невыносимо скучным. С полным правом можно опускать то, что очевидно. В противном случае наши слушатели разбегутся. Есть такие посылки, которые оче- очевидны в данном доводе потому, что они хорошо известны и обще- общеприняты, или потому, что мы о них уже только что говорили. Обратно, если действительно можно опустить какую-либо посылку без ущерба для ясности, то оставшаяся часть доказательства должна более или менее сразу подсказывать, что именно подразу- подразумевается. Поэтому и можно ее подразумевать молча. Например, я могу сказать хозяйке пансиона, еще не знающей, что я соби- собираюсь рано лечь спать: «Если я выпью кофе [К], я не смогу заснуть [~i3]. Поэтому, с вашего позволения, я не стану пить кофе.». Sfra энтимема выглядит до восстановления пропущенной посылки так: Kd-i3.-. -iK. Ясно, что это сокращение рассуждения Kd-i3, 3.-. -iK. Искусные ораторы пользуются энтимемами для того, чтобы отвлечь внимание слушателя от той посылки, истинность которой он мог бы поставить под сомнение. Вот пример энтимемы с подразумеваемым заключением: если мне только что предложили чашку кофе, Kd~i3 является доста- достаточно ясным сокращением для К Э ~пЗ, 3 . •. -| К. Когда мы сообщаем высказывания, образующие (как правило, вместе с дру- другими, очевидными) посылки для вывода заключения, которое мы предпочитаем не высказывать прямо, тогда мы ступаем на почву намеков. Следовательно, логический анализ включает в себя поиски недостающих посылок (и заключений) неполных умозаключений. В иных случаях вид рассуждения не оставляет никаких сомне- сомнений в том, jito надо добавить. В других случаях можно по-раз- по-разному добавлять невысказанные посылки Ар+1, ..., Ат, пытаясь получить набор, достаточный для полного доказательства; само собой разумеется, такой набор может не быть единственным. Рассмотрим внимательнее вопрос: что же такое довод типа «Ах, ..., Ат .-. В»? Когда кто-либо говорит «Ах, ..., Ат . •. В», он хочет не просто сказать, что В является следствием допуще- ,ний Av ..., Ат (символически Alt ..., Am^=B). Он хочет также сказать, что Аг, ..., Ат истинны (или по крайней мере ими можно пользоваться как истинными). Поэтому в сильном смыс- смысле «А1( ..., Ат . *. В» означает «(i)A1, ..., Ат истинны и (И) Аг, ..., Ат(=В, а значит, В истинно». Цель рассуждения состоит именно в том, чтобы убедить собеседника, что В истинно на основе (i) и (ii). Если и (i) и (И) оба верны, то мы говорим, что рассуждение не только правильно, но и «надежно». Являются допущения Ах, ,..,Ат истинными или нет—это вопрос или эмпирических данных, или доверия, или же это может зависеть от истинности предыдущих гипотез, в силу которых мы получаем право пользоваться высказываниями Аг, ..., Ат в данном доказательстве. Таким образом, «надежность» относительна и свя- связана с теми критериями или мерками, которые подразумеваются в утверждении об истинности высказываний Alt ..., Ат. Полное изложение оснований, по которым некое рассуждение признается надежным, должно содержать ссылки на все это. Иногда полезно вводить промежуточную ступеньку и называть рассуждение правдо- правдоподобным, если оно правильно, а Аг, ..., Ат правдоподобны. Когда имеется несколько возможных способов восполнения под- подразумеваемых посылок, важно определить, при каком из них все посылки будут истинны (или по крайней мере правдоподобны). Установление этого, конечно, не относится, вообще говоря, к компетенции логики. Если \= -i(Ax& ... & Ат) (т. е. АХ&...&АЮ невыполнимо, начало § 8), то «Ax, ..., Ат . •. В» не является надежным просто по логическим основаниям (см. упр. 12.7). Доводы противника
ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ § 1Б. НЕПОЛНЫЕ РАССУЖДЕНИЯ 89 лишаются силы, если удалось показать, что его посылки несов- несовместны или не совместимы с фактами, т. е. что они становятся противоречивыми, когда к ним добавляют другие высказыва- высказывания, про которые известно, что они истинны. Точно так же если f=A1& ... &АЮ (Ах& ... &Ат общезначимо), то А^ ..., кт все истинны по логическим причинам, а значит, если умозаключение «Ах, ..., Ат . •. В» правильно, то \=В. Только в оставшихся случаях, т. е. когда ни •(= —i (Ах&.. .&АГО), ни (=(АХ& ... &АЮ), иными словами, когда1 Ах& ... &Ат слу- случайно (ср. начало § 8), надежность общезначимого довода «Alt ..., кт . •-. В» зависит от внелогических соображений. В рассуждении не всегда' бывает ясно, что подразумевается некое доказательство (может быть, энтимематическое). Мы пере- перечислим некоторые выражения, которые, если их подставить на место в «Ах, ..., кт В», дадут выражение, означающее «Ах, ..., кт.\ В»: поэтому, значит, следовательно, откуда, таким образом, вытекает, умозаключаем, выводим, отсюда, а тогда, это означает, таким образом. То же самое для «В Ах, ..., Аго» обеспечивается словами: следует из, является следствием, так как, ибо, потому ¦ что, выводится из, поскольку, в силу. Слово «влечет» требует* отдельного замечания. В зависимости от контекста и от того, кто говорит, «А влечет В» может озна- означать: (I) «Если А, то В», т. е. символически Ad В, либо (II) «Из А логически следует В», т. е. символически «А(=В», что рав- равносильно «А |— В», «(= А D В» и «1— А D В». Короче, «влечет» можно переводить то знаком D как в (I), то знаком «|—» или «(=», как в (II). Ясно,- что импликация в смысле (I) является высказыва- высказыванием предметного языка, тогда как в смысле (II) — это высказы- высказывание в языке исследователя (см. примечание 2 на стр. 191)). Согласно смыслу (I), истинность, высказывания «А влечет В» обычно зависит от внелогических обстоятельств, т. е. определяется эмпирическими фактами; потому-то AdB и называют «материаль- «материальной импликацией». Согласно же (II), «А влечет В» есть «логичес- «логическая импликация» («логическое следование»2))—утверждение, истин- истинное тогда и только тогда, когда AdB есть t для всех распреде- распределений истинностных значений t и f по элементарным компонентам формулы Ad В; в последующих главах нам предстоит обобщить такое понимание утверждения «|— Ad В» на другие системы, мо- могущие оказаться предметом рассмотрения. Некоторые авторы (на- (начиная с Куайна [1940]) избегают понимания (I) и предпочитают вместо «импликация» говорить «условное предложение» (condi- (conditionalI). Аналогично «А эквивалентно В» может быть понимаемо в смыс- смысле (I) A ~ В («А материально эквивалентно В») или же (II) как <фА~В» или «1— А ~ В» («А эквивалентно В в той системе, к которой относится (= или \-»). Те, кто предпочитает называть A D В условным предложением, соответственно называют А ~ В «биусловным предложением» (biconditionalJ). В. этой книге мы, как правило, избегаем интерпретировать «влечет» в соответствии с (II) (полагая более уместным просто, употреблять символы «^=» и «Н»)- Но иногда мы пользуемся прочтением (II) для интерпретации термина «эквивалентно», точно оговаривая (если это и так не видно из контекста), о какой си- системе идет речь (ср. начало § 5 и конец § 8). Более или менее общепринято в определениях в значении «если и только если» или «эквивалентно» писать просто «если», «когда» или «в этом случае». (Мы поступали так, определяя понятия «сле- «следования» и «следствия» в § 7, «непротиворечивости» и «нейтраль- йости» в § 8, «доказуемости», «вывода» и «выводимости» в § 9, а также по существу определяя понятие «общезначимости» в § 2, где вместо «такое и только такое» мы говорили просто «такое».) Приведенные выше словесные примеры все приводят к совер- совершенно тривиальным логическим задачам после того, как они за- записаны в символическом языке. Легко построить задачи, логическая часть' которых более тонка. Для этого достаточно-рассмотреть какую-нибудь цепочку доводов (в которых заключение предшествующего довода становится по- посылкой следующего за ним) и взять от нее только исходные по- посылки (т. е. те, которые не являются заключением ни в каком промежуточном «звене») и окончательное заключение. Этого рода задачи, являющиеся упражнениями на сообразительность и пред- предметом развлечения, предлагались многими логиками, особенно Ч. Л. Доджсоном (Льюисом Кэрролом) [1887], [1897]. Относятся *) А также примечание на стр. 18.^ Прим. перев. 2) Или «семантическое следование»; оба эти синонима введены при пере- переводе (ем. следующее примечание).— Прим. перев. 1) Как уже отмечалось выше (см. примечание на стр. 18), при переводе на русский язык терминология, связанная с этим комплексом понятий, по- порождает несколько иные трудности, которые можно разрешить, тщательно различая операцию (материальной) импликации и и отношения (семантичес- (семантического) следования Ь: и (формальной) выводимости |— . —Прим. перев. 2) Точно так же по мотивам, высказанным в примечаниях на стр. 14 и 31 (и в примечании к предыдущему абзацу), можно различать (кроме случаев, где такое различение не нужно и лишь порождало бы псёвдопроблемы) опера- операцию (материальной) эквиваленции ~ и отношения (семантической) равносиль- равносильности и (дедуктивной) эквивалентности. (Впрочем, оба последних в этой книге обозначаются символом а, прочтение которого всегда ясно из контекста.) — Прцу. tiepee.
90 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ ли они к серьезному изучению логики или только к разделу ма- математических развлечений и головоломок, зависит от индиви- индивидуальной «педагогической философии». Вот наши собственные соображения на этот счет, которые не претендуют на окончательное решение проблемы. Сначала рассмотрим роль логики в проверке правильности уже построенных рассуждений (в § 14 мы поставили это на второе место). Когда кто-то выдвигает некий довод, будь то в разговоре, в дискуссии или в математическом тексте, употребляя выражение «значит», то мы имеем право считать, что делается такой шаг, который его слушатели или читатели легко могут обосновать. Отдельно взя- взятый довод должен быть простым (или, если он ошибочен, он может представляться простым). И тот, кто всерьез взялся дока- доказывать что бы то ни было, должен так расчленить свое доказа- доказательство на части, чтобы каждая из них легко воспринималась. Если эти отдельные доводы, или аргументы (части доказательства), слишком сложны, мы можем обвинить доказывающего в том, что он не предъявил доказательства. Естественно, длина того шага, который обосновывается посредством «значит», зависит от опытности слушателей в области логики и от их знакомства с предметом, о котором идет речь. Каждый отдельно взятый довод в данной цепочке может быть выражен энтимематически. Если изложение очень длинно (например, в учебнике), то некоторые часто встре- встречающиеся последовательности отдельных доводов сами могут быть объединены в новые отдельные доводы, когда читатель или слу- слушатель привыкнет к ним. Однако мы полагаем, что если «довод» состоит из перечня посылок, сопровождаемых заключением, которое вводится посредством «значит», но обосновать которое удается лишь посредством длинной последовательности шагов, относительно которых предполагается, что они хорошо знакомы читателю или слушателю, то такой довод представляется весьма искусственным. «Доводы» такого типа не возникают естественным образом. Само собой разумеется, доказывающий может решить не всегда давать полные доказательства. Qh может опускать и отдельные шаги, которые аудитория сумеет легко восстановить (такие про- пропуски мы не расцениваем как энтимематические); при этом он говорит: «Можно доказать, что ...» (говорить в таких случаях «Очевидно, что ...» было бы проявлением дурного стиля). Воз- Возникает вопрос, должен ли читатель или слушатель пытаться восполнить отсутствующие доказательства, ибо это может привести к необходимости решать серьезные логические задачи того же рода, что и обсуждаемая проблема. Сходная ситуация возникает и тогда, когда один из так на- называемых престых доводов, фигурирующих в данной цепочке, является ошибочным. Даже если мы опровергнем именно этот довод, выбрав надлежащие истинностные значения, все равно мы § 15. НЕПОЛНЫЕРАССУЖДЕНИЯ 91 не решим вопроса, верно ли рассматриваемое доказательство в целом, от исходных посылок до окончательного заключения. Можно ли исправить это рассуждение или же исправление невоз- невозможно? Разумеется, если для исправления достаточно небольшого изменения, то было бы глупо не заметить этого. Усилия, которых можно ждать от нас в различных ситуациях, пропорциональны интересу, испытываемому нами к рассматривае- рассматриваемому предмету. И в первую очередь тот, кто хочет что-то дока- доказать, должен изложить свое доказательство с подразделениями на «блоки» разумной длины, каждый из которых был бы пра- правилен. Так мы приходим к другому назначению логики, состоящему в нахождении доказуемых результатов и их доказательств. Мы ищем не просто общезначимые формулы и правильные доводы. Мы интересуемся тем, является ли высказывание Р D Р общезначи- общезначимым, но мало интересуемся каждой из бесконечного набора фор- формул типа —¦ —¦ —i —¦ (Рэ Р)&(Рэ Р)& -I -|(Рэ Р)&-1-1-1-1-1-|(РэР). Вряд ли кто-либо купил бы каталог всех общезначимых формул за- заданной длины. Интерес к общезначимости некоторой формулы или к правильности доказательства зависит от того, какое отноше- отношение она имеет или какую роль она играет в той или иной мате- математической или логической теории, что в свою очередь связано с некими практическими или теоретическими интересами. Вопрос, верно ли высказывание, что f=E или Ах, ,,., АЮ(=В, возбудит наше любопытство только в том случае, когда у нас есть причины желать, чтобы это было верно или неверно. Такой причиной может быть возможность применения настоящего высказывания к инте- интересующему нас предмету или интересный вид этого высказывания, или же предчувствие, что с помощью этого результата мы сумеем развить плодотворные методы. Такого рода мотивы могут дать указание и на причины, по которым это высказывание должно быть верным, и что предпринять, пытаясь доказать это предпо- предположение. „ * Поэтому мы не думаем, что сложные логические задачи, сформу- сформулированные на пустом месте, имеют непосредственное отношение к использованию логики, даже к ее использованию для нахожде- нахождения весьма сложных доказательств. Напротив, очень важно твердо овладеть отдельными логическими правилами, простыми принци- принципами, из которых за счет повторения и составляются сложные доказательства. Практическое применение этих принципов при- приводит к открытию других логических принципов, оказывающихся в свою очередь полезными, к использованию их для вывода инте- интересных результатов в математике, в точных науках и в повседнев- повседневной жизни, а не состоит в решении искусственно сконструирован-
92 ГЛ. I. ИСЧИСЛЕНИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЙ ных логических задач. Теорию и применения, которые развиваютс в последующих главах, мы рассматриваем как частичную замен, недостающих здесь упражнений. Закончим главу примером, иллюстрирующим ту область, в ко торой сложные проблемы могут возникать естественно. Это отно сится к упрощению логических формул. Мы используем теорию изложенную в § 8. Пример 15. (Венн [1881], стр. 261.) Существовал клуб с таким правилами: A) Члены финансового комитета должны избиратьс среди членов общей дирекции. B) Нельзя быть одновременно чле ном общей дирекции и членом библиотечного совета^ не будучк членом финансового комитета. C) Ни один член библиотечного совета не может быть членом финансового комитета. Упростите- правила. . '' '¦ Решения. Пусть л;—любое лицо (считаемое членом клуба). Пусть Р означает «х является членом финансового правления», Q—«х является членом общей дирекции», a R—чх является членом' библиотечного совета». Тогда A)—C) выражаются формулой: (РО Q) & (-I (Q & R) V Р) & -I (R & Р) (упр. 8.2с), конъюнктивной, нормальной формой (§ 8) которой служит (-|Q V -i R) & (Q V -i R),' что эквивалентно (О_э ~iR)&(Pd Q). Значит, правила попросту таковы: A) и B') Ни один член общей дирекции не может быть: членом библиотечного совета.. Упражнение 15.1. В приводимых ниже рассуждениях могут от- отсутствовать посылки (или заключения). Восстановите их, чтобы получился правильный довод. Расцениваете ли вы восполненные; доводы, как надежные или хотя бы правдоподобные? (a) Обвиняемого нельзя признать виновным, если он не был в Нью-Йорке в 18 ч. первого января. Однако установлено, что в это время он был в Вашингтоне. Значит, он не виновен. \ (b) У нас нет никаких доказательств его виновности. Поэтому' он должен быть оправдан. (c) У нас нет никаких доказательств его виновности. Поэтому. он невиновен. . \ (d) Если будет идти снег, машину будет трудно вести. Если будет трудно вести машину, то я опоздаю, если не выеду по- пораньше. Идет снег. Значит я должен выехать пораньше. (e) Пользуйтесь «Антикомарином», и вас не укусит ни один ¦ комар! Глава II ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ § 16. Лингвистические соображения; формулы, свободные и связанные вхождения переменных В исчислении высказываний мы изучали логические отноше- отношения, зависящие от способа, каким высказывания составлены из определенных блоков посредством операций, выражаемых симво- символами ~, :э, &_, V, -i.-Сами эти блоки дальше не анализирова- анализировались. В исчислении предикатов мы продвинемся в своем анализе на ступеньку глубже с тем, чтобы рассмотреть то, что в грамма- грамматике называют «субъектно-предикатной структурой»1). Для этого мы введем две новые операции V («для любого») и 3 («для неко-- торых» или «существует»), зависящие от этой грамматической структуры. (Исчисление же высказываний входит в исчисление предикатов как составная часть.) Возьмем высказывание (выражаемое предложением): «Сократ есть человек». Часть этого высказывания (выражаемая конструк- конструкцией « есть человек» или «х есть.человек»)—это то, что называется предикатом, или сказуемым; «Сократ» же—это субъект (подлежащее). Если читать юс есть человек», имея в виду мате- математическое понятие переменной, то предикат-сказуемое выступает в роли пропозициональной функции (т. е. функции, областью зна- значений которой служат высказывания); каждому значению (неза- г) Термин традиционной логики. В грамматике же можно было бы говорить о «структуре подлежащее — сказуемое» (хотя это выражение и не употребительно): англ. «subject» переводится и как «субъект», и как «подлежащее», «predicate» — как «предикат» и «сказуемое». Как будет видно из дальнейшего, в математи- математической логике приняты понимания этих терминов, более широкие, чем в лингви- лингвистике и традиционной логике: «субъектами» (в дальнейшем «термами») здесь назы- называют не только подлежащие, но и дополнения, а также некоторые обстоятельства, выраженные существительными и местоимениями (одним словом, все, «о чем говорится в предложении»), «предикатами», кроме сказуемых,— еще и опреде- определения, а также обстоятельства, выраженные наречиями (то, «ч т о говорится» о субъектах). Таким образом, если учесть, что грамматические связки выра- выражаются в описываемых языках посредством пропозициональных связок, кван- торные обороты (см. ниже в этом же параграфе) — посредством кванторов (а для числительных более чем естественно воспользоваться обычной арифме- арифметической символикой, также, как мы увидим, включаемой в язык изучаемого типа), то, действительно, структура высказываний сводится по существу к схеме «субъект(ы) — предикат(ы)»,— Прим. перев.
94 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ § 16. СВОБОДНЫЕ И СВЯЗАННЫЕ ВХОЖДЕНИЯ ПЕРЕМЕННЫХ 95 висимой) переменной «х» она ставит в соответствие некоторое вы- высказывание (принимает его в качестве значения), которое будет истинно, например, если х—это Сократ, и ложно (согласно мифо- мифологии), если х—это Хирон1); ложно оно и если х—это неоду- неодушевленный предмет. Вот другой пример: «Джон любит Джейн» — это высказывание, которое можно рассматривать как значение одной из трех пропозициональных функций: «х любит Джейн», «Джон любит у» или «х любит у». Грамматически предикатом является только форма «л; любит Джейн»2), но не формы «Джон любит г/» и тем более «х любит у»: с точки зрения грамматики х есть подлежащее, а у—дополнение. Для нас же эти нюансы не имеют никакого значения. Мы будем называть предикатом всякую пропозициональную функцию Р (хх, .,., хп) с любым числом п ^ О (независимых)переменных 3). Такая терминология коротка и удобна. Объектом, или индивидом, мы будем называть значения любой из этих переменных. Если и = 0, то предикат оказывается высказы- высказыванием (предельный случай); если «== 1, то предикат соответствует тому, что называют свойством; если п = 2, то предикат—это (бинарное) отношение; если и=^3, то это тернарное отношение и т. д. Так объясняется название «исчисление предикатов», которое дано логике пропозициональных функций. Более точным (но гро- громоздким) названием было бы «исчисление пропозициональных функ- функций 4). х) Хирон, как известно, был кентавром.— Прим. ops, а) Здесь опять речь идет не столько о грамматическом, сколько о тради- традиционно-логическом понимании подобных выражений: «предикатом» в этой фразе является то, что в грамматике принято называть «группой сказуемого» (т. е. «любит Джейн»); собственно же сказуемым служит глагол «любит». Смысл сле- следующей фразы автора пояснен в примечании на стр. 93, а уже в следующей за ней фразе точно фиксируется значение термина «предикат» для всего даль- дальнейшего изложения. — Прим. перев. 3) Термин «независимая переменная» восходит к математической привычке записывать функции вроде л;2 + Зд: +1 или sin л: в виде «у = л:2 + Зл:+1», «^=siriA:», считая «у» новой (зависимой) переменной, принимающей те зна- значения, которые указаны данной функцией. Здесь мы не будем этого делать. 4) Весьма распространено название «функциональное исчисление». Оно кажется нам несколько неудачным (хотя его можно оправдать определенными ссылками на историю), ибо в нем отсутствует указание на то важное обстоя- обстоятельство, что рассматриваемые функции прогюзициональны. Возникает риск смешения их с числовыми функциями (вроде л:2 +Зх-М или sin х, где при каж- каждом х выражения x%-\-3x~i-l и sin л; оказываются числами); обычно такие функции называются просто «функциями», тогда как пропозициональные функ- функции—«предикатами». Другой опасностью является смешение с функционалами, т, е. функциями, аргументами которых служат числовые функции, а значе- X, ниями—числа (например, определенный интеграл \ / (х) dx, который является Xi числом, когда / принимает значения среди функций определенного вида, к Обозначение «х есть человек» несколько более сжато, чем есть человек». Преимущество переменных перед пустыми местами, которые надлежит заполнить, лучше всего видно из рас- рассмотрения таких примеров: « х любит —:—2», « г любит х» (синоним « г любит сам себя») и « 1 есть отец тель или есть мать (синоним есть роди- Выражения « 1 любит 2» и чх любит у» сами по себе не употребляются в обыденном языке1). Чтобы перекинуть мостик между ними и привычным языком, можно рассматривать их как «окошечки» для подстановки слов, обозначающих объекты. Само собой, слова, подставляемые в эти окошечки, не должны непре- непременно быть именами' собственными вроде «Джон» и «Джейн». Например, допустимо и такое: (ах) «Кто-то любит Джейн», (а3) «Есть некто, кто любит Джейн», (Ь) «Никто не лю5ит Джейн», (с) «Все любят Джейн», (d) «Каждый кого-нибудь любит», (е) «Кого- то любят все», (f) «Всяк любит себя», (g) «He существует никого, кто не любил бы себя». Обозначим через L(x, у) выра- выражение «.х любит у»; считая временно, что значения переменных «х» и «у» пробегают область человеческих индивидуумов, мы можем перевести эти фразы с помощью V и 3 так: (a') 3xL (x, Джейн), (b') -i3xL(x, Джейн), (с') VxL(x, Джейн), (d') Vx3#L(x, у), (e')-3yVxL(x, у), (Г) VxL(x, x), (g') -i3x~iL(x, x). С помощью этих символов мы сумели передать фразы, выра- выражающие указанные высказывания, не переставляя и вообще не тревожа переменных «х» и «у». В частности, обратите внимание на то, что в (а'), выражающем (а2) (впрочем, это^синоним (aj), два вхождения «некто» и «кто» передаются вхождением переменной «х»; три различных слова из g переданы B(g') переменной «х». Оказывается, удобнее думать о переменных не как об окошеч- окошечках, а скорее как о некоем запасе имен (существительных или местоимений), с помощью которых можно обозначать разные объек- объекты. Что это за объекты, зависит от способа,-которым они вво- вводятся во фразы, или от контекста, в котором появляются эти фразы. Таким образом, употребление переменных не столь существен- существенно отличается от некоторых конструкций обычного языка. «Кто-то» и «каждый» служат именами неопределенных людей; ведь даже и имя собственное «Джейн» не принадлежит единственному лицу, разве только мы условимся, что имеем в виду Джейн Грей, которым относятся и х2-ЬЗл:+1 и sin*); это предмет раздела математики, называемого функциональным анализом. *) Разве, что изредка, когда практика математического словоупотребления перенвсится на обороты вроде «А любит В», «Если А сделает то-то, то В сделает .то-то»; здесь «А» и «В» — переменные, значениями которых являются имена людей. *
96 ГЛ. П.ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Джейн Адаме или Джейн, живущую на этой улице. Точно так же и стандартное «Джон Доу»1) есть имя, эквивалентное некото- некоторой переменной (пробегающей множество людей), значение которой остается нефиксированным. В исчислении высказываний мы изучали логические отноше-, ния, • имеющиеся между высказываниями, не рассматривая, ка- какие именно высказывания выражены атомами. Это значит, что с точки зрения занимавших нас там логических отношений выска- высказывания, обозначенные через «Р», «Q», «R» и т. п., совершенно произвольны. Точно так же мы не станем приписывать никакой специфики тем объектам (индивидам), которые могут быть значениями наших переменных. Желая максимально упростить символику, мы в этой главе не станем предполагать никакого иного перечня имен индивидов, кроме единственного списка пе- переменных. Таким образом, чтобы выразить (ах) «Кто-то любит Джейн» надо писать SxL(x, у) (или же 3xL(x, /)), и мы будем считать, что «г/» (или «/») является именем индивида Джейн. Это не чрезмерная жертва, ибо в данной главе мы имеем в виду только общие логические соотношения, в которых не фигурируют личные достоинства Джейн (а если и фигурируют, то лишь постольку, по- поскольку они перечислены, а следовательно, логические соотношения между выражениями, в которых фигурирует «Джейн», равным образом справедливы применительно ко всякой другой даме, об- обладающей тем же перечнем достоинств). Далее (в § 28) будут вве- введены некоторые символы, не являющиеся переменными, которые могут служить именами отдельных индивидов. Вернемся к обозначению предикатов. Заимствуя пример из математики, мы видим, что «х < уъ можно использовать для обо- обозначения предиката. Когда пара (х, у) принимает значение B, 7) или E, 100), хКу оказывается истинным высказыванием (или принимает в качестве значения истинное высказывание). Когда (х, у) принимает значение G, 7) или A00, 5), х< у становится ложным высказыванием. Если же мы скажем теперь (h) «По лю- любому (действительному) числу х найдется такое число у, что х < у» (или, в наших обозначениях, (h') V* Зг/ (х < у)), то «х < у» как часть записи (h) или (h') употребляется не для обозначения пре- предиката, а для того, чтобы сказать нечто относительно двух чи- чисел, из которых первое, названное <оо>, произвольно (т. е. совер- совершенно не фиксировано); второе же, названное «г/», подбирается надлежащим образом" (и зависит от числа, обозначенного через <ш>). Этот пример показывает, что необходимо (и легко) прово- проводить различие между использованием записи «х < у» для обозна- обозначения предиката и для выражения того высказывания, которое является значением этого предиката, когда «х» и ««/» считаются х) Нарицательное имя персонажа ^логического фольклора».-* Приц. перев. § 16. СВОБОДНЫЕ И СВЯЗАННЫЕ ВХОЖДЕНИЯ ПЕРЕМЕННЫХ 9? именами конкретных объектовх). Надо усвоить, что предикат Р (х, у) является не. высказыванием, а соответствием (или соот- соотношением), с помощью которого возникают высказывания, ко- когда в качестве значений <о» и «у» выбраны некоторые пары объ- объектов. Поэтому, коль ?коро «х < у» лишь обозначает предикат, вполне достаточно рассматривать «л:» и «г/» как окошечки-для' подстановки, которые не обозначают (или еще не обозначают) объектов. Мате- Математики же зачастую, не меняя ничего в записи, переходят отсюда к той интерпретации, в которой <ш> и «г/» обозначают объекты. Тогда, как мы видели, выражение для предиката ях < у» переходит при изменении интерпретации в выражение для некоторого выска- высказывания. Как раз легкость такого перехода отчасти обусловила популярность обозначений с помощью переменных. Предикат (пропозициональная функция), обозначенный через «х < у», может быть обозначен также просто через «<». Точно так же функция «sinx» может быть названа «sin» или «sinus». Однако для функции хг-\-3x^-1 нет распространенного имени (обозначения), которое не содержало бы <т> (или другую перемен- переменную). Большинство предикатов, котярые нам придется рассматри- рассматривать, не имеет общепринятых имен, не содержащих переменных. Можно назвать обозначение предиката с помощью переменных называющей формой предиката. Переменные, входящие в это обо- обозначение, употребляются в качестве переменных этой называющей формы, и мы говорим, что они обладают предикатной интерпре- интерпретацией, или интерпретацией называющей формы. Мы отложим пока дальнейшее обсуждение вопроса об использовании перемен- переменных для выражения высказываний. Мы начали изучение исчисления высказываний в § 1 с пред- предположения, что рассматривается некий предметный язык, в котором имеются (повествовательные) предложения (выражающие выска- высказывания), не меняющиеся на всем протяжении исследования в рамках этого исчисления и не анализируемые. Теперь, чтобы начать изучениелогики предикатов, мы должны предположить, что предметный язык содержит выражения (лингвистические конструкции) для предикатов (с заданным числом переменных) и что эти выражения сохраняются в течение всего времени, пока их исследуютЧв рамках исчисления -предикатов, и далее не анализируются. Выражения, эти мы назовем элемен- элементарными предикатными выражениями, или ионами, и обозначим через «Р», «Р (—)», «Р (—, —)», «Р (—, —, —)», ..., «Q», «Q (—)», «Q (—, —)», «Q (—, —, —)», ..., «R», ..., прибегая также (в слу- х) Если объекты эти не конкретизированы, то высказывание, выраженное через *х < у», можно назвать «общим значением» предиката (ср. [ВМ], стр. 73). 4 С. Клини
98 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ чае надобности) к индексам1). Любую прописную латинскую букву (не курсивную) конца алфавита мы будем использовать в каче- качестве имени для элементарного п-местного предикатного выраже- выражения или иона при любом числе п ^ 0 переменных. Так, Р, Р(—), Р(—»—)» Р(—. —. —) — четыре разных иона (выражающие соответственно 0-местный, 1-местный, 2-местный и 3-местный предикаты), a Q, Q(—), Q(—, —), Q(—, —, —)—это че- четыре других иона,. Включением случая « = 0 мы достигаем того, что Р, Q, R, ... могут выражать высказывания, как и в исчи- исчислении высказываний; иными словами, все имевшиеся у нас атомы, которые мы оставляем еще нерасщепленными, предстают в виде n-местных ионов при -п = 0. . Как и в § 1, мы ничего не говорим о природе предметного языка как потому, что мы не хотим его описывать, так и потому что мы хотим оставить открытыми широкие возможности приме- применений. Предметный язык может быть символическим языком, по- построенным логиками, включающим логические символы и, быть может, математические символы; он может быть надлежаще огра- ограниченной и нормированной частью русского или другого естест- естественного языка с добавлением математических символов или без них. В любом случае нам нужно оперировать с переменными. Условимся использовать строчные латинские буквы «а», «Ь», «с»,"... «х» «у» «z» «а» «а ..., «х», «у», «z», б «а2», «а3», ( «Xj «х «х3 в каче- каче, , у, «z, «а!», «а2», «а3», ..., «Xj», «х2», «х3»... в каче- качестве обозначений переменных (либо их эквивалентов, как выше в примерах (ах)—(g)) из предметного языка. Будем считать также, что различные строчные латинские буквы обозначают различные переменные (или их эквиваленты) предметного языка, кроме тех случаев, когда мы уточняем, что они не обязательно различны2). Порой бывает целесообразно считать, что предикаты, выражен- выраженные ионами (с прочерками в качестве окошечек для подстановки), обозначены посредством выражений С переменными (как выше мы имели выбор между «—1 любит —2» и «х любит у»). Будем назы- называть Р(х, у, z), P(y, z, x), P(u, v, w) и т. п. различными назы- называющими формами для одного и того же элементарного трехместного 1) Мы руководствуемся аналогией с химией, в которой ионами называются атомы, у которых отняты некоторые электроны. Как только места,-предназна- места,-предназначенные для этих электронов,'фактически занимаются электронами, ионы пре- превращаются в атомы. Точно так же, когда места имен в элементарных преди- предикатных выражениях заполняются именами объектов, возникают атомарные формулы. (Пока что наши единственные имена — это переменные.) 2) В действительности мы резервируем обозначения «г», «гг», «га», «Гз»для обозначения переменных, которые могут совпадать между собой и с другими переменными в данном рассмотрении. Однако, соблюдая принятое соглашение, мы всюду в этой главе будем явно оговаривать такие случаи. Позже (§ 28, 38, 57) нам придется использовать строчные латинские буквы и не для обозначения переменных. § 16. СВОБОДНЫЕ И СВЯЗАННЫЕ ВХОЖДЕНИЯ ПЕРЕМЕННЫХ 99 предикатного выражения (иона) Р(—,—, —); говорят, что пере- переменные х, у, z, u, v, w употребляются в качестве переменных этих называющих форм, и они должны быть различны (как в наших трех примерах). Назовем Р(х, у, г), Р(у, г, х), P(u, v, w) эле- элементарными предикатными выражениями (ионами) с приданными переменными (в называющей форме). В конкретном логическом ана- анализе нам может потребоваться не более одной называющей формы для данного иона. Однако может случиться, что нам надо выби- выбирать переменные называющей формы так, чтобы не спутать их с уже использованными переменными (см. упр. 19.1). Р(х, х, у) и Р (х, у, х) не являются называющими формами для элементар- элементарного двуместного предикатного выражения, ибо они не элемен- элементарны, а, наоборот, показывают, что называемые ими предикаты получены в результате отождествления двух из трех переменных трехместного предиката, выраженного ионом Р (—, —, —). Так как в 3-местном элементарном предикатном выражении не рас- рассматривается его внутренняя структура (в противном случае оно не было бы для нас элементарным), то прочерки в Р (—, —, —) должны заполняться независимо. Поэтому их незачем 'нумеровать с помощью индексов, скажем Р(—v —2, —3)- Аналогично при записи в виде элементарного предикатного выражения « лю- любит » перейдет в « х любит 2», а « < » (или просто «<»)*) перейдет в « !< 2». Сейчас мы- в состоянии описать некий класс предложений, су- существование которого в предметном языке мы постулируем, а именно класс формул (как это делали мы и в § 1 сразу же по- после введения атомов). Правда, здесь мы глубже проникаем в струк- структуру предметного языка. Иными словами, мы предполагаем, что предметный язык наделен не только той минимальной структурой, которая предполагалась у него в исчислении высказываний; здесь мы начинаем с ионов. Каков бы ни был «-местный ион Р (—, ..., —) и каков бы ни был выбор не обязательно различных переменных rlt ...,г„, вы- выражение Р(гх, .. ., г„) назовем элементарной формулой, или ато- атомом. Например, исходя из иона Р(—, —, —),.мы получаем атомы Р(х, у, г), Р(у, z, x), P(u, v, w), Р(х, х, у), Р(х, у, х) и т. д. Исходя из иона Р, мы получаем лишь атом Р. Исходя из иона Q(—), мы получаем атомы Q(x), Q (у), Q(u) и т. п. Атомы исчис- исчисления высказываний снова попадают в число атомов с п — 0. При п > 1 атомы образуют более обширный класс, чем называю- называющие формы для ионов, ибо переменные,- заполняющие в эле- *) Ибо «<» — это фиксированное обозначение определенного предиката. Точно так же, когда речь идет о Р (—, —), причем ни Р, ни Р (—), ни Р (—, —, —) . . . , не встречаются, можно писать просто «Р» вместо «Р (—, —)», так как никакой путаницы не возникает.
100 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ . ментарных формулах пустые места, не обязаны быть различ- различными1). Класс формул содержит все элементарные формулы (атомы) и другие формулы (называемые составными формулами, или моле- молекулами), следующим образом построенные из элементарных формул многократным применением логических символов ~, э, &, V, ~i, V, 3.' Если А и В—формулы (элементарные или уже построенные), то А ~ В, AID В, А&В, AVB и —]А являются (составными) формулами. Если А—формула, а х — некоторая переменная, то VxA (читается: «при всяком х имеет место А») и ЗхА (читается: «хотя бы при одном х (имеет место) А» или «существует такой х, что А») являются (составными) формулами. Ух называется квантором (все) общности, аЗх—квантором су- существования. При построении формул кванторы действуют в каче- качестве унарных операторов, как и ранее известный нам оператор -т. По старшинству (в отношении расстановки скобок) кванторы рас- располагаются последними, т. е. «Vx А Э В» следует читать (Vx A) D В, а не Vx(Az)BJ). Чтобы избежать какой бы то ни было двусмысленности в от- отношении атомов, потребуем, чтобы ни один' атом не имел ни од- одного из видов А~В, ADВ, А&В, AVB, -iA, VxA, ЗхА, ко- которые имеют молекулы. Кроме того, любой атом однозначно получается в точности из одного иона. Короче говоря, внутренняя структура ионов (Какова бы она ни была) должна быть такой, чтобы ее нельзя было бы спутать со структурой, возникающей при построений формул из ионов. тт Например, «- • есть человек», «- - + ¦ ¦ любит ¦», «- », «2 • 2 = 4» могут 0) ..... I = », «2 • 2 = 4» могут быть ионами (соответственно 1-, 2-, 2-, 2-, 3- и 0-местными). Тогда «х есть человек», «х любит у», «х любит х», <их — х», «у = у», *) Пока речь будет идти только об исчислении предикатов, как в этой главе, можно упростить выражения" «Р (х)», «Р (х, у)», «Q(x, у, z)»,... и им подобные «А (х)», «А (х, у)», «В (х, у, z)», ... (с буквами из начала алфавита), опуская скобки и запятые: «Рх», «Рху», «Qxyz», «Ax», «Аху», «Bxyz». Мы бы так и писали, если бы собирались долго задерживаться на исчисления преди- предикатов. Однако мы хотим как можно скорее продвинуться к более сложным системам, в которых «аргументами» оказываются не только простые перемен- переменные, вроде х, у, z, но и, например, 5, 12, ху( = х-у); при отсутствии скобок и запятых обозначения стали бы двусмысленными и трудно читаемыми. По- Поэтому мы предпочитаем сохранять запятые и скобки, которые принимают (обычно, но не всегда) в качестве части обозначения функций в математике. (Читатель может опускать их в этой главе, если ему не составит труда вернуться впоследствии к их употреблению.) 2) Исчисление предикатов (точнее то, что есть в нем сверх исчисления высказываний) часто называют «теорией квантификации». Наш знак «Vx» в литературе заменяют также на «(Vx)», «(х)», «Лх», «1\», а «Эх»—на «(Зх)», «(Ex)», «Vx», «2Х». § 16. СВОБОДНЫЕ И СВЯЗАННЫЕ ВХОЖДЕНИЯ ПЕРЕМЕННЫХ 101 <<х-\-у = г», <сс-\-х = у», «2-2 = 4» суть атомы. Атомами будут и «Сократ есть человек»-, «Хирон есть человек», «Джон любит Джейн», если" мы интерпретируем «л;» и «#» как имена Сократа, Хирона, Джона, Джейн и т. д. Примерами молекул тогда будут «л; есть человек и х любит у», «л: любит у или х любит z», «хотя бы один х любит у» или Эл;Ь(х, у), и т. д., как в (а') — (h').- В § 1 мы подчеркивали различие между употреблением букв Р, Q, R, ... и А, В, С, ..., т. е. букв, обозначающих различ- различные элементарные формулы, и букв, обозначающих произвольные, не обязательно различные или элементарные формулы. Будем пользоваться здесь буквами А, В, С, .... в том же смысле, до- добавив к ним А(х), А (у), В(х, у), ... . Эти начальные буквы алфавита, сопровождаемые (или нет) индивидными переменными, будут именами формул, построенных из Р, Q, R, ... , индивид- индивидных переменных, скобок, знаков пунктуации и логических зна- знаков ~, Э, &, V, "~1, V, 3; они могут обозначать одинаковые или различные формулы такого рода. В анализе величина ^хгуйх не зависит от х; она зависит о °° ¦ только от у. Точно- так же 2 *"/ftl не зависит от п, хотя за- л=0 — висит от х. Мы можем выразить это, сказав, что в первом из выражений «л;» является связанной1) переменной, а «у»—свободной2) переменной. Во втором же «и»—связанная, а <ш>—свободная пе- у ременная. В «Зх + \J x*y dxi> первое вхождение переменной <а» сво- свободно, два других' связаны, а «г/» свободна во всех вхождениях. (Обозначения третьего примера не вводят в заблуждение, хотя у некоторые предпочитают писать «Зх+ J t2ydt».) *Вот пример не из о анализа: «наименьшее у, такое, что 2у ^ хг, здесь «х»—свободная переменная, а «г/»—связанная. Точно так же мы встречаем связанные и свободные переменные или их вхождения в исчислении предикатов; здесь операторы, связывающие переменные,—это кванторы Ух и Зх (вместо \ ;. Лх или 2 > или «наименьшее г/, такое, что»)8). л=0 х) Иногда говорят «кажущейся». — Прим. перев. 2) Иногда говорят «действительной». — Прим. перев. 3) Гильберт и Бернайс [1934], [1939] и другие авторы используют для обозначения свободных и связанных переменных разные буквы; например, «а», «6», «с», ... применяются только для свободных вхождений, а «я», «г/», «г», .,,—-
102 .ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Рассмотрим формулу A) Vx(P(x)&3xQ(x, z)D3yR(x, y))VQ(z, x). В ее подформуле 3xQ(x, z) все вхождения х связаны кванто- квантором Зх. Это можно отметить, приписав этим двум вхождениям х индекс х. Индексами 2 и 3 можно пометить вхождения переменных, связанных кванторами Эу и Ух соответственно. Заметим, что, по- поскольку переменная х из<3(х, г) уже связана квантором Эх, она не свободна в подформуле P(x)&3xQ(x, z)iKyR(x, у), на ко- которую действует Vx (эту подформулу называем областью действия квантора Vx; ср. пример 1 § 1), и, значит, Vx не может ее свя- связать. Расставляя индексы, мы. должны поэтому всегда начинать изнутри, продвигаясь наружу в соответствии с построением фор- формулы из ее атомов Р(х), Q(x, z), R(x, у), Q(z, x). Ради стандар- стандартизации нумерации согласимся на каждом шаге рассматривать самый левый из «подходящих кванторов», т. е. самый левый квантор, область действия которого не содержит еще не рассмот- рассмотренных кванторов. Получаем (la) Vx3(P(x3)&3x1Q(x1, z)D3y2R(x3, y,))VQ(z, x). Вхо'ждения переменных, оставшихся без индексов (два z и одно х), свободны. Другой пример-- B) Vy (Р (у) &Эх Q (х, z) э 3z R (у, г)) V Q (г, х). Расставив индексы, получаем Bа) Vy3 (Р (Уз) & Эх, Q (х„ г) z> 3z2 R (у,, z2)) V Q (z, x). Стирая связанные вхождения переменных в (la) и Bа), получаем одно и то же выражение: (lb), Bb) ,)&31Q( lf z)D32R( з, 2))VQ(z, x). Этим иллюстрируется конгруэнтность формул A) и B). Они не конгруэнтны приведенным ниже формулам C), D) или E), ибо, расставляя индексы и стирая связанные вхождения пере- переменных, получаем выражения Cb), Db) и EЬ), каждое из кото- которых отличается от (lb). Когда формулы не слишком длинны, удобно вместо индексов пользоваться чертой сверху и снизу для указания, .какой квантор связывает какие вхождения переменных: для связанных вхождений (вопреки традициям содержательной математики). Мы следовали этому правилу в течение десятилетия при обучении материалу, составившему вторую часть [ВМ], вплоть до 1946 г. Сейчас же мы твердо убеждены, что использование единого списка переменных для свободных и связанных вхождений дает небольшое, но чувствительное преимущество. § 16. СВОБОДНЫЕ И СВЯЗАННЫЕ ВХОЖДЕНИЯ ПЕРЕМЕННЫХ 103 A) B) C) D) E) I !• "I Vx (P (х) &3xQ (x, z) э 3yR (х, у)) V Q (z, x). I ! . 1 Vy(P(y)&3xQ(x, z)D3zR(y,nz))VQ(z, x). i > I Vx(P(x)&3xQ(x, z)D3xR(x,nx))VQ(z, x). Vz (P (z) &3xQ (x, z) э 3yR (z, ~y)) V Q (z, x). I ! ! _J Vx(P(x)&3xQ(x, z)D3yR(x,y))VQ(z, y). l J 1 Уже по этим схемам можно установить, конгруэнтны ли фор- формулы; для этого следует пренебречь связанными вхождениями или представить, что они стерты. В C) седьмое вхождение пере- переменной (вхождение буквы «х») связано третвим квантором (вто- (второй Зх в нашей формуле), тогда как в A) седьмое вхождение переменной (вхождение «х») связано первым квантором (Vx). В D) пятое вхождение переменной (вхождение z) связано первым квантором (Vz), тогда как в A) пятое вхождение переменной свободно. Между E) и, A) нет разницы в связанных вхождениях, но зато в E) у входит свободно там, где в A) свободно входит х. Конечно, если две формулы не тождественны с точностью до выбора переменных, то они не конгруэнтны. Любая формула выражает некий предикат, зависящий от числа свободно входящих в нее переменных (они играют тогда ту же роль, что и переменные называющей формы). Например, «л: есть человек», <vc+x — x», L (х, х), Эл;Ь (х, у) выражают пре- предикаты от одной переменной; <а<#», «x<2/V х = у», L(x,y)i Vx (P (x) &3xQ (x, z) э 3yR (x, у)) V Q (z, x) выражают предикаты от двух переменных, а «2-.2 = 4» выражает предикат от 0'бере- 0'беременных, т. е. высказывание. (Можно считать также, что формулы выражают предикаты с большим числом переменных. Так, «2-2 = 4» выражает постоянный предикат от одной или двух переменных и т. д., L(х, х) выражает предикат от двух переменных х и у, который является постоянным по своей второй переменной у, и т. д.). Но, как указывалось выше при обсуждении обозначений пре- предикатов, если переменные интерпретируются как обозначения для конкретных объектов, то формулы выражают не предикаты, а те высказывания, которые становятся их значениями. (Как мы увидим в § 20, 38, есть и другие способы интерпретировать фор- формулу со свободными переменными как выражение для высказы- высказывания.)
104 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Формулы A) и B) выражают один и тот же предикат с z и х в качестве переменных называющей формы, тогда как C) и D) выражают два других предиката тоже с z и х в качестве пере- переменных называющей формы. (Эти три предиката зависят от тех предикатов, которые выражаются посредством ионов Р(—), Q (—, —) и R (—% —).) Это видно из нашего чтения кванторов; мы вернемся к этому в § 17. Формула E) выражает тот же пре- предикат, что A) и B), но переменными называющей формы явля- являются z и у. Если приписать спереди к формулам A), B) и E) квантор Ух, взяв каждую из них в скобки (так, чтобы областью действия квантора Ух оказалась вся формула), то третья из полученных формул будет не конгруэнтна двум другим, ибо обе первые выразят предикат от одной переменной, а третья—от двух. Если интерпретировать х, у и z как имена объектов, то E) будет выражать высказывание, отличное от A) и B), если только объекты, обозначенные через х и у, различны. Упражнение. 16.1. Покажите индексами (или подчеркива- подчеркиваниями), какие вхождения переменных связаны какими кванто- кванторами. Отметьте пары конгруэнтных формул. (a) УгЗу (Р (z, у)&УгО_ (z, x)dR (z)). (b) УхЭу (P(x, у)&VyQ(у, x)dR (x)). -(с) Yy3z (P (у, z) &VzQ (z, x) D R (y)). (d) УгЗх(Р (z, x)&yzQ(z, y)DR (z)). (e) Уу32 (Р (z, y) &yzQ (z, x) d R (y)). (f) 3zyx(P(z, x)VyzQ(x, y, z)). (g) ЗгУх (P (z, x) V yzQ (x, y, z)). (h) ЗуУх(Р(у, x)WxQ(x, у, г)). '' (i) 3yVx(P.(z, x)VVxQ(x, u, у)), (j) ЭхУг(Р(х, z)VyuQ(u, y, x)). § 17. Теория моделей; предметные области, общезначимость Теперь мы достигли уровня, соответствующего началу § 2 гл. 1. Там мы говорили, что в исчислении высказываний всякий . атом (т. е. элементарная формула) считается выражающим неко- некоторое высказывание., которое либо истинно, либо ложно, но не то и другое сразу. (Однако в исчислении высказываний не задано, какой из этих случаев имеет место.) Аналогичное предположение мы делаем в классическом исчисле- исчислении предикатов относительно каждого иона (или элементарного предикатного выражения). Но чтобы сказать что-либо осмыслен- осмысленное относительно n-местного предиката (т. е. пропозициональной . функции от п переменных), выражаемого п-местным ионом, надо § 17. ПРЕДМЕТНЫЕ ОБЛАСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 105 сначала указать, какие объекты являются значениями его пере- переменных, т. е., говоря математическим языком, надо указать область значений этих переменных. В таких случаях, как «х есть человек», «х любит у», при подстановке произвольных существи- существительных на место х или на места х и у не обязательно полу- получаются правильно построенные фразы, т. е. такие фразы, которые выражают высказывания* могущие икеть классическое истин- истинностное значение. Можно спорить, будет ли выражение «х любит у» ложным или лишенным смысла, если подставить на место «х» и «г/» названия растений. В обычных языках имеются пограничные случаи, когда не ясно, является ли то или иное выражение действительным обозначением чего бы то ни было. Все споры на этот счет мы отсечем, по крайней мере в этом месте, предполо- предположив, что существует некоторое выделенное непустое множество, т. е. набор объектов, называемое предметной" областью D, кото- которую и пробегает каждая из (независимых) переменных наших пропозициональных функций. Иными словами, элементы множест- множества D-— это и есть объекты, допустимые в качестве значений пере- переменных. Это отнюдь не тривиальное допущение, ибо в обыденных разговорах далеко не всегда удается удовлетворить ему естествен- естественным образом. Также и в математике логическое рассуждение может стать ненадежным, если не указано (явно или неявно) никакой области D либо же указание это слишком расплывчато. Условившись, что D является областью значений каждой пере- переменной наших пропозициональных функций, мы тем самым считаем, что предикат, выраженный ионом Р( —, —) или его называющей формой Р (х,у), является высказыванием (или, как говорят мате- математики, определен) для любых значений переменных х и у, вы- выбранных в множестве D. Аналогично для Р^, ..,; хп) при любом п > 0. (При п = 0 множество D не используется.) Например, нельзя пользоваться пре- предикатом х < у, если D является множеством комплексных чисел а-\-Ы, так как х<у определено (имеет смысл) не для всех пар х, у из этого множества D. Предикатом х < у можно пользо- пользоваться, если D является множеством вещественных или нату- натуральных чисел1) 0, 1, 2, ... Но тогда предикат 'Ух — у «опре- «определен не везде». Ни, в одной из трех названных областей D не определён повсюду предикат x:y = z (он неопределен при у = ОJ). г) На самом деле в множестве комплексных чисел, конечно, можно задать предикат «<», причем разными способами; автор подразумевает, по-видимомуг что там нельзя ввести нетривиальное отношение «<», согласую- согласующееся с алгебраической структурой поля комплексных чисел.— Прим. перее. 2) В ситуациях такого рода математики часто обходят трудности, вводя в рассмотрение (расширение) области D или распространяя предикат на пер- первоначальное D.
106 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Для общего (т. е. без введения дополнительных ограничений) изучения исчисления предикатов примем соглашение, что нас не интересует конкретная природа элементов непустого множества D. Иными словами, мы строим логику предикатов, применимую « какому угодно непустому множеству D. Значит, мы исключаем только случаи, когда множество D пусто: в области значений наших переменных должен быть хотя бы один объект (например, D не может быть множеством вещественных корней уравнения дс» + 1=0I). В математике бывает, что разным переменным приписываются разные области значений; например, х, у, г пробегают вещест- вещественные, а т, п, р, ...—целые числа.-Для максимального упро- упрощения изложения мы не станем делать предположений такого рода. Все наши переменные должны иметь одну и ту же область изменения D, хотя в зависимости от приложений последняя может варьироваться. Было бы не трудно, отталкиваясь от трактовки исчисления предикатов как исчисления с одним сортом пере- переменных, перейти к исчислению предикатов с двумя сортами - переменных: с областью значений D1 и с областью значений D2. Можно рассмотреть и произвольное число сортов перемен- переменных 2). Другой подход к исчислению предикатов трактует ионы как переменные, которые можно связывать кванторами, причем VP, VQ, ЭР, 3Q, .__.. становятся элементами символизма. Это дает более значительное расширение исчисления предикатов, а именно то, что называется исчислением предикатов второй ступени (вто- (второго порядка); обобщая, переходят к исчислениям предикатов высших ступеней (порядковJ). Чтобы отличать рассматриваемое нами исчисление предикатов от других трактовок, можно назы- называть его узким исчислением предикатов или исчислением преди- предикатов первой ступени3). Введем теперь еще одно допущение, относящееся к класси- классическому исчислению предикатов. Аналогично соглашению, приня- принятому в § 2 применительно к исчислению высказываний, допущение это состоит в том, что высказывание Р(х, у), которое получается х) Если в исчислении 'предикатов допускаются пустые предметные области, то возникают некоторые отличи я (в целом не дающие никаких выгод) по срав- сравнению с данной здесь трактовкой (см. Мостовский [1951а] и Яськовский [1934]). 2) См. [ВМ], стр. 163, и данные там ссылки (относительно исчислений высших порядков см. Гильберт и Аккерман [1949], Чёрч [1956]). а) Наш единственный сорт переменных называется «индивидными», «объ- «объектными» или «предметными» переменными, дабы подчеркнуть, что они пробегают область D, состоящую из индивидов, или объектов. Ему противо- противопоставляются «предикатные переменные» в исчислении второго порядка, а также в исчислении первого порядка с правилом подстановки вместо таких переменных. 17. ПРЕДМЕТНЫЕ ОБЛАСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 1.07 при любой паре значений из D переменных х и у, непременно является' либо истинным (i), либо ложным (f), но не тем и другим сразу. (Однако там не сказано, что именно имеет место.) Это значит, что с ионом Р (—, —), или (что то же самое) с его называющей формой Р (х, у), связывается некоторая функция Цх, у), которая для любой пары значений х, у, взятых из D, принимает значение t или f. (На языке математики это функция из DxD в {i, f}I). Такая функция 1{х, у) называется B-мест- B-местной) логической функцией. Аналогично, всякому иону Р (хх, ..., хл) с п переменными сопоставляется некоторая логическая «-местная функция 1(хх, ..., х„). При п — 6, т. е. для атома Р, логическая функция 1(х1 х„)—это просто t или f, как в исчислении высказываний. Те таблицы истинности, которые были даны для ~, D, &, V» ~i в исчислении высказываний (§ 2), сохраняют силу и здесь. Надо' еще определить процедуру вычисления зна- значения УхА и ЗхА. Вычислять их значение мы сможем только в случае, когда можем вычислить значение А при любом выборе элемента из D в качестве значения, приписываемого х в его сво- свободных вхождениях в А, короче говоря, только в случае, когда мы умеем приписывать формуле А в качестве ее значения некую логическую функцию от х. По определению положим, что УхА истинна (t), если логическая функция, приписанная А, всегда принимает значение t; в противном случае считаем, что УхА ложна (f). Будем считать, что' ЗхА дает t, если среди значений ее логической функции имеется t, а в противном случае f. Можем ли мы теперь вычислить таблицу истинности для про- произвольной формулы Е? Прежде всего, хотя область D и предпо- предполагается фиксированной-, она остается неизвестной. На самом х) Тут мы уклоняемся от наших обычных обозначений, в соответствии с которыми следовало бы писать (как мы и будем иногда делать): функция \(х, у), которая для любых х, у из D (или'для каждой пары значений «*» и «у» из D) принимает значение t или значение f. В нашем имени «1 (х, у)» для логической функции удобно пользоваться теми же переменными х ' и у, что и в называющей форме Р {х, у) иона Р (—, —), которому сопоставляется или приписывается в качестве значения эта логическая функция. Поскольку переменные формулы Р (х, у) не конкре- конкретизированы, как и обстоит дело у нас, мы пользуемся для их обозначения в нашем имени логической функции «t(x, у)» их именами «х» и «у». То же соглашение используется в случае Р (xt, ..., х„) и «I (хх х„)» (и изредка при назывании предикатов, выражаемых формулами). Также и в последующих оценках (ниже) и вычислениях мы довольст- довольствуемся простой подстановкой в формулы предметного языка (или в наши имена этих формул) наших имен логических функций («li (x)», «t2 (x)», «Ii (x, у)» и т. д.), значений истинности («t» и «f») и элементов из D («1», «2» и т. п.). Таким образом, в этих вычислениях мы будем оперировать предметным языком, обогащенным добавлением «^(х)», «t», «1» и т. п. (Мы уже поступали так с <ф> и «f» в гл. I и будем так поступать в гл. III, §28, 29, причем и с функ- функциями, принимающими значения в ?>.)
108 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ же деле существенно лишь (неизвестное нам) число элементов , D (>0) этой предметной области D1). Пример 1. Пусть D — область, состоящая из двух объектов, которые мы для удобства обозначим «1» и «2», т. е. ?> = {1,2}. За Е принимаем формулу Р(у) V Vx(P(x)zdQ). При вычислении ее истинностных значений нам надо исходить из некоторого рас- распределения, состоящего из некоторой логической функции одной переменной, пробегающей D (эта логическая функция является логическим значением иона Р(—) или его называющей формы Р(х)), некоторого значения истинности, т.-е. 0-местной логической функ- функции (это значение формулы Q) и элемента из D (это значение свободной переменной у). "Иначе говоря, нам надо вычислить таблицу с этими тремя величинами на входах. Прежде чем вычис- вычислять ее, выпишем список четырех B2) логических функций одной переменной, заданных на D = {1, 2}: х 1,(х) 12(х) Г3(х) Г4(х) t Вот таблица для Р (у) V Vx (P (х) э Q): A) 1. 2. 3. 4. 5. 6. 7. 8. 9. 10.. 11. 12. 13. 14. 15. 16. Р(х) Мх) Мх) Мх) Мх) Ux) Мх) Мх) Мх) Мх) Мх) Мх) Мх) Мх) Мх) h (х) Мх) Q t t f. f t t f f t i f f t t f f У 1 2 1 2 1 2 1 2 1 ¦2 1 2 1 2 1 2 P(y)VVx(P(x)oQ) i t t t t t t f t f t t t t *) Как мы увидим дальше (§ 34), можно говорить о числе D, даже если D бесконечно. § 17. ПРЕДМЕТНЫЕ ОБЛАСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 109 Вот вычисление для строки 8 (пояснения ниже): P(y)VVx(P(x)DQ) (i) M2)VVx(MxKf) (И) fVf (iii) f Первый шаг состоит в том, что мы подставляем распределение, помещенное на входе строки 8, в формулу, значение которой вычисляем; получаем (i). Затем на шаге (ii) в качестве значения 12 B) в силу таблицы для 12 (х) получаем f. Но прежде чем мы получим возможность вычислить другую часть Ух (l2 (x) d f) фор- формулы (i), надо вычислить I2(x)d| как логическую функцию от х; внизу слева выписан в виде таблицы результат, а справа мы привели вычисление обеих ее строк: х Мх)э! Mx) f Mx)Df M2Kf fsf t Продолжая основное вычисление, получаем для Ух (l2 (x) D f) зна? чение f, поскольку вспомогательная таблица содержит не только i. Таким образом, получаем строку (ii), откуда окончательно выте- вытекает (iii) по таблице для V- Сказанным иллюстрируется определение истинностной таблицы произвольной формулы Е при заданной области D. Как и выше, возможны разные сокращения. В нашем примере достаточно за- заметить, что Ad В дает t, если В есть t, чтобы заключить, что раз Q есть t, то вспомогательная таблица для P(x)~>Q состоит из одного столбца i, так что по нашему правилу вычисления Ух А значение yx(P(x)i)Q) будет i, откуда по таблице для V получаем t для формулы Р(у) УУх(Р(х)эC). Следовательно, мы без всяких хлопот можем поместить { в строки 1, 2, 5, 6, 9, 10, 13, 14 таблицы (II). Пример 2. Считая по-прежнему D = {1, 2}, выпишем некоторые" строки таблицы для Ух (Зх Р (х) э Р (х)) & Р (х): Р(х) х Ух (Зх Р (х) Э Р (х)) & Р (х) 1. 2. 3. 8. i i (x) (x) (x) t (x) 1 2 1 2 t t f • * • f J) Тот метод анализа по истинности, который описывался в C) § 8, можно применить к каждой пропозициональной букве высказывания Е (в нашем при- примере— к букве Q и только к ней).
по ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Вот вычисление строки 3: VxCxP(x)dP(x))&P(x) (О Ух(Эх12(х)э12(х))&Г2A) (ii) • f t (iii) \ f Значение 1 переменной х в (i) подставляется только на месте ее свободных вхождений (а таково только последнее) в Vx (ЗхР (x)D DP(х))& Р (х). Для получения (ii) нужна вспомогательная таблица для Зх 12 (х) D12 (х) как функции от х; при ее нахождении нам не надо принимать во внимание значение 1, которое только что приписано х во всей формуле VxCxP(x)D P(x))&P(x). Вспомо- Вспомогательная таблица дана слева, а вычисления, с помощью которых находятся обе ее строки,— справа: Зх Г2 (х) э Wx) Эх 12 (х) э 12 (х) ЭхГ2(х)эГ2A) ЭхГ2(х)эГ2(х) t i t t f f Для проведения двух последних вычислений нам требуется еще раз вспомогательная таблица для 12 (х); здесь мы опять не при- принимаем во внимание значение, уже приписанное при вычислении строки вспомогательной таблицы. Однако эта новая таблица сов- совпадает с таблицей 12 (х), данной перед (i) в примере 1. Эти (и последующие) примеры ясно показывают, что коль скоро выбирается конечная область D, можно вычислить таблицу для произвольно заданной формулы Е (по крайней мере в прин- принципе; практически такое вычисление могло бы оказаться нере- нереальным). Конечно, при больших конечных D или при малых D, но очень сложных формулах Е вычисление может оказаться, если не прибегать к сокращениям, невероятно длинным. Если же область D бесконечна, истинностная таблица перестает быть ко- конечным объектом, который теоретически можно вычислить, хотя сама идея этой таблицы остается совершенно ясной (с класси- классической точки зрения) и о ней можно рассуждать. Когда область D может быть бесконечной, мы вместо того, чтобы «вычислять» (calcu- (calculate) истинностную таблицу, будем иногда ее «определять» (deter- (determine) или «оценивать» (evaluate). В каких случаях можно сказать, что формула Е верна в силу одного только исчисления предикатов? Принимая во внимание, что ни D (или D), ни логические функции на D как значения ионов из Е (или значения истинности, если имеются ионы от О переменных), ни элементы из D как значения свободных перемен- переменных Е не обязаны быть известными, следует ответить так: фор- § 17. ПРЕДМЕТНЫЕ ОБЛАСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 111 мула Е верна в силу исчисления предикатов тогда и только тогда, когда при всяком выборе области D (числа D^ee элементов) в таблице истинности для Е столбец значений содержит только t. Тогда говорят, что Е общезначима (в исчислении предикатов), и пишут \=Е. (В этой главе подразумевается, что «общезначимый» и «^=» относятся к исчислению предикатов, если не оговорено противное.) Часто бывает интересно также рассматривать исчисление пре- предикатов при фиксации области D (или числа D ее элементов); тогда говорят, что Е общезначима в области D либо что Е D-общезначима (символически D- (= Е) в том и только в том случае, когда таблица истинности для Е при выбранной области D дает только t. Особенно интересными являются случаи, когда D = & (k—некоторое целое положительное число) и D—множество на- натуральных, чисел {0, 1, 2, ...}.. Имеется огромная разница между теперешней ситуацией и той, которая имелась в исчислении высказываний, где на любой вопрос, касавшийся общезначимости любой формулы Е, можно было- в принципе ответить механическим вычислением истинностной таблицы. Сейчас в определении общезначимости упоминается бес-1 конечное семейство истинностных таблиц по одной для каждого D, и при бесконечной области D даже теоретически не'возможно вы- вычислить истинностную таблицу формулы. Ведь для установления общезначимости формулы надо, чтобы каждая из ее таблиц содер- содержала бы только t. Однако эта трудность не мешает весьма зна- значительному развитию логической теории в решении задач исчи- исчисления предикатов. Чтобы доказать необщезначимость некоторой формулы Е, до- достаточно предъявить какую-либо область D и какую-нибудь строку таблицы для Е над этой, областью, где Е дает |. Так, мы уже знаем, что P(y)V Vx (P(x)dQ) не общезначима, ибо в строке 8 таблицы A) при D = 2 мы нашли f. Понятие общезначимости, например применительно к фор- формуле Е примера 1, предполагает, что Е выражает некое выска- высказывание, причем ее свободная переменная у обозначает некоторый элемент из D. Так как мы находимся в неведении не только о природе области D, значений Р (—) и Q, но и о том, какой именно элемент из D обозначен через у, то мы можем утверждать, что Е истинна (в силу только исчисления предикатов, без исполь- использования чего-либо еще), только если таблица для Е содержит исключительно t при всякой области D. Но формулы являются также именами предикатов, как мы .подчеркивали в § 16. Именно с этой точки зрения, а вовсе не
112 ГЛ. П.ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ потому, что хотели выяснить, ложное или истинное высказывание выражает Р (х) э Q, строили мы вспомогательную таблицу для I2(x)Df. При выбранной области ?>и при приписанных формулам Р(х) и Q значениях вспомогательная таблица указывает ту логи- логическую функцию, которой интерпретируется подформула Р (х) D Q, когда она рассматривается как обозначение некоторого предиката, зависящего от х1). Если мы станем смотреть на всю формулу Е как на выражение предиката, а не высказывания, то нас будет интересовать не столько факт, состоит ли столбец ее значений целиком из t или нет, сколько распределение t и f в ее таблице. Это можно про- проиллюстрировать, построив формулы Vy Е и Эу Е, исходя из формулы Е примера 1. Если принять D = {1, 2}, то каждая из формул Vy E- и Зу Е имеет таблицу в 8 строк, ибо на входе помещаются только Р (х) и Q (у исчезает, так как она связана). Те вспомогательные таблицы, которые нам нужны на предпоследнем шаге вычислений, появляются как подтаблицы A): их дают попарно прежние строки 1—2,'3—4, ..., 15—16. Поэтому просмотр таблицы A) непосред- непосредственно позволяет нам написать таблицы для VyE и ЭуЕ: Р(х) Q Yy(P(y)VVx(P(x)DQ)Ky(P(y)VVx (P (х) э Q)) 1. 2. 3. B) ?¦ к > 5. 6. 7. 8. Ii(x) Ii(x) I.(x) Ux) I.(x) Ux) I«(x)- ii(x) i f t "f i f t t t t ¦ - f t ¦ f t t t t i t t t i Можно сравнить истинностные значения и логические функции с «рент- генограммой» высказываний и предикатов. Например, «1 < 2», A sin xdx= I» ; о «Сократ есть человек», «Нью-Йорк—тортовый город»—все это фразы с разными содержанием и смыслом, а на рентгенограмме мягкие ткани невидимы я/2 и остается только костяк: t. Точно так же «2 < 2», «\ sin x dx=2», «Хирон о есть человек», «Мадисон — портовый город» представляют другие четыре вы- высказывания, от которых при просвечивании остается только f. Если мы при- Я/.2 мем за D область {1, 2} и рассмотрим высказывания «х < 2», « A sin x dx=x%, о считая, что 1 и 2 соответственно совпадают с целыми числами Л и 2, а также ix есть человек», где 1—Сократ, а 2 — Хирон, и, наконец, «я—портовый город», где 1 —Нью-Йорк, а 2 — Мадисон, то получим четыре разных пре- предиката (значениями которых являются соответственно 8 указанных выше высказываний). Рентгенологическое исследование даст одну и ту же логичес- логическую функцию 1г(л:).См. также примечание на стр. 107, § 17. ПРЕДМЕТНЫЕ ОБЛАСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 113 Согласно B), формула Vy (Р (у) V Vx (Р (х) D Q)) не общезначима, тогда как Зу (Р (у) V Vx (P (x) D Q)) по крайней мере 2-общезначима. Пример 3. В качестве другого примера покажем, что Vx3yP(x, y)D3yVxP(x, у) не общезначима, вычислив надлежа- надлежащую строку ее таблицы Для области D = {1, 2}. На входе этой таблицы (в каждой строке) находится логическая функция, т. е. значение, приписанное предикату Р (х, у). Сначала выпишем все 16 ( = 24) логических функций, определенных на D: х У , у) Г„ 18 Г1 Г14 Г1В 1 1 .1 2 2 1 2 2 t -t t t t t t t f f t • i t t f f f f t t f f. f t t f f f f f f f t • i t t f f f f t t t t f f f f t tfftt.fftt fft tff t f t f t f ¦ t f t f t f t f t f Вот часть истинностной таблицы нашей формулы, в которой появляется ее значение при входе строки 10. гТо обстоятельство, что этим значением оказывается f, свидетельствует, что формула не общезначима: Р(х, у) Vx3yP(x, y)D3y VxP(x, у) . 110(х, у). f К результату, указанному в столбце значений формулы в строке 10, мы приходим-следующим образом: Vx3yP(x, у) id 3yVxP(x, у) (i>- Vx3yI10(x, y)D3yVxI10(x, у) (ii) ' t э f (iii) - f , Объяснение таково: первый шаг состоит в подстановке распреде- распределения, отвечающего строке 10, в вычисляемую формулу; полу- получаем (i). " Прежде чем вычислять'значение истинности Vx3yI10(x, у), надо вычислить Зу110(х, у) как логическую функцию от х. Про- табулируем ее в виде таблицы (а): (а) х Зу110(х, у) Объяснение: чтобы вычислить истинностные значения, приведен- приведенные в (а), нужно построить вспомогательные таблицы: (Ь) для
114 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ случая, когда х есть 1, и (с) для случая, когда х есть 2: § 17. ПРЕДМЕТНЫЕ ОБЛАСТИ, ОБЩЕЗНАЧИМОСТЬ 115 У) У 1М{2, У) (Ь) (с) Значения же в (Ь) и (с) получаются очевидным образом, ис-v ходя из нашей таблицы всевозможных логических функций дцух переменных на D (столбец 110). В (Ь) имеется одно t, так что,' согласно правилу вычисления Эу, получаем i в строке 1 таблицы (а). В (с) также есть i, так что опять имеем t в строке 2 таблицы (а). Значит, в таблице (а) стоят только t, откуда по правилу вычисления У нужно в строку (и) для УхЗу110(х, у) поставить t. Точно так же вычислим ЭуУх110(х, у), начиная с вычисления Ух110(х, у) как логической функции от у. Сведем эти значения в таблицу (а'): у УхГ]0(х, у) (а') Для определения истинностных значений, приведенных в (а'), строим дополнительно две вспомогательные таблицы (Ь') и (с'): (Ь') х 110(х, 1) (С) ,(x, 2) В каждой из них имеется хотя бы одно f, так что по правилу вычисления У в каждой строке таблицы (а') должно стоять f, Поскольку в столбце значений этой таблицы нет i, по правилу вычисления 3 получаем в (и).для ЗуУх110(х, у) значение!. Завершив (И), переходим к (ш) и пишем для всей формулы значение f в строке 10 ее таблицы. Пример 4. Сейчас мы покажем, что формула Р (у) Э Эх Р (х) обще- общезначима. При этом нельзя обойтись без общих рассуждений, ибо мы должны доказать,_что таблица этой формулы содержит только i, каково бы ни было D. Однако, чтобы получить более конкретную картину, начнем с того, что примем ?> = {1, 2, 3}. На D имеется 8(=^23) логических одноместных функций: X 1 2 3 Ux) t t t I2(x) t t f Ux) ¦t f t Ux) t f f I. (x) f t t Ux) f t f Ux) t f t Ux) f f f и в таблице для P(y)D3xP(x) будет 24 ( = 8-3) строк, ибо надо придать Р(х) в качестве значений восемь функций, комбинируя каждую из них с каждым из 3 элементов области D. Возьмем Л ля образца две строки: Р(х) у Р(у)рЗхР(х) 14. 22. Относительно строки 14 надо заметить, что 15(х) имеет в своей таблице t (например, при х = 2). По правилу вычисления Зх под- подформула ЗхР(х) принимает значение t, откуда по определению D вся формула -имеет значение t. Этого хватит для того, чтобы покончить со всеми 21 первыми строками таблицы, ибо в каждой из них функция 1(х) принимает хотя бы раз значение t. Иными словами, этого достаточно для всех 1(х), кроме 18 (х). В строке 22 18A) дает f, и по определению э вся формула дает {. Так мы справляемся с тремя последними строками, ибо 18 (х) принимает только значение f, а значит, 18(у) и Р(у) тоже дают f, каково бы ни было у; Теперь уже ясно, что при произвольной, даже бесконечной, области D таблица истинности для P(y)D3xP(x) не даст ничего, кроме i. Доказывается это классификацией распре- распределений для Р(х) и у, т.е, «строк». Допустим сначала, что функ- функция 1(х), приписываемая предикату Р(х), не всюду принимает значение f. Тогда ЗхР(х) дает t, а значит, вся "формула прини- принимает значение t. Пусть теперь мы имеем дело со строкой, где I (х) принимает только значение f. Тогда Р (у) дает f при любом у, так что вся формула опять дает t. Аналогичное рассуждение показывает общезначимость формулы P(x)d3xP(x). Значение, приписываемое переменной х, не при- принимается во внимание при вычислении значения ЗхР(х) для ло- логической функции, приписываемой иону Р (—) (ср. пример 2). Эти результаты доказывают, что \=Р (г)эЭхР(х), каковы бы ни были переменные х и г, причем г не обязательно отлична от х. Упражнения. 17.1. Пусть D = {1,2}. Сколько строк в таблицах истинности следующих формул? Вычислите подробно указанные строки: (a) yz (Р (х)=> -I Q V Р (z)), где Р (x),4Q, x суть I, (x), t, 2 соот- соответственно. (b) Р(х, у)пУх(Р(х, у)пЭхР(х, х)), где Р (х, у), х, у суть 114(х, у), 2, 1. 17.2. Докажите, чтоУхЗуР(х, у) г>3уУхР(х, у) 1 -общезна- -общезначима, полностью вычислив ее таблицу при D = {1}. (Как видно из примера 3, эта формула не 2-общезначима.)
116 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ § 18. ОСНОВНЫЕ РЕЗУЛЬТАТЫ ОБ ОБЩЕЗНАЧИМОСТИ 117 17.3. Докажите, что ни одна из следующих формул не обще- общезначима: (а) -|[УхЗуР(х, y) = 3yVxP(x, у)]. (Ь> ЗхЗуР(х, у)зЭхР(х, х). -. ¦ " (с) Эх Р (х) & Эх Q (х) э Эх (Р (х) & Q (х)). 17.4. Докажите разбором случаев (классифицируя распределе- распределения значений), что формула УхР(х)пР(у) (и УхР(х)г>Р(х)) общезначима. ' . " 17.5. Общезначимы ли следующие формулы? Почему? (а) Р(х)зУхР(х) ' (Ь) ЭхР(х)зР(х). (с) УхР(х)зЭхР(х) (d) ЗхР(х)зУхР(х). ^(е) 3y(P(y)VVx(P(x)=>Q)). (См. правый столбец в B).) 17.6. Покажите, что, каковы бы ни были переменная х и фор- формула А, \=А тогда и только тбгда, когда (=УхА. Обобщите на произвольное число переменных. 17.7*. Найдите: (а) формулу, которая была бы 1-общезначимой и 2-общезначимой, но не 3-общезначимой; (Ь) формулу, которая была бы 1-, 2-, 3-общезначимой, но не 4-общезначимой. § 18. Теория моделей; основные результаты об общезначимости- Перенесение теоремы 1 § 3 на исчисление предикатов требует некоторых хлопот, и мы займемся этим только в § 19 (теорема 17), но в том частном случае, когда формула, в которую производится подстановка,—это формула исчисления высказываний, достаточно рассуждений § 2. Таким образом, теорема 1 справедлива (с «(=», относящимся к исчислению предикатов), когда Е—любая формула 4 исчисления высказываний, в которую входят только атомы (т. е. .' 0-местные ионы) Pj, ..., Р„, а А1? ..., А„—произвольные фор- , мулы исчисления предикатов. Следовательно, теорема 2 оказы- f вается верной, когда А, В, С—произвольные формулы исчисления . предикатов. Тем же рассуждением, что и раньше, устанавливаем, что теорема 3 верна при произвольных формулах А, В исчисле- - ния предикатов. Обобщения теорем 4—7а мы отложим до § 19. i В ближайшей теореме (теорема 15) мы обобщим результаты ' примера 4 и упр. 17.4. Это будет обобщением теоремы 1 на исчи- исчисление предикатов, но составляет лишь простейший частный . случай окончательного обобщения (теорема 17). . . ; Чтобы обобщить результат |=P(r)D3xP(x) (пример 4), мы '. заменим два элементарных высказывания Р (х) и Р (г) двумя про- произвольными формулами, находящимися между собой в таком • отношении, чтобы рассуждения из примера 4 по-прежнему про- проходили. С этой целью рассмотрим формулу, которую обозначим «А (х)», а не «А». Через «А (г)» обозначим результат подстановки г вместо свободных вхождений х в А(х). Пусть, например, А(х) — это yz(Q(x)\/yxP(x, y)VP(z, х)), а г—это у; тогда А (г)—это yz (Q (у) V Ух Р (х, у) V Р (z, у)). В таких обозначениях наше обоб- обобщение утверждения «(=Р(г)эЭхР(х)» выглядит так: «f=A(r)D Э Эх А (х)», т. е. как будто «Р» просто заменяется на «А». Но не следует забывать, что таится за этими обозначениями. Можно ли "посредством тех рассуждений, которыми в примере 4 мы установили общезначимость высказывания Р(г)г>ЗхР(х), уста- установить общезначимость формулы А (г) Э Эх А (х)? Да, если А (г) и А(х) различаются только одним: там, где в А(х) имеется сво- свободное вхождение х, в А (г) находится свободное вхождение г (и наоборот). Действительно, в -этом случае, какова бы ни была область D и каково бы ни было распределение (т.е. строка таблицы), для D соответствующее значение формулы А (г) фигурирует среди значений во вспомогательной таблице для А(х), используемой для нахождения значения ЭхА(х), ибо значение А (г)—это и есть значение А(х), получаемое, когда переменной х приписывается тот же самый объект, что и г. А только это и было существенно в наших рассуждениях в примере 4 (см. конкретную иллюстра- иллюстрацию ниже). ' ' Способ, которым получается формула А (г) из А(х), таков, что, А (г) отличается от А (х) тем и только тем, что всюду, где в А(х) свободно входит х, в А (г) входит г. Но все ли эти вхож- вхождения г свободны в А (г)? Это зависит от того, что представляют, собой переменные х и г, и от строения формулы А(х). Если~эти вхождения (т.е. вхождения г в А (г), которые получаются в ре- результате подстановки г вместо свободных вхождений х в А(х)) все свободны, то говорят, что г свободна для х в А(х), или, иначе, что свободна подстановка г вместо х в А(х) (с результатом А (г)). Тогда, как уже указывалось, можно переделать рассуждения при- примера 4'так, чтобы получить общий результат (=A(r)D3x А(х). Итак, пункт (Ь) теоремы 15 получен. Что касается пункта (а), то он является^ аналогичным обобщением упр. 17.4. Повторим соглашения об обозначениях и определения. Если для некоторой формулы вводится обозначение «А(х)>>, в котором явно указан х, то под. «А (г)» мы будем понимать результат подстановки г вместо свободных вхождений х в А(х). (Не требуется, чтобы формула,, обозначенная через «А (х)», на самом деле содержала х свободно": если А (х) не содержит свободно х, то А (г)—это сама А(х). Не исключено также и то, что А(х) содержит свободно другие переменные, кроме х.) Мы говорим, что г свободна для х в А(х) или же что подстановка г вместо х свободна, если те вхождения г в А(г), которые возникают в результате подстановки, свободны.
118 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Теорема 15. Пусть х—произвольная переменная, А (х)—произ- (х)—произвольная формула, г—произвольная переменная, не обязательно отличная от х, иА (г)—результат подстановки г вместо свбодных вхождений х б А (х). Тогда если г свободна для х в А (х), то (а) (=УхА(х)эА(г). (Ь) |=А(г):эЭхА(х). Доказательство уже намечено, но мы проиллюстрируем его на примере. Заодно покажем, как может рухнуть доказательство (вместе с заключением), если не удовлетворяется последнее условие теоремы (пример 6). Пример 5. Пусть А(х)—это Vz (Q(x) VVxP(x, у) VP(z, x)), а г —это у. Тогда А (г) есть Vz (Q (у) V Vx Р (х, у) VP (z, у)), где первое и третье вхождения у составляют полный список вхождений, возник- возникших в результате постановки у вместо свободных вхождений х в А (х). Оба эти новых вхождения у сами свободны. Значит, г свободна для х ъ А(х). При этих условиях теорема применима и гаранти- гарантирует общезначимость формулы А (г) d Эх А (х), ,т. е. формулы Vz(Q(y)VVxP(x,y);VP(z, y))D3xVz(Q(x)VVxP(x, y)VP(z,x)). Для иллюстрации доказательства теоремы на примере этой фор- формулы возьмем область D = {1, 2} и распределение, которое при- приписывает функцию Г4 (х) формуле Q(x), I, (x, у) формуле Р (х, у) и значение 2 переменной у (см. примеры 1 и 3). Обе строки вспо- вспомогательной таблицы для А(х), на входах которой помещаются значения, приписываемые х (как требуется для вычисления Зх А(х)), получаются при вычислении двух выражений: А B): x,2)Vr7(z. 1)), Vz(I4B)VVxr7(x, 2)Vl,(z, 2)), а значение А (г) дается выражением ¦ • А (г): Vz (It B) V Vx Г7 (х, 2) V1Т (г, 2)), причем последнее тождественно второму из тех двух выражений, которые надо вычислить во вспомогательной таблице. Во вспомо- вспомогательной же таблице стоят только f (как во втором случае,, рассмотренном в примере 4). И так как истинностное значение А (г)—это одно из двух значений вспомогательной (-второй) таблицы, то оно есть f, так что значение А (г) D Эх А (х) есть t. Если мы изменим распределение значений и возьмем, например, 16(х, у) вместо 17(х, у), то вспомогательная таблица даст t (первая строка в А A)), значит, Эх А (х) примет значение t и А (г) d Эх А (х) даст t в любом случае. Точно так же, каковы бы ни были область D и выбираемые распределения, А (г) э Зх А (х) дает t в силу одного из приведенных, соображений. § 18. ОСНОВНЫЕ РЕЗУЛЬТАТЫ ОБ ОБЩЕЗНАЧИМОСТИ 119 Пример 6. Возьмем А(х) как в примере 5, но в качестве г возьмем z. Тогда А (г)—это Vz (Q (z) V Vx P (х, у) V P(z, z)). Второе и четвертое вхождения z возникают в результате подстановки, и оба не являются свободными. Следовательно, подстановка не свободная, и теорема неприменима. Чтобы посмотреть, где здесь нарушается ход рассуждений, приводивший нас к Доказательству теоремы, рассмотрим пример, получаемый, когда в качестве D взято множество {1, 2}, а в качестве распределения значений — функции 14 (х), 17(х, у), . Те значения истинности, которые мы теперь ищем во вспомогательной таблице А (х),—это значения АA) и А B), как было в примере 5, но значение истинности А (г) теперь таково: # А (г): , Vz(I4(z)VVxr,(x, 2) Vt7(z,-z)). Это последнее выражение не совпадает ни с одним из двух пре- предыдущих (АA) и А B)). Оно равно t, тогда как АA) и А B) оба (как и выше) дают f, так что Эх А (х) дает f. Значит, А (г) :э Эх А (х) принимает значение f, и, таким образом, А(г)эЭхА(х) не обще- общезначима. В следующей теореме мы обозначаем некоторую формулу через «А(х)>>, указывая х явно. (Формула, обозначенная через «А(х)>>, не обязана содержать х свободно и может содержать свободно другие переменные.).В данном случае мы делаем это, чтобы про- противопоставить А (х) другой формуле, обозначаемой «С», куда х сво- свободно не входит. (Обычно, когда одни формулы обозначают сим- символами, содержащими переменную х, а другие—не содержащими, это делают для того, чтобы напомнить, что последние формулы должны не содержать х, тогда как первые могут (но не обязаны) содержать х свободно.) Теорема 16. Пусть х—произвольная переменная, А(х)—произ- А(х)—произвольная формула, С—произвольная формула, в которой нет сво- свободных вхождений х. Тогда: (а) Если |=С=эА(х), то f=Cr>VxA(x); (b) Если |=A(x)DC, то [=ЭхА(х)эС. Доказательство, (а) Пусть (=Сг>А(х). Надо доказать, что (=CdVxA(x). Выберем произвольную область D. Для нее рас- рассмотрим произвольное распределение логических функций и эле- элементов из D по всем ионам и свободным переменным, входящим в CdVxA(x) (т.е. рассмотрим вход произвольной строки таблицы этой формулы, причем на входе' расположены только ее ионы и ее свободные переменные). Назовем его «заданным распределением». Так как х не входит свободно в С, то заданное распределение не содержит значения для переменной х. Случай 1: при данном распределении С принимает значение f, Тогда, согласно таблице для D, формула C^VxA(x) дает t- Случай 2: при данном рас-
120 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ пределении С дает i. Тогда, даже если мы продолжим наше рас- '•- пределение добавлением к нему произвольного значения для пе- переменной х, формула С не изменит своего значения t (ведь С не зависит от изменения х; см. сказанное перед теоремой 3). Значит, раз СзА(х) дает t (в силу условия, что |=CdA(x)), то А(х) дает t по-определению ID. Так как это .получается при продол- продолжении заданного "распределения посредством приписывания про- произвольного значения переменной х, то Ух А (х) дает t при задан- заданном, распределении согласно правилу вычисления значения V. ., Значит, в силу таблицы для D формула CdVxA(x) дает t при : заданном распределении. Пункт (Ь) рассматривается с помощью ( аналогичного разбора случаев (упр. 18.2). Упражнения. 18.1. Позволяет ли теорема 15 прийти к выводу, что следующие формулы общезначимы (если нет, то укажите, почему тут не применима теорема 15; попробуйте другими спо- способами установить, общезначимы ли все-таки эти формулы): , ' • (a) УхЗуР(х, y)Z>3yP{y, у), (d) Р(х, х)эЗу Р(х, у). (b) Vx3zP(x, z)z>3zP(y, г). ' (е) Р(х> x)z>3yP(y, у). ; (c) ЗуР(у, y)D3x3yP(x, у). (f) УуР(х, у)Э Р(у, у). 18.2. Докажите теорему 16 (Ь). ¦ 18.3. Докажите, что теорема 16, вообще говоря, не верна, если не выполняется условие, что С не содержит х свободно. - (Указание: возьмите в качестве А (х) и С одну и ту же форму- формулу Р(х).) . ': i, *§ 19. Теория моделей; дальнейшие результаты бб общезначимости J) , Рассмотрим теперь, при каких условиях сохраняет силу для исчисления предикатов то рассуждение, которое привело нас : к теореме 1 § 3 (читателю рекомендуется перечитать доказатель-. > ство теоремы 1). Сначала рассмотрим процесс подстановки вместо иона. Так ; как ион (например, Р (—)) обозначает пропозициональную функцию, ' то процесс подстановки вместо Р( —) скорее аналогичен математи- : ческой практике замещения функциональной, а не числовой пере- переменной. Например, рассмотрим высказывание (а)" Ух [f(-*) + /(*) = 2/@)], ' " § 19. ДАЛЬНЕЙШИЕ РЕЗУЛЬТАТЫ 121 которое верно для некоторых функций / и ложно для других. (Пока мы заняты только процессом подстановки, действительное/ х) Некоторые из результатов - этого параграфа не будут использоваться в дальнейшем, а другие будут независимо получены в теории доказательств. истинностное значение формулы не принимается в расчет.) Для описания подстановок в (а) целесообразно зафиксировать называю- называющую форму для функции /, скажем «/(аи)». Если в (а) вместо «/(ву)» подставить «cosву» или «ву3—до», то соответственно получим (b) Ух [cos (—x) + cosx = 2cosO], (c) у* [((-*)•-(-*))+ (*»-*) = 2 @»-0)]. При выполнении этих подстановок аргументы «—х», «х», «О» функции «/», фигурирующие в (а), подставляются вместо пере- переменной «да в называющих формах «cosаи» и «аи3—ву». Применит тельно к (Ь) возможен более простой анализ: можно рассматривать произведенную подстановку как замену «/» на «cos», В случае же (с) эта возможность исключена, ибо единственное постоянное имя для обозначения подставляемой функции—это «ву3—ву», а оно содержит «да>. Конечно, мы могли бы ввести имя для ву3—аи, в котором не было бы «ву», например «g», положив g (ву) = аи3—ву. Тогда при простой замене «/» на «g» в (а) получим (с') Vx[g(-x) + g(x) = 2g@)]. Но мы не хотим использовать «g» в качестве имени функции ву3—да: ведь нам надо явно указать значения «g(—х)», «g(x)» и «g@)» в (с'). И мы тем самым возвращаемся к (с), где вместо «ву» (в «до3—'да подставлены «—х», «х» и «О». Второй'пример похож на те, которые будут часто встречаться ¦ в исчислении предикатов и с которыми мы будем поступать по- подобным же способом. Пусть, скажем, мы должны подставить нечто вместо подформулы P(w) в Р(у)эЗхР(х). (Здесь мы слегка Изменим пример, предшествующий теореме 15.) Мы подставляем какую-то формулу, которая, вообще говоря (но не обязательно), содержит свободно w; обозначим ее временно «A(w)>? Результат подстановки можно 'записать так: А(у)ЭЭхА^х) (попросту по- поменяв «Р» на «А»), но при удалении временного обозначения «A(w)>> в Р(у):эЭхР(х) на места свободных вхождений w в той формуле, которая сокращенно обозначена «A (w)», подставляются аргументы у и х иона Р. Здесь мы используем то. соглашение об обозначениях, которое введено как раз перед теоремой 15, причем роль х играет w, а роль г игращт у и х по очереди. Возьмем пять разных выражений для A(w) и посмотрим, какие результаты дает подстановка их вместо P(w) в Р (у) ZD ЗхР (х); "вот они: __ • A(w) А(у)рЭхА(х) I. yzQ(w, z, w) VzQ(y, г, y)DjxyzQ(x, z, x) II. VyQ(w, y, w) ' yyQ(y, y, y)D3xyyQ(x, y, x)
122 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Q(y. u, y)p3xQ(x, u, x) Q(y, x, y)p3xQ(x, x, x) VwP(w) VQ(у)ЭЭх (VwP (w) VQ(x)) III. Q(w, u, w) IV. Q(w, x, w) V. VwP(w)VQ(w) Из этих пяти подстановок мы только I, III и V считаем «свободными». В примерах же II и IV вычисление строки истин- истинностной таблицы формулы A(y)D3xA(x) (при заданной D) не всегда будет распадаться на две части: одну, заключающуюся в определении некоторой логической функции (описываемой вспо- вспомогательной таблицей, на входах которой стоят значения, при- приписываемые w) как значения A(w), и вторую, совпадающую с вычислением истинностного значения формулы Р (у) D ЗхР (х), исходя из этой логической функции, приписанной в качестве значе- значения Р (w). Однако такая расчлененность вычислений необходима для рассуждений, обобщающих теорему 1. Коротко говоря, затрудне- затруднение с формулой II состоит в том, что свободное вхождение у в Р(у) связывается квантором Vy в A(w); затруднение с форму- формулой IV состоит в том, что свободное вхождение х в A (w) связы- связывается квантором Эх в ЭхР(х). Проанализируем эти явления глубже. Мы подчеркнули в примерах I—V применительно к А(у):э ЭхА (х) те части формул, которые происходят из Р(у):эЭхР(х), оставив неподчеркнутыми те части, которые происходят от соответствую- соответствующих, A (w). Так, второе и четвертое вхождения у происходят от у из P(y)D3xP(x), тогда как первое, третье, пятое и шестое про- происходят из вхождений у в A (w), т. е. в VyQ (w, у, w). Неприятность, возникающая в II, состоит в том, что первый квантор Vy, про- происходящий из A(w), связывает не только первое и третье вхож- вхождения у (что было бы нормально), но также второе и четвертое. Точно так же в IV квантор Зх, происходящий из P(y)D3xP(x), связывает не только второе, третье и пятое х (что было бы нор- нормально), но и четвертое (происходящее из A(w)). Мы хотели бы от «свободной» подстановки, чтобы она не по- порождала такого рода чехарды в связывании переменных. И мы будем говорить, что подстановка свободна, если в формуле, по- получаемой в результате подстановки: (А) ни один неподчеркнутый квантор не связывает никакой подчеркнутой переменной; (В) ни один подчеркнутый квантор не связывает неподчеркнутой пере- переменной. . Теперь опишем процедуру подстановки вместо ионов в общем случае. Пусть Е—формула, содержащая различные ионы с назы- называющими формами Pi(wlt ..., wPl), .... Pn(Wl wPn), § 19. ДАЛЬНЕЙШИЕ РЕЗУЛЬТАТЫ 123 где п ^ 1, а рх, ..., рп ^ 0, и только эти ионы. Это значит, что каждая элементарная составляющая Е имеет вид Р,- (гг, ..., rPi), где 1=^гг?Сгг, a тх, ..., rPi—список переменных, необязательно различных и не обязательно отличных от переменных wv w2, w3, .... Подстановка формул B) Аг (w\, ..., wPl), ..., А„ (wlf ... ,wPn) вместо A) в Е (с результатом Е*) выполняется посредством одновременного замещения каждой элементарной составляющей Р,- (rJ( ..., rPi) формулы Е на А,- (гх, ..., гр,), где (в духе обо- обозначений, введенных в § 18) выражение A,-(rlf ..., rPi) является результатом одновременной подстановки гг, ..., rPi вместо сво- свободных вхождений переменных wx, ..., wPi (если они имеются) в АД\уг, ..., wPi). ,( «Правило подчеркивания», которое служило нам для выра- выражения определения «свободной подстановки», выглядит так: Сна- Сначала подчеркнуть полностью Е за вычетом тех частей Р,- (rlt ..., rPi), которые должны быть замещены при переходе к Е*. Затем в тех формулах A,-(rv ..., rPl), которыми замещаются эти части, под- подчеркнуть вхождения г1( ..., rPi, попадающие на места свободных вхождений wx, ...,'wPi в А,^, ..., wPi)' (т. е. подчеркнуть вхождения iv ..., rPi в~А, (rlf ..., rm), получающиеся от под-, становки на место wlt ..., wPi в A,-(wx, ..., w^)I). В случае когда Е* получена из Е путем свободной подста- подстановки, вычисление произвольной строки в таблице для Е* (при заданной области D) можно разложить -на два этапа: сначала определить логические функции C) lx (wx, ..., wPl), ..., 1„ (w1( ..., wpj как значения, приписываемые формулам B); затем—другие шаги, на которых надо заниматься подчеркнутыми операторами из Е* (в нашем примере это Эх и id). Этапы эти совпадают с вычисле- вычислением истинностного значения Е, исходя из функций C), которые приписываются в качестве значений формулам A), и из тех зна- значений свободных переменных формулы Е, которые приписывались в этой строке таблицы Е*. Значит, если |=Е, то |= Е*. Итак, Теорема 17. (Подстановка вместо ионов, обобщение теоре- теоремы 1.) Пусть Е*—формула, полученная из Е с помощью подста- подстановки B) вместо A), как' это описано выше. Если эта подста- подстановка свободна, то: Если |=Е, то ^=Е* J) Чтобы определить, является ли подстановка B) в A) свободной, нам не нужно подчеркивать ничего, кроме вхождений переменных. (Другие части формул подчеркнуты исключительно для облегчения проведения следующего ниже доказательства.) Разумеется, можно сформулировать определение «сво- «свободной подстановки» без упоминания о подчёркивании. Ср. [ВМ], стр. 142 и 76.
124 ГЛ. И. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ § 19. ДАЛЬНЕЙШИЕ РЕЗУЛЬТАТЫ 125 Ограничиваясь лишь частью предыдущего рассуждения при- применительно к A (wx, .. -, w^) и -A (rv ..., г^) (при п = 1 нет надобности в индексе «/»), получаем следующую далее теорему. В самом деле, при высказанном условии в произвольной строке таблицы для А (г., .... хр) значение этой формулы получается указанием сначала логической функции I (wtr~.., wp), приписы- приписываемой A (Wj, ..., w^), а затем использованием таблицы значений этой функции, когда переменным wv ..., wp придаются те же значения, что и переменным гх, .. ,у тр. ' Теорема 18. (Подстановка вместо индивидных переменных; см. примечание 4 на стр. 106.) Пусть wx, ..., wp—произвольные раз- различные переменные, A(wlt ..., w^)—произвольная формула, гх,. .. ..., гр — произвольные переменные, не обязательно отличные друг от друга или от переменных wt, ..., wp, и, наконец, A (rv ..., тр) — результат одновременной подстановки г1т ..., гр вместо сво- свободных вхождений wx, ..., wp соответственно в A (Wj, ..., w,,). Если подстановка свободна (т. е. если те вхождения гх, ..., тр в А A\, ..., г^), которые получаются в результате этой подста- подстановки,, свободны), то: Если ^=A(w1, .-.-., wp), то f=A(r1( ..., rp). Продолжим изучение вопроса, какие результаты исчисления выеказываний, касающиеся теории общезначимости (из § 6), можно перенести на исчисление предикатов. Теорема 19. (Теорема 4 применительно к исчислению преди- предикатов.) (а) Для любой области D и любого распределения значе- значений А ~ В принимает значение t тогда и только тогда, когда А и В имеют одинаковые истинностные значения. Отсюда: (Ь)°^=А~В тогда и только тогда, когда для всякой предметной - области D формулы А и В имеют одинаковые таблицы. Теорема 5, ее следствие и" (а)—(?) из § 5 (а тем самым и метод цепей) переносятся на исчисление предикатов без каких бы то ни было изменений в их тексте. (Результаты эти верны для всякой области D, в частности вместо «^=» можно писать «D-f=».) Две конгруэнтные формулы (см. конец § 16) имеют одинако- одинаковые таблицы истинности во всякой заданной области D. Ведь - различия в обозначениях связанных переменных не сказываются на определении таблицы этих формул. Отсюда по теореме 19 (Ь) следует Теорема 20. Если А конгруэнтна В, то ?= А~ В. Теперь мы могли бы выписать перечень схем общезначимых формул, аналогичный данному в теореме 2 для исчисления вы- высказываний.- Но мы подождем того момента, когда сможем уста- установить эти результаты в теории доказательств (теорема 26 § 25). Здесь же мы дадим две из них, нужные нам для обобщения теорем 6 и 7 на исчисление предикатов: *82а. t=-i3xA(x)~Vx-iA(x). *82b°. \= ~i VxA(x) ~ 3x-iA(x). Доказательства. *82а. Возьмем произвольную область D и в ней произвольное распределение значений по ионам и свободным пе- переменным формулы -i3xA(x) ~ Vx-i A(x). Рассмотрим вспомо- вспомогательную таблицу для А (х) как логическую функцию от х. Случай 1: таблица эта в одной из строк имеет t. Тогда ЗхА(х) принимает значение t, a -i3xA (x)—значение f. Вспомогательная таблица ~iA(x) имеет, следовательно, f в одной из своих строк, той самой, где А(х) дает t. Следовательно, Vx-iA(x) также при- принимает значение!. Отсюда, пользуясь таблицей связки ~ (или же теоремой 19(а)), видим, что ~i 3xVA(x)~Vx -i A (x) принимает значе- значение t-Сл уча й-2: вспомогательная таблица для А (х) дает только |. Тогда и -i3xA (x) и Vx -i A (x) имеют значение t, а следовательно, ~i3xA(x) ~ Vx-i A(x) снова дает t. *82b. По методу цепей: ^ЭхтА(х) i-i3x-iA(x) [49] ~ ~ -iVx-i-iA(x) [*82a] ~ -iVxA(x) [*49]. Теперь можно обобщить на исчисление предикатов теоремы 6 (с ее следствием), 7, 'ба и 7ча; для этого надо включить в описа- описание операций + и ' замену V на 3 и обратно. Формулы *82а и *82Ь участвуют в доказательстве обобщенной теоремы 6: с их помощью можно перемещать ~1 вправо через кванторы. Для теоремы 7 уже есть нужное правило подстановки (в виде теоремы 17); одновременная подстановка -i P,- (wx, ..., wPi) вместо каждого иона Р,- (w,, ..., wPi) (i = 1, ..., п) свободна (тривиальным образом). Переходя к теоремам 6а и 7а, замечаем, что правило оценки для V, если, записать его марсианскими буквами Т и F, в точности совпадает с нашим правилом оценки для 3 с буквами t и f, и наоборот. В той сводке результатов, которая дается в теореме 26, отчетливо видны многочисленные пары формул, которые следуют друг из друга (в смысле ^=) по двойственности (обобщение теорем 7 и 7а"). Упражнения. 19.1. Выполните указанные подстановки. Про каждую установите, свободна она или нет; в последнем случае объясните, почему: (a) 3zP(z, w, у), Q вместо P(w), Q в P(z)dQ. (b) ЭхР(х, w, у), Q(w) вместо P(w), Q(w) в Vy (P(z)DQ(y)). (c) 3zP(z, w, у), Q(w) вместо P(w), Q(w) в Vx(P(x)dQ(x)). (d) P (w, v, x), Q вместо P (v, w), Q (w) в Vx (P (x, y) V Q(x) Э P (y, x)). (e) 3zQ(z, w, w, y), VxP(v, w, x) вместо P (w), Q (v, w) в Vx(P(x):dQ(x, x)). (f) 3zQ (z, w, w, y) ,Vx (P, v, w, x) вместо P (w), Q{v, w) в Vx (P (x) D =>VyQ(y, y)).
.126 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ § 20. СЛЕДОВАНИЕ 127 (g) 3zVwP(z, w, у), 3zP(z)Z>Q(z). Q(z, w)_&3wR(w) вместо P(w), Q(w) в Удобства ради поместим Р(х), х и у на входах всех четырех таблиц (а) — (d), хотя у появляется только при изучении P() 19.2. Проанализируйте пример 5, рассматривая его как при- применение теоремы 17 к f=P(r)D3xP(x), и покажите, почему эту теорему нельзя применить к примеру 6. 19.3. (а) Докажите (классифицируя распределения значений), что f=P&3xQ(x)~ 3x(P&Q(x)). (b) При каких условиях можно заключить, что (=А&ЭхВ (х)~ Эх(А&В (х)), где А и В (х) — произвольные формулы? (с) Докажите, что^=А&ЗхВ (х)~Эх(А&В(х)) верно не при любом выборе формул А и В (х). 19.4. Найдите эквивалентные формулы, в которых —i дейст- действует только непосредственно на атомы: (a) -iVx((P(x)V3y-iQ(x, y))&VyR(y)}. (b) -i{-1CxP(x)DVxQ(x, y))VVx-iP(x)}. § 20. Теория моделей; следование В § 7 мы ввели «следование» в исчислении высказываний. Очевидным образом приспосабливая это определение к исчислению предикатов, будем говорить, что В является следствием из А1Т ..., Ат(т^1) в .исчислении предикатов (или в силу исчис- исчисления предикатов) (и пишем Ах, ..., Affi(=B) тогда и только тогда, когда выполняются следующие условия: в таблице истиннос- истинности, на входах которой помещен список всех ионов и свободных переменных, входящих в А1? ..., Ат, В, формула В дает t во всех тех строках, в которых Ах, ..., Ат одновременно дают t, и это выполняется при любой области D. Как и.ранее, порядок ионов и свободных переменных в этом списке безразличен. (Ана- (Аналогично определяется «А1? ..., Ат D-\=B», если речь идет об области D с D элементами. Ср. § 17.) Пример 7. Какие из четырех формул -iP(x), -iP(y), Vx-iP(x), -iVxP(x) являются следствиями формулы —iP(x)? Иначе, в сим- символической форме: какие из четырех утверждений « ~iP (х)|= ~iP (x)», «-iP(x)(=-iP(y)», - «-iP(x)|=Vx-iP(x)»> «-iR(x)(=-1VxP(x)» верны? Надо сравнить таблицы истинности этих четырех формул с таблицей истинности допущения —i P (х) (выписанного в начале). Начнем с того, что построим таблицы истинности логических функций при D={\, 2}, пользуясь, как и ранее,- символами I I I I • Н> l2> V8> l4- х 1 Ux) Г2(х) 1з(х) 14(х) P(x) 1. lx (x) 2. I, (x) Q У /v\ O. lj \"/ 4. Ux) 5. I2 (x) 6. Ux) 8. l2 (x) 9. Ux) 10. I,(x) 11. I,(x) 12. I,(x) 13. I4(x) 14. I4(x) 15. I4(x) 16. I4(x) X 1 1 2 2 1 1 2 2 1 1 2 2 1 2 2 2 У 1 2 1 2 1 2 1 2 1 2 1 2 2 1 1 '2 (a) -iP(x) f ¦ f t t t t f f - t t t t (b) (c) -iP(y) Vx-iP(x) f ¦ f ' f f f f t f t f f t t t t ' t t t (d) -iVxP(x) f f f f t t t t t t \ t t t t t t t f f f t f Надо рассмотреть те строки, где в столбце (а) стоит t, т. е. строки 7, 8, 9, 10, 13, 14, 15, 16. В каждой из них (а) и (d) дают t. Значит^ « -1Р (х) J= -iP (x)» и « -iP (x) (= -i Vx Px» являются верными утверждениями при области D={\, 2}. Чтобы доказать, что они' верны и без ограничений на число элементов, надо убедиться, что тот же самый результат получается, какова бы ни была непустая область ГУ. Предоставляем это выполнить читателю в качестве упр. 20.1. В строке 7 формулы (Ь) и (с) дают f. Значит (уже без рас- рассмотрения других областей D), заключаем, что «~iP(x)|= -iP(y)» и <<-iP(x)j=Vx-iP(x)» неверны. Как и прежде (§7), «А)=В» является более сильным утвержде- утверждением, чем «Если |= А, то |=В». При'этом определении «следования» теорема 8 и ее следствие обобщаются на исчисление предикатов. Доказательства по сути совпадают с ранее данными. Остается заметить, что это определение «следования» (назовем его «(I)») не является единственно известным в исчислении пре- предикатов (и Тзообще в математике). В этом определении мы рассматривали ионы и свободные пере- переменные формул Ац ..., Ат точно так же, как в § 7 мы рассматри- рассматривали пропозициональные атомы (ныне 0-местные ионы). Это значит,
128 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ § 20. СЛЕДОВАНИЕ 129 что каждый ион рассматривался как обозначение для какого-то •?, предиката, а каждая переменная (в своих свободных вхожде- \ ниях) — как обозначение для какого-то элемента из D. Этот пре- .;; дикат, или элемент из D, должен в течение всего рассуждения j (в исчислении предикатов), касающегося А,, ..., Ат, В, оставаться " i одним и тем же, хотя и неизвестным нам; для рассуждений в иечис- '• лении предикатов их и не надо знать точно. Руководствуясь этим, мы помещаем на вхЪде все ионы и свободные переменные из Aj, ..., Ат, В, когда нужно проверить, что В принимает значе- значение t всегда, когда Alf ..., Ат одновременно имеют значение t. При другом определении «следования», которое мы дадим ниже ; (обозначим его «(II)»), свободные переменные или некоторые из них ; трактуются иначе. В частности, мы не будем требовать, чтобы те • элементы из D, которые обозначены свободными переменными, ! оставались бы одними и теми же во всех рассуждениях, касаю- касающихся А1( ..., Ат, В, а разрешим им быть различными в разных формулах или в разных вхождениях одной и той же формулы. Чтобы увидеть, чему на практике отвечают эти две возможные трактовки свободньПс перемейных, "рассмотрим примеры из языка неформальной математики. Оттенок этот уже известен каждому, кто знаком с алгеброй и различает условное равенство (I) (уравне- (уравнение) и тождественное равенство (II). Вот примеры условных равенств: A). х2—2х—3 = 0 и B) у = х+\; тождественных равенств: C) х + у = у + х и D) (х+ \J = х* + 2х + 1. ИзA) нельзя вывести ничто 22— 2-2—3 = 0, ни что у2—2у—3 = 0, но можно вывести (х—3)(х-\-1) = 0, откуда х—3 = 0Vх+ 1 =0 и оконча- окончательно х = 3 V х = — 1. Из C) можно вывести 3+1 = 1+3, как и ( ) 2 2 ( ) ) ( ) Будем говорить, что в A) и B) для переменных имеется услов- условная интерпретация (I), а в C) и D) — интерпретация всеобщ- всеобщности (II). При условной интерпретации переменной х в допуще- допущении А(х), содержащем х свободно, всякое заключение, извлекае- извлекаемое из этого допущения, должно относиться к тому же самому элементу из D, который фигурирует в А (х), выражающем «усло- «условие на х». Когда х имеет интерпретацию всеобщности, мы вправе умозаключать все, что следует из предположения об истинности А (х) при всех х, т. е. о «тождественной» истинности, или истин- истинности «в общем случае». При извлечении следствий из A) можно говорить, что переменная <ш> «фиксирована», ибо она выражает одно и то же число на всем протяжении вывода. При извлечении следствий из C) «х» и «у» «разрешено варьироваться», ибо их зна- значения могут меняться1). Такого различия между двумя -интерпретациями не приходи- приходилось бы проводить, если бы использовались только связанные переменные. Однако использование свободных переменных весьма удобно, как показывает, например, их частое использование в математических текстах. Мы можем следующим образом записать наши выводы из A), связывая х и удаляя допущение A): (a) Vx(x% — 2x—3 = 0D%=3V* = — 1). В C) мы могли бы использовать связанные переменные в самом допущении, записывая VxVy(x + y = y + x); тогда после удаления допущения результат получил бы вид (b) УхУу(х + у = у + х)зЗ+\ = 1+3. Заметьте, что в (а) скобка закрыта после D, а в (Ь)—перед Z). В каждом случае, когда мы извлекаем следствия из допуще- допущений, мы должны решать, какой из интерпретаций (I) или (II) пользоваться, в зависимости от роли, которую хотим приписать нашим допущениям. Выбор этот может быть сделан порознь дли каждой свободной переменной каждого допущения. Неудачный выбор не повлечет ошибки, если мы будем записьь вать именно то, что мы сделали. Например, придавая л: в A) интер- интерпретацию всеобщности (которая1 здесь не подходит), можно вывести 22— 2-2—3 = 0 и тем самым установить (c) Vx(x* — 2x—3 = 0)D22—2-2—3 = 0, что верно, но не интересно. Мы сделаем ошибку только в случае, если будем утверждать, что 22 — 2-2 — 3 = 0 выводится из A) при условной интерпретации и, таким образом, что установлено (d) У;ф2 —2х—3 = 0d22 — 2-2—3 = 0). х) В математике буквы часто подразделяются на «константы» и «перемен- «переменные». При более внимательном рассмотрении оказывается, что это различие в употреблении символов всегда зависит от контекста (какова бы ни была терминология; ср. [ВМ], стр. 137). Данная буква используется в качестве имени некоторого объекта, и на всем протяжении некоторого контекста каж- каждое вхождение этой буквы используется как имя именно этого объекта. Вне этого контекста нам указано, что этот объект может являться элементом не- некоторой совокупности или множества D. Следовательно, рассматриваемая буква «фиксирована» внутри этого контекста, тогда как вне контекста она может «меняться». Важно точно знать пределы этого контекста независимо от того, насколько часто рассматриваемая буква входит в него. Например, Vx(A(x)d В) и VxA(x)d В—вовсе не одно и то же, даже если х не входит свободно в В Как мы показали на примерах, в логических, как и в математических фор- формулах свободная переменная обозначает произвольный элемент из D, но относительно пределов контекста остаются две возможности: (I) контекстом является рассуждение в целом, в нашем случае—весь вывод; (II) кон- гекст—это в точности вся формула. Квантор всеобщности Vx нужен в логике именно для того, чтобы иметь возможность сузить на часть формулы тот контекст, на протяжений которого переменная х обозначает один и тот же элемент из D. 5 С. Клини
130 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Придавая в (d) переменной х значение 3, получаем после упро- упрощений O==OZD—3 = 0, откуда —3 = 0. Отношение следования (I), определенное в начале этого пара- параграфа и проиллюстрированное примером 7, соответствует условной интерпретации всех свободных переменных, входящих в допуще- допущения Ах, ..., Ат, Другое отношение (II), которое будет определено ниже, отвечает интерпретации всеобщности для некоторых или всех этих переменных х1( ..., хд. Ради простоты предположим, что переменные хх, ..., хд, имеющие интерпретацию всеобщности в ка- каком-либо из предложений А1(... ,Ат, имеют одн^у и ту же интерпре- интерпретацию во всех допущениях Ах, ..., Ат, куда они входят сво- свободно 1). Из проведенных выше рассуждений ясно, что для получения (II) из (I) надо только связать допущения Ах, ..., Ат ¦, кванто- кванторами всеобщности VXj, ..., Vx? (область действия каждого из Vxx, ...,Vx?—одна из формул А1? ...,Ат целиком), а затем пользоваться определением (I), т. е. строить истинностные таб- таблицы, упомянутые в этом определении- Формулируя строго определение в смысле (II), мы будем использовать сжатое обозначение кванторов всеобщности. Будем говорить, что формула А замкнута, если она не содер- содержит свободных переменных (т. е. переменные в нее входят, разве лишь связанно). В противном случае называем ее открытой. Замыканием формулы А, коротко «VA», назовем замкнутую фор- формулу Vzx ... Vz^A (т. е. VZjl ... Угя(А)), где zlt ..., zp—все раз- различные свободные переменные из А, взятые для определенности в порядке их первых вхождений. Если А замкнута, то УА—это просто A; «VA D В» означает «(VA) D В» и т. д. Пусть теперь V (т.е. Ухх... Ух?)—операция замыкания только по xv..., xq, получающаяся из V опусканием в «префиксе»VZj...Vz всех кванторов по переменным, отличным от хх, ..., хд. Например, если хх, ...,х?—это Xj, x2, х3(д = 3), а А свободно содержит (в порядке первых вхождений) различные переменные yv x3, у2, у3, х1 и только их, то VA—это формула Уух Vx3 Vy2 Vy3 Ухх A, a У'А—это формула Vx.JVx1A. Таким образом, V состоит в при- приписывании Vxx ... Vx? с точностью до порядка кванторов и отбра- отбрасывания кванторов по переменным, не входящим свободно в область действия префикса. Когда это не будет приводить к недоразуме- недоразумениям (а так обычно и будет), мы не станем проводить различия между V и Ухх ... Vx?. Будем говорить, что В является следствием из Ах, ..., Ат (в исчислении предикатов или в силу исчисления предикатов) при фиксации всех переменных, кроме хх, ..., хд, или же при варьиро- J) В [ВМ], § 22—24, (II) рассматривается в теории доказательств без этого ограничения (см. ниже примечание на стр. 134). § 20. СЛЕДОВАНИЕ 131 вании переменных хх, ..., хд, или же при xlt ..., xq в интерпретации всеобщности, и писать .Ах, ..., Am^=x'---X9B тогда и только тогда, когда У'АХ, ..., V'Am^=B. Следовательно, Ах, ..., Аи|гхс--х?В имеет место тогда и только тогда, когда при всякой области D истинностная таблица формулы В, на входах которой стоят ионы и свободные переменные из У'АХ, ..,, УАт, В, дает t во всех тех строках, в которых У'АХ, ..., V'Am одновременно принимают значения t1). Это определение и запись не обязательно связаны со случаем, когда каждая из переменных xxj ..., xq входит свободно в одну из формул Ах, ..., Ат\ можно, не меняя смысла, добавлять или удалять любую переменную, которая не имеет вхождений такого рода. Точно так же не имеют значения порядок индексов и нали- наличие или отсутствие повторений. Пример 8. Вот четыре утверждения: «-iP(x)f=x-iP(x)»( «'-iP(x)^=x-iP(y)», «-iP(x)t=xVx-iP(x)>>, <<^P(x)|=x-1VxP(x)». Какие из них верны? Иными словами, какие из формул ~iP(x), -iP(y), Vx-iP(x), -iVxP(x) являются следствием из ~iP(x), когда х имеет интерпретацию всеобщности? Мы должны сравнить таблицы (а) — (d) с таблицей замыкания Vx —i P (х) ¦ допущения —iP(x), т. е. с формулой в столбце (с). Затем мы должны рас- рассмотреть те строки, в которых (с) дает t, т. е. строки 13, 14, 15 и 16. В каждой из них (а), (Ь), (с) и (d) дают t. Это выпол- выполнено при ?>={1, 2}, но легко убедиться, что то же самое было бы при произвольной области D. Следовательно, <<-iP(x)|=x-iP(x)», «—iP(x)|=x—i(y)», «-iP(x)t=xVx-iP(x)>> и «-iP(x)|=x-iVxP(x)» являются верными утверждениями. Допустим, что формула А содержит свободно только х. Утверж- Утверждение «А^=В» сильнее, чем «А|=ХВ», т. е. если А^=В, то А[=ХВ, тогда как обратное, вообще говоря, не верно. Чтобы установить это, возьмем какую-нибудь область D и таблицы, на входе кото- которых стоят х и другие символы, которые нужны для определения значений А и В. Для установления А^=ХВ требуется только, чтобы В давала t во всех тех строках, в которых Ух А дает t при произвольных значениях всех символов, кроме х, т. е. в тех строках, где эти значения дают для А значение t при всяком значении х. (В примере 8, где А есть ~iP(x), это отвечает стро- строкам 13, 14, 15 и 16.) Для того же, чтобы А^=В, надо, чтобы В давало t во всех строках, на входе которых стоят значение х и значения других символов, входящих в А, и где А принимает значение t именно при этом значении х; это значит, что мы . х) Добавление «кроме х1( ..., х?» делается только ради того, чтобы снять с переменных хх, .... х? требование, которое наложено на все переменные,— оставаться фиксированными. Оно не исключает ни возможности, что В является следствием из А, когда все переменные фиксированы, ни промежуточных воз- возможностей.
132 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ должны рассматривать все те строки, которые рассматривали для установления А(=ХВ, и, вообще говоря, еще дополнительно неко- некоторые строки (в примере 7 это были бы строки 7, 8, 9, 10). Обобщим на случай произвольного числа допущений и пере- переменных: Если Alt..., Ат\=к> -х<гВ, то Ах Ат\=к'- ssz«+'-x'B; обратное, вообще говоря, неверно; само собой разумеется, обрат- обратное верно, если хд+1, ..., хг не входят свободно ни в одну из фор- формул Alt ..., Ат. Отношение следования (I) («Ах, ..., Ат|=В») является основ- основным предметом изучения в данной книге. Говоря «В является следствием Ах Ат», мы имеем в виду именно смысл (I), хотя иногда, возможно, мы будем уточнять это, добавляя: «В является следствием Alt ..., Ат при фиксации всех переменных (свободно входящих в Aj, ..., Am)i>. Упражнения. 20.1. Восполните опущенные рассуждения из примера 7 (а) и (d). 20.2. Докажите, что: (a) Неверно, что Rd P(x)|=R dVxP(x). (b) RZ)P(x) |=xRz)VxP(x). (c) Неверно, что P(x)D R(=3xP(x)dR. (d) P(x)DR(=x3xP(x)Z)R. 20.3. Докажите, что V'Alt ..., VAmf=B тогда и только тогда, когда yf'kit ...,V'Aet=V'B. 20.4. Заметьте, что результаты упр. 7.6 верны в исчислении предикатов. Используйте упр. 20.3, чтобы доказать, что они верны и при «f=x»---xs» вместо «|=». 20.5. Докажите, что при произвольных х и А:. (a)VxAf=A. (b) Af=xVxA. (c) A|=Vx А, вообще говоря, не имеет места. 20.6. Докажите, что А|=ХВ тогда и только тогда, когда ^VxAdB, тогда и только тогда, когда ^=Vx(VxAdB), тогда и только тогда, когда f=VxADVx В, но что А^=В тогда и толь- только тогда, когда |гАэ В, и тогда и только «тогда, когда (=Vx(Az)B) (ср. упр. 17.6). 20.7. Докажите, что если х не входит свободно в С, то А(х)(=хС тогда и только тогда, когда |=VxA(x)dC, но что А(х)(=С тогда и только тогда, когда |=3xA(x)dC. 20.8*. Верна ли теорема 5 § 4 для исчисления предикатов, если заменить «|=» на «Aj, ..., Ат\=»? (Что касается /и = 0, ср. конец § 19.) § 21. Теория доказательств; доказуемость и выводимость Для построения теории доказательств исчисления предика- предикатов мы начнем со схем аксиом и правила вывода исчисления § 21. ДОКАЗУЕМОСТЬ И ВЫВОДИМОСТЬ 133 высказываний (т. е. схем аксиом 1а — 10Ь и МР (D -правило); ср. § 9). Конечно, применять эти схемы и правило надо для нового понятия формулы (§ 16). К этому добавим две новые схемы аксиом: Vx A (x) Z) А (г) (У-схема) и A(r)ZKxA(x) (В-схема), где г свободно для х вА(х) (ср. теорему 15 § 18). Это значит, что всякая формула, имеющая один из указанных видов, является аксиомой. Добавим также два новых правила вывода: ^-правило позво- позволяет переходить от CdA(x) к CzdVxA(x), а ^-правило позво- позволяет переходить от A(x)dC к 3xA(x)zdC, если х не входит свободно в С (ср. теорему 16)х). Определения отношения «В^ ..., Вг является доказательством {формулы Bj)» и понятия «В доказуема» (символически |— В) анало- аналогичны определению, данному в § 9, с точностью до добавления двух новых схем и правил. Определение отношения «Вх, ..., Bt является выводом {фор- {формулы Вг) из Аи ..., Атъ также аналогично ранее данному опре- определению. Кроме того, будем говорить, что в выводе все (свободные) переменные {формул Ах, ..., Ат) остаются фиксированными, если V- и Э-правила не применяются ни к какой переменной (в каче- качестве х этого правила), входящей свободно в Alt ..., Ат, кроме случаев, когда заключение V- или Э-правила находится раньше первого вхождения формул А1У ..., Ат (в качестве допущений) в наш вывод. (Мы можем не обращать внимания на те вхождения Ах, ..., Ат, которые обосновываются не как допущения.J) Таким образом, говоря, что в выводе.Вх, ..., Вг из допуще- допущений Ах, ..., Ат все переменные остаются фиксированными, мы имеем в виду следующее: пусть ВА—это первая из формул В1, ..., Вр которая обосновывается как допущение; в противном случае ВА не существует и ВА^Х—это Вг. В части В1У ..., Bft_x нашего вывода (если она существует) любая переменная может быть переменной х V- или 3-правила (заключение которого принад- принадлежит этой части). В части Bft+1, ..., Вг вывода (если она сущест- существует) лишь переменная, не входящая свободно в Alf ...,Am, может оказаться переменной х V- и 3-правил (заключение кото- которого принадлежит этой части). !) Эти четыре простых постулата для кванторов принадлежат Бернайсу ^согласно Гильберту и Аккерману [1928], стр. 99). Но, как и в § 9 (следуя фон Нейману [1927]), мы пользуемся схемами аксиом, вместо того чтобы использовать отдельные аксиомы, постулируя еще правило подстановки (все ранние формулировки правила подстановки в исчислении предикатов имели дефекты; см. Чёрч [195G], стр. 279—280). 2) Наше определение относится к выводу Bj Вг, рассматриваемому совместно с его анализом, т. е. с основаниями, оправдывающими каждую Из формул вывода. Ср. примечание на стр. 56.
134 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Если имеется вывод В из Ах, ..., Ат, все переменные кото- которого остаются фиксированными, то мы говорим, что В выводима из Aj, ..., &т (с фиксированными переменными), и пишем А1, ...,Ат\— В. Как' правило, в этой йшге мы будем опу- опускать условие «с фиксированными переменными». Будем говорить, что В выводима из Alt ...,Ат при фиксиро- фиксировании всех переменных, кроме хх, ..., хд (или с варьированием разве лишь переменных xlt ..., хд, или при хх, ..., х? в интер- интерпретации всеобщности), и писать Ах, :.., Ая [—х»-Х</В, если имеет место V'A1( ..., V'Am |— В, согласно предыдущему опреде- определению; здесь V (т. е. Vxj ... Vx?) обозначает замыкание относи- относительно xv ..., х?.. Значение этого понятия должно стать очевид- очевидным в силу аналогии между «|—» и «]=», изученной в § 20. Мы редко будем пользоваться в этой книге записью «f-Xl-"x«» иначе как сокращением для приписывания кванторов Vxt ... Vx? перед каждым допущением1). Мы можем автоматически перенести на исчисление предикатов большую часть результатов, установленных в теории доказательств для исчисления высказываний. Ведь все доказательства и выводы (с формулами, понимаемыми в новом смысле), которые мы можем построить или существование которых можем доказать в исчисле- исчислении высказываний (т. е. с использованием лишь схем аксиом la —10b и D-правила), являются также доказательствами и вы- выводами в.исчислении предикатов (с фиксированными переменными), ибо в исчислении предикатов сохраняют силу все те основания, которые оправдывают шаги вывода в исчислении высказываний (и не используются V- и Э-правила).. В частности, если |— В в исчислении высказываний, то \— В в исчислении предикатов. х) В [ВМ], § 22 и след., выводимые правила сформулированы так, чтобы можно было преобразовывать высказывания, содержащие «(—» с верхними индексами. Здесь мы отказались от этого по соображениям простоты. Кое-где в [ВМ] знак «f—» используется с «систематической двусмыслен- двусмысленностью» для выражения нашего «)—Xl — х» при различных, списках перемен- .ных Хх,..., Хд (д^О); то же относится к термину «выводимая». Поэтому те правила, в которых в посылки и заключения входит «|—», могут применяться при условии, что к «|—» приписываются верхние индексы, а к заключениям этих правил также добавляются те же индексы. Ср. [ВМ], стр. 94. Там, где |— -утверждения рассматриваются сами .по себе, эти индексы обычно ука- указаны явно (если они есть) как в [ВМ], так и здесь. В [ВМ] вместо-введения единого списка х1( ..., хд переменных, имеющих интерпретацию всеобщности во всех допущениях Ах Ат, можно вводить различные списки х/1( ..., xiqi таких переменных для каждого из допущений A/(i=l, ..., т). Чтобы сделать то же самое здесь, можно использовать запись V^Ai Ч'тАт (где V, ~ Ухд ... Vxig.) вместо V'Ai у'Ат. Эквивалентность нашей нынешней трактовки переменных, имеющих интер- . претацию всеобщности, с трактовкой в [ВМ] следует из [ВМ] (лемма 8а, стр. 96 — 97), § 2-1. ДОКАЗУЕМОСТЬ И ВЫВОДИМОСТЬ- 135 Если А1У .. ., Ат \- В в исчислении высказываний, то Alt :.. ..., Ат \- В в исчислении предикатов. (В терминологии § 13 пря- прямые правила, установленные для исчисления высказываний, со- сохраняют тем самым силу в исчислении предикатов.) Но из того что «Если А \- В, то \— Ad В» верно в исчислении высказываний (теорема 11 (а)), нельзя еще непосредственно заклю- заключить, что это верно в исчислении предикатов; можно лишь за- заключить, что «Если Aj—В в исчислении высказываний, то [—AdВ в исчислении предикатов»: правила вспомогательного вывода не переносятся автоматически. Пример 9. Ниже приводится вывод R D VxPx из Vy (R DP (у)). 1. VyP (у) dP(x)—V-схема л 2. VyP (у) D VxP (x)—V-правило, 1. 3. Vy(RD P(y))—допущение. 4. Vy(RDP(y))D(RDP(y))—V-схема. 5. RDP(y)—D-правило, 3,4. 6. RDVyP(y)—V-правило, 5. 7. (VyP (y) D VxP (x)) D {RD (VyP (y) D VxP (x))} — схема акси- аксиом, la. _ 8. RD (VyP (y) D VxP (x))—D -правило, 2,7. 9. {RDVyP(y)}D{{RD(VyP(y).DVxP(x))}D{RDVxP(x)}}- схема аксиом lb. 10. {R D (VyP (у) D VxP (x))}D{RD VxP (x)}—D-правило, 6,9. 11. R D VxP (x)—D -правило, 8,10. Поскольку в Vy (R D P (у)) нет свободных переменных, в этом выводе все переменные остаются фиксированными. Значит, Vy(RDP(y))hR=)VxP(x). Если.удалить из 1—И формулы 3 и 4 и ввести 5 как допу- допущение, то получится вывод RdVxP(x) из RDP(y), но нельзя уже будет сказать, что все переменные остаются фиксированными. Действительно, V-правило применяется к строке 6 для перемен- переменной у, и у входит свободно в допущение RDP(y), введенное в строке 5, т. е. раньше строки 6. Значит, мы не имеем права сказать «R D Р (у) |— R D VxP (x)». Да это и неверно, так как для то- того, чтобы это выполнялось, как будет видно из дальнейшего (§ 22, 23), необходимо, чтобы«R DР (у)\= R D VxP (x)». Согласно же упр. 20.2, последнее соотношение' не имеет места (то, чтс там свободная переменная обозначена х, а не у, не имеет значения). Пример 10. Ниже приводится вывод А из VxVyA; здесь А — произвольная формула." (В соответствии с нашим соглашением в § 16 х и у — различные переменные.) 1. VxVyA—допущение. 2. VxVyA DVyA—V-схема, где в качестве указанных в схеме х, А(х) и г фигурируют х, VyA и х. 3. VyA—D-правило, 1,2.
136 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ 4. VyADA—V-схема, где за х, А(х) и г приняты у, А и у. 5. А—D -правило, 3, 4. V- или Э-правило не применяется, так что все свободные пе- переменные остаются фиксированными. Значит, Ух УуА |— А. Вообще для произвольных переменных хх, ..., х_ имеет место Vxx... ...Vx,Ar-A. В исчислении предикатов при каждом применении V- или Э-схемы нужно следить, чтобы г была свободна для х в А(х) (ср. теорему 15), а при использовании V- или Э-правила следить, чтобы х не входила свободно в С (теорема 16). Пример 10 (окончание). В обоих применениях V-схемы пере- переменная г свободна для х в А(х), ибо в обоих случаях г—это х: вхождения г в А (г), получающиеся в результате подстановки,— это просто первоначальные свободные вхождения х в А(х). На шаге 2 г и х—это х, а на шаге 4—это у. Пример 11. В левом столбце ниже мы даем доказательство фор- формулы Vx3wP (x, w, z) ~Vy3wP (у, w, z), откуда \— Vx3wP (x, w, z) ~ ~Vy3wP(y, w, z). Справа это доказательство обобщается в до- доказательство для VxA(x) ~ VyA(y) при надлежащих условиях, налагаемых на формулу А (х) и переменные х и у; их мы укажем чуть позже. Основания, оправдывающие шаги, одинаковы для обоих столбцов. Начинать надо с проверки их для левого столбца (упр. 21.1). 1. Vx3wP(x, w,z)D3wP(y, w, z)— . 1. VxA(x)Z)A(y). V-схема. 2. Vx3wP(x,w, z)DVy3wP(y,w, z)— 2. VxA (x) DVyA(y). V-правило, I. 3. Vy3wP (y, w, z) D 3wP (x, w, z) — 3. VyA (y) Z) A (x). V-схема. 4. Vy3wP (y, w, z)Z) Vx3wP (x, w, z) — 4. VyA (y) D VxA (x). V-правило, 3. 7. Vx3w P(x, w, z)~ Vy3wP (y, w, z)— 7. VxA (x) ~ VyA (y). используя схему аксиом 9а сов- совместно с 2,4 и D-правилом. В столбце справа х—произвольная переменная, А(х)—про- А(х)—произвольная формула, у — любая переменная, необязательно отлич- отличная от х, но такая, что (i) у свободна для х в А(х), (и) у не входит свободно в А(х) (кроме случая, когда у есть х), а А (у) является результатом подстановки у вместо свободных вхождений х в А(х) (напомним, что, согласно (i), ни одно из по- получаемых при подстановке вхождений у не связано). Чтобы убедиться, что правый столбец является доказательст- доказательством, проверим, что 1—7 удовлетворяет всем надлежащим усло- § 21. ДОКАЗУЕМОСТЬ И ВЫВОДИМОСТЬ 137 виям. Это легко сделать, если у есть х. Рассмотрим теперь слу- случай, когда у отлична от х. В строке 1, применяя V-схему, примем у за г, а А (у) за А (г); согласно (i), условия применения V-схемы выполнены. В строке 2 возьмем VxA(x) в качестве С, а у в ка- качестве х V-правила; в силу (ii) x не входит свободно в С, так что нужные условия снова выполнены. В строке 3 надо проверить, что VyA(y)DA(x) имеет вид VyB(y)DB(r), где В (г) получается подстановкой г вместо свободных вхождений у в формулу В (у), причем г свободна для у в В (у) (тогда у и В (у) можно взять в качестве х и А(х) V-схемы). Мы получили А (у), подставляя у вместо свободных вхождений х в А (х). В силу (i) всякое вхож- вхождение у в А (у), получаемое в результате этой подстановки, сво- свободно, а, согласно (ii), в А (х) нет свободных вхождений у. Сле- Следовательно, у вхЬдит в А (у) свободно точно в тех местах, в которых А(х) имеет свободные вхождения х, значит, А(х) получается под- подстановкой х (х играет роль г) вместо свободных вхождений у в А (у) (играющую роль В (у)). Более того, ни одно из вхождений х в А (х), получаемых при этой подстановке, не связано, ибо это просто первоначальные свободные вхождения х в А (х). Следова- Следовательно, строка 3 оправдана. В строке 4 надо только проверить, что VyA (у) не содержит свободных вхождений х. Это так, ибо А (у) получается подстановкой у вместо всех свободных вхожде- вхождений х в А(х). Левый столбец этого примера иллюстрирует правый столбец при 3wP (x, w, z) в роли А (х). Пример 12. Пусть теперь А(х) в правом столбце имеет вид ЭуР(х, у, г) (с ее х и у в роли х и у). Тогда (i) не выполнено, так что к строке 1 нельзя применить V-схему. В строке 1 фор- формула VxA (х) 3 А (у) приняла бы вид Vx3yP (х, у, z) Z2 ЗуР (у, у, г). Однако эта формула недоказуема, так как ее таблица истинности при D = {\, 2} показывает, что она не общезначима, а в силу обобщения теоремы 12 на исчисление предикатов (ср. § 23) она и недоказуема. Похожие примеры были приведены в § 18, где проверка усло- условий теоремы 15 совпадает, как мы сейчас видим, с проверкой при- применимости V- или Э-схемы. Пример 13. Пусть А (х)—это 3wP(x, w, у). Тогда не выполнено (ii). Строка 1 оправдана, V-схема применима. Но в строке 2 при- применение V-правила с результатом Vx3wP(x, w, y)DVy3wP(y, w, у) некорректно, ибо роль х и С из V-правила тут играли бы у и Vx3wP (x, w, у), а у входит свободно в последнюю формулу. На самом деле Vx3wP(x, w, y)DVy3wP (у, w, у) недоказуема. Теорему 10а и ее следствие из § 9 можно теперь передоказать без каких бы то ни было существенных изменений в их форму-
138 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ лировке или в доказательстве; относительно теорем 9 и 10Ь см.. конец § 22. Упражнения. 21.1. Проверьте корректность левого столбца при- примера 11. 21.2. Являются ли выводами (из" первой формулы) следующие списки формул? Если нет, то найдите и объясните ошибку. (a) 1. 3zVxP(y, х, z)—допущение. 2. VxP(y, x, z)D3wVxP(w. x, z) —Э-схема. 3. 3zVxP(y, x, z)zd3wVxP(w, x, z)—Э-правило, 2. 4. 3wVxP (w, x, z)—D-правило, 1, 3. (b) 1. 3xVyP(x, y, z)—допущение. 2. VyP(x, y, z)^KwVyP(w, y, z)—Э-схема. 3. 3xVyP(x, y, z)zKwVyP(w, y, z)—Э-правило, 2. 4. 3wVyP(w, y, z)—id-правило, 1, 3. (c) 1. 3yVyP(y, у, х)—допущение. 2. VyP(y, у, x):D3zVyP(z, у, х) — 3-схема. 3. 3yVyP(y, у, x)D3zVyP(z, у, х)—Э-правило, 2. " " 4. 3zVyP(z, у, х)—D-правило, 1,3. 21.3. Найдите, при каких условиях на х, А(х), у, А(у),С можно обобщить результат примера 9 до Vy (С D А (у)) |— С D VxA (x). 21.4. Дополните написанное с тем, чтобы получить вывод 3xP(x)D3xQ(x) из Vx(P (x)dQ(x)) (проверьте, что на каждом шаге выполнены все нужные условия): ¦ к. (Р (х) D Q (х)) з [(Q (х) Э 3xQ (х)) и (Р (х) D 3xQ (x))]—доказыва- , ется по *2 теоремы 2 и теореме 14. Запишите, пользуясь символом «|— », "'результат, который по- получается при таком построении. Верен ли он, если заменить Р(х), Q (к) на произвольные формулы А (х), В (х)? 21.5. Докажите, что в условиях теоремы 15 (a) VxA (x) Ь- А (г), (Ь) А(г)НЭхА(х). § 22. Теория доказательств; теорема о дедукции • Докажем , теперь теорему о дедукции (теорема 11 § 10) для исчисления предикатов. При этом существенно используется то, что в данном выводе (а)- Вх, .... В, формулы В из Ах, ..., Am_lt Ат все переменные остаются фи- фиксированными; это условие включено теперь в наше понимание суждения «А^ ...,Am_v Am |— В». Используем—с некоторыми модификациями и добавлениями—старое доказательство из § 10 (иллюстрация дана в примере 14), 22. ТЕОРЕМА О ДЕДУКЦИИ 139 Если последнее допущение Ат не применяется (в качестве до- допущения) в данном выводе (а), то мы построим результирующий вывод, просто добавляя к заданному выводу следующие формулы: 1+1'. ВгЗ(АтзВг)—схема аксиом 1а. 1 + 2'. АвэВ,-МР,/', 1+V. Поэтому предположим, что последнее допущение Ат исполь- используется (как таковое) в данном выводе (а); первое его вхождение обозначим Вп; это значит, что Вп—первая из формул Вх, .. ., Вг, появление которой в (а) обосновано тем обстоятельством, что она является последним допущением Ат. Припишем спереди ко всем формулам Вп, ...., В^ данного вывода символы «AmD»; получим (Р) Вх, .... В„.г, АЯЭВ„,. .... A.DB,. Вставлять формулы перед Ат D В,- потребуется только при i—n, ... ..., /, а не при i = 1, ...,/, как в § 10. Снова рассмотрим порознь частные случаи, ибо они зависят от того, каким образом оправ- оправдывается присутствие В, в (а) при каждом г, и опишем, какие вставки нужны в каждом случае. - В случаях 1—3 доказательство из § 10 остается неизменным. В случае 4, когда В,- (i > п) получается из В^ и Bk(g, h<i) no D-правилу, раньше надо было добавить шаги, приводящие от AmDB^ и AmDBA к A^DB,, где В^, Bft и Вг- соответственно имеют вид A, AdB, В. (В § 10 мы предоставили это читателю (упр. 10.1), здесь же соответствующие шаги проиллюстрированы в примере 14 строками 12' —14' и 17' —19'.) Теперь же если g < n, то мы должны сначала добавить следующие два шага для получения AmZ)B^: B-D(AmDBJ—схема аксиом 1а. A*DBf -MP, g',-. Точно так же поступаем, если h<.n (показано в строках 15' и 16' примера 14). Как только это проделано, можно разбирать случай 4 так же, как раньшех). Случай 5. В,- (i > n) получается из какой-либо предшествую- предшествующей формулы В^ (g < i) посредством V-правила, т. е. В^ и В,- соответственно имеют видСзА(х), CdVxA(x), причем х не вхо- входит свободно в С. Если g < га, то сначала добавим два шага для получения AmDBg, как в случае 4. Напомним, что i > п, т. е. это применение V-правила находится после первого использова- использования Ат (под именем Вп) в качестве допущения. Следовательно, х не входит свободно в Ат ввиду условия, что все переменные в данном выводе (а) остаются фиксированными. Согласно огра- х) Те изменения, которые выше вносились в этот план по сравнению с § 10, могли бы пригодиться и в исчислении высказываний. С их помощью часто можно сократить длину доказательств.
140 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ ничению в V-правиле, переменная х не входит свободно в С. Значит, х не входит свободно в кт & С. Используем это для обо- обоснования нового применения V-правила на (&2+1')-м шаге: *1.А.эВгт.е. А.Э(СЭА(х))|выводиз К. Аи&СэА(х) ' /примера 7 § 10. ka + V. Am&CzDVxA(x) — V-правило, k'2 \ вывод К. AwD(C3VxA(x)), т. е. А.ЭВ, / JJ Упр. Случай 6. В; (i > n) получается из предшествующей формулы В» (g < i) применением Э-правила. Рассмотрение предоставим чи- читателю (упр. 22.1). Итак, мы видели, как строить конкретный вывод АиэВ из А1; ..., Am_!. Применения V- и Э-правил в этом «результирую- «результирующем выводе» находятся в соответствии с применениями тех же правил в данном выводе: переменные х соответствующих друг другу применений совпадают, а сами эти применения расположены одинаково по отношению к Ах, ..., Am_r И так как все пере- переменные в данном выводе остаются фиксированными, то все они фиксированы в результирующем выводе. Значит, Ах, ...,~ Ат_ 1 \- \- АИЭВ, что и требовалось доказать. Пример 14. Левый столбец показывает, что Vx (P (x)Z)Q(x)), VxP(xj[— VxQ(x). Согласно теореме, отсюда следует Vx(P(x)d ID Q (x)) \- VxP (x) D VxQ (x). Правый столбец и дает вывод VxP(x)ZDVxQ(x) из Vx(P(x)ZDQ(x)), построенный в соответствии с нашим общим методом из левого столбца. Так как второе до- допущение появляется только в строке 4, приписывание «VxP(x)Z)» начинается только с этой строки. 1. Vx(P(x)DQ(x))— 1-е доп. 1'- Vx(P(x)DQ(x))— to же. 2. Vx(P(xKQ(x))D(P(x)Z) 2'. Vx(P(x)DQ(x))z>(P(x)D DQ(x))—V-схема. DQ(x))—то же. 3. P(x)pQ(x)—MP, 1, 2. 3'. P(x)z)Q(x)—то же. 4. УхР(х)—2-е. доп. I пример 8'. VxP(x)DVxP(x)/ 4 §9.' 9'. VxPxdP(x)—V-схема. 10'. {VxP(x)z>P(x)}D Z){VxP(xK(VxP(x)D DP(x))}—схема аксиом la. 5. VxP (x)DP(x)-V-схема. H'. VxP(x)D(VxP (х)эР(х))- v MP, 9', 10'. 12'. {VxP(x)dVxP(x)}d D{{VxP(x)D(VxP(x)Z) DP(x))}z){VxP(x)D Р()}}—схема аксиом lb. § 22. ТЕОРЕМА О ДЕДУКЦИИ 141 6. P(x)—MP, 4,5. 7. Q(x)—MP, 6,3. 13'. {VxP(x)D(VxP(x)D DP(x))}D{VxP(x)D DP(x)}-MP, 8', 12'. 14'. VxP(x)IDP(x)—MP, 11', 13'. 15'. {P(x)dQ(x)}d{VxP(x)D Z)(P(x)DQ(x))}—схема аксиом la. 16'. VxP(x)D(P(x)z>Q(x))- MP, 3', 15'. 17'. {VxP(x)DP(x)}D D{{VxP(x)D(P(x)z> Z)Q(x))}p{VxP(x)D Z)Q(x)}}—схема аксиом lb. 18'. {VxP(x)D(P(x)Z)Q(x))}D D{VxP(x)Z)Q(x)}- MP, 14, 17. 19'. VxP(x)DQ(x)—MP, 16', 18'. 8. Q(x)D((PDPVP)D Q(x))- 22'. VxP(x) схема аксиом la. 9. (PdPVP)Z)Q(x)—MP, 7,8. D{Q(x)D((PD DPVP)Z)Q(x))} 25'. VxP(x)D Э{(Р=Г" DQ(x)} k'v VxP(x)& &(PDPVP)D 10. (PDPVP)DVxQ(x) — V-правило, 9. 11. PdPVP—схема аксиом 5а. 12. VxQ(x)— MP. И, 10. анало- . гично I анало- | гично ) 12'—14'. I пример 7 § 10. l'.VxP(x)& &(Pz)PVP)d Z)VxQ(x) — V-правило, k\ | ynn 10.3. VxP (x) z> P{(PZ)PVP)Z) Z)VxQ(x)} ... ) анало- 4-3'. VxP(x)D \ гично Z)(PZ)PVP) J 9' —11'. 6'. VxP(x)D DVxQ(x) аналогично 12' —14'.
142 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Следствие теоремы 11 получается, как и в исчислении выска- высказываний. Следует заметить, что утверждения (i) и (и) теоремы 9 остаются без изменений. Однако для (ii) нужен другой метод доказательства. Если, как в § 9, просто соединить данные выводы, то может оказаться, что некоторые применения V- или Э-правил к переменным, вхо- входящим свободно в А1? .... Ат, окажутся после первого исполь- использования допущений Av ...,Am в результирующем выводе. Про- Производя очевидную перестановку, можно исправить положение в отношении тех применений, которые происходят от р данных выводов формул В1, '..., Вр из Aj, ..., Ат. Более серьезная трудность состоит в том, что применения этих правил к тем переменным, которые свободно входят в Av ..., Ат, но не в В1( ..., В^,, могли находиться ниже первого вхождения формул В17 ..., В^, (в качестве допущений) в заданный вывод формулы С. Эту трудность мы преодолеем за счет теоремы о де- дедукции. Предположениями в (И) служили: A) Av ...,Am\-Bi {i = l, ...,р) и B) Вх, ..., Вр \- С. Следствие теоремы1) llPd, примененное к B), дает; C) \- BjZ)(.. .{BpZ)C). ..). Строим теперь вывод С из А1( ..., Ат, взяв р выводов Blt .. ., Вр из Alf ..., Ат\ последние существуют согласно A). Помещаем их один за другим, а затем в начало всей последовательности пере- передвигаем ту часть каждого из них, которая предшествует первому использованию допущений (как таковых). Перед полученной ' последовательностью пишем существующее согласно C)- дока- доказательство формулы BXD(.. .(B^zdC). ..). В заключение по- помещаем в самом конце применения МР, нужные для перехода от ВХЭ(...(В,ЭС)...); В\ В;кС. В построенном таким образом, выводе С из Ах, ..., Ат все применения V- или Э-правила в строках, расположенных ниже тех формул, которые являются допущениями (и используются в качестве таковых), происходят от таких же применений этих правил в данных выводах из A). В силу условия, что все пере- переменные в этих .выводах остаются фиксированными (оно выражено неявно отсутствием у «[—» верхних индексов), переменные, к ко- которым применяются эти правила, не входят свободно в Аг, ..., Ат. Значит, в нашем выводе все переменные остаются фиксированны- фиксированными, так что Ах, ..., Ат \— С. х) Цитируя те теоремы исчисления высказываний, которые переносятся в исчисление предикатов (почти) без переформулировки, мы пользуемся их старыми номерами с индексом «pd» (например, здесь «Теорема llpg»). Одновре- Одновременно если «р» заменяется на «|—» и т. п., то мы прибавляем индекс «(-^» (например, «Теорема 6pd» в конце § 19, «Теорема 6pd , » в конце § 26, «Тео- «Теорема 12pd=» в § 29). § 23. ПРАВИЛА ВВЕДЕНИЯ И УДАЛЕНИЯ 143 Установив заново теорему 9, мы имеем право пользоваться всеми общими свойствами \- {рез верхних индексов), описанными в § 13. Упражнения. 22.1. Рассмотрите случай 6 из доказательства теоремы о дедукции. 22.2. Можно ли применить теорему о дедукции к строкам 3—12 примера 14, взяв их в качестве данного вывода и считая 3 до- допущением? 22.3. Докажите теорему 10pd(b). § 23. Теория доказательств; непротиворечивость, правила введения и удаления Следствия теорем 10Pd и llpd (см. 'примечание на стр. 142) в § 21, 22 сводят понятие выводимости «Ах, ..., Ат\- В» к понятию доказуемости «\— Е» точно так же, как следование «Ах, ..., АтрВ» сводилось к общезначимости «рЕ». Точно так же, используя V', получаем редукции для «Ах, ..., Ат \~ х»---х? В» и «Ао ..., Am px'--x4 В». Для доказательства того, что теория моделей и теория доказательств для исчисления предикатов рав- равносильны, осталось показать, что рЕ тогда и только тогда, когда \—Ё. Достаточность (если \— Е, то рЕ) получается легко. Ведь теорема 12 и ее следствие из § 11 сохраняют силу. Доказатель- Доказательства остаются теми же самыми, причем, кроме пунктов 1а — 10Ь теоремы 2pd, надо использовать еще теоремы 3pd, 16 и 16 § 18. Для новой редакции следствия нет' необходимости в полном использовании теоремы, где утверждается общезначимость для всех D. Следствие можно получить при «1-р» вместо «р», т. е. при D = {\\. Именно таким путем Гильберт и Аккерман в [1928] впервые доказали простую непротиворечивость исчисления пре- ¦ дикатов. Необходимость же (рЕ, только если \- Е), т.е. перенесение на исчисление предикатов теоремы 14, не столь элементарна, как теоремы, данные до сих пор. Она содержится в теореме Гёде- ля [1930] о полноте; мы отложим ее до гл. VI (теорема. 37 § 51). В классической логике (которая интересует нас в первую оче- очередь) .мы заинтересованы в общезначимых формулах, ибо они выражают всеобщие логические законы, и в доказуемых форму- формулах, ибо они общезначимы. В (классическом) исчислении высказываний построение истинност- истинностных таблиц (т. е. анализ по истинности, § 8) давало безотказный метод доказательства общезначимости, исходя непосредственно из ¦ ее определения в теории моделей. Однако практически этот метод не всегда удобен и обычно не походит на наши действительные
144 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ мыслительные процессы, которые на деле гораздо более экономны. Отчасти именно поэтому мы ввели теорию доказательств. Конечно, мы не ограничились определениями, а перешли от них к произ- производным правилам (§ 13). Первоначальные определения теории дока- доказательств можно рассматривать как удобную пересадочную стан- станцию на пути от теории моделей (общезначимость и т. п.) к про- производным правилам вывода теории доказательств1). В (классическом) исчислении предикатов непосредственное при- применение определения общезначимости уже не является простым делом. Доказательства общезначимости с помощью истинностных таблиц перестают быть механической процедурой; они нуждают- нуждаются в общих рассуждениях относительно таблиц истинности для произвольных (непустых) областей D, а для бесконечной облас- области D таблица истинности становится бесконечным объектом. В результате в исчислении предикатов теория доказательств обладает рядом преимуществ перед теорией моделей: она удобнее и конкретнее. -Устанавливая доказуемость на основе ее определе- определения в § 21 с помощью элементарных теорем вроде теоремы о де- дедукции и результатов, основанных на теории доказательств для исчисления высказываний, мы оказываемся на более твердой поч- почве, чем устанавливая общезначимость, исходя из определений § 17. А если установлена доказуемость некоторой формулы, то в силу теоремы 12Ра установлена и ее общезначимость, по крайней мере для того, кто принимает рассуждение, представленное в ка- качестве ее доказательства2). х) То, что мы придали теории доказательств для исчисления высказываний вид правил установления логической истинности (§ 3, абзац 2), отнюдь не обяза- обязательно; можно было бы формулировать производные правила только как утверж- утверждения о теории моделей, начав с 1а—10Ь теоремы 2 и теоремы 3 (ср. § 13, аб- абзац 3). Тогда в теории доказательств для исчисления предикатов можно было бы принять сразу все тавтологии (общезначимые формулы) исчисления высказыва- высказываний в качестве аксиом (вместо того, чтобы постулировать наши схемы аксиом 1а—10Ь или другие формулы). Имеются основания не менять таким образом первоначальный вид теории доказательств для исчисления высказываний. Некоторые результаты, устанав- устанавливаемые в теории доказательств для исчисления предикатов и более сложных систем, получаются легче, если их рассматривать сначала на уровне исчисле- исчисления высказываний. Во всяком случае, хорошо сначала освоиться с теорией доказательств в простейшей ситуации. А в интуиционистском исчислении выс- высказываний (конец § 12) простой метод истинностных таблиц вообще неприменим. 2) Другая возможность состояла бы в том, чтобы в качестве отправной точки взять постулаты, не пытаясь обосновывать их наподобие рассуждений в доказательствах теорем 2pd, 3pd, 16, 16. Ведь в любом случае в эти ин- интуитивные доказательства должно входить что-то весьма похожее на эти по- постулаты. С другой стороны, выписывание этих доказательств в явном виде должно помешать возникновению ошибок, похожих на те, которые были до- допущены в- формулировках правила подстановки в первых вариантах исчисле- исчисления предикатов (см. примечание 1 на стр. 133). § 23. ПРАВИЛА ВВЕДЕНИЯ И УДАЛЕНИЯ 145 Теорема Гёделя для исчисления предикатов означает, что этот метод достаточен для установления общезначимости всех общезна- общезначимых высказываний. Благодаря ей мы избегаем необходимости вести рассуждения с помощью понятия общезначимости после того, как мы получили результаты, касающиеся некоторых частных случаев, необходимых для доказательства теоремы 12Р<ь Доказа- Доказательства всех других верных утверждений, касающихся общезна- общезначимости, можно скомпоновать, повторяя рассуждения, использо- использованные при рассмотрении этих частных случаев. Мы предпочли теоретико-доказательственный подход к исчис- исчислению предикатов ввиду его большей конкретности. Поэтому мы получим некоторые новые результаты в рамках теории доказа^ тельств, а также пересмотрим на этом пути некоторые уже по- полученные в теории моделей в гл. I или § 19 результаты. Теорема 13 снова имеет место: согласно замечанию, сделанному в § 21, прямые правила автоматически переносятся из исчисления высказываний в исчисление предикатов, а три правила вспомога- вспомогательного вывода из теоремы 13 обосновываются теперь с исполь- использованием теоремы 11 pd § 22 точно так же, как прежде это дела- делалось с помощью теоремы 11. Нам остается добавить еще четыре выводимых правила. Теорема 21. Пусть х — произвольная переменная, А(х)—произ- А(х)—произвольная формула, г—произвольная переменная, не обязательно отличная от х, и А (г)—результат подстановки г вместо свобод- свободных вхождений х в А(х). Пусть Г—некоторый список формул (может быть, пустой), а С—произвольная формула. Тогда, при условии, что (A) в V'-удалении и ^-введении г свободна для х в А(х); (B) в ^-введении и ^-удалении х не входит свободно в Г; (C) в ^-удалении х не входит свободно в С, имеют место следующие правила: Введение Удаление V ?слиГ|-А(х), Vx А (х) Н А (г). то rf-VxA(x). 3 А(г)|-ЭхА(х). Если Т, А{х)\-С, /по Г, Зх А (х) Ь С. Доказательства. Относительно V-удаления и 3-введения см. упр. 21.5. Рассмотрим V-введение. Пусть С—какая-нибудь акси- аксиома, в которую х не входит свободно.. 1. Г |— А(х) — посылка правила. 2. Г, С[-А(х) — упр. 13.2, 1. И всегда остается некий произвол в выборе множества постулатов. Для того, кто в качестве отправного пункта принял бы только постулаты, не име- имела бы смысла проблема полноты (решенная, например, Гёделем для постула- постулатов, приведенных в этой книге).
146 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ 3. Г f-CDA(x)—теорема llPd, 2. 4. Г[-СзУхА(х) — получается из 3 применением У-правила. Подробнее: пусть Вх, ..., В1 — заданный вывод Cd А(х) из Г при фиксации всех переменных; можно добавить к нему в каче- качестве строки Bj+1 формулу Сг)УхА(х), считая Вг посылкой в примении У-правила, ибо х не входит в С свободно; в получае- получаемом выводе из Г все переменные остаются фиксированными, ибо новое применение"У-правила производится над х, которая в силу условия (В) не входит свободно в Г. 5. Г, С|— Ух А (х)—теорема 10Pd (или МР), 4. 6. Г |- Ух А (х)—упр. 13.2, 5. Рассмотрим Э-удаление. 1. Г, А (х) \— С—посылка правила. 2. Г \- А(х)DC—теорема llPd, 1. 3. Г f--3xy(x)DC—исходя из 2, с использованием Э-правила с учетом условий (В) и (С). 4. Г, Зх, А (х) |—С—теорема 10pd, 3. Ниже в упр. 23.1 мы проиллюстрируем важность условий (В) и (С) при применении этих правил. Значение (А) видно из при- примеров, данных в § 21 и 18, относящихся по существу к тому же вопросу. Правило У-введения отличается от прочих правил вспомога- вспомогательного вывода тем, что допущения в данном и результирующем выводах одни и те же. Оно сформулировано в виде правила вспо- вспомогательного вывода из-за условия (В). Если бы мы отбросили (В), то, согласно упр. 13.3, получили бы «А (х) \- Ух А (х)», что не имеет места, ибо, согласно теоремам 12pd, llpd и 8pd, тогда • имело бы место также «А (х) [г УхА (х)», а это, вообще говоря, неверно (например, если А(х) есть Р(х) или ^-1р(х); ср. пример 7 § 20). Следствие 1. Пусть wx, ..., w —различные переменные, A(wx! ...,%wp) — некоторая формула, гх, ..., гр—переменные, не обязательно^ отличные друг от друга или от wx, ..., w . Пусть A(rt, ..., тр)—результат одновременной подстановки гх, ..., тр вместо свободных вхождений wx, ..., wp~соответственно в A(wx, ..., wp). Если подстановка свободна (т. е. если резуль- результирующие вхождения гх, ..., тр в А (гг, ..., тр) свободны), то: (a) Vwlt .... Vwp A (wx, ..., wp)\-A(r{, ..., гр) (р-кратное У-удаление); v (b) A(rx, ..., Tpjl-Bw,^. . .3wp (Awx, wp) (р-кратное Э-введение). Доказательства при р > 1 - (При р = 0 утверждения (а) и (Ь) просто совпадают с теоремой 9pd (i) при т=\. При р=\ (а) и (Ь) содержатся в теореме 21.) (а) Для иллюстрации будем считать, что р = 2, что wx и w2 — это х и у, A(Wj, w2)—это 3wP(w, x, у), § 23. ПРАЁИЛА ВВЕДЕНИЯ И УДАЛЕНИЯ 147 а гг и г2—это у и z. Тогда подстановка свободна. (Она не была бы свободна, если бы хг и г2 были бы w и г.) Надо доказать, что Vxyy3wP(w, х, у) |— 3wP(w, у, г). Очевидно, что надлежит использовать У-удаление, но' нужны некоторые предосторожности. Так, нельзя сначала удалить Ух, взяв в качестве г переменную у, ибо в этом случае мы получили бы Уу 3wP (w, у, у), где новое (второе) вхождение у связано. Здесь целесообразно использовать стандартную процедуру, состоящую в том, что выбираются раз- различные новые переменные, т. е. переменные,' отличные друг от друга и от всех других переменных, фигурирующих в рассмат- рассматриваемой формуле, в данном случае хх и х2. После двух последо- последовательных У-удалений (пользуясь теоремой 9pd (ii)), получаем: A) Ух Уу 3wP.(w, х, y)|—3wP(w, \v x2). Отсюда за счет двух последовательных У-введений имеем: B) Ух Уу 3wP (w, x, у) |— \- УхгУх2 3w P(w, xx, x2). Двумя последовательными У-удалениями получим: C) yx!yx23wP(w, xv x2)[—3wP(w, у, г). Сочетая B) и C) по теореме 9pd(ii), получим: D) yxyy3wP(w, x, у) |— |-3wP(-w, у, г). (Ь) Предоставляется читателю (упр. 23.2 (Ь)). - • Следствие 2. (Подстановка вместо индивидных переменных: см. примечание 3 на стр. .106.) В условиях теоремы или предыдущего следствия, если Г не содержит свободных вхождений х (соответ- (соответственно wx, ..., w ), имеют место следующие выводимости: (c) Если ГН-А(х), то Г|—А(г). (d) Если Г |- A (Wj, ..., Wp), то Г |— А (гх, ..., гр). Доказательство вынесено в упражнения (упр. 23.3). Упражнения. 23.1. В каждом из приводимых ниже списков фор- формул последняя не общезначима (как видно из упр. 17.3, 17.5), а значит (согласно теореме 12Pd), недоказуема, вопреки тому, что о ней утверждается. Найдите ошибку. I. «1. Р(х) 1— Р(х) — (i) (из теоремы 9pd). 2. Р(х)—УхР(х)—У-введ., 1. 3. ЗхР(х)|-VxP(x) — 3-удал., 2. 4. |—ЭхР(х)зУхР(х)—D-введ., З.». II. «1. Р(х), Q(x)|-3x(P(x)&Q(x))—&-и Э-введ. 2. Р(х), 3xQxH3x(P(x).&Q(x)) —Э-удал., 1. 3. ЗхР(х), 3xQ(x)h-3x(P(x)&Q(x)) —Э-удал., 2. 4. 3xP(x)&3xQ(x)l-3x(P(x)&Q(x))'—&-удал. 3 (и (ii)). 5. 1—3xP(x)&3xQ(x)d3x(P(x)&Q(x)) — D-введ., 4.». III. «1. Р(х)|-Р(х) —(i). 2. Эх Р(х)|-Р(х) —Э-удал., 1. 3. |-3xP(x)dP(x)—D-введ., 2.». 23.2. (а) Напишите со всеми подробностями те шесть У-уда- У-удалений и введений, которые использовались в примере, иллюстри-
148 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ ровавшем доказательства следствия 1 (а), и проверьте, что над- надлежащие условия выполнены. (Ь) Проиллюстрируйте доказатель- доказательство следствия 1 (Ь) на том же примере. 23.3. Докажите следствие 2. Упростите его формулировку для того случая, когда спиеок Г пуст. 23.4. Докажите, что для всякой переменной х и всякой фор- формулы А утверждение |— А равносильно (— VxA и, следовательно, что |— А равносильно \— VA (относительно «V» см. § 20). 23.5. Докажите, что V'A^ ..., V'Am \— В равносильно V'A1( ... ..., V'A,s!-V'B(V'~Vx1...Vx,?, как в § 20>. 23.6. Истинны или ложны следующие предложения и почему? (a) «Vz3yVxP(x, у, z)|— Vx3yVzP(x, у, z).» (b) «3xVyVzP(x, у, z)j— Vz3xP(x, x, z).» 23.7. Какая из двух импликаций {|— Е} Т± {f=E} (теорема 12P<j и гл. VI) остается справедливой для любой формулы Е при сле- следующих модификациях в исчислении предикатов и почему? (a) Добавляется новая схема аксиом: VxA(x)D3xA(x). (b) Добавляется новая схема аксиом: 3xAxuVxA(x). (c) Устраняются V-схема, V-правило, Э-схема и Э-правило. § 24. Теория доказательств; замена, цепи эквивалентностей Теорема 22. Пусть х—любая переменная, А, Вг С, А(х), В (х)—произвольные формулы, и, кроме того, в *69а — *72а список Г (возможно, пустой) таков, что х не входит свободно в формулы из Г1). *6. Az>BH(BdC)Z>(AdC). *7. AZ)BH(CdA)Z)(CdB). *8а. AdBI-A&CdB&C. *8b. АэВ [-C&AdC&B. *9а. AdB|-AVCz>BVC. *9b. АэВН CVAdCVB. *12. AdB|--iBD-iA. *13. Ad-iB(-Bz)-iA. *14°. -1 AdB)--iBdA. *15°. -iAd-iB|-BdA. *69a. Если ГЬ-А(х)рВ(х), то Т\- VxA(x) DVxB(x). *70а. Если Г |—А (х) D В (х), mo IV ЭхА(х)эЗхВ(х). (Введение логического символа в импликацию, включая случай контрапозиции с удалением двойного отрицания.) *25а. А ~ В Н (А ~ С) ~ (В ~ С). *25Ь. А ^ В \- (С ~ А) ~ — (С~ В). *26. А-В|-АиС^ВзС. *27. A~B|-CdA~Cd В. *28а. А ~ В Ь- А &С - В&С. *28Ь. А - В Н С&А - С&В. *29а. А - В |- AVC ~ BVC *29Ь. А ~ В j- CVA ~ CVB. *30. А — В И -iA — -iB. х) Как и выше (теорема 2), наша нумерация формул соответствует нуме- нумерации [ВМ] (*69а—*72а являются модификациями формул *69 —*72 из [ВМ]; формулы *25а, *25Ь, *40а, *40Ь не имеют в [ВМ] номеров; ср. примечание 1 йа стр. 50). § 24. ЗАМЕНА, ЦЕПИ ЭКВИВАЛЕНТНОСТЕЙ 149 *71а. Если Г \- А (х) - В (х), mo T\~ VxA(x) - VxB(x). *72а. Если Г \- А (х) ~ В (х), то Г \- ЭхА (х) ~ ЭхЁ (х). (Введение логического символа в эквивалентность.) *40а. А|— (А~В) — (В~ А) ~ В. *40Ь. —iA |— (А ^ В) — *41. A|-Az)B~B. *43. l *42. Aj-BDA — A. *44. -iAb-BDA~-iB. *45. А|— А&В~В&А — В. *47. ~i Ah- A&B~ B&A—A. *46. A h- AVB ~ BVA ~ A. *48. -\ A\- AVB ~ BVA—B. (Упрощение бинарных пропозициональных связок.) Доказательства. Все эти результаты, исключая четыре относя- относящихся к кванторам (*69а—*72а), можно установить в рамках исчисления высказываний. Они автоматически доказываются с [= путем вычисления истинностной таблицы для Р, Q, R с после- последующей подстановкой, как в примере 7.31). Затем в силу полноты заменяем f=s на \— (теорема 14, теоремы 8, 10). Можно вместо этого воспользоваться еще правилами теоремы 13, используя *6—*12 в доказательствах *26 — *30. Затем их можно перенести в иечисление предикатов, как говорилось в начале § 21 (упр. 24.1). *69а и *70а. *70а получается из упр. 21.4,. если применить вывод A(x)zdB(x) из Г вместо вывода из Vx(A(x)dB(x)). *69a получается так же или путем обобщения примера 14, где Р(х). и Q(x) заменяются на А(х), В (х), а первые три строки заменяются выводом A(x)dB(x), существование которого предполагается. Можно также использовать правила теорем 13 и 21 (упр. 24.2). *71а и *72а. *71а устанавливается так: 1. Г|— А(х)~ В (х)г- A(x)dB(x)—предположение; ~--удал. (ср. примечание на стр. 61). 2. rh-VxA(x)DVxB(x) —*69а, 1. 3. Г Ь- VxB(x)D VxA (x)—аналогично. 4. Г|— VxA(x)~VxB(x) — —введ., 2, 3. Аналогично устанавливается и *72а. Теперь мы можем перенести на исчисление предикатов теорему 5 с заменой «|=» на «Г|—» (это обобщение для «|=» было уже проделано для исчисления предикатов в § 19). Теорема 23. (Теорема о замене.) Пусть Сд—некоторая фор- формула, в которой выделено вхождение формулы А, а Св —формула, получаемая из СА заменой этого вхождения на формулу В. Пусть xv ..., xg—свободные переменные формул А или В, затрагивае- затрагиваемые кванторами формулы СА, в области действия которых содер- содержится рассматриваемое вхождение (т. е. хг, ..., х?—перемен- х?—переменные, имеющие в А или В свободные вхождения, которые оказыва- С помощью таблиц (I) § 8 можно сократить вычисления для *40а—*48.
150 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ ются связанными в СА или в Св). Пусть Г—список (возможно, пустой) формул, ни в одну из которых х„ ,.., х„ не входят свободно. Тогда: ч ЕслиГ\-А~В, то Г|-.СА~Св. Доказательство. Проиллюстрируем доказательство на четырех примерах. Пример 15. Возьмем в качестве СА формулу Rd Vz( -i3xP (x, у, z)V VQ (z)), в которой выделенное вхождение формулы А подчеркнуто. Пусть «Гг-А~В» имеет вид «1— -rlxP(x, у, z) ~ Vx-iP(x, у, z)» (т. е. список Г пуст), что верно в силу *82а теоремы 26. Это значит, что доказуема формула в строке 1 ниже. Пользуясь *29а, *71а и *27, последовательно получаем, что 2—4 также доказуемы: L -i3xP(x,y, z) ~ Vx-iP(x, y.z) -i3xP(x,y,z)VQ(z) ~ Vx-iP(x,y, z)VQ(z) Vz(-13xP(x,y,z)VQ(z))~ Vz(Vx-1P(x, y, z)VQ(z)) d Vz(-13xP(x,y)z)VQ(z))-RDVz(Vx-.P(x,y,zVQ z) Значит, I-R DVz(-13xP(x, y,z)VQ(z)) ~ R DVz(Vx-iP(x, y,z)V VQ(z)), что и утверждает теорема в данном случае. Пример ,16. Возьмем в качестве СА формулу Р (x)VVx Эу (Р (х) D D Q (у)), в которой подчеркнуто выделенное вхождение формулы А Пусть «Г |— А ~ В» имеет вид «VxVy [P (x) ~3zR (x, y,"z)] |— P (х)~ ~3zR (х, у, z)», что получается посредством двойного V-удаления; значит, формула в строке 1 ниже выводима из списка Г. Поль- Пользуясь *26, *72а (это можно, так как список Г не содержит у свободно), *71а (так как х не входит свободно в Г), *29Ь, зак- заключаем последовательно, что 2—5 также выводимы из Г. 2- 3. 4. 3zR(x, у, z) 3zR(x,y, z)z)Q(y) 3yCzR(x,y,z)z)Q(y)) Vx3yCzR(x,y,z)z)Q(y)) P(x)VVx3yCzR(x,y,z)DQ(y)) P(x) 2. P(x)DQ(y) 3. 3y(P(x)DQ(y)) 4. Vx3y(P(x)DQ(y)) 5.P(x)VVx3y(P(x)pQ(y)) Значит, Vx Vy [P (x) ~ 3zR (x, y, z)]HP(x)VVx3y(P(x)DQ(y))~ ~P(x)VVx3yCzR(x, y, z)Z)Q(y)), а это и утверждает теорема в данном случае. Пример 17. В примере 16 заменим В на 3zR (x, w, z). Так как w не делается связанной, когда подформула Р(х) замещается формулой 3zR (x, w, г), переменная w имеет право свободно входить в Г. Значит, Vx [P (х) ~ 3zR (x, w, г)\ \- Р(х) V Vx3y (P(x)z>Q(y)) ~ - Р (х) V Vx Эу CzR (x, w, z) d Q (у)). § 24. ЗАМЕНА, ЦЕПИ ЭКВИВАЛЕНТНОСТЕИ 151 Пример 18. Будем считать выделенным вхождением формулы Р(х) в примере 16 ее первое вхождение в эту формулу. Тогда Са ~ Св выводимо из Р (х) ~ В (достаточно просто воспользо- воспользоваться *29а), какова бы ни была формула В. Следствие 1. Если СА, Св, хх, ..., х? удовлетворяют усло- условиям теоремы, то , А — В |-7 xi • • • хзСА ~Св. Доказательство. Достаточно применить теорему, приняв за список Г формулу VXj ... Vx? (A ~ В), и поступать, как в при- примерах 16, 17, помня, что «А ~ В |— х> • • -х«» означает «Vx, . ..Vx?(A~B)|-». Следствие. 2. (Свойство замены для эквивалентности.) Анало- Аналогичным образом: (a) Если Г|-А~В, то Г, СА j— CB. (b) A~.B, CA hXt ^Св- Теперь мы можем вернуться к (а)—(?) § 5 и проверить, что эти утверждения верны, если заменить «?=» на «Г|—-» (упр. 24.3). Учитывая теорему 23 (или ее следствие 1), мы в состоянии теперь неограниченно пользоваться цепочками эквивалентностеи в теории доказательств, ставя перед этими цепочками «Г \—» (вместо «^=», как'в § 5, 19). Формулы Г не должны содержать свободно пере- переменных xt, ..., xq, относящихся к кванторам, в области дейст- действия которых совершаются замены (или если они содержат сво- свободно , такие переменные, то эти переменные следует указать в качестве верхних индексов при знаке «\-»). В большинстве приложений" (например, в доказательствах теорем 25 и 26) спи- список Г пуст (как в примере 15), и эквивалентности оказываются доказуемыми формулами, так что нам не надо беспокоиться насчет хх, ..., х?. Пусть (в обозначениях теоремы 23) выделенное вхождение А в СА не находится в области действия связки ~ (т. е. А не расположена в части D никакой подформулы, имеющей вид D ~ Е или Е ~ D). Говорят, что выделенное вхождение А поло- положительно или отрицательно в зависимости от того, располо- расположено оно в области действия четного или соответственно нечёт- нечётного числа отрицаний ' и поеылок импликацийг). Например, х) Вот более точное определение. 1. Вхождение А в А считается положи- положительным. 2. Вхождение А в COD (где О—любой из знаков &, V), происхо- происходящее от некоторого вхождения А в С (в D), имеет тот же знак, что и это вхождение А в С (в D). 3. Вхождение А 'в QxD (где Q есть v или 3) или в CdD, происходящее от некоторого вхождения в D, имеет тот же/знак, что и это вхождение. 4., Вхождение А в -i D или DdC, происходящее от не- некоторого вхождения в D, имеет знак, противоположный знаку этого вхождения в D.— IJpuM. ред.
152 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ в _-n3x((P(x)D_Q) VR)D_VyP(y) часть Р (х) отрицательна (надо подсчитать число подчеркнутых операторов), тогда как часть Q положительна (надо подсчитать число надчеркнутых операторов). Теорема 24. В условиях теоремы 23, предполагая дополни- дополнительно, что выделенное вхождение формулы А не расположено в области действия никакой связки ~, имеем: Если Т\~ Ad В, то Г | CbDCa, Следствие. AD В |- Xl ¦ х {положительно отрицательно. мЭСв ( положительно ~ , если это вхождение А \ -¦в D Сд ^ отрицательно. Доказательства предоставляются читателю в качестве упраж- упражнения (упр. 24.4). Лемма 5. Пусть х—некоторая переменная, А (х)—произволь- (х)—произвольная формула, а у—произвольная переменная, не обязательно отличная от х, такая, что: (i) у свободна для х в А(х), (и) у не входит, свободно в А(х) (кроме случая, когда у — это х), а А (у)—результат подстановки у вместо свободных вхождений хек (х). Тогда *73. j-Vx A (x) ~ Vy А (у). *74. \- Эх А(х) ~ Эу А(у). Доказательства. *73. Вытекает из правого столбца примера И. Аналогично доказывается *74. Теорема 25. Если А конгруэнтна В, то \— А ~ В. Утверждение теоремы можно проиллюстрировать на приме- примерах A) и B) конгруэнтных формул в конце § 16. Стандартный метод, применимый всегда (хотя порой можно пользоваться неко- некоторыми сокращениями), состоит в том, что берется набор новых переменных хх, х2, х3, соответствующих трем кванторам каждой из этих формул. Последовательно заменяя вхождения перемен- переменных, связанных каждым из этих кванторов, преобразуем строку 1 ( = A) из § 16) в 4 (ср. (lb)Bb)), а затем 4 в 7 ( = B) из § 16): 1. Vx(P(x)&3xQ(x, z)D3yR(x, y))VQG, x). 2. Vx(P(x)&3x1Q(x1, z)D3yR(x, y))VQ(z, x). 3. Vx (P (x) & 3xt Q (х„ z) p 3x2 R (x, x2)) V Q (z, x). 4. Vx3 (P (xa)& 3xt Q (x1; z) p 3x2R (x8, x,)) V Q (z, x). § 25. ПРЕДВАРЕННАЯ ФОРМА 153 5. Vy(P(y)&3x1Q(x1, z)D3x2R(y, x2))VQ(z, x). 6. Vy(P(y)&3x1Q(x1, z)D3zR(y, z))VQ(z, x). 7. Vy(P(y)&3xQ(x, z)D3zR(y, z))VQ(z, x). Доказательство того, что |— A ~ В (здесь А—формула A), а В — это B)), дается методом цепей. Например, для третьего звена усло- условия леммы 5 выполнены при х, Р(х)&ЭхгР(хх z)d3x2R (х, х2), х3 в ролях х, А(х), у. Следовательно, в силу *73 подчеркнутые части строк 3 и 4 эквивалентны (т. е. доказуема формула Vx A(x) ~ Vy А (у), выражающая их эквивалентность). Отсюда в силу теоремы 23 строка 3 эквивалентна строке 4. Упражнения. 24.1. Проведите все шаги доказательств утверж- утверждений *6, *7 и *26, пользуясь один за другим всеми указан- указанными в тексте методами. 24.2. Установите *69а и *70а посредством правил теорем 13 и 21. 24.3\ Проверьте, что (а)—(?) из § 5 сохраняют силу в исчис- исчислении предикатов при приписывании «Г|—». (Относительно (Р)—(б) см. *19—*21 теоремы 2.) 24.4. Докажите теорему 24 и ее следствие. 24.5. Обоснуйте следующие утверждения. В (Ь) использована запись типа (Вг) из § 13. (а) 1. Vx(P(x)DM(x))bP(x)DM(x). 2. Vx (Р (х) D М (х)) |- Эх (S (х) & -1М (х)) D Z>3x(S(x)&-!P(x)). 3. Vx(P(x)dM(x)), 3x(S(x)& -iM(x))|- h-3x(S(x)& -i'P(x)). Последняя строка выражает силлогизм классической аристо- аристотелевской логики, называемый «Вагосо»: Все Р суть М. Некото; рые же S не суть М. Значит, некоторые S не суть Р. (Ь)Пусть Vx(P(x)D -iM(x)). Тогда P(x)D~iM(x), откуда M(x)D-iP(x), значит, 3x(S(x)&M(x))d3x(S(x)&-iP(x)). Следовательно, Vx (P (x) D -i М (х)), Эх (S (х) & М (х)) \- Эх (S (х)& & -iP(x)) («Festino»I). § 25. Теория доказательств; изменения кванторов, предваренная форма Ниже мы используем доказательства теоремы 26 для иллюст- иллюстрации и усовершенствования аппарата выводимых правил. Будем пользоваться схемами «(A)», «(BJ», «(В2)», «(В8)», как в § 13. Те- х) Перевод в нашу символику объяснен далее, в § 26. Можно устано- установить еще 13 других аристотелевских силлогизмов; четыре же из классиче- классических силлогизмов оказываются неверными, если переводить их согласно тем же принципам. См. пример 23 из § 27 и Гильберт—Аккерман [1928], гл. 2, § 3.
154 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ перь мы дополнительно располагаем четырьмя правилами введе- введения и удаления кванторов (теорема 21). Как и всегда, надо тщательно следить за выполнением ограничений, указанных в формулировках этих правил. Правило V-введения было сформулировано в теореме 21 как правило вспомогательного вывода, когда допущения одинаковы во вспомогательном и в результирующем выводах. В результате при перечислении формул, выводимых из допущений Г, не содер- содержащих свободно х, мы можем переходить от А(х) к VxA(x) посредством V-введения. Правило 3-удаления служит для удаления ix из ЭхА(х) в качестве подготовки к тому, чтобы вывести из ЭхА(х) (и, мо- может быть, еще других допущений Г, в которые х не входит свободно) некоторое следствие С, в которое х не входит свободно. Эта процедура отвечает известному интуитивному способу рас- рассуждения в математике: «Имеется х, такое, что А (х); возьмем это х ...» или: «Существует число, удовлетворяющее условию А; назовем его х ...». Если в конце некоторой цепи рассуждений, зависящих от х, удается прийти к заключению, не содержащему х, то можно считать, что это заключение установлено независимо от допущений, касавшихся х. Одной из целей формального изучения логики является уве- увеличение надежности наших: логических рассуждений. Такое уве- увеличение надежности основано на том, что в сомнительных слу- случаях мы в состоянии показать, как осуществляется наше (или других людей) рассуждение шаг за шагом в согласии с изучен- изученными нами законами; короче говоря, мы можем показать, как можно «формализовать» наше рассуждение. Случается (см. гл. IV), что мы делаем это для прояснения основания наших рассуждений независимо от того, сомневаемся мы в его правильности или нет. Поэтому одна из целей формального изучения логики—макси- логики—максимально приблизить методы распознавания доказуемости формул (в строгом смысле теории доказательств § 9 и 21) к методам, используемым в неформальных рассуждениях. Мы не утверждаем, что этого можно достичь раз и навсегда для всех видов рассуждения. Все же правила введения и удале- удаления логических символов, на наш взгляд, достаточно хорошо реализуют эту программу в отношении интуитивного использования логики предикатов, причем не только для доказательства резуль- результатов в логике (см. непосредственно ниже), но и в применении логики к математике или к другим областям. Надо иметь в виду также замечания в конце § 13 о возможности дополнения пра- правил другими вспомогательными приемами. Правила введения и удаления в основном восходят к Генцену [1932], [1934 — 5]> [1936] (он использовал более раннюю § 25. ПРЕДВАРЕННАЯ ФОРМА 155 работу Герца [1929]) и Яськовскому [1934]1). Эти авторы в ос- основном занимались формулировкой логики, в которой такие правила были постулированы, тогда как у нас они выводятся. Наша схема (Ва) довольно близко примыкает к «натуральному выводу» Генцена и Яськовского [1934]. , Высказываются противоположные взгляды насчет того, что лучше: начинать с аксиоматической формулировки логики, поль- пользуясь правилом МР (логические системы «гильбертовского типа», см. § 50 и 54), выводя затем правила введения и удаления, либо принять эти правила в качестве постулированных правил (логи- (логические системы «генценовского типа»). Не существует формулировки, самой удобной для всех целей. Формулировка с аксиомами и правилами" необходима, чтобы дать прочную исходную базу для теории доказательств. Однако мы думаем, что, какова бы ни была исходная формули- формулировка, ею не ограничиваются, а рано или поздно пробуют выйти за ее пределы; это вызывается тем, что ищут сокращений, при доказательстве теорем вводятся новые методы и т. п. История математики—это непрерывная история слияния поначалу раз- разрозненных открытий в единые системы конструкций. Ввиду этого мы предпочли в .§ 9 и 21 начать с систем гиль- гильбертовского типа: ведь структурно они проще и очень хорошо приспособлены к пополнению их математическими аксиомами и схемами аксиом. Мы остановимся на этом подробнее в гл. -IV2). Теорема 26. Пусть х и у—произвольные различные перемен- переменные, А(х), В(х), А(х, у)—произвольные формулы,' а А, В — формулы, в которые х не входит свободно. В формулах *79 и *80 А (х, х) является результатом подстановки х вместо свобод- свободных вхождений у в А(х, у), причем х свободно для у в А(х, у) (т. е. все вхождения х в А(х, х), которые получаются в резуль- результате этой подстановки, свободныK). *75. |-VxA~A. " *76. Ь-ЭхА~А. *77. KVxVyA(x, y)~VyVxA(x, у). *78. [- Эх Эу А(х, у) ~ , ~ЭуЭхА(х, у). *79. |-VxVyA(x/, y)z>VxA(x, x). *80. H3xA(x, x)d Z) ЭхЗуА(х, у). !) Правила эти содержат теорему о дедукции, которая появилась в 1930 г. или ранее у'Эрбрана и Тарского (см. примечание на стр. 54—55). а) В гл. VI нам нужны будут также генценовские системы, относительно которых будет доказано, что они эквивалентны гильбертовским системам, используемым здесь. ?) Нумерация отвечает нумерации в [ВМ] (формулы *82а, *82Ь — это *86 и *85 из [ВМ], их номера изменены, чтобы поместить их раньше; формулы *99t> нет в [ВМ]). .
166 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ *82а. *83°. *87. *88. *89. *90. *91. *92°. *93. *81. h-VxA(x)D3xA(x). *82. j-3xVyA(x, y)DVy3xA(x, у). (Изменения кванторов.) 1- -i3xA(x)~Vx -iA(x). *82b° H Зх А (х) ~ -1 Ух -1А (х). *84°. \- Ух А (х) (Отрицание и кванторы.) Н Vx А (х) & Ух В (х) ~ Ух (А (х) & В (х)). Н Эх А (х) V Эх В (х) ~ Эх (А (х) V В (х)). |- А & Ух В (х) - Ух (А & В (х)). Н А V Эх В (х) ~ Эх (А V В (х)). Н А & Эх В (х) ~ Эх (А & В (х)). |- А V Ух В (х) ~ Ух (А V В (х)). Н Эх (А (х) & В (х)) D Эх Ах & Эх В (х). j У А () V V В () (А () 1 Эх -i А (х). ( () ()) () *94. j- У хА (х) V Vx В (х) D Ух (А (х) V В (х)). (Конъюнкция или дизъюнкция и кванторы,) *95. *97°. *98°. *96. HADVxB(x)~yX(ADB(x)) HAd3xB(x)~3x(Ad B(x)). j-Ух А (х) D В - Эх (А (х) D В). Н Эх А (х) D В ~ Ух (А (х) D В). *99°. j- Ух А (х) D.3x В (х) | (Э А () В ( Эх (А (х) D В (х)). V (А () В () () ( () ()) *99Ь. |- (Эх А (х) D Ух В (х)) D V х (А (х) D В (х)). (Импликация и кванторы.) Доказательства. *75. 1. Ух А|— А — У-удал. (здесь х играет роль х и г, а А играет роль А (х), так что г тривиально свободна для х в А (х)). О I Wv Л •-« Л -^ ~ 1 \ // (Ai 2. |-Ух Ad A—D-введ., 1. 3.Ah-A. 4. Aj— Ух А—У-введ., 3 (можно, так как А свободно х). 5. (—ADУхА—D-введ., 4. 6. Ух А~ А—~-введ., 2, 5. не содержит (Вх) (В,) I. Допустим, что tVxA (подготавливая D-введ.). По У-удал^-имеем 2А. II. Допустим 4А, куда не входит свободно х. По У-введ. имеем 6Ух А. 1 1. УхА—допущение. | 2. А—У-удал., 1. 3. Ух Ad А—D-введ., 2. I 4. А—допущение. | 5. УхА—У-введ., 4. 6. A DУх А—D-введ., 5. 7. УхА~А- ~-введ., 3, 6. § 25. ПРЕДВАРЕННАЯ ФОРМА 157 (В,) 1. Ух АН Vx А. 2. Ух АН А—V-удал., 1, 3. HVx AD A — D-введ., 2. 4. AHA. 5. AHVxA—У-введ., 4. 6. Н ADУх А— D-введ., 5. 7. HVxA~'A—~-введ., 3, *76. 1. AHA. 2. Эх АН А—Э-удал., 1 (заметим, что формула А, играю- (А) щая роль С, не содержит свободно х). 3. |—3xAdA—D-введ., 2. 4. AD Эх А—Э-введ. (х играет роль г), 5. HAD Эх А—D-введ., 4. 6. НЗхА~А — ~-введ., 3, 5. *80. 1. А(х, х)Н ЗхЭу А(х, у)—двойное Э-введ. (первый раз с у в роли х, а х в роли г, используя то, что х свободен для у в А (х, у); второй раз х играет роль и х и г) или в силу следствия 1 (Ь) теоремы 21. (А) 2. Эх А(х, х)Н ЭхЗу А(х, у) — Э-удал., 1 (если в качестве С взять ЭхЗуА(х, у), то в С не входит свободно х). -3. H3xA(x, x)D3x3yA(x, у)—D-введ., 2. *82а. 1. тЭхА(х), А(х)Н тЭхА(х). 2. -пЭхА(х), А(х)НЗх А (х)—Э-введ. (х в роли г). 3. -i3xA(x)H ~iA(x)— -n-введ., 2, 1. 4. -i3x А(х)Н^х -iA(x)—У-введ., 3 (так как -i Зх А (х) не содержит свободно х и может рассматриваться как Г). 5. Н -i3xA(x)DVx -1А(х)—D-введ., 4. (А) 6. Ух -iA(x), А(х)НА(х). 7. Vx -iA(x), A(x)H -1А (х)—У-удал. 8. Ух -iA(x), A(x)H ~iVx ~iA(x) —слабое -i-удал., 6, 7. 9. Ух-1А(х), ЭхА(х)Н -iVx-iA(x) — Э-удал., 8 (замечая, что ни -1 Ух -1А (х) в роли С, ни Ух -i А (х) в роли Г не содержат свободно х). 10. Vx-iA(x), 3xA(x)HVx~iA(x). 11. Ух-1А(х)Н -гЭхА(х)— -i-введ., ГО, 9. 12. HVx-iA(x)D -i3xA(x)—D-введ., И. 13. Н -i3xA(x)~ Ух-пА(х)—~-введ., 5, 12. I. Пусть x-i3xA(x). Подготавливая -i-введ., допустим 2А(х). По Э-введ. 8ЭхА(х), что противоречит -i3xA(x). Значит, 4~iA(x) в силу -i-введ. (освобождаясь от допуще- допущения А(х)). По У-введ. (которое возможно, ибо оставшееся допущение -i3xA(x) не содержит х свободно) 6Ухп|А(х). (Вх) II. Пусть 7Ух-1А(х). Подготавливая -i-введ., допустим 8ЭхА(х). Подготавливая 3-удал., допустим 9А(х). Исходя
158 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ из Vx-iA(x), получаем по V-удал. 10-iA(x), что проти- противоречит А(х). По слабому тудал. n-i Vxi A(x). Так как ни эта формула, ни допущения Vx-iA(x), ЭхА(х), отли- отличные от А(х), не содержат свободно х, мы можем теперь завершить Э-удал., а затем -i-введ. (учтя противоречие с Vx-iA(x)) и получаем 1з-гЗхА(х): 1. -i3xA(x)—допущение. 2. А(х)—допущение. 3. ЭхА(х)—Э-введ., 2. 4. -iA(x)—-i-введ., З, 1. Y 5. Vx-iA(x) — V-введ., 4. (ва) 6. -i3xA(x)dVx-iA(x)—D-введ., 5. 7. Vx-i A (x)—допущение. 8. ЭхА(х)—допущение. 9. А(х)—допущение. 10. -iA(x)—V-удал., 7. 11. <-i Vx-i A (x)—слабое -i-удал., 9, 10. 12. -1 Vx-i А (х)—Э-удал., 11. 13. -i3xA(x)—-i-введ., 7, 12. 14. Vx-iA(x)D-i3xA(x)—D-введ., 13. 15. -iЭхА (x) ~ Vx -iA(x.) -введ., 6, 14. 1. 2. 3. 4. 5. •6. -i3xA(x)|— -i3xA(x). А(х), -i3xA(x)|-A(x). А(х), -i3xA(x)|-3xA(x)—Э-введ., 2. -i3xA(x)|- -iA(x)— i-введ., 3, 1. -i3xA(x)j—Vx-i A (x)—V-введ., 4. I i3xA(x)z) Vx-iA(x)— D-введ.,5. 7- Vx-iA(x)hVx-iA(x). (B3) 8. 3xA(x), Vx-1A(x)|-3xA(x). 9. A(x), 3xA(x), Vx-i A (x) h-A (x). 10. A(x), 3xA(x), Vx-iA(x)|--iA(x)—V-удал., 7. ll.-A(x), 3xA(x), Vx-iACxIH-iVx-iACx)—слабое "i-удал., 9, 10. 12. ЗхА(х), Vx-^A{x)|--^Vx-^A(x)-Э-yдaл., 11. 13. Vx-1A(x)j--13xA(x)—i-введ., 7, 12. 14- h-Vx -iA(x)d -i3xA(x)— ,- • D-введ., 13. 15- \- -i3xA(x)~Vx-iA(x) — „ - - —введ., 6, 14. На каждом шаге рассуждений (В2) можно использовать те результаты, которые не расположены напротив других стрелок. Так, для строки 4 можно в целях -i-введ. использовать строку 1, которую мы рассматриваем как один из двух «данных выводов»! Ибо соотношение -\ ЭхА (х) j— ~i ЭхА(х) дает нам (в силу общих § 25. ПРЕДВАРЕННАЯ ФОРМА 159 свойств \—) А (х), -I ЭхА (х) \— -\ ЭхА (х). Хотя мы можем в стро- строках 9—11 устранить допущение ЭхА(х), мы предпочитаем его сохранить в силе со строки 8 до строки 12 с тем, чтобы Э-удал., примененное к строке 11, непосредственно дало бы ЭхА (х), ЭхА(х), Yx-iA(x)|--iVx-iA(x). (Ср. 12—17 из (В3) примера 9 § 13.) *82Ь. Используем метод цепей, которым мы уже располагаем в силу § 24. (— Эх -1А (х) ~ тп Эх i A (x) [*49] ~nVxmA(x) [*82а] ~-iVxA(x) [*49]. *87 — *94. Эти результаты можно устанавливать попарно, как будет показано для *91 и *92 (*88, *90, *94 можно установить также прямыми методами, аналогично" *91): *91. I. Допустим Д&ЭхВ (х), подготавливая D-введ. Отсюда по &-удал. 2А и 3ЭхВ(х). Подготавливая Э-удал., 'допустим 4В (х). По &-введ. 5А&В (х), по Э-введ. „Эх (А&В(х)). (Вх) Теперь завершаем Э-удал., а затем D-введ. II. Пусть „Эх (А&В (х)). Подготавливая 3-удал., допустим 10А&В(х). По &-удал. ПА и 12В(х). По Э-введ. 1зЭхВ (х). По &-введ. 14А&ЗхВ(х). Завершаем Э-удал. и D-введ. *92. h-AVVxB(x)--i(-iA&-iVxB(x))[*56]- ^ -1 (-1 А&Эх-1В (х)) [*82b] ~-i3x(-iA&-iB(x))[*91] ~ - Vx~i(-i A&-1 В (х)) [*82а] ~ Vx (А V В (х)) [*56]. *95—*99Ь. Все эти результаты можно получить методом цепей из *90, *92, *94, пользуясь *59 ((— AdB —-iAVB), *82а, *82Ь (и *34). При некоторой практике эти преобразования можно делать в уме, поэтому ими можно пользоваться, когда нужно вспомнить 95—99Ь, если помнить.*88—*94. (Некоторые из этих формул можно также получить прямыми методами.) Нужно заметить, что *87 и *88 являются теоремами, тогда как аналогичные формулы с V и V или с Э и & теоремами не являются (ими будут только *94 и *93) Это происходит потому, что квантор V родствен связке & (можно мыслить V как конъ- конъюнкцию, распространенную на область D; например, если ?>={1, 2, 3}, то Vx P(x) означает то же, что РA)&РB)&РC), в том расширении исчисления предикатов, которое получается присоединением символов «1», «2», «3» в качестве имен элементов из D). Аналогичное родство есть между Э и V- Теорема 6° и ее следствие0 обобщаются на исчисление преди- предикатов с |— (вместо |=), причем в операцию + теперь, включаем также взаимную замену V и Э1). Доказательство проводится, как и раньше, только дополнительно используются *82а и *82Ь. J) Единственное, чего недостает для обобщения теоремы 7 (принципа двой- двойственности) на исчисление предикатов с f— (операция ' включает теперь и взаимную замену кванторов),— это простого частного случая правила подста-
160 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Формула называется предваренной, если все ее кванторы на- находятся вначале, а областью их действия является вся остальная часть формулы. Так, УхЭу (Р (х) VQ(y)) является предваренной, a VxCyP(x)VQ(y))—нет. Если Е эквивалентна F (т.е. если |— Е ~ F) и F — предваренная, то F называется предваренной формой формулы Е. Теорема 27°. У всякой формулы Е есть предваренная форма. Доказательство. Пусть, например, Е — это ~i3xP(x) V VxQ(x). Преобразуем Е 'в предваренную формулу F посредством цепочки эквива лентностей:- |--i3xP(x)VVxQ(x)~ ~ Vx-i P (x) V VxQ (x) [*82a] ~ - Ух (-1Р (х) V VxQ (x)) [*92 и *34] ~ ' ~ Vx (-л Р (х) V VyQ (у)) [теорема 25, т. е. *73] ~ ~VxVy(-iP(x)VQ(y)) [*92]. При первом применении *92 (совместно с *34) VxQ(x) (не со- содержащая х свободно) играет роль A, a ~iP(x) — роль В (х). Теорема 25 позволяет нам заменить в этом случае VxQ (x) на VyQ (у) так, что на заключительном этапе (применение *92 с у в роли х) х не входит свободно в А. Интуиционистское исчисление предикатов. (См. конец § 12.) Чтобы получить интуиционистское исчисление предикатов, доста- достаточно заменить схему аксиом 8 на схему аксиом 81, иными словами, опираться в построении исчисления предикатов на. интуиционистское, а не на классическое исчисление высказываний. ' новки (теорем 1, 17) в исчислении предикатов с |— (дающего возможность получать |—Et* из)—Et). При рассмотрении подстановки вместо атомов в исчислении высказываний и вместо ионов в исчислении предикатов (а также некоторых других правил под- подстановки, являющихся правилами вспомогательного вывода) в теории доказа- доказательств мы опираемся на идею проведения рассматриваемой подстановки сразу во всем доказательстве; затем мы пытаемся установить, что результат все еще является доказательством. Это непосредственно ясно в исчислении высказыва- высказываний (кроме случая, когда подстановка вызывает изменение в самом языке; тогда она должна распространиться на те атомы, которые входят в доказа- доказательство, но не в доказываемую формулу); ср. [ВМ], теорема 3, стр. 101 и дальше. В исчислении предикатов имеется риск, что осуществляемая в про- процессе доказательства подстановка вводит свободные вхождения х в формулу С из применения V- или ,3-правила (чем разрушается это применение) или она вводит кванторы внутрь А (х) из аксиомы, задаваемой V- и Э-схемами, так что г перестает быть свободной для х (чем разрушается эта аксиома); ср. [ВМ], стр. 145 и след. (на стр. 146 строка 11 снизу, надо добавить: «или свободных переменных»). Ни одно из этих усложнений не может возникнуть в простых случаях подстановки вместо ионов, встречающихся в" этой книге (например, при подстановке вместо ионов их отрицаний). Подстановку в |—соотношения можно рассматривать аналогично, а можно использовать тео- теорему о дедукции по образцу упр. 7.3. § 25. ПРЕДВАРЕННАЯ ФОРМА 161 Сохраняют силу те результаты, которые установлены с исполь- использованием только выводимых правил теорем 13 и 21, за исключе- исключением правила удаления двойного отрицания1). Упражнения. 25.1. Для указанных доказательств преобразуйте выводы вида (Вх) в выводы вида (В2) и вида (В3). Проверьте, что все шаги в (В3) корректны. (a) Данное выше доказательство *91. (b) Следующее доказательство *96: I. Допустим (подготавли- (подготавливая D -введ.) ЭхА (х) Z) В. Допустим (для э -введ.) А (х). По Э-введ. ЭхА(х), а по ZD-удал. В. По id-введ. (удаляя допущение А (х)) получаем A(x)Z)B. По V-введ. Vx(A(x)DB). II. Допустим Vx(A(x)dB) и ЭхА(х). Из первого по V-удал. A(x)Z)B. Допустим А(х), подготавливая Э-удал. По D-удал. В. 25.2. Дайте доказательства *82 и *90 прямыми методами, приняв схему (Bj), и перепишите их по схемам (В2) и (В3). 25.3. В (а) и (Ь) ниже попробуйте рассуждать аналогично и найдите ошибку. (Сведите сомнительный шаг к явному приме- применению одного из правил введения или удаления и покажите, что переменные не удовлетворяют надлежащим условиям.) (a) Обратное к *82 (Vy3xA(x, y)D3xVyA(x, у)) (ср. пример 3). (b) *92 2). 25.4. Докажите *83, *95, *98, исходя из предыдущих резуль- результатов и используя метод цепей. 25.5. Докажите *99Ь, исходя из *94, а также прямым дока- доказательством типа (Вх). 25.6. Проведите доказательства типа (Вх): (a) r-3x-iA(x)D-iVxA(x) (ср. *82Ь). (b) h-VxA(x)&3xB(x)D3x(A(x)&B(x)).. 25.7°. Установите j- Vx (А (х) V В (х)) D ЭхА (х) V VxB (x). 25.8. Докажите, что *80, вообще говоря, не сохраняет силы без того ограничения, которое высказано во второй фразе теоремы. 25.9. Докажите, что *91, вообще говоря, не имеет силы, если х входит свободно в А. 25.10. Проделайте 19.4, считая, что «А эквивалентно В» озна- означает «j— A ~ В». 25.11. Приведите к предваренной форме: (a) (-i3xP(x)VVxQ(x))&(RDVxS(x)). (b) -i{(-iЭхР(х)VVxQ(x))&(RdVxS(x))}. (Для уменьшения числа шагов воспользуйтесь, теоремой бра |_ применительно к ре- результату (а).) L) Более полные перечни интуиционистски верных результатов (записы- (записываемые без«°») в стиле теоремы 2 (но применительно к «(^-»), теорем 22 и 26 даны в [ВМ], теоремы 5, 7, 17 и следствие (стр. 104, 109," 148, 151). 2) Формула Р V VxQ (х) ~ Vx (P V Q (х)) представляет интерес как фор- формула, которая не содержит -i, но не может быть доказана без использования схемы аксиом 8 (см. [ВМ], § 80). 6 С. К. л и ни
162 ГЛ. И. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ (c) (-iVxP(x)V3xQ(x))&(R:d3xS(x)). Обойдитесь двумя кванторами. (d) VxP(x) ~ 3xQ(x). Начните с использования формулы *63а. 25.12°*. (а) Докажите следующую теорему (см. примечание на стр. 109): Какова бы ни была формула Е и 0-местный ион Р, всегда \- Е ~ (P&Fj) V (P&F2), где F,- есть Р, или -|Р, или не- некоторая формула, не содержащая Р(г=1, 2). Указание: исполь- использовать *49, *40а — *48 (§ 24), *75, *76 с тем, чтобы найти такие Fa и F2 с описанными выше свойствами, что Р(— Е ~ Fx, а —i F» 1— E~F2. (b) В теореме возникают 9 ( = 3-3) случаев, ибо каждая из формул F^ F2 имеет три возможных вида. Упростите (P&F^V V(~iP&F2) для 8 из этих случаев. (c) Сформулируйте и докажите аналогичную теорему, в которой речь идет о 0-местных ионах Pt и Р2 вместо одного иона Р. *§ 26. Применения к естественному языку; множества, аристотелевские категорические силлогизмы Мы продолжаем тему § 14, 15. Для использования логического анализа мы располагаем теперь более богатой системой, а именно исчислением предикатов, точнее, ограниченным односортным клас- классическим исчислением предикатов (§ 16, 17). При переводе словесных выражений в логическую символику надо, как и прежде в § 14, иметь четкое представление об интер- интерпретации или возможных моделях этой символики. Поэтому, когда мы обнаруживаем, что ресурсов исчисления высказываний для целей перевода недостаточно, мы должны рас- рассматривать-все те высказывания, к которым мы пожелаем приме- применить исчисление предикатов, как относящиеся к элементам неко- некоторой непустой области D. После перевода мы проверяем общезначимость переведенных доводов, уже не предполагая, что мы знаем что-то о D. Поэтому перед переводом мы не обязаны уточнять вид области D, надо лишь договориться, что существует непустое множество D, которому принадлежат все рассматривае- рассматриваемые объекты и которое будет служить областью значений пере- переменных в высказываниях, где фигурируют «все», «некоторые» и т. п. Задавшись областью D, надо суметь' выбрать перечень преди- предикатов (т. е. пропозициональных функций, каждая от некоторого числа п ^ 0 переменных), которые будут служить основными независимыми предикатами, участвующими в формулировках. В нашем логическом анализе ни один из них не будет рассматри- рассматриваться как-составленный из других предикатов. Каждый из них становится некоторым высказыванием (или принимает некоторое высказывание в качестве значения), когда все его переменные § 26. АРИСТОТЕЛЕВСКИЕ КАТЕГОРИЧЕСКИЕ СИЛЛОГИЗМЫ 163 становятся элементами из D (или принимают их в качестве зна- значений); получаемое высказывание должно быть истинным или ложным, но не то и другое одновременно. Затем мы установим символику, необходимую для применения исчисления предикатов, выбирая элементарные предикатные выражения (ионы) и, как правило, записывая их с самого начала с помощью приданных переменных называющей формы. Сделав это, т. е. выбрав D и предикаты на D, принимающие значения «истина», «ложь», мы представляем то, что считаем реаль- реальной ситуацией, или делаем упрощающие допущения, чтобы дальше можно было рассуждать точно. Сделаем небольшое отступление, чтобы ввести часть обычной теоретико-множественной терминологии. Мы не собираемся кри- критически рассматривать понятия «множества», «набора», «совокуп- «совокупности», «собрания», «класса» С, составленного из мысленно объеди- объединенных объектов, о которых говорится, что они «принадлежат» С или являются «элементами» С. Мы предполагаем, что читатель имеет об этих терминах достаточное представление. Мы пишем «xgC» для указания того, что х является элементом из С, и «х (? С» для указания того, что х не является элементом С (иными словами, «х^С» является сокращением —ix?C). Множество должно полностью определяться заданием тех объек- объектов, которые являются его элементами. Множества Сх и С2 совпа- совпадают тогда и только тогда, когда им принадлежат одни и те же элементы; символически: С1 = Сг тогда и только тогда, когда Чх(х?С1~х€С2). Множество С содержится в множестве D (иначе, С является частью, или подмножеством, множества D) тогда и только тогда, когда каждый элемент С является элементом D; символически: CsD тогда и только тогда, когда Vx(x? Cz>x(t.D). (Отсюда следует, что C = D тогда и только тогда, когда CsD&D^C.) Согласно этому определению, всякое множество D является под- подмножеством самого себя; говорят, что D является несобственным подмножеством D. Всякое другое подмножество С множества D, т. е. С, такое, что Cs D&C^D (всякий элемент из С является элементом из D, но имеются элементы из D, не являющиеся эле- элементами из С), называется собственным подмножеством множества D, что записывается в виде С с D. Множество 0, не имеющее элементов, называется пустым множеством и является подмноже- подмножеством всякого множества D1). Предположим, например, что D является множеством из трех элементов а, Ь, с; символически: D = {a, Ь, с}. Множество D имеет х) Кое-где, в частности в [ВМ], пишут «с» вместо нашего «S». В [ВМ] вместо «0» пишется «О».
164 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ восемь подмножеств: { }, {а}, Щ, {с}, {а, Ь), {а, с}, {b, с}, {a, Ь, с}. Первое—это пустое множество 0. Последнее—это несобствен- несобственное подмножество множества D. Второе, третье и четвертое—еди- четвертое—единичные множества, т. е. множества, состоящие ровно из одного элемента каждое. В приложениях исчисления предикатов область D можно называть универсальным множеством (или универсумом, или уни- универсумом рассуждения, универсумом рассмотрения). Это просто неко- некоторое множество, фиксированное в рамках предполагаемого приме- применения и содержащее в качестве элементов все объекты, которые нам придется рассмотреть в этом применении. Например, если неко- некоторое рассуждение касается натуральных чисел 0, 1, 2, ... и только их, то D будет множеством всех натуральных чисел и не должно содержать туфель, лодок, сургуча, королей и капусты. В следующем примере, который мы не могли црлностью про- проанализировать в § 14, множество натуральных чисел не подошло бы в качестве D. Пример 19. «Все люди смертны. Сократ есть человек. Следова- Следовательно, Сократ смертен». Если D, содержащее Сократа, о котором идет речь в этом рассуждении,—это в точности множество людей, то вторая посылка не нужна для рассуждения. Если бы множе- множество D всех объектов, о которых идет речь, включая Сократа, по определению состояло в точности из смертных объектов, то само по себе рассуждение было бы излишним. Следовательно, лучше мыслить D состоящим из всех «существ», включая людей, живот- животных и, возможно, еще кого-нибудь (например, богов из греческой мифологии). D могло бы включать и натуральные числа, и мине- минералы, если «х смертен» истолковывается так, что может иметь какое-нибудь истинностное значение, когда х является натуральным числом или минералом, но это кажется слишком искусственным. Введя обозначения «Ч (х)» вместо «х есть человек», «С (х)» вместо «х смертен» и «с» вместо «Сократ», можем переписать наш довод так1): *) Мы согласились для обозначения лингвистических объектов (формул и переменных) пользоваться прямым шрифтом (строчным и прописным), а для обо- обозначения математических или эмпирических объектов (предикатов, множеств, элементов области D) — курсивом. Здесь нам кажется уместнее писать «Ч (х)» в качестве имени для «.х есть человек» (тем самым делая «х» именем для «я»), чем смешивать прямой шрифт и курсив в записи «Ч (х)ъ. Но можно было бы написать и «Ч (л;)» в качестве сокращенного обозначения предиката <ах есть человек», а тогда «Ч (х)» стало бы именем для любого из выражений: «Ч (я)» и «х есть человек» по нашему выбору. § 26. АРИСТОТЕЛЕВСКИЕ КАТЕГОРИЧЕСКИЕ СИЛЛОГИЗМЫ 165 A) VxD(x)DC(x)), Ч(с).-.С(с). Сказать, что это верное рассуждение, означает сказать, что B) VxD(x)DC(x)), Ч(с)?С(с) (ср. § 20). Мы написали B), а не VxD(x)DC(x))i Ч(с)(=еС(с), потому что при переводе предложенного рассуждения посредст- посредством A) предполагается, что переменная с обозначает в Ч (с) и С (с) один и тот же элемент из D, т. е. Сократа. Читатель без труда установит B) непосредственно или переходя к виду C) Ух(Ч(х)эС(х)), Ч(с)|-С(с) и используя конец § 23. Так как до сих пор мы обходились переменными, не вводя отдельно «констант», то нужно в A) и, следовательно, в B) при- придать с условную интерпретацию ((I) § 20). Мы могли бы избежать всякой неопределенности насчет статуса свободных переменных в допущениях, записывая их в виде VAlt ..., Ykm, где V обозначает замыкание относительно всех переменных, которые не считаются фиксированными. Это, пожалуй, ближе к практике обычного {нематематического) языка, в котором редко встре- встречаются конструкции со свободными переменными, которые не. остаются фиксированными. В математике же допущения часто формулируются со свободными переменными, имеющими интерпре- интерпретацию всеобщности ((II) § 20), например когда пишут х -\-у = у -\-х или х <у&у <Ох < z. Мы не видим оснований запрещать здесь эту практику. Во избежание недоразумений будем записывать переменные xlf ..., xg, которые не обязательно остаются фикси- фиксированными, в виде верхних индексов над «. • .», как поступали с «|=» в начале § 20 и с «(—» в § 21. . Требование, чтобы все объекты принадлежали некоторому непустому множеству D, называемому предметной областью, не помешает нам говорить об элементах других множеств F1KF2, F3, ..., лишь бы эти последние содержались в D (т. е. при усло- условии, что F1^D, F2^D, F3^ D, ...). Так, можно считать, что в примере 19 рассматриваются три множества: D = {существа}, Ч = {человеческие индивидуумы} = {те х из D, для которых Ч {х)\ = = хЧ (х), С = {смертные} = {те х из D, для которых С (л;)} = = хС (х) (см. предыдущее примечание). Это показывает, что для любого одноместного предиката F (х), свободная переменная х которого пробегает D, можно определить подмножество F мно-
166 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ жества D, элементы которого—это в точности те х, для которых F (х) является верным высказыванием. Символически: F =xF {хI). Обратно, если у нас уже введено некоторое подмножество С множества D, то мы можем определить предикат F (х), положив F(x)^=x?F. В частности, если множества Ч (человеческих инди- индивидуумов) и С (смертных) введены ранее как подмножества мно- множества D, то можно определить «Ч (х)» и «С (х)» как обозначения для х?Ч и х?С соответственно2). Заметим, что в A)—C) подмножества Ч и С множества D уже упоминались с помощью ионов Ч( —) и С(—). Само же D явно не упоминалось. Оно входит неявно как область значений переменной х, а также область, откуда берется с, если изучают общезначимость вообще, отвлекаясь от той специальной интерпре- интерпретации, в которой эта буква обозначает Сократа. Пример 20. «Всякое нечетное натуральное число является раз- разностью двух квадратов. 5 является нечетным натуральным числом. Значит, 5 является разностью двух квадратов». Для разбора этого рассуждения не потребуется ничего, кроме натуральных чисел. Поэтому возьмем D = {натуральные числа}. Через'Н(х) обозначим «х нечетно», а через Р (х)—«х является разностью двух квадратов». Обозначая, наконец, через п число «5», получаем символическую запись: A) Vx[H(x)DP(x)], Н(п).-.Р(п). С точностью до обозначений это совпадает с A) из примера 19, следовательно, это рассуждение верно. (Приведенное там доказа- *) Другие обозначения для xF (х) таковы: «{x:F (x)}» и dx\F(x))i>. 8) Мы считаем, что два предиката F1 (x) и F2 (x) одинаковы тогда (и только тогда), когда при каждом х высказывания Ft (x) и F2 (x) -оказываются одина- одинаковыми, т. е. имеют один и тот же смысл. Следовательно, может случиться, что Fi (x) и F2(x) будут разными предикатами, но при всех x?D высказыва- высказывание Fi(x)^ истинно тогда и только тогда, когда истинно F2 (x), т. е. когда xF1 (x) и xF2 (x)—одно и то же множество. Если мы станем на эту точку зрения, то, определяя предикат- F (х) по- посредством F (x) = x?F, мы должны представлять себе, что множество F зада- етея вместе с некоторым способом его описания, позволяющим определить тот смысл, который приписывается высказыванию x?F. Различие это не имеет значения в классической логике: когда проверяется, выполнено ли некоторое логическое соотношение, предикаты подвергаются «рентгеноскопии», не оставляющей от них ничего, кроме логических функций (примечание на стр. 112, § 17). Множество F = xF{x) можно назвать экстенсионалом (или объемом) пре- предиката F (х). Предикат в нашем понимании является интенсиональным. [Exten- [Extension— «объем», «протяженность» (в данном случае—объем множества тех х, для которых верно F (x)), intension — «смысл» (буквально «намерение», т. е. «то, что имеется в виду»). — Ред.] объектом, поскольку он определяет интен- сионал (содержание) описываемого понятия, а логическая функция является экстенсиональным объектом. § 26. АРИСТОТЕЛЕВСКИЕ КАТЕГОРИЧЕСКИЕ СИЛЛОГИЗМЫ 16? тельство относится и к рассуждению, относящемуся к Сократу, и к рассуждению о числе 5.) Область D этого применения очень четко определена (по крайней мере математики обычно думают так), тогда как область примера 19 очерчена довольно-таки смутно. Пример этот напоминает вторую иллюстрацию [2] материаль- материальной импликации из § 2. Там мы не могли еще явно говорить об области D (скажем, о целых числах > 1) и не могли пользоваться квантором Vx. Мы говорили, что п—определенное число, которое написано на бумажке, лежащей в вашем кармане, и неизвестное мне. Мое утверждение надлежало рассматривать как HdM, где Н—«п нечетно», а М—«хп + уп разлагается на множители» для этого фиксированного п. Но так как я не знал этого конкретного числа п в вашем кармане, я должен был рассматривать все воз- возможности. При наших нынешних обозначениях я могу сказать, что прежде чем держать пари с вами, я убедился, что Vx [H (x) ID DM(x)], ще О = {целые числа > 1}, Н(х)—«х нечетно», а М(х) — <t.xn-\-yn разлагается на множители». Исходя из этого, я полу- получаю Н (х)эМ(х) (или, короче, Н1эМ)за счет V-удаления; здесь х обозначает то значение п, которое записано на вашей бу- бумажке. В этом конкретном примере материальная импликация D, ис- используемая совместно с квантором всеобщности, позволяет записать утверждение Vx(H(x)dM(x)), относящееся к целым положитель- положительным числам > 1, с помощью переменной х, пробегающей множество всех целых чисел > 1. Это можно сделать потому, что таблица для АэВ дает t всегда, когда А дает f. Отношение между про- пропозициональными функциями Н (х) и М (х) (а не только между высказываниями), выражаемое в виде Vx [H(x)I)M(x)], назы- называется «формальной импликацией». Точно так же Vx (Р (х) ~ Q (х)) выражает «формальную эквивалентность» пропозициональных функ- функций Р(х) и Q(x). В логике Аристотеля C84—322 до н. э.) и его последователей вплоть до конца XIX столетия основная роль приписывалась " четырем видам суждений, называемых «категорическими». Ниже мы опишем их в правом столбце, давая слева наш символический перевод. S (х) пишется вместо «х обладает свойством S», а Р (х) — вместо «х обладает свойством Р». Две первые посылки примеров 19 и 20 иллюстрируют форму А1). Если S выражается единст- единственным числом, то сказуемое тоже ставится в единственном числе: х) Буквы «А», «Е», «I», «О» восходят к гласным (отмеченным курсивом) в латинских словах: «affirmo — » (утверждаю) и «nego» (отрицаю). Формы А и Г —> общеутвердительное и частноутвердительное. Формы Е и О — общеОтрица.Тель- ное и частноотрицательшзе. Буквы «S» и «Р» напоминают О членах предложе- предложения, которые называют «subject» (подлежащее) и «predicat» (сказуемое).
168 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ «всякий», «каждый» иногда заменяется словом «все». A Vx(S(x)l)P(x)). Все S суть Р. (Только Р являются S.) Е -i3x(S(x)&P(x)) (эквивалентно Vx(S(x)D-iP(x)), согласно *82а, *55Ь, *59). Никакое S не является Р. (Все S суть не Р.) I 3x(S(x)&P(x)). Некоторые S суть Р. О 3x(S(x)&-iP(x)). Некоторые S не суть Р. Мы согласились, что областью значений наших переменных (здесь переменная одна—х) является некоторое непустое множе- множество D. Однако при символическом изображении двух первых из этих четырех форм наше внимание из-за наличия «S (x) D» сосре- сосредоточивается на той части области D, которая лежит внутри мно- множества 5, так что истинность Р(х) (первая форма, А) или его ложность (вторая форма, Е) утверждается только для x?S. Если мы временно введем еще один вид переменных, то сужде- суждение Vx(S(x)dP(x)), где х пробегает D, станет равносильно VgP(i), где I пробегает S(S^D), a Vx (S (х) Э -\ Р (х)) равно- равносильно V|-iP{i). Аналогично в третьей форме 3x(S(x)&P(x)) будет равносильно 3|Р(?); в четвертой 3x(S(x)&-iP(x)) равно- равносильно 3|-iP(|). Не стоит загромождать символику введением переменных нового сорта, если мы не станем их часто использовать. (В этой книге ради простоты мы будем избегать такого загромождения.) Вер- Вернемся к односортному исчислению предикатов, где мы можем достичь того же эффекта, что и с помощью переменной, пробе- пробегающей некоторое подмножество S = xS(x) исходной области D, если к области действия квантора V припишем спереди S(x)id, а к области действия квантора 3 припишем спереди S(x)&. Мы исключили случай' пустого множества D. Это означает лишь, что область значений наших переменных, рассматриваемая в целом, не будет' никогда пустой; х имеет хотя бы одно значе- значение. Если же мы ограничим наше внимание подмножеством S — xS(x) множества D, используя Vx(S(x)D ...) или 3x(S(x)&...), то это подмножество S может оказаться пустым. Так, например, если я хочу с помощью символики исчисления предикатов изло- изложить теорию ангелов, но сомневаюсь в их существовании, то мне сначала надо погрузить множество ангелов в некоторую сово- совокупность D, относительно которой я уверен, что она не пуста. При нашем переводе, если S пусто, то суждения «Все S суть Р» и «Все S суть не Р» истинны, тогда как «Некоторые S суть Р» § 26. АРИСТОТЕЛЕВСКИЕ КАТЕГОРИЧЕСКИЕ СИЛЛОГИЗМЫ 169 и «Некоторые S суть не Р» ложны. Например, в случае, если ангелов не 'существует, мы можем утверждать, что истинны оба суждения: «У всех ангелов есть крылья» и «Все ангелы бескрылы» (что равносильно «Ни один ангел не имеет крыльев»). Как раз в этом пункте обычный язык допускает двусмыслен- "ность, как и в обыденном употреблении «или» то для обычной, то для разделительной дизъюнкции. Люди не склонны говорить «Все S суть Р», если они.знают заранее, что S пусто. Однако они говорят так в тех случаях, когда они не знают, что S пусто, или когда они просто не подумали об этой возможности. Когда же затем они сталкиваются с тем обстоятельством, что 5 пусто, или с такой возможностью, могут возникнуть различные мнения о том, надо ли в этом случае считать высказывание «Все S суть Р» истинным (как поступаем мы) или ложным. Аристотель избрал последнее. Он истолковывал высказывание «Все S суть Р» как утверждение, подразумевающее существование хотя бы одного элемента из S. При аристотелевской интерпретации мы должны были бы перевести «Все S суть Р» в нашу символику посредством 3xS(x)&Vx(S(x)D Р(х)I). Когда S непусто, т.е. когда 3xS(x) истинно, это равносильно нашему Vx(S(xK P(x)). (В силу *45 § 24 Эх S (х) |- Зх S (х) & Vx (S (x) Z) Р (х)) - Vx (S (х) Э Р (х)).) Основание, по которому мы предпочитаем использовать «Все S суть Р» и «Все S суть не Р» в смысле Vx(S(x)d Р(х)) и Vx(S(x)id -iP(x)) соответственно, заключается в том, что смысл этот проще и потому полезнее. (При переводе с разговорного языка мы должны ставить префикс 3xS(x)&, если имелось в виду именно это.) Простота нашего перевода выявляется при записи в терминах теории множеств, ибо Vx(S(x)D Р(х))_примет вид «S s Р», a VxjS (х) ID -1Р (х)) примет вид «S ?= Р», где Р = х -iP (x). Говорят, что Р является дополнением множества Р (относительно нашего универсального множества D). Введем еще некоторые обозначения теории множеств: . Sf\P = x(S(x)&P(x)) (пересечение множеств S и Р) и S U Р = х (S (х) V Р (х)) (объединение множеств S и Р)а). Вспоминая, что 0 ={пустое множество} = х [S (х) & -iS (х)], можем !) Если некто говорит «Все S суть Р» и мы высказываем сомнение в том, что 3xS(x), то он может ответить двумя способами: A) «Сказанное мной обу- обусловлено существованием хотя бы одного S; т. е. я имел в виду, что к моему высказыванию надо было приписать Зх S (х) Г) ». B) «Я имел в виду, что существует хотя бы одно S; т. е. надо было приписать 3xS(x)&». Это ведет соответственно к следующим переводам: (Г) эх S (х) ГЭ Vx [S (х) Г) Р (х)] и B') 3xS(x)& Vx[S(x)r)P(x)]. Но (Г) эквивалентен нашему переводу Vx [S (х) ГЗ.Р (х)]. 2) Иногда Sf]P называют произведением множеств, a S(jP—суммой. По-английски используют также термины «meet» и «join».
170 П. ГЛ. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ выразить Эх (S(x)&P(x)) посредством 5п^ =7^0. а Эх(S(x)&-1 Р(х)) посредством S n P Ф 0 ¦ И Аристотель, и мы, и человек с улицы обычно согласны между собой в том, что высказывание «Некоторые S суть Р» надо переводить как 3x(S(x)&P(x)), а «Некоторые S суть не Р» — как 3x(S(x)&~iP (х)). Если ангелов нет, то утверждения «Некоторые ангелы имеют крылья» и «Некоторые ангелы крыльев не имеют» одинаково ложны по разумению всякого человека. Бывает, что в обыденной речи слово «некоторые», особенно если его подчеркивают, носит оттенок «некоторые, но не все». Когда политик произносит: «Некоторые политики—мошенники», он имеет в виду: «Неверно, будто все политики—мошенники, но не- некоторые—мошенники», т. е. -1Ух(П(х)э М(х))& Эх(П(х)&М(х)), причем он наиболее заинтересован в сообщении именно первого члена конъюнкции. В повседневной речи слова «все» >и «некоторые» порой опус- опускаются. Фраза «Люди смертны» обозначает: «Все люди смертны», а «Люди взошли на Эверест» означает: «Некоторые люди взошли на Эверест». *§ 27. Применения к естественному языку; еще о переводе слов символами *) Как уже много говорилось в § 16 и далее, кванторы соче- сочетаются друг с другом и пропозициональными связками многими способами; современная логика далеко ушла в изучении выска- высказываний от четырех аристотелевских форм суждений А, Е, I, О. Как и в § 14, справа мы приводим перечень тех выражений, которые обычно переводятся или могут быть переведены так, как указано слева. Перевод тех выражений,' в которых фигурируют местоимения вроде «всякий», «некоторый» и т. п., побуждает ввести переменную. Это пояснено нашими примерами (а)—(g) в начале § 16. VxA(x) Для любого х (имеет место) А(х). А(х) при произвольном х. Для всех х (верно) А(х). А(х), каково бы ни было х. Для каждого х (верно) А(х). Всегда имеет место А (х). Каждый обладает свойством А. Свойство А присуще всем. Все удовлетворяет А. Любой объект является А. Всякая вещь обладает свойством А. х) В этом параграфе часть примеров, специфичных именно для английского языка, при переводе опущена.—Прим. перец. § 27. ЕЩЕ О ПЕРЕВОДЕ СЛОВ СИМВОЛАМИ 171 Эх А (х) Для некоторых х (имеет место) А (х). Для подходящего х (верно) А(х). Существует х, для которого (такой, что) А(х). Имеется х, для которого (такой, что) А (х). Найдется х, для которого (такой, что) А(х). У некоторых вещей есть признак А. Хотя бы для одного х (верно) А (х). Кто-нибудь относится к (есть) А. По крайней мере один объект есть Ах). Когда отрицание и кванторы появляются во фразах совместно, то надо наблюдать за надлежащим их порядком. В последующих примерах (список которых может быть продолжен, если обратиться к другим способам словесного выражения кванторов) отрицание перед квантором или после него, по-видимому, не порождает двусмысленности —iVxA(x) Не для каждого х (верно) А(х). Не при всяком х (верно) А(х). А(х) оказывается истинным не для всех х. Не все обладает свойством А.- Не все суть А. А не всегда верно. Vx-iA(x) ' Для всякого х неверно А(х). А (х) всегда ложно. Ничто не обладает свойством А. Все суть не А. -i3xA(x) He существует х, такого, что А(х). Нет никакого х, такого, что А(х). Нет х, такого, что А (х). А (х) не выполняется ни для какого х. Ничто не обладает свойством А. Никто не есть А. Эх—|А(х) Для некоторого х не (верно) А(х). Что-то не обладает свойством А. Кто-то есть не А. —i3xA(x) Ни для какого х-не верно А(х). Неверно, что для некоторых х А (х). Ничто не обладает свойством А. Никто не есть А. 1) Чтобы иметь возможность переводить фразы «Не более одного объекта обладает свойством А», «Точно один объект является А», «Хотя бы два объекта суть А» и т. п., нам придется подождать до гл. III.
172 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ 3xS(x):dP Если S(x) для какого-нибудь х, то Р. Если имеется х, для которого S, то Р. Если хоть что-нибудь есть S, то Р. БэЗхРх Если S, то для некоторого х (верно) Р(х). Абстрактно употребленное слово может означать и «любой», и «какой-нибудь». Например: «Ребенку нужна ласка»—Vx(P(x)id ^)Л(х)). «Здесь есть человек» — Эх(Ч(х)&3(х)) (см. конец § 26). Обычно области действия кванторов в импликации очевидны: «Для любого х, если S(x), то Р(х)» и «Для любого х S(x), только если Р (х)» переводятся Vx (S (х) гэ Р (х)). «Если для всех х S (х), то Р(х)» и «Р (х), если для всех х S(х)» переводятся VxS(x)dP(х). Вот некоторые примеры перевода кванторов с & и V: 3x(S(x)&P(x)). Нечто есть и S, и Р! 3xS (х)&ЭхР(х) Что-то удовлетворяет S, а что Vx(S(x)VP(x)) -то —Р. Все суть S или Р. . Все, кроме S, суть Р. Vx S (х) V Vx P (х) Все суть S или все суть Р. «Выгул кошек или собак воспрещен», очевидно, переводится -i3x((K(x)VC(x))&B(x)), что равносильно Vx(K(x) VC(x)D D ~"i В (x)). Но было, бы ошибкой переводить «На всех кошек и собак надлежит получить разрешение» через Vx (К (х) & С (х)гэ Р(х)), ибо множество х(К(х)&С(х)) пусто. Правильный перевод—это Vx(K(x)l)P (х))&Ух(С(х)гэР (х)) или (что равносильно, соглас- согласно* 87 и упр. 13.8) Vx(K(x)VC(x)IDP(x)). Бывает, что слово «все» применяется не как квантор, а для описания множества: «Все королевские конники и все королевские ратники не могут Шалтая-Болтая поднять», очевидно, означает не только то, что никто из королевских конников и ратников не может в одиночку поднять Шалтая-Болтая, как следовало бы из перевода Vx(K(x) УР(х)зЩх)). Аналогичные затруднения воз- возникают и с переводом союза «и»1). «Джон и Уильям не сумеют вытащить машину из канавы» можно перевести в виде —i P ({j, w}), где Р (х) — это ч.х могут вытащить машину из канавы» или, строго в символике исчисления предикатов, —i P (t), где t означает команду из Джона плюс Уильяма. Высказывание же «Джон и Уильям г) Отмеченная выше особенность выражения «кошки и собаки» связана с частым употреблением «и» в смысле объединения двух множеств: {кошки и собаки} = х(С (х) V D (x)) = CUD. В следующем примере (Джон н Уильям) можно было бы перевести фразу с помощью двуместного предиката P(j, w), но тогда нам пришлось бы ввести трехместный предикат для «Джон, Уильям и Генри не могут вытащить машину». § 27. ЕЩЕ О ПЕРЕВОДЕ СЛОВ ОЩ§94АМИ 173 сдадут экзамены»—это P(j)&P(w), где Р(х) —это «х сдаст экза- экзамены». Это высказывание не следует понимать в том смысле, что Джон и Уильям экзаменуются сообща. Соображения, которые мы высказали в начале этого параграфа относительно выбора области D, привели нас естественным обра- образом к рассмотрению подмножеств области-D вроде х S(x) и х Р (х), затем к категорическим силлогизмам Аристотеля и, наконец, к изучению перевода в категорические силлогизмы. Но после того, как выбрана область D, и до того, как вводятся кванторы и связки, надо выбрать основные предикаты и ионы или элементарные предикатные выражения, которые их обозначают. Пример 21. «Когда я устал и голоден, я хочу вернуться домой. Сейчас я устал и голоден. Значит, я хочу вернуться домой». Пусть У(х)—это «В момент х я устал и голоден», В(х)—это «В момент х я хочу вернуться», а с означает «сейчас». Умозаключение A) * Ух(У(х)зВ(х)), У (с).-.В (с) правильно (как уже отмечалось в примерах 19 и 20). Пример 22. «Когда я устал, я хочу вернуться домой. Когда я голоден, я хочу вернуться домой или отправиться в ресторан. Сейчас я устал и голоден. Поэтому сейчас я хочу вернуться домой.» Умозаключение. A) Ух(У(х)эВ(х)),Ух(Г(х)Г)В(х)УР(х)),У(с)&Г(с).-.В(с) также правильно, а вторая посылка излишня (т. е. заключение выполняется и без нее). В примере 21 оказывается достаточным взять один ион У(х) для представления сложного понятия «устал и голоден», так как довод оказывается верным даже без дальнейшего анализа. В при- примере же 22 так поступать нельзя. Из примера 21 видно, что для установления справедливости какого-либо довода вовсе не обязательно анализировать его до последних мелочей. Напротив, для того чтобы установить, что некоторое рассуждение не верно в рамках данной логической системы (тут—исчисления предикатов, а в гл. I — исчисления высказываний), надо разобрать это рас- рассуждение самым тщательным образом, какой только допускается данной системой (что мы уже. отмечали в § 3, доказывая теорему 3 и опровергая обратную ей). Возвращаясь теперь к примеру 15 конца § 15, обозначим пре- предикаты буквами Р(х), Q(x), R(x); с помощью квантора Умы могли бы записать заключение в виде |= Vx (P (х) э Q (х)) & Vx (-I Q (х) & R (х)) V Р (х)) & & Ух -1 (R (х) & Р (х)) - Vx (Р (х) Z) Q (х)) & Vx (Q (х) э i R (х)).
174 ГЛ. II. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ Однако мы уже успешно проанализировали его (см. упр. 17.6), считая, что х означает имя фиксированного, хотя и произвольного члена клуба. Пример 23. Рассмотрим силлогизм, называемый «Barbara», т. е. «Все М суть Р. Все S суть М. Значит, все S суть Р» — в А-форме: A) Vx (М (х) Z) Р (х)), Vx (S (х) Э М (х)). •. Vx (S (х) Z) P (х)), иначе говоря, B) Vx (М (х) Э Р (х)), Vx (S (х) Э М (х)) (= Vx (S (х) Э Р (х)), поскольку, согласно *2, из теоремы 2Н и МР (За) М(х) 13Р (х), S(x)dM(х) Ь S (х)зР (х), верно в исчислении высказываний, можно получить Cb) Vx (М (х) Э Р (х)), Vx (S (х) Z) М (х)) \- Vx (S (х) э Р (х)) посредством нескольких V-удал. и введ. В примере 19 и в упр. 24.5 (силлогизмы Вагосо и Festino) исчисление предикатов и кванторы 'использованы более существен- существенным образом, но удается обойтись одноместными предикатами. Рассмотрим теперь пример, где существенно рассмотрение двуместных предикатов. Это уже выходит за рамки традиционной аристотелевской логики, которая привязана к силлогизмам и дру- другим вопросам, которые мы выражали с помощью одноместных предикатов. Пример 24. «Отношение х < у транзитивно и антирефлексивно. Значит, оно несимметрично». Символически: A) VxVyVz(x<y&y<zDx<z), Vx~ix< х.-. VxVy(x<yiD -I у <x), что можно переписать в эквивалентной формулировке со свобод- свободными переменными, как поступают в учебниках математики,, но все же с указанием (с помощью верхних индексов) того, что переменные х, у, z имеют интерпретацию всеобщности: (Г) х<у&у <zidx<z, -1х<х. Для того чтобы установить A) и (Г), достаточно (в силу теоремы 12pd и начала § 13) установить, что C') x<y&y<z3x<z, -ix<x|-xyzx <уЭ -iy<x (где «х < у & у < z гэ х < z, ~i x < х \-хун означает «Vx Vy Vz (x < <y&y<zlDx<z), Vx-ix<x|-»)- Поступим по схеме (Bx) § 13, 25. Пусть VxVyVz(x<y&y <zidx<z), Vx~ix<x. По V-удал. х<у&у<х:эх<хи -ix<x, откуда в силу исчис- § 27. ЕЩЕ О ПЕРЕВОДЕ СЛОВ СИМВОЛАМИ 175 ления высказываний x<yD~iy<x. Здесь мы пользуемся удобным и кратким обозначением «<». Упражнения. 27.1. Переведите каждый из данных доводов в ло- логическую символику и установите общезначимость или необще- необщезначимость полученной формулы: (a) Каждый любит сам себя. Значит, кого-то кто-нибудь любит. (b) Все любят Джейн. Значит, все любимы кем-то. (c) Ни одно животное не бессмертно. Кошки—животные. Значит, некоторые кошки не бессмертны. (d) Перья есть только у птиц. Ни одно млекопитающее не является птицей. Значит, все млекопитающие лишены перьев. (e) Имеются прилежные студенты. Ни один студент не лишен способностей. Значит, некоторые студенты, лишенные способностей, не прилежны. (f) Все политики—лицедеи. Некоторые лицедеи—лицемеры. Значит, некоторые политики—лицемеры. (g) Ничто плодотворное не легко. Некоторые легкие вещи общедоступны. Значит, некоторые общедоступные вещи не пло- плодотворны. (h) У нее только преданные друзья. Некоторые из ее друзей — лицемеры. Ни один лицемер не может быть преданным. Значит, все ее друзья—проходимцы. (i) Этому никто не поверит, Значит, судья этому не поверит. (j) Глупец был бы способен на это. Я на это не способен. Значит, я не глупец. (к) Если бы кто-нибудь мог решить эту задачу, то и какой- нибудь математик мог бы. Кэбот—математик, а не может ее ре- решить. Значит, проблема неразрешима. A) Всякий математик может решить эту задачу, если кто-ни- кто-нибудь может ее решить. Кэбот—математик, а не может ее решить. Значит, задача неразрешима. (т) Всякий, кто может решить эту задачу,—математик. Кэбот не может ее решить. Значит, Кэбот—не математик. (п) Всякий, кто может решить эту задачу,—математик. Ни один математик не может решить этой задачи. Значит, она неразрешима. (о) Если какое-нибудь из чисел, лежащих (строго) между 1 и 101, делит 101, то простое число, меньшее 11, делит 101. Ни одно простое число, меньшее 11, не делит 101. Значит, ни одно число между 1 и 101 не делит 101. (р) Тот, кто распускает этот слух, должен быть и ловким, и беспринципным. Кэбот не ловок. Лоувелл не беспринципен. Значит, ни Кэбот, ни Лоувелл не распускают этот слух. (q) Никто не поймет этого сообщения, если кто-нибудь не разгадает кода. Значит, имеется кто-то, кто может понять это сообщение, только если разгадает код.
176 ГЛ. П. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ (г) Любой радикал является сторонником общественного про- прогресса. Иные консерваторы недолюбливают всех сторонников общественного прогресса. Значит, иные консерваторы недолюбли- недолюбливают всех радикалов. (s) Человек—это животное. Значит, голова человека является головой животного. (Пусть Ч(х), Ж(х), Г (у, х) означают соот- соответственно «х есть человек», «х есть животное» и «у есть го- голова л;»1)). ¦ (t) Отношение «быть отцом» антисимметрично, т. е. для про- произвольных лиц х и у, если х является отцом у, то у не является отцом х. Значит, ни один человек не является собственным отцом. (и)* Если два человека являются родственниками третьего, то первый — родственник второго. Каждый — чей-нибудь родствен- родственник. Значит, если Джон — родственник Уильяма, а Уильям—родст- Уильям—родственник Эдит, то Джон—родственник Эдит2). (v) Пусть х и у—любые лица. Говорим, что х является бра- братом у тогда и только тогда, когда х и у—оба мужского пола, х отличен от у и х и у имеют общих родителей. Тогда, если х—брат у, то у—брат х. (w) Надежда еще не потеряна. Значит, еще не все потеряно. 27.2. Попробуйте восстановить в следующих энтимемах (где отсутствуют посылки или заключения, ср. § 15) пропущенное, чтобы получились правильные рассуждения. (a) Только храбрецы достойны любви. Ему везетв любви. Он не храбрец. . ¦ (b) Взрослых пускали только с детьми. Меня пустили. Значит, я либо ребенок, либо пришел с ребенком. (c) Джон ниже Сюзанны. Сюзанна ниже Питера. Значит, Джон ниже Питера. (d) Сан-Франциско лежит к западу от Нью-Йорка. Токио лежит к западу от Сан-Франциско. Лондон лежит к западу от Токио. Значит, Лондон лежит- к западу от Нью-Йорка. х) Приводится Де Морганом [1847], стр. 114, как рассуждение, выходящее за рамки аристотелевских силлогизмов. 2) Решение по существу совпадает с решением упр. 29.3 (f). Глава III ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ1) *§ 28. Функции, термы В этой главе мы двояким образом расширим наш предметный язык (или рассматриваемую нами его часть); можно осуществлять расширения порознь или совместно. Собственно говоря, речь идет не о расширении языка, а об увеличении изучаемой здесь части языка. Прежде всего (именно это делается в данном параграфе) мы добавим выражения для функций, значения которых принадлежат той же области D, что и их аргументы (т. е. значения их неза- независимых переменных); эти функции отличаются, от предикатов, _ ибо у последних, являющихся пропозициональными функциями, значениями являются высказывания (см. примечание 4 на стр. 94 в § 16). Такого рода функции играют важную роль в матема- математике. Например, если D является множеством натуральных чисел {О, 1, 2, ...}, то в качестве таких функций мы используем х+1, х-\-у, ху, ху и т. д. Если D—множество вещественных У sinx, e* и т. д. чисел, мы используем также х—у, У у Индивиды (элементы из D) понимаются как функции от нуля переменных @-местные функции); ими будут, например, 0 и 1 в случае множества целых чисел, а также лиев случае мно- множества вещественных чисел (это аналогично рассмотрению выска- высказываний как 0-местных предикатов). Чтобы провести это обобщение, предположим, что в предметном языке имеются выражения для таких функций; эти выражения не анализируются глубже. Назовем их элементарными функцио- функциональными выражениями, или мезонами2), и будем записывать так: !) Исчисление предикатов с равенством само по себе составляет важную главу логики. Однако то, что нам отсюда понадобится в части 2, будет там повторено или процитировано. Если у читателя мало времени, он может про- пропустить эту главу 2) Термин «мезон» выбран ради краткости и из-за его явного родства с терминами «атом», «молекула», «ион», но без каких-либо претензий на ана- аналогию с химией или физикой.
178 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ «f», «f( —)», «f (—,—)», «f(—, —,—)», ..., «g»,«g( — )»,«g (—, — )», «g(—» —> —)»• При вписывании индивидных переменных на место черточек получаются называющие формы функций, или элементарные функциональные выражения (мезоны) с приданными переменными. Не будем говорить об этом подробнее, ибо рассмо- рассмотрение таких выражений аналогично рассмотрению предикатных элементарных выражений в § 16. Сейчас мы опишем более широкий класс выражений, называе- называемых «термами» и используемых для описания функций (в них входят переменные, кроме «0-местных функций», т. е. индивидов1). Термы определяются следующим образом: это индивидные пе- переменные и добавочные термы, получаемые так: для любого я^О, для любого я-местного мезона f( —, ..., —) и для любой я-ки ri> ¦ • • > гл Уже построенных термов выражение f (гх, ..., г„) также является термом. Мы заимствуем определение формулы из § 16, но в определе- определении «элементарной формулы» («атома») разрешаем i\, ..., г„ обозначать произвольные термы, а не одни только переменные. Ведь если бы мезоны не допускались, то данное выше определе- определение понятия «терм» свелось бы к определению переменной, а наше определение формулы—к определению § 16. Когда фиксирована непустая область D, то с каждым термом ассоциируется таблица со значениями в D, а с каждой формулой— ее таблица истинности. У таблицы формулы на входе должны находиться все я-местные функции, аргументы и значения кото- которых лежат в D; эти функции являются возможными значениями для каждого я-местного мезона (при п = 0 возможными значениями будут все элементы из D). Пример 1. Зададим таблицу терма f (f (x)) и таблицу формулы Vx (P (f (f (х))) Э-I P (f (х))) при D = {1, 2}. Начнем с того, что выпишем все 1-местные функции со значениями в D, а из при- примера 1 § 17 позаимствуем список одноместных логических функ- функций (см. примечание на стр. 107). X 1 2 Mx 1 1 ) U (x) 1 2 f 8(X) 2 1 Mx) ) 2 2 Ux) t t I ..(x) t f I ,(x f t ) l«(x) f f J) Когда переменные интерпретируются элементами из D, то формулы выражают высказывания (см. примечание на стр. 97), а термы—элементы из D. Но мы не вводим здесь для термов аналога интерпретации всеобщности свобод- свободных переменных Xi, ..., х9 в формулах, при которой формула А может вы- выражать высказывание у'А (§ 20). § 28. ФУНКЦИИ, ТЕРМЫ 179 f(x) X f (f (X)) 1. Mx) 1 2. Mx) 2 3. Mx) 1 4. Mx) 2 5. M*) 1 6. Mx) 2 7. Mx) 1 8- Mx) 2 1 1 1 2 1 2 2 2 p 1. 2. 3. 4. 5. 6. 7. 8. 9. 10. 11. 12. 13. 14. 15. 16. (x) f Mx) Ux) Mx) Mx) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) Ux) (x) Vx[P(f Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) M?) Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) (f(x)))D-lP(f(x))l f f f f f f t t t f t f t t t t Вот подробности вычисления строки 5 .из левой таблицы: f (f (х)) /з(/зA)) М2) Вычислим значение строки 7 правой таблицы (таблицы истин- истинности формулы). Для этого нужно вычислить следующую вспомо- вспомогательную таблицу: Вот подробности вычисления этой вспомогательной таблицы1): MMi)) UM2))K-iMM2)) 1,B ) 1,B )Э-11,A ) f f t UM 1,A t t )Э D-lf D ; t t Э-it D f t Так как эта таблица содержит столбец из одних лишь t, то Vx [P (f (f (х))) Э -1Р (f (x))] дает t в строке 7. х) Мы сэкономили один шаг, использовав таблицу для f (f (x)) (слева). Совершенно очевидно, что необязательно сначала задаваться таблицами для термов, фигурирующих в наших формулах.
Определения общезначимости и следования (обозначаемых по- прежнему с помощью «)=;») остаются теми же, что и ранее (и та же самая модификация нужна, чтобы получить «D-[=»). Легко видеть, что такое обобщение языка сохраняет все установленные выше результаты теории моделей для исчисления предикатов: Буква г в теореме 15 может теперь обозначать любой терм (а не только произвольную переменную), лишь бы он был свободен для х в А(х); при этом, обобщая старое понятие (см. § 18), мы называем вхождение терма в формулу свободным, если каждое вхождение переменной внутри этого (вхождения) терма свободно в данной формуле. Короче, г свободен для х в А(х), если ни одно (свободное) вхождение переменной из г не делается связан- связанным, когда г подставлен вместо свободных переменных х из А(х). Точно так же в определениях, предшествующих теоремам 17 и 18> буквы г,, ..., тР1 или Гц ..., тр могут быть произвольными термами, лишь бы они удовлетворяли тем условиям, которым подчинены в этих теоремах переменные. Единственным изменением теории доказательств при переходе от исчисления предикатов к исчислению предикатов с функциями является то, что теперь мы разрешаем букве г в V- и 3-схемах быть произвольным термом, свободным для х в А(х). Затем вно- вносятся соответствующие изменения в правила V-удаления и Э-введения в теореме 21 и ее следствиях. Так как допускаются 0-местные мезоны (обозначающие инди- индивиды, т. е. элементы из D), то мы можем употребить их в примерах (а)—(с) начала § 16 вместо «Джейн», а в примерах 19 и 20 § 26 — вместо «Сократ» и «пять». Единственное различие по сравнению с использованием для тех же целей переменных (остающихся фиксированными, в соотношениях, выражающих вы- выводимость и следование) состоит в том, что эти переменные (в отличие от 0-местных мезонов) можно было употреблять и в связанных вхождениях. Это использование переменных для обозначения индивидов не затруднило бы нашего логического исследования, хотя применительно к обычным языкам оно кажется неестественным, ибо, как правило, в таких случаях мы прибегаем к именам собственным и т. п. Выгода от употребления функций делается особенно заметной, когда функции от п > 0 переменных используются вместе с предикатом равенства (§ 29, 30). Упражнения. 28.1. Сколько строк имеют таблицы следующих фор- формул при D~{ 1,2}? Вычислите указанную строку. (a) g(f(g(x,f (h))), х), где f(x), g(x, у), h, x суть соответственно /4(х), /,(х, У), 1, 2, причем /7A, 1) = /,B, 2)=1, /7A, 2) = = /,B, 1) = 2. (b) VxP(g(f(g(x, f(h))), x))VQ, когда предшествующее распре- распределение значений дополнено значениями Ux)> f для Р(х), Q. § 29. РАВЕНСТВО 181 28.2. Какие из следующих термов свободны для х в формуле Vw (Р (х, у) V 3zQ (у, х) р R (w))? (a) x. (b) g (z, f (x, у)), (с) f (x, у), (d) g(w, у). (e)g (у, f(h, x)). 28.3. Видоизмените доказательство теоремы 15 (Ь) примени- применительно к рассмотрениям настоящего параграфа. *§ 29. Равенство ¦ Исчисление предикатов с равенством (или тождеством) можно рассматривать как систему, возникающую из исчисления преди- предикатов (гл. II или § 28), когда один из двуместных ионов рассмат- рассматривается некоторым специальным образом. Мы записываем этот ион в виде «— = —» и читаем «— равно—». В рамках теории моделей значением х = у. всегда является логическая функция I (х, у), равная по определению t, когда х и у имеют одно и то же значение, и | в прочих случаях. На- Например, если D = {\, 2}, то значением х = у является логическая функция I, (х, у) из примера 3 § 17. Поэтому если в исчислении предикатов с равенством приходится строить таблицы истинности, то они не содержат входа для х = у, ибо это значение предопре- предопределено заранее, как заранее известны значения логических сим- символов ~, D, &, V, -I, V, 3. Любой ион, отличный от —=—, называется в исчислении высказываний с равенством собственным ионом. "Пример 2. Вот таблица истинности-для формулы Vx[P(f(x))V V3yx = f (f (у))] над областью D = {1, 2}: Р(х) f(x) Vx[P(f(x))V3yx = f(f(y))] 2. Ix(x) 3. Ux) 4. l,(x) 5. I,(x) 6. I2(x) 7. I2(x) 8. I2(x) 9. I3(x) 10. l,(x) 11. Ie(x) l,(x) l() 12. 13. 14. 15. ,() I4(x) I4(x) I() Mx) /.(x) f,(x) Mx) Mx) /.(x) Mx) /.(x) Mx) Mx) Mx) Mx) Mx) /.(x) M) 16. 14(х) Л(х)
182 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ Вот вычисление строки 7: (О (ii) Vx[P(f(x))V3yx = f(f(y))] Vx[I,(/,(x))V3yx = /(/( t При получении (ii) нужна следующая вспомогательная таблица: (а) х I2(/3(x))V3y х = /3(/з(у)) вычисление которой осуществляется следующим образом (объяс- (объяснения ниже): I» (fa d))V3y 1 = /3 (/, (У)) М 2)V t f V t I,(/,B))V3y2 = /,(/, (У)) U 1)V t t V t t Для нахождения t во второй строке под Зу нужны еще две вспомогательные таблицы: У !=/,(/. (У)) У 2 = /,(/, (у)) (Ь2) которые вычисляются так: l=f,(f,(l)) !=/,(/, B)) 1=1 1=2 t f 2 = /,(f,(l)) 2=1 f 2 = /,(/, B)) 2=2 . t. На последнем шаге каждого из этих четырех вычислений при- применяется правило вычисления =. Так как каждая из таблиц (bj и (Ь2) дает t, мы получаем t при вычислении каждой строки таблицы (а) в силу правила вычисления 3. Затем по правилу вычисления V получаем t в строке (ii) той таблицы, которую мы построили для вычисления искомой строки 7. - Пример 3. Построим таблицы для 3xVy (Р (у) D х = у) и 3x[P(x)&Vy(P(y)Dx = y)] при D = {1,2, 3}. Начнем со списка возможных значений Р(х), как в примере 4 § 17. X 1 2 3 Ii(x t t t > I 2(x) t t f k t f t (x) Ux) t f f Ux) f t I ,(x) f f It(x) f f Ux f f § 29. РАВЕНСТВО 183 (а) (Ь) I (х) ЭхУу (Р (у) D х = у) Эх [Р (х)'& Vy (P (у) Э х = у)] f f t f t t Вычислим строку 6 в (а) и (b). Вот вспомогательные таблицы: (а') (Ю х Уу (I, (У) Э х = у) I, (х) & Уу (I, (у) з х = у) Чтобы вычислить их, нужны новые вспомогательные таблицы: (а'О (а;) (а'з) у 1,(у)э1=у Ie(y)D2 = y Ie(y)D3 = y 1 2 3 t f t t t t t f t Подробности вычислений (a'i), (a^) и (а'з) почти одинаковы: 1,AK1 = 1 1,B) Dl =2 I.C)Dl=3 fat t э f fa f t .f t Правило вычисления V, примененное к таблицам (а^') — (а'з), дает в качестве значений для (а') те, которые мы привели выше в этой таблице; значения (Ь') те же самые, ибо Ie(l)&Vy(Ie(y)Z>l=y) U2)&Vy(Ie(y)D2 = y) f & f t & t f t IeC)&Vy(Ie(y)ZK = y) f & f Поскольку и (а'), и (b') содержат t, то по правилу вычисле- вычисления 3 столбцы (а) и (Ь) истинностной таблицы исходной формулы дают t в строке 6,
184 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ Заметим, что в таблице (а) формула 3xVy (P (у)Эх = у) при- принимает звачение t в точности для тех логических функций 1(х), которые дают значение t не более одного раза. В таблице же (Ь) формула Эх [Р (х) & Vy (P (у) э х = у)] принимает значение t в точ- точности для тех логических функций 1(х), которые дают t один раз. Желательно, чтобы читатель сумел убедиться, что это имеет место не только при D = {1, 2, 3}, но и для всякой непу- непустой области D. Именно поэтому формула 3xVy(P(y)Dx = y) выражает высказывание: «Существует не более одного х, такого, что Р (х)», а формула Эх [Р(х)& Vy (P(y)Dx = у)] —высказывание: «Существует единственный х, такой, что Р(х)», или, иначе, «Объект х, такой, что Р (х), существует и единствен». Последнее понятие столь широко распространено, что мы при- применяем сокращение Э!хР(х) вместо Эх [Р(х)& Vy(P(y)Dx = y)]. Более общо, Э!хА(х) является сокращением для Эх[А(х)& &Vy (А (у) D х = у)], и при несокращенной записи в качестве у надо брать переменную, свободную для х в А(х), отличную от х и от других свободных переменных в А (х). (Все законные спо- способы записи «Э!хА(х)>> в несокращенном виде конгруэнтны друг другу; см. конец § 16.) Еще одно удобное сокращение: писать «хФу» вместо —ix = y и, более общим образом, «r^s» вместо. —ir = s, где г и s—произвольные термы. Те результаты, которые мы получили ранее в теории моделей для исчисления предикатов, сохраняют силу в исчислении предика- предикатов с равенством (список A) в § 19 следует понимать теперь как перечень, в который входят только различные собственные ионы и который содержит все такие ионы, участвующие в Е). Имеются и другие результаты, которые мы объединим в теореме: Теорема 28. (a) J=x = x. (b) |зх = уZ)(x = zDy = z). (Открытые аксиомы равенства для == .) (с;)(=х = уэ(Р(х, а,)эР(у, а,)).(с!)|=х = уэ(Р(а11х)эР(а1, у)). (Открытые аксиомы равенства для собственного иона Р(ах, а2).) (d«)(=x = y3(f(x, a2) = f(y, af). (d^x = yz>f (ax, x) = f (а„ у). (Открытые аксиомы равенства для мезона f (ax, a2).) Точно так же при каждом п имеется п «.открытых аксиом равенства'» (cj), ..., (с?) для каждого собственного п-местного иона P(aj, .. .7 а„) и п других аксиом (d"), ..., (d?) для каж- каждого п-местного мезона f (ах, ..., &„). Доказательства, (с?) Согласно следствию теоремы 8ра=, доста- достаточно доказать, что х = у, Р(х, а2)^=:Р(у, а3). Берем произволь- произвольную область D и произвольное распределение значений, при ко- котором х = у и Р(х, а2) "получают значение t. Поскольку х = у дает t, значение, приписанное переменной у этим распределением, § 29. РАВЕНСТВО 185 совпадает со значением, приписанным х, а так как Р (х, а2) при- принимает значение t, то и Р (у, а2) дает t. В теории доказательств для исчисления предикатов с равен- равенством мы начнем с уже имеющихся схем аксиом и правил вывода (§ 21, а если разрешены и функциональные символы, то § 28), добавляя в качестве новых аксиом те формулы, которые, согласно теореме 28, общезначимы. Это и предусмотрено их названием «открытые аксиомы равенства». (Замкнутые аксиомы равенства — это замыкания открытых аксиом; см. § 20.) В силу теоремы 28 сохраняются теорема 12 и ее следствие. Все ранее установленные результаты относительно доказуемо- доказуемости и выводимости для исчисления предикатов сохраняют силу. Это очевидно в случае прямых правил (как было и при переходе от исчисления высказываний к исчислению предикатов, см. § 21). Более того, в доказательстве теоремы о дедукции (§ 10, 22) можно включить использование новых аксиом в прежний случай 3. Затем мы получаем также и правила вспомогательного вывода, основанные на теореме о дедукции и содержащиеся среди правил введения и удаления теорем 13 и 21. Теорема 29. (а)[—х=х. (е)|— x=y Эу=х. (f)[-x=y&y=z Z)X=z. (Рефлексивность, симметричность и транзитивность равенства.) Для любых термов г, s, t, tx, t2 и т. д.: (gt) r = s|-r = t~s=;t.- (g2) r = s|-t = r~t = s. (h?) r = s \- P (r, t2) ~ P (s, t2). (hj) r = s h P (tlf r) - P (t1( s). .(ij) r = s|-f (r, t,) = f(s, t2). (iJ)r = sM(tlf r) = f(tlf s). Точно так же при любом п > 0 имеем п аналогичных резуль- результатов.(hf), ..., (hj)) для каждого собственного п-местного иона и п других (У1), ..., (i?) для каждого п-местного мезона. (Результаты о замене равных.) Доказательство. (Относительно используемого здесь доказатель- доказательства по схеме (Вх) см. § 13, 25.) (е) Пусть х = у. Согласно (а), х = х. Подставим х вместо г в (Ь) (используем следствие 2 (с) теоремы 21 при пустом Г): x = yD(x = xlDy = x). Дважды при- применяя D-удал., получаем у = х. (hf) Пусть r = s. I. Пусть Р (г, t2). Подставляя г, s, t2 вместо х, у, а2 в (с\), получаем r = sD(P(r, t2)DP(s, t2)). Двукратное D-удал, дает P(s, t2). II. Пусть P(s, t2). Подставляя в (е), имеем r=sDs=r, а удаляя D, получаем s = r. Подставляя в (с\), полу- получаем s=.r2)(P(s, t2)DP(r, t2)), что после двукратного ZD-удал. дает Р (г, t2). Теорема 30. (Теорема о замене.) (I) Пусть г, s—произволь- s—произвольные термы, tr—терм, содержащий некоторое вхождение г, a ts получен из tr заменой этого вхождения г на s. Тогда г — s |— tt -= ts.
186 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ (II) Пусть г, s—произвольные термы, а Сг—формула, со- содержащая некоторое вхождение г. (но это не должна быть пере- переменная при знаке квантора). Пусть Cs—результат замены этого вхождения г на s, a xv ..., xg—переменные, фигурирующие внутри г или s, которые связаны теми кванторами из Сг, в области дей- действия которых находится рассматриваемое вхождение г. Пусть Г—произвольный список (возможно, пустой) формул, не содер- содержащих свободно ни одной из переменных xlf ..., xg. Тогда: Если Г1— г = s, то Г |— Cf ~ С3. Доказательство проводится так же, как показано ниже на примере. Пример 4. В приведенном ниже списке каждая из формул 2 и 3 выводима из предшествующей в силу (ij), (i^). 1. f(x, У) = g(x) 2. h(f(x, у)) = h(g(x)) 3. f(z, h(f(x, y))) = f(z, h(g(x))) 4. f (z, h (f (x, y))) = g (z) ~ f (z, h (g (x))) - g (z) 5. Vzf(z, h(f(x, y))) = g(z) '- Vz(f(z, h.(g(x))) = g(z) 6. 3yVzf(z, h(f(x, y))) = g(z)~3yVzf(z, h(g(x))) = g(z) Значит, f(x, y) = g(x)|-f(z (h(f, x, y))) = f(z, h(g(x))), что и утверждалось теоремой в (I). Теперь последовательно установим, что- каждая из формул 1—6 выводима из Vyf(x, y) = g(x); это делается применением V-удаления, (ij), (if), (gx), *71a (так как z не входи-т свободно в Vyf (x, y) = g(x)), *72а (так как у не входит свободно в Vyf (x, у)= =g(x)). Значит, Vyf (х, у) = g (х) К 3yVzf {г, h (f (х, у))) = g (г) ~ 3yVzf (z, h (g<x))) = = g(z), как и утверждает п. (II) теоремы. Следствие 1. Если'СТ, Cs, xlt ..., xq удовлетворяют условиям п. (II) теоремы 30, то r = s|_x1...x,7cr~C9. Следствие 2. (Свойство замены для равенства.) При тех же условиях: (а) Если Г|— r = s, то Г, Сг J— Cs. (b) r = s, Cr |— *«¦¦¦*« Cs. Сохраняют силу и (а)—(?) § 5, если вместо «|=» подставить «Г |—», вместо «~» подставить «=», а вместо формул А, В, С, Ао, Av А2, ... (кроме (а))—термы г, s, t, r0, rv r2 Значит, в исчислении предикатов с равенством можно пользоваться методом цепей как применительно к эквивалентностям, так и примени- применительно к равенствам. Полезность этого будет проиллюстриро- проиллюстрирована в § 38, 39. § 29. РАВЕНСТВО 187 Теорема 31. Если \— Е, то существует такое доказательство формулы Е, что всякий собственный ион или мезон, участвующий в доказательстве, входит также в Е. Доказательство. Возьмем произвольное доказательство фор- формулы Е. В нем могут участвовать собственные ионы или мезоны, которые не входят в Е. Возьмем те атомарные части или целые формулы, которые входят в рассматриваемое доказательство и образованы с использованием этих ионов1), и заменим их на Vx (х = х). Затем возьмем те термы, которые входят как части формул в полученную фигуру, содержат эти мезоны в качестве внешних символов2) и максимальны, т. е. не являются частями никаких других термов того же вида. Заменим их одной и той же пере- переменной v, не фигурирующей в заданном доказательстве. Обе эти операции не портят ни окончательную формулу Е, ни аксиомы равенства для =, для собственных ионов и для мезонов из Е, ни аксиомы и правила вывода исчисления предикатов (см. конец абзаца 2 примечания на стр. 159 § 25). Однако аксиомы равенства для заменяемых ионов заменяются на х = у D(Vx(x = x)dVx(x = x)), а для заменяемых мезонов—на x = yDv = v. Но любая из этих формул доказуема с помощью *1 или (а) и схемы аксиом 1а. Проделав все описанное и заменяя в получившейся фигуре ука- указанные формулы их доказательствами, получим такое доказательство формулы Е, где встречаются лишь те собственные ионы и мезоны, которые входят в Е. Следствие. |— Е в исчислении предикатов с равенством тогда и только тогда, когда Qo, ...., Qs|— Е в исчислении предикатов, где Qo, ..., Q8 суть замкнутые аксиомы равенства для = и соб- собственных ионов и мезонов, входящих в Е 3). Доказательство. Достаточность. ИспользуяV-введ., дока- доказываем замкнутые аксиомы равенства Qo, ..., Qs в исчислении предикатов с равенством, исходя из соответствующих открытых аксиом. Необходимость. Используя V-удал., выводим откры- открытые аксиомы равенства в исчислении предикатов из замкнутых аксиом. Упражнения. 29.1. Проведите вычисление строки 9 примера 2. 29.2. Напишите формулы исчисления предикатов с равенством, 1) То есть формулы вида Р (rt г^), где Р (xt Xk) — «плохой» ион.—Прим. ред. 2) То есть термы вида f (ri г^), где f (хх х^)—«плохой» ме- мезон.—Прим. ред. 3) Если Е не содержит =, то [—Е в исчислении предикатов с равенством тогда и только тогда, когда \— Е е исчислении предикатов. Но доказать это труднее (ср. упр.1 52.3 и конец примечания 2 на стр. 410 § 55).
188 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ которые выражали бы следующие высказывания: (a) Существует не более двух х, таких, что Р(х). (b) Существует точно два х, таких, что Р(х). (c) Число х, таких, что Р(х), находится между 2 и 5. 29.3. Установите пункт (Ь) теоремы 28 и (f) и (gj) теоремы 29. (Указание: для установления (f) сначала надо выполнить надле- надлежащую подстановку в (Ь).) 29.4. Дайте теоретико-модельное доказательство теоремы о за- замене равных аналогично теоремам 19 и 5pd (обобщение тео- теоремы 5 § 19). *§ 30. Равенство как эквивалентность; экстенсиональность Мы установили (и в теории моделей, и в теории доказательств) четыре основных свойства равенства: рефлексивность (пункт (а) теорем 28 и 29), симметричность (пункт (е) теоремы 29), транзи- транзитивность (пункт (f) теоремы 29) и свойство замены (следствие 2 теоремы 30) *). . Часто бывает, что последнее из этих четырех свойств-, а именно свойство замены, не указывается при перечислении основных свойств равенства. В теории моделей оно имеет место из-за нашей интерпретации, в которой «х = у» понимается как «х и у являются одним и тем же объектом» (упр. 29.4). Такое истолкование вопло- воплощается в правиле вычисления значения х = у, когда определяют значение формул по таблицам истинности. Иногда термин «равенство» понимается иначе, а именно как название отношения, обладающего только тремя первыми свойст- вами (рефлексивностью, симметричностью и транзитивностью), тогда. как свойство замены, вообще говоря, не предполагается (кроме некоторых особо подобранных контекстов). Какой бы терминоло- терминологией и какими бы обозначениями мы ни пользовались, важно отда- отдавать себе отчет в том, что отношение, удовлетворяющее только трем первым аксиомам, не является «равенством» в описанном выше х) Согласно теореме 12pd_, из того, что некоторые результаты получены в теории доказательств, следует, что соответствующие результаты имеют место в теории моделей. При описании теории доказательств можно было бы исходить из этих четырех свойств. Выводя три последних, мы следовали традиции теории дока- доказательств, согласно которой стараются использовать наименьшее возможное число аксиом наиболее простогр вида. Такая трактовка теории доказательств в основном восходит к Гильберту и Бернайсу [1934], стр. 164 и далее. Другой (довольно распространенный), метод состоит в том, что используют аксиому (а) и схему аксиом х = уэ (А (х) э А (у)) вместо прочих наших аксиом равенства; здесь А (г)—произвольная формула, г—произвольная переменная, х и у—тоже произвольные (различные, но не обязательно отличные от г) переменные, свободные для z в А (г) (А (х) и А (у) являются результатами подстановки х и у соответственно вместо свободных вхождений z в A (z)). § 30. РАВЕНСТВО КАК ЭКВИВАЛЕНТНОСТЬ 189 смысле. В этом случае мы предпочитаем говорить только про «эквивалентность» или «отношение эквивалентности»1). В качестве примера рассмотрим множество D всех дробей — , где р и q—целые и ?^=0. Таким образом, D состоит из элемен- 1 —1 2 5 17 5 ¦ —б „ * р TOBY- — > -If». К)' Т' =11' =42И Т< П- 'П'Ве ТаКИе ДРоби q и — равны (т. е. являются одной и той же дробью) тогда и только S тогда, когда р = г и q = s (т-. е. (р, а) и {г, s) суть одна и та же упорядоченная пара целых чисел). Однако мы обычно интересуемся дробями не самими по себе, а дробями как способом выражения рациональных чисел. Дроби 15—6- .. вроде y » in > ziTo и Т- п> хоть и различны, но обозначают одно и то же рациональное число.- Дроби -?г, зге обозначают другое рациональное число и т. д. Часто этот факт выражают, говоря, что мы «задаем равенство» между дробями (предполагая, что за- заданы умножение и равенство для целых чисел), полагая -?. = — == ==ps — qr. (Напоминаем читателю, что правая часть получена перемножением «крест-накрест» левой части.) По-видимому, школьники и, вообще, неспециалисты не очень-то заботятся о том, чем являются «на самом деле» «пропорции» (введенные Евклидом) или рациональные числа; им важно лишь получить в свое распоряжение «настоящие» рациональные числа, с-«нужными» соотношениями между ними. Наше естественное по- понятие о рациональном числе, по-видимому, формируется так: л « A5—6 \ в множестве дробей вроде s у > уд > игл»' • • • ( мы производим абстракцию отождествления, т. е. пренебрегаем всем, чем эти дроби различаются, сохраняя лишь то, что у них есть общего. Та теория, которую мы будем описывать, ставит своей целью доказать со всей строгостью, что действительно существует система объектов, обладающая нужными свойствами. J) Речь идет об отношении эквивалентности между элементами области D. Раньше (§2, 4, 5, 15 и др.) мы уже встречались с другим отношением экви- эквивалентности ~ («материальной эквивалентности»), определенным для высказы- высказываний. Не только рефлексивность, симметричность и транзитивность (*19—*21 теоремы 2 или (|3) — (S) § 5), но и свойство замены в рассматриваемых фор- формулах (теоремы 5 и 23) имели для него место. Все же мы не считаем отноше- отношение ~ равенством между высказываниями, потому что при нашей интерпре- интерпретации разные (не равные) высказывания могут быть эквивалентными. Доста- Достаточно, чтобы они обладали одинаковыми таблицами; см. примечание на стр. 112.
190 Гл- "I- ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ Один из способов построения этих объектов состоит в следую- следующем: мы говорим, что рациональное число у является множест- вом § 30. РАВЕНСТВО КАК ЭКВИВАЛЕНТНОСТЬ 191 1 что —-^ является множеством П 5 — 6 \ IT' 10' HI2'---|' Т ~"~™ {— 1 5 ) <-о-, —гё. ... > и т. п. Другой способ состоит в том, что в каж- дом из этих классов выбирается некоторая специальная дробь, например та, числитель и знаменатель которой наименьшие, при- причем знаменатель положителен. В этом смысле говорят, что -я— 5 —6 рациональное число, а -гх, —[о и т- п- являются выражениями, которые описывают рациональное число -~-. Первый путь—более модный в наше время, ибо включается в современную практику математиков, стремящихся брать за основу словарь теории мно- множеств. Именно следуя ему, мы дадим строгую теорию рациональ- рациональных чисел, предполагая, что теория положительных и отрица- отрицательных целых чисел уже дана. Дабы избежать малейшей возможности спутать дробь —, по- понимаемую как дробь, с тем рациональным числом, которое она представляет, будем записывать дроби — в виде упорядоченных пар (р, q). После того как построение теории будет закончено, мы вернемся к записи «—», используемой школьниками и про- профессионалами-математиками. Уравнения, которые мы будем писать, надо читать с « = » в смысле равенства между рациональными числами, понимая дроби как имена рациональных чисел. До сих пор мы неявно предполагали, что множество D дробей распадается на непустые непересекающиеся классы Dv D2, D3, ...; например, D, = {A, 2), E, 10), (—6, —12), ...}, ?>, = {(—1, 3), E, —15), ...} и т. д., причем принадлежность элементов к клас- классам определяется таким правилом: (р, q) и (г, s) принадлежат одному и тому же классу тогда и только тогда, когда ps = qr в теории целых чисел. Именно это мы и постараемся обосновать. Сначала заметим следующее: (А) Рассмотрим разбиение непу- непустого множества D на непустые непересекающиеся классы. Тогда отношение «х и у принадлежат одному и тому же классу нашего разбиения» является отношением эквивалентности. Обозначаем его х ~ у. Утверждение состоит в том, что ~ рефлексивно (х~х), симметрично (хсау-^у ~ х) и транзитивно (х са y&y~z—+ —>-хсаг). Это настолько очевидно, что мы не станем задержи- задерживаться на доказательстве. Обратно: (В) Если некоторое бинарное отношение са в области D является отношением эквивалентности (т. е. если оно рефлек- рефлексивно, симметрично и транзитивно), то D разбивается на непе- непересекающиеся непустые классы, такие, что произвольные элементы х и у из D принадлежат одному и тому же классу тогда и только тогда, когда выполняется х со. у. Доказательство. Для любого х из D обозначим через х* класс всех тех элементов и из D, для которых х с±и. I. В силу рефлексивности ~ сам х принадлежит х*. Значит, каков бы ни был элемент х из D, любой класс х* непуст, и вся- всякий элемент х из D принадлежит хотя бы одному из этих клас- классов, т. е. классы х* покрывают D. II. Пусть х и у—произвольные элементы из D. Случай 1: х~у. Докажем, что тогда х* и у* совпадают (а значит, в силу I этот класс содержит и х, и у)^ т. е. всякий элемент и из х* является элементом из у* и наоборот. Пусть и является элемен- элементом х* (символически и?х*), т. е. х~и. Согласно предположе- предположению, хо±у,, откуда у са х в силу симметричности, а по транзи- транзитивности у~и, что означает и?у*. Точно так же если v?y*, т. е. yc^-v, то по предположению данного случая и по транзи- транзитивности xcav, т. е. v?x*. Случай 2: —\(х~у). Тогда х* и у* не имеют общих элементов. В самом деле, пусть г—их общий элемент. Тогда х ас г и уо±г, откуда по симметрии и транзитив- транзитивности xczLy, что противоречит предположению дэнбого случая. Когда переходят от множества D и отношения эквивалентности ~ на D к непересекающимся подмножествам множества D (что возможно в силу (В)), то эти подмножества называют классами эквивалентности множества D по отношению ~ (или по мо- модулю си). В частности, если множество D состоит из ранее описанных дробей, то с помощью (В) можно заключить, что существует некоторое разбиение множества D на непересекающиеся непустые подмножества, которые мы и считаем рациональными числами. Для этой цели мы вводим определение (р, q)~(r, s) = ps = qr и проверяем, что получается отношение эквивалентности (уир. 30.1 (а)). Значит,-можно применить (В). Переходя от дробей к рациональным числам, мы заменяем область D дробей новой областью D* классов эквивалентности по только что определенному отношению' эквивалентности. При таком переходе отношение эквивалентности на D переходит в (а точнее, порождает) отношение равенства =» на D*, т. е. два рациональных числа х* и у* одинаковы (х* = у*) тогда и только тогда, когда для любых пар (р, q)?x* и (г, s)?y* имеет место (р, q) си (г, s). Почему мы исходим из дробей D для построения рациональных чисел ?>*? Да потому, что числа р, q в дроби (р, q) дают нам возможность определить и выполнять те опе- операции, которые нам нужны применительно к рациональным числам.
192 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ Например, мы привыкли считать суммой двух рациональных § 30. РАВЕНСТВО КАК ЭКВИВАЛЕНТНОСТЬ 193 чисел результат следующих действий: -?--{- — = — r. J q ' s qs qs q s qs \qs qs (что можно еще сократить в некоторых случаях). Чтобы подчерк- подчеркнуть то обстоятельство, что операция эта совершается именно применительно к дробям, запишем определение в виде (р, q) -f- -\-{r, s) = {ps-\-qr, qs). При этом нам нужна такая операция, которая действует на классах эквивалентности дробей, ибо рацио- рациональные числа суть такие классы, а не сами дроби. Для того чтобы гарантировать, что такое сложение дробей (р, q) + (r, s) дает операцию на рациональных числах х*4-у*, надо доказать, что тот класс эквивалентности, которому принадлежит (ps-{-qr, qs), зависит только от классов эквивалентности х* и у*, которым принадлежат (р, q) и (г, s); иными словами, надо доказать, что (р, q)^(pv qj&ir, s)~(rv sj-^ips + qr, qs) c^(p1s1 + q1rv 4lsj v 4lj (упр. 30 (b)). Тогда сложение классов эквивалентности х* и у* определено и в качестве значения дает единственный класс экви- эквивалентности г*. В самом деле, берем произвольный элемент (р, q) из х* и произвольный элемент (г, s) из у*, складываем их по указанному правилу и в качестве г* берем тот класс эквивалент- эквивалентности, которому принадлежит сумма (ps-\-qr, qs). Точно так же можно ввести предикат х* <iy* для рациональ- рациональных чисел х* и у*, положив (р, q) < (г, s) = (ps < qr, если qs > 0; ps>qr, если qs<iO) и доказав затем, что истинность или лож- ложность утверждения (р, q) < (r, s) зависит только от классов эквивалентности, которым принадлежат (р, q) и (г, s) (упр. 30.1 (d)). Не все операции над дробями, т. е. парами целых чисел (р, q) при дфО, не зависят ни от чего, кроме как от классов экви- эквивалентности этих дробей. Например, операция (функция) (р, q) ° (г, s) = (p + r, q + s) вполне определена на дробях,' но не индуцирует операции на рациональных числах. Вообще говоря, эквивалентность (между элементами D) не обладает—в отличие от равенства—свойством замены. Например, из (р, q) + (r, s) = (t, и) и (р, q)^(pt, qj не следует, что (Pv (li) + (r< s) = (t, и) (но следует, что (pv <7t) + (r, s)~(t, и)). Резюмируем то,- что мы столь подробно изучили в нашем примере с рациональными числами: если мы берем некий набор предметов и добавляем «определим «равенство» между этими пред- предметами», то мы имеем в виду, что определяется некоторое отно- отношение эквивалентности. Определение равенства не произвольно, оно задается сразу, как только определяются объекты области D, т. е. сама эта область. Отношение же эквивалентности—это ра- равенство в новой области D*, состоящей из классов эквивалентно- эквивалентности области D, т. е., говоря наглядно и нестрого, из объектов, которые мы можем изобрести или придумать, отвлекаясь от всех I различий, имеющихся между членами одного и того же класса эквивалентности. Пример 5. В § 29 мы видели, что формула Эх [Р (х) & Vy (P (y)Z) Dx = y)] выражает высказывание: «Существует единственный х, такой, что Р (х)», если иметь в вдду теорию моделей исчисления предикатов с равенством. В теории моделей исчисления предика- предикатов без равенства выразить это высказывание невозможно (гл. II). Для доказательства предположим, что формула Е исчисления предикатов без равенства с единственным ионом Р(—) такова, что Е истинна тогда и только тогда, когда Р (х) интерпретируется не- некоторой логической функцией Цх), истинной в точности для одного элемента из D. Отсюда, в частности, следует, что при D = {1, 2, 3} формула Е дает t, если Р(х) принимает в качестве значения логическую функцию 16 (х) (с таблицей f, t, f). Теперь возьмем в качестве D область из 4 элементов {1, 2lt 22, 3}, а в качестве Р(х)—функцию 1(х), такую, что 1A) =f, I2Bг) = ==I2B2) = t, IC) = f. На этот раз 2Х и 2а ведут себя так, как раньше 2,' поэтому Е по-прежнему дает t. Но это противоречит нашему предположению, ибо такая функция I (х) оказывается истинной для двух разных значений, приписанных переменной х. Как видно из этого примера, правила вычисления истинно- истинностных значений в исчислении предикатов без равенства не пре- препятствуют разбиению любого элемента из произвольной области D на несколько элементов, которые будут вести себя совершенно одинаково при вычислении истинностных значений. (Процесс этот противоположен объединению элементов в классы эквивалентности, становящиеся новыми элементами.) Обсудим теперь проблемы перевода обычного языка в логи- логическую символику в том случае, когда налицо равенство. Основ- Основная предпосылка нашей трактовки равенства в теории моделей состоит в том, что мы задались некоторой совокупностью' или множеством в качестве области D. Область D мы представляем себе состоящей из «различных и точно определенных предметов»1). Поэтому если х и у суть элементы из D, то либо это один и тот же элемент (т. е. справедливо х = у), либо х и у—различные элементы (т. е. неверно х = у). Короче говоря, наше понятие области D уже предполагает некоторый предикат равенства на ней. Во всех применениях исчисления предикатов, на этот раз с равенством, мы должны начинать с выбора в качестве области некоторого множества D; мы либо его строим, либо вводим до" лущение, что оно существует, чтобы пользоваться им при дока- доказательстве. «Область» в нашем смысле может с точки зрения х) Кантор [1895], стр. 481. Кантор создал теорию множеств между 1874 и 1897 гг. Мы говорим о ней в § 32—35 гл. IV. 7 С. Клннн
194 гл. ш. исчисление Предикатов с равенством чувственного опыта показаться довольно сложной или даже сомнительной абстракцией. Например, рассмотрим случай температуры и цвета. В этом случае наши ощущения расплывчаты, ибо между соседними тем- температурами и ощущениями цвета имеется постепенный переход, отчего становится трудно говорить, обладают ли в заданных условиях два объекта одной и той же температурой или одина- одинаковым цветом. Физика же и психология построили математические модели, в которых температуры «точно» изображаются веществен- вещественными числами (неотрицательными относительно абсолютного нуля), а цвет описывается точками из некоторой области в трехмерном пространстве (т. е. тройками "вещественных чисел, подчиненными определенным ограничениям). В классической математике равен- равенство двух произвольных вещественных чисел х и у определяется следующей процедурой: каждое число. записывается в виде бес- бесконечной десятичной дроби1), * например я = 3,14159...;. 2/3 = 0,666...; 75/2 = 37,50000... =37,49999...; —3/4 = =—0,75000...=—0,74999.... Иногда оказывается, что для Одного и того же числа имеются два десятичных представления: первое с бесконечным числом нулей, а второе с бесконечным числом девяток. Давайте условимся в таком случае всегда вы- выбирать второе представление. Тогда х = у, если х и у имеют одно и то же десятичное разложение, и хфу, если между их десятичными разложениями имеется разница хотя бы в одном знакеа). Если исходить из нашего понятия области D и образовать всевозможные одноместные предикаты над D (т. е. попросту все логические одноместные функции 1(х) на D; см. примечание на стр. 112), то х — у можно определить так: л: = г/=={для всякого Р имеет место Р (х) ~Р(у)}. Ведь если х и у—один и тот же эле- элемент области D, то в силу нашего понятия предиката при лю- любом Р выражения Р (х) и Р (у) будут одним1 и тем же высказы- высказыванием, откуда Р (х)~ Р (у). С другой стороны, если х и у — различные элементы из D, то найдутся предикаты Р, которые их «разделяют», т» е. такие, что Р (х) истинно, когда Р (у) ложно, и наоборот, так что Р (х) ~ Р (у) будет иметь место не при любом Р. Определение это воплощает принцип Лейбница о тождестве не- неразличимых [1685] (воспроизведен у Льюиса [1918], стр. 373—387): !) В оригинале описано другое, мало распространенное в литературе представление действительного числа десятичными дробями (по характе- характеристике и положительной мантиссе).—Прим. перев. 2) Имеются другие теории действительных чисел, равносильные описаи- иой, но более изящные (см., в частности, [ВМ], стр. 33—36). Интуиционисты (§ 36) их не признают, ср. Гейтинг [1934], [1956]. $ 30. РАВЕНСТВО КАК ЭКВИВАЛЕНТНОСТЬ 195 если нельзя указать никакого свойства Р, по отношению к кото- которому х и у различны, то х и у тождественны. В исчислении предикатов -второго порядка (см. § 17) мы могли бы рассматри- рассматривать х=у как сокращение для VP (Р (х) ~ Р,(у)) вместо того, чтобы вводить его в качестве первоначального предиката. Но идея ра- равенства уже подразумевается в нашем понятии области и предикатов на этой области; поэтому представляется, что1 вводить равенство так, как мы это сделали, будет проще и непосредственнее, нежели определять его с помощью ссылки на всевозможные предикаты. И, само собой разумеется, лейбницево определение применимо лишь в логике второго порядка. Для того чтобы лейбницево определение оказалось естествен- естественным средством введения идеи равенства (т. е. чтобы оно годилось для объяснения смысла равенства, а ,не только для того, чтобы выписать некоторое необходимое и достаточное условие того, что равенство имеет место), надо исходить совсем из другой точки зрения, нежели та, что принята в нашей теории моделей, ибо лейбницева точка зрения заставляет говорить о применимости свойств Р к предметам х, т. е. рассматривать истинность или лож- ложность значений Р (х) некоторого предиката до того, как сами предметы х отчетливо выделены. В нашей теории, начинающейся с предположения о существо- существовании некоторой предметной области D, вопрос о том, равны предметы или нет, зависит от той картины мира, исходя из ко- которой построена область D. Равна ли утренняя звезда х (тождественна ли, является ли той же самой) вечерней звезде у? (Символически: х=г/?) Равен- Равенство имеет место, если область D** является областью/небесных объектов, изучаемых астрономией, где утренняя звезда, так же, как и вечерняя, есть Венера (наблюдаемая в разные моменты). Для пастухов же, не знающих астрономии,' звезда, наблюдаемая утром, и звезда, наблюдаемая вечером (в разные даты), пред- представляют два совершенно различных природных явления; тут речь идет о другой области D*. Для ребенка вечерняя звезда, видимая вчера, и вечерняя звезда,, видимая сегодня, могут пред- представлять два разных явления, и здесь возникает еще одна область ?>**. Можно мыслить себе множество D* состоящим из классов эквивалентности множества D, a D**—состоящим из классов эквивалентности множества D* (или из больших классов эквивалентности множества D). В каждом из этих случаев аб- абстракция состоит в том, что мы обнаруживаем, что различные элементы некоторого множества связаны каким-либо отношением эквивалентности или что о них надо мыслить как о различных проявлениях одной и той же «глубинной сущности». Очевидная при лейбницевом определении экспликация равен- равенства, согласно которой х — у означает VP (Р (х) ~ Р (у)), несколько
196 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ иначе выражает то, что мы назвали «свойством замены для равенства» (следствие 2 теоремы 30). Принцип наш установлен по отношению к классу рассматриваемых формул и включает замену в области действия кванторов. Иногда это же самое свойство называют экстен- экстенсиональностью, для того чтобы характеризовать те контексты, в которых равенство х = у позволяет заменять х на у. Контекст, в котором такая замена законна, называется экстенсиональным. Контекст, где она незаконна, называется неэкстенсиональным, или (иногда) интенсиональным. Это согласуется с нашим предыдущим использованием слов «экстенсиональный» и «интенси- «интенсиональный», когда речь шла о возможности замены для отноше- отношения «~». Рассмотрим такое рассуждение: «Пусть п—число планет Сол- Солнечной системы. Кеплер не знал, что я > 6. На самом же деле я = 9 (согласно нынешним научным данным). Значит, Кеплер не знал, что 9>6»х). Контекст, образованный фразой «Кеплер не знал, что —> 6», интенсиональный, ибо истинностное значение получаемой фразы зависит от смысла слова, представляемого вместо прочерка, а не от значения этого слова (как элемента области D). Поэтому замена «я» на «9» на основании равенства «« = 9» в фразе «Кеплер не знал, что я> 6» является незаконной. Пример этот показывает, что к примерам, уже данным в § 12, мы можем добавить логику знания, веры и т. п. контекстов, в которых недостаточно равенства значений истинности для оп- оправдания замены. Так, исходя из «я = 9», "мы можем коррект- корректной заменой получить «я > 6 ~ 9 > 6» (теорема 30 (II)), но' не имеем права заменить «я > 6» на «9 > 6» в «Кеплер не знал, что я > 6». Если контекст неэкстенсионален относительно замены равных, это значит, что было принято во внимание что-то такое, что не учтено при построении элементов области D. Разбивая эти эле- элементы, мы получаем новую область D'; при этом равенство в D станет отношением эквивалентности на D' и экстенсиональность восстановится. Например, если строить D' как вселенную объектов, мысли- мыслимых Кеплером, а не как вселенную вещественных чисел, то «я = 9» не будет истинным, так как п и 9—различные мысленные пред- предметы. Таким образом, наличие неэкстенсиональных контекстов является в некотором смысле еще одним способом подчеркнуть разницу между равенством и отношением эквивалентности. Стоит, однако, признаться, что в тех случаях, когда речь идет о знании х) Кеплер, прославившийся открытием законов движения планет, умер в 1630 г. Уран, Нептун и Плутон открыты соответственно в 1701, 1846 и 1930 гг. § 30. РАВЕНСТВО КАК ЭКВИВАЛЕНТНОСТЬ 197 или о вере, бывает довольно трудно дать точное описание какой- нибудь области D', для которой имела бы место экстенсиональ- экстенсиональность. Поскольку изменение точки зрения на предметную область D может повлечь за собой изменение в соотношении между равенством и эквивалентностью, не удивительно, что терминология на этот счет порой туманна. Вот таблица переводов: х = у х и у—один и тот же предмет. х тождественно с у. х равно у (обычное словоупотребление), х есть у (распространенное словоупотребление). Наименее двусмысленны два первых варианта. Но, как'пра- как'правило, « = » читается как «равно», ибо это короче и именно так читается знак « = » в математике. Однако математики часто исполь- используют « = » и «равно» в том смысле, как мы понимаем отношение эквивалентности. Авторы учебников по планиметрии часто пишут «ЛВ = CD», чтобы сообщить, что отрезки АВ и CD имеют одну и ту же длину. В этом случае нельзя заменить «.АВ» на «CD» в «ЛВ J_ EF» («АВ перпендикулярен EF»). Поэтому при переводе в логические символы надо следить за тем, является ли «равно» нашим « = » или нашим отношением эквивалентности. Конечно, четким переводом «АВ = CD» в рассматриваемом примере было бы «(длина АВ) = (длина CD)», что можно было бы записать в виде «ЛВ ^ CD». Кроме основного отношения равенства или тождества, математикам нужны и другие типы эквивалентности, что видно из наличия выражений «равносильно», «эквивалентно», «конгру- «конгруэнтно», «подобно», «гомологично» (и, как мы видели, для той же цели часто употребляется слово «равно»). В заключение перейдем к словам «есть», «является» и к по- подобным выражениям. Не считая таких не относящихся к делу значений, как «является = приходит», эти выражения имеют сле- следующие три значения: A) Если Л и В—два предмета, рассмат- рассматриваемые как элементы одной и той же области D, то «Л является В» или «Л есть В» (почти • всегда) означает наше «Л = В», т. е. то, что Л и В—это один и тот же элемент из D. Примеры: «Число планет есть девять», «Дважды два есть четыре». B) Если Л — предмет, который мы считаем элементом области D, а В —некото- —некоторое подмножество области D, то «Л есть В» означает, что Л является элементом В и формализуется записью Л ? В или В (А)-. Примеры: «Сократ есть человек», «Снег белый», «Джейн — красавица». C) Если А'а В являются подмножествами множества D, то «Л есть В» означает, что подмножество Л содержится в В (является его под- подмножеством), что записывается в виде Л г В или Vx (A (x) D В (х)). Примеры: «Люди являются смертными», «Кошки суть животные».
J98 ГЛ. Ш. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ Чтобы не предварять своими обозначениями перевода, мы во всех трех примерах пользовались заглавными буквами «Л» и «В». Если же согласовать символику со сказанным ранее, то случаи A)—C) различаются тем, что для обозначения элементов\ мно- множеств применяются строчные буквы, а для обозначения мно- множеств—прописные: A) «а есть Ы записывается как а = Ь. B) «а есть В» записывается а ? В или В (а). C) «Л есть В» записывается A s В или Vx (А (х) и В (х)). Тогда при переводе с обычного языка вопрос формулируется так: «Какие слова соответствуют строчным, а какие—прописным буквам?» Однако соглашение это невозможно соблюдать, если рассмат- рассматривается множество, элементы которого сами являются множе- множествами, элементы которых мы хотим называть. Например, фраза «Люди многочисленны» записывается в виде «Af'g N», где М — множество людей1, a JV—множество множеств с большим числом элементов. Излишне подчеркивать, что смещение разных смыслов слов «есть», «является» может привести к ошибкам. В смыслах A) и C) слово «есть» транзитивно (а= b /\b — с—+а = с и A^B/\BsC—*~AsC) (Barbara, пример 23 § 27). Смысл же B) не обладает свойством транзитивности (вот ошибочное рассуж- рассуждение: «Сократ есть человек. Люди многочисленны. Значит, Сократ многочислен»I). Смысл A) обладает свойствами рефлексивности и симметричности, смысл B) несимметричен и нерефлексивен (по крайней мере при обычном понимании теории множеств), смысл C) рефлексивен, но несимметричен. Упражнения. ЗОЛ. (а) Покажите, что (р, q)~(r, s)^ps — qr является отношением эквивалентности между парами целых чисел ' (р, q) при q=^=0. (b) Покажите, что операция (р, q)-\-(r, s) = =(ps-\-qr, qs) является операцией, зависящей только от классов эквивалентности (см. подробности в тексте), (с) Рассмотрите тот же вопрос для операции (р, q)-(r, s) = (pr, qs). (d) To же для (p, q) < (r, s) согласно данному выше определению. 30.2. Пусть D = {0, I, 2, 3, 4, 5, 6, 7}, а х^у^(х—у или i/v—х является четным натуральным числом). Покажите, что <ss является отношением эквивалентности на D, и перечислите классы эквивалентности. 30.3. Переведите в логическую символику, а потом проверьте, истинны.или нет полученные высказывания: (a) Все любят Джейн. Джейн любит кого-то. Значит, есть два человека, которые любят друг друга. (b) Все любят Джейн. Джейн любит кого-то, кроме самой себя. Значит, есть два человека, которые любят друг друга. *) Пример заимствован у Суппеса [1957], стр. 183. АО. РАВЕНСТВО КАК ЭКВИВАЛЕНТНОСТЬ 199 (c) л—это отношение длины окружности к ее диаметру; я за- ключейо между 3,1415 и 3,1416. Значит, отношение длины окруж- окружности к ее диаметру заключено между 3,1415 и 3,1416. (d) Сэмюэль Клеменс написал «Геккльбери Финна». Марк Твен написал «Геккльбери Финна». «Геккльбери Финн» является про- произведением одного автора. Значит, Марк Твен и Сэмюэль Кле- Клеменс—одно и то же лицо. (e) У Джейн не больше одного мужа. Джейн замужем за Томасом. Томас худощав. Уильям не худощав. Значит, Джейн не замужем-за Уильямом. (f) Том—брат Дика. Дик—брат Гарри. Никто не является своим собственным братом. Значит, Том и Гарри — разные лица. (g)* В этой пьесе у каждого участника есть брат и сестра, также участвующие в этой же пйесе. Никто не является своим собственным братом или сестрой. Брат не может быть сестрой. Значит, либо в этой пьесе нет вовсе действующих лиц, либо же их не мень"ше четырех. (h) Сегодня луна круглая. Луна, которую мы видели неделю назад, была серповидная. Луна, которую мы видим сегодня и которую видели неделю назад,— это один и тот же предмет. Зна- Значит, существует предмет, одновременно и круглый, и серповидный. (i) Розы красные. Красный—это цвет. Значит, розы—это цвет. (j) Гну—это антилопа. Антилопа—млекопитающее. Значит, гну—млекопитающее. (к) Соль и сахар белые. Ничто не может сразу быть и солью и сахаром. Значит, ничто не белое. *§ 31. Описательные определения1) Завершая изучение логики первого порядка (см. § 17), надо коснуться употребления выражений вида «тот предмет w, для которого F (до)» и «один из предметов w, для которых F (w)y>. Предметы могут указываться не их именами, а описаниями вроде следующих: (а) «нынешняя королева Англии», (Ь) «нынеш- «нынешний король Франции», (с) «сестра икса», (d) «отец икса», (е) «то число, которое по прибавлении к х даст у», (f) «To число, квад- квадрат которого равен х», (g) «Наибольший общий делитель х и г/», (h) -«Третье простое число по порядку величины», (i) «Наибольшее простое число», (j) «Такое число w, что при всех х имеет место х) Перевод этого параграфа местами существенно отходит от английского оригинала, поскольку русский язык в отличие от английского (и большинства других европейских языков) не имеет артиклей, одной из функций которых является как раз выражение «описаний» (определенных и неопределенных).^ Прим. перев.
200 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ = x». Хотя внешне эти выражения не все имеют вид «Тот предмет, для которого», но легко видеть, что именно такова их логическая структура. В нашей теории моделей под «предметами» мы понимаем элементы области D («универсума»), на которую в данный момент направлено наше внимание. Некоторые из тех предметов, которые мы назвали выше, имеют Другие имена, не содержащие конструкции «такой, что»; например: (ах) «Елизавета II» (на 1966), (ег) «х—у», (ht) «5», (j\) «0». С лин- лингвистической точки зрения определенное описание «такой, что» полезно тем, что позволяет получить средство построить (обычно временно) имя для предмета, имени которого у нас еще нет, но для описания и характеристики которого имеется весь необхо- необходимый словарь. При обычном понимании языка описание «такой, что» исполь- используется только в том случае, когда с его помощью описывается единственный объект либо, если в описание входят свободные переменные, такой объект, который оказывается единственным при всяком выборе значений -переменных. Общая форма определенного описания: «то w, для которого F (до)». Если F (w) является пре- предикатом от единственной переменной до, то описание называется собственным тогда и только тогда, когда в области D имеется ровно один объект w, такой, что F(w). Условие это переводится в нашей символике формулой 3!w(F)(w) (ср. § 29). Если F(w) — предикат, зависящий от других переменных xv ..., хп, например «.F (х1У ..., хп, ш)», то (если мы не ограничиваемся рассмотрением лишь некоторых конкретных значений xv ..., хп) описание назы- называется собственным тогда и только тогда, когда при всяком на- наборе х1г ..., хп из D существует в D единственное до, для кото- которого F (xv ...,х„, w); символически Vxj... Vx4 3! wF (x1( ..., х„, w). Такое описание служит для обозначения некоторой функции f(xx, ..., хп) (и ее значений) (см. примечание на стр. 178). В такое понимание включается и предыдущий случай, который соответ- соответствует п = 0, когда получается обозначение индивида (объекта). Описание (Ь) является несобственным начиная с 1848 г.1) Если считать за D совокупность всех людей, то (с) является несобст- несобственным описанием, ибо не каждый человек имеет точно одну сестру; описание (с) определяет некоторую функцию f(x) только для меньших областей D.. Напротив, (d) является собственным описанием, хотя пословица гласит, что только бог может знать значение функции f(x). Если D—множество положительных ве- вещественных чисел, то описание (е) несобственное (ни одно поло- положительное число, будучи прибавлено к 5, не даст 3), тогда как (f) — собственное. Если D—множество всех вещественных чисел, то (е) х) Точнее, с 1830 г., ибо Луи-Филиппа называли «королем французов», а не «королем Франции». § 31. ОПИСАТЕЛЬНЫЕ ОПРЕДЕЛЕНИЯ 201 собственное, тогда как (f)—несобственное (у числа «4» есть два квадратных корня: 2 и —2). Согласно известной теореме Евклида, (i)—несобственное описание. В обычных рассуждениях редко встречаются несобственные описания. Если кто-либо говорит, о w, таком, что F(w), в то время как. такого w не существует или же такое w не единственно, то обычно считается, что он ошибается или стремится ввести нас в заблуждение. Можно было бы объявить ложным всякое выска- высказывание А, содержащее несобственное описание. Но такой крите- критерий привел бы к тому, что при том же Аи пА и АэВ оказа- оказались бы также ложными, а наши таблицы истинности для чиЭ требуют, чтобы —|А и АэВ были истинными, если А ложно. Уайтхед и Рассел [1910], стр. 69—75 (в издании 1925 г. стр. 66—71, см. также ван Хейеноорт [1967]), решают эту проблему, требуя, чтобы та часть высказывания, которая признается ложной из-за того, что содержит несобственное описание, отмечалась специаль- специальным обрааом. Истинность же или ложность содержащего ее кон- контекста определяется по обычным правилам. Это несколько неудобно, но задача отыскания лучшего решения проблемы описаний, а точ- точнее несобственных описаний, все еще не решена1). Несобственные описания, частично определенные функции (и, в другой связи, многозначные функции) порой встречаются и в математике.. Но мы будем избегать несобственных описаний. Тогда возникает другая трудность: мы не всегда сможем опре- определить по каждому выражению, является ли оно высказыванием (в логике—формулой), непосредственно по тому способу, каким оно построено из своих компонент (как в нашем определении фор- формулы § 1, 16, 28, 29); иногда это будет зависеть от результатов, касающихся общезначимости либо доказуемости (или следования, или выводимости). Пусть, например, А содержит такую часть: «то w, для которого F(w)». Согласно критериям § 28, 29, А явится формулой, если эта часть является термом, и мы не мо- можем сказать, что А—формула, до того, как мы установили Э! wF (w). За отказ от несобственных описаний пришлось бы попла- поплатиться2). Цена не слишком высока, поскольку в обычных рассуж- рассуждениях, как и в математике, мы, как правило, употребляем опре- определенные описания только после того, как уже проверили, что 3!wF(w) или Ухг ... Ух„Э! wF (xv ..., х„, w). х) См. Скотт [1967], где указаны и другие ссылки. 2) Трудность эта в нашей трактовке несколько маскируется (теорема 32) тем, что в исчислении предикатов с равенством и функциями мы еще ничего не сказали относительно тех ограничений, которые налагаются на запас ис- используемых мезонов. Однако если Г—это перечень замкнутых формул, выра- выражающих аксиомы некоторой теории, в которой разрешено использовать только ионы и мезоны из Г, то введение f означает расширение класса формул, к которому мы приступаем, только получив сначала формулу Vxt ... Ух„э! wF(xi, .... х„, w).
202 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ Можно было бы ввести описания и в символику, если доба- добавить оператор «iw» (читается «w, такой, что»), связывающий пере- переменные в термах iwF (xv ..., х„, w) и в тех термах и формулах, которые содержат такие термы (как Vx и Эх связывают в фор- формулах). Мы предпочитаем остаться в пределах символики описанного выше исчисления предикатов с функциями и равенством. Нужные - нам описания мы сможем получить с помощью введения новых функциональных символов fl). Так, если выполняется (ij Vxx ... Vxn3! wF (xlf .... х„, w), то мы можем ввести новый функциональный символ f с формулой (И) Ух, ... VxnF(x1, ..., х„, f(xt, .... х„)) - и, если угодно, даже читать f (хх, ..., х„) как «тот w, для кото- которого F (хг, ..., х„, w)». Однако свойства f полностью заданы формулами (ii)'и (i). Ниже приводится точная теорема на этот счет. Таким образом, можно построить произвольную конечную после- последовательность описаний, каждое из которых (начиная со второго) может использовать предыдущее, не создавая нагромождений связанных переменных внутри термов. Так обычно и поступают в математике, за исключением очень простых случаев. При таком подходе определения утрачивают то преимущество, что они сами себя объясняют, поскольку каждый раз, когда вво- вводится новый функциональный символ f, нужно запоминать соот- соответствующую формулу (ii), сопровождающую введение этого сим- символа. Если функция, которая обозначается символом f, исполь- используется часто, то мы быстро привыкаем к его употреблению и обо- обозначение i(xv ..., х„) становится удобнее, нежели громоздкое iwF (xv ...; х„, w). В разговорах предпочтительнее пользоваться - оператором «w, такое, что» или «iw», чем вводить новые функци- функциональные символы. В логическом же анализе рассуждений, встре- встречающихся в обычном языке, легко восстановить (или вообразить, что мы- восстанавливаем) те функциональные символы, которые соответствуют описательным именам, использованным в этом языке. Таким образом, эффект, достигаемый введением определенных описаний, можно получить также с помощью теории, описывающей х) Мы говорим «функциональный символ Ь, а не «мезон f(— —)», потому что на практике мы мыслим мезон состоящим из одного нового символа («функциональный символ Ь), за которым следуют места для аргументов (если п > 0). Однако последующее можно читать, пользуясь терминологией «мезон f(—, ..., —)» вместо «функциональный символ f», что дает возможность ис- использовать некоторые удобные обозначения. Ведь на самом деле мезон f (—, ..., —) для данного описания может даже иметь вид iwF (—, .... —, w), лишь бы термы, полученные из различных мезонов такого рода, не путались, а связанные переменные w выбирались так, чтобы совершаемые вместо хх, ..., х„ В |.wF (xj х,,, w) подстановки оказыэались свободными. См. [BMJ, стр. 141, § 31. ОПИСАТЕЛЬНЫЕ ОПРЕДЕЛЕНИЯ 203 присоединение новых функциональных символов," если только установлено (абсолютно или при некоторых предположениях), что такие функции могут быть заданы описательно. Мы рассматриваем этот вопрос только в теории моделей, где он почти тривиален. Разбор его в теории доказательств (по образцу Гильберта — Бернайса [1934]) был бы более трудоемок, и здесь он неуместен1). Теорема 32. Пусть Г—некоторый (возможно, пустой) список формул исчисления предикатов с функциями и равенством; Р (х1У ..., х„, w)—некоторая формула, в которую свободно входят только различные переменные хх, ..., х„, w(n^0); пусть f — какой-нибудь функциональный символ, который не входит ни в одну из'формул списка Г, F(xlt ..., х„, w); наконец, С—произвольная формула, не содержащая f. В этих условиях: Если Г[^Ухх .-.. ...Vxn3!wF(x1, ...,х„, w) и если Г, Vx,[... Vxn F (х1г ...,х„, /(xlf ..., х„))}=С, то rfC Доказательство. Рассмотрим произвольную область D и рас- распределение значений в D для свободных переменных, ионов "и ме-, зонов формул из Г, Ухг ... Vxn3!wF(x1, ..., х„, w) и С, при котором все формулы списка Г получают значение t Надо до- доказать, что.. при этом С также дает t. В силу предположе- предположения Г^=Ух! ... Vxn3!wF(x1, ..., х„, w), а значит, формула Vxt ... Ух„Э! wF(xv ..., хп, w) дает t. В силу примера 3 § 29 и правила вычисления для V это означает, что при всяком выборе элементов хх, ..., хп из D, «оторые приписываются переменным xlt ..., х„, существует единственный элемент w из D, такой, что F(xx, ..., х„, w) дает t, когда переменная w получает значением. Следовательно, при этих w и ху, ..., хп можно написать w = = f(xv ..., хп), где /—некоторая п-местная функция, аргументы и значения которой лежат в D. Расширяя данное распределение и приписывая символу f (хх, ..., х„) значение / (xt, ..., х„), видим, что Ухх ... VxnF (х„ '..., х„, f (xv ..., х„)) принимает значение t Так как, coглacнo^ предположению, Г, Vxx ... VxnF(x1, ..., х„, f (хх, ..., xn))f=C, то заключаем, что формула С должна давать t. Это верно применительно к расширенному распределению, но по- поскольку / не входит в С, то формула С дает t и при данном распределении, что и требовалось доказать. Значение этой теоремы состоит в том, что если Vxx ... Vxn3!w F (xt, ..., х„, w) является следствием допущений Г, то мы имеем право добавить к нашему символизму еще символ f(xlt ..., х„) для выражения «того w, при котором F(x1( ..... х„, w) дает t, если переменной w приписывается в качестве значения .предмет да», J) См. [ВМ], § 74. Наша трактовка теории моделей совместно с теоремой Гёделя (§ 52) дает некоторые результаты из теории доказательств (но не теми элементарными средствами, которые-желательны в теории доказательств; ср. § 37).
204 ГЛ. III. ИСЧИСЛЕНИЕ ПРЕДИКАТОВ С РАВЕНСТВОМ а к нашим допущениям мы можем добавить формулу Vxx .., ... VxnF(x1, ..., х„, f(x1, ..., х„)). Тогда всякая формула С, не содержащая f, окажется следствием начальных допущений, коль скоро она является следствием расширенного списка допу- допущений. Для установления, является ли С следствием, мы можем пользоваться дополнительным допущением Vxx ... VxnF(x1; ..., х„, f (Xj, ..., х„)). На практике это может дать значительное увели- увеличение эффективности, так как можно пользоваться функциональ- функциональным символом f (х1( ..., х„) совместно с теоремой о замене (теорема 30 § 29). Пример 6. Построим формулы, как в § 29, взяв в качестве мезонов 1, (а также—~х). В исчислении предикатов с равен- равенством имеем A) VxVy Vz(xy)z=x(yz), Vxxl = x, Vxxx~1=l \- xz = (упр. 31.2). Отсюда по теореме 32 совместно с теоремами 9 12 9pd= и B) VxVyVz(xy)z=x(yz), Vxxl=x, Vx3! wxw=l t=xz=yzDx=y. Пример 7. В примере 6 соотношение B) не верно, если опустить Vx3!wxw=l; обозначим остаток через B'). Обе посылки B') дают t, если D—множество рациональных чисел, а 1, ху, 0, 1, 0—значения, приписанные выражениям 1, ху, х, у, z соответст- соответственно; при этом заключение в B') дает f. (В самом деле, если бы было xz = yzZ)x = y, то мы могли бы доказать 0 = 1, деля 0-0= = 1-0 на 0.) Следствие. Если Г^=Ухх ... Vxn3!wF(x1( ..., х„, w) и если список Г непротиворечив, то Г, Vxx ... Ух„ F (xv .,., х„, i(xlt ..., х„)) также непротиворечив. Непротиворечивость Г озна- означает, что ни для одной формулы А нельзя одновременно получить Г|=А и rt=-iA. Заметим, что теорема 32 и ее следствие истинны, даже если вместо «3! w» справедливо только «3w» (в этом случае будем на- называть ее теоремой 32а). Единственное изменение, которое теперь придется сделать в доказательстве, состоит в том, что при каждом комплекте значений хх, ..., хп, приписываемых переменным xlt ..., х„, соответствующие w не определены полностью, а надо дополнительно выбирать w в классе тех w, для которых F(x!, ..., х„, w) дает t, когда переменной w приписывается зна- значение w1). х) Принцип, утверждающий, что если Vxt ... Vxn 3wF (Xi xn, w) принимает значение t, то можно при всяком выборе объектов xi х„ из D выбрать в D некоторое w в качестве значения определенной функции /(*! хп), является одной из разновидностей аксиомы выбора (см. § 35). § 31. ОПИСАТЕЛЬНЫЕ ОПРЕДЕЛЕНИЯ 205 Теорема 32а позволяет применять «собственные неопределенные описания», т. е. выражения вида «некоторое w, такое, что F(x1, ..., х„, w)», если мы обладаем формулой Vxx ... Vxn 3wF (Xl, ..., xn, w) (n > 0). В хоть сколько-нибудь длинном рассуждении надо быть очень внимательным, принимая f (хи ..., х„) в качестве перевода выра- выражения «некоторое w, такое, что F{хи ..., хп, w)». Ведь при всяком комплекте значений, приписываемых переменным хх, ..., х„, и при всех употреблениях в рамках предположения (II) терм f (хх, ..., х„) должен обозначать один и тот же из тех объектов w, для которых F (хг, ..., хп, w). (Это отражено в аксиомах равенства для f, § 29.) В обычном же словоупотреблении при всяком хоть сколько-нибудь длительном использовании выражения «некоторое w, такое, что F (xlt ..., хп, w)» значения w могут быть разными в разяых местах. Дело в том, что употребление слова «некоторый» для описания какого-нибудь элемента из множества wF (xt, ..., хп, w) оказы- оказывается обычно настолько изменчивым, что точный перевод может быть дан только посредством введения переменной для обозначе- обозначения описываемого объекта. Например: «Сократ есть человек» (Эх [с = х&Ч(х)], здесь Ч(с)—то же, что в примере 19 § 26), «Ребенку нужна ласка» (Vx [P(x)D Л (х)] как в § 27), «Здесь был человек» (Эх [Ч (х) & 3 (х)]). . Упражнения. 31.1. Докажите следствие теоремы 32. 31.2*. Установите формулу A) примера б1). 31.3. Докажите, что Vx3! wF (х, w), Vx F (x, f (x)) \- F (x, w) - f (x) = w. Следовательно, F(x, w) и f (x) = w эквивалентны при исполь- использовании собственных описаний. > 31.4. Разберите следующие доводы: (a) Генри и Джейн —брат и сестра (F(h, j)). Значит, Джейн— это сестра Генри (j = f(h); ср. упр. 31.3). Генри и Эдит—брат и сестра (F(h, е)). Значит, Эдит—сестра Генри (e = f(h)). Значит (в силу пунктов (е) и (f) § 29), Эдит и Джейн—это одно и то же лицо (e = j). (b) Согласно смыслу выражения «сестра Джона», Джон и сестра Джона являются братом и сестрой (F (j, f (j))). Значит (по Э-введ.), у Джона есть сестра CwF(j, w)). При /г = 0 теорема 32апочти не отличается от правила а-удаления, когда вместо |— стбит |=, а вместо А (х) стоит F (w). В этом случае индивидуаль- индивидуальный символ f в (ii) занимает место переменной w, которая остается фиксиро- фиксированной в «Г, F (w) |= С». х) По существу решение состоит в доказательстве формулы Т11 в § 39. (Прямое доказательство B) при «)—» ненамного длиннее. Выигрыш от приме- применения теоремы 32 или ее вариантов в теории доказательства становится зна- значительнее, когда мы имеем дело с более сложными случаями.)
Часть II МАТЕМАТИЧЕСКАЯ ЛОГИКА И ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ Глава IV ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ § 32. Счетные множества ^ В настоящее время исследования по математической логике и исследования по основаниям математики тесно связаны между собой. Задачи и идеи из области оснований математики внесли существенный вклад в развитие математической логики; логика же в свою очередь явилась основным инструментом в исследова- исследований-проблем оснований математики. Во второй части книги мы дадим обзор этой общей для двух дисциплин области исследова- исследований. Нам предстоит здесь и познакомиться с современным состо- состоянием исследований, и рассмотреть более внимательно некоторые понятия, обсуждение которых было начато в первой части книги. Начнем наш обзор с некоторых моментов канторовской теории множеств, начало которой было положено открытиями, содержа- содержащимися в первых публикациях Кантора A874 г.), относящихся к сравнению бесконечный совокупностей. Пусть нас интересует вопрос, являются ли какие-либо две совокупности равночисленными или же какая-нибудь одна из них многочисленнее другой (в этом случае—какая именно). В случае конечных совокупностей мы можем выяснить этот вопрос, попы- попытавшись «спарить» члены этих множеств (в каждой паре по одному члену из каждого множества), или, как мы будем отныне говорить, установить между данными множествами взаимно-однозначное, или, иначе, одно-однозначное соответствие (еще короче: 1—1-соответ- ствиё). Если между двумя множествами можно установить 1—1-со- ответствие, то эти множества «равночисленны», или имеют одно и то оке кардинальное число. Впрочем, идея такого соответствия имеет более первоначальный, более элементарный характер, нежели идея «кардинального числа». Это хорошо видно из следующего примера. Члены одного племени умеют считать только до двадцати. Когда племени предстоит выбирать себе вождя из двух кандидатов А и В, предпочтение оказывают тому, кто владеет ббльшим стадом. Животных заставляют проходить через ворота парами, по одному из каждого стада в паре, до тех пор, пока одно из стад (или оба) не будет исчерпано. Если стадо, принад. $ 32. СЧЕТНЫЕ МНОЖЕСТВА 207 лежащее А, исчерпается раньше, вождем становится В, и, наоборот, выигрывает А, если в его стаде еще остались животные, в то время как последнее животное из стада В уже прошло через ворота. (Если последние животные из каждого стада пройдут через во- ворота одновременно, приходится искать другую методику выборов или же устанавливать двоевластие.) Хотя в каждом из стад может быть больше чем по двадцати голов скота, т. е. заведомо больше предела, до которого могут досчитать члены племени, этот метод попарного соответствия прекрасно работает. . В 1638 г. Галилей отметил «парадокс», состоящий в том, что между квадратами целых положительных чисел и самими целыми положительными числами можно установить 1—1-соответствие, а это вступает в 'противоречие с евклидовой аксиомой, согласно которой целое больше любой из своих собственных частей (соб- (собственная часть—это часть,, не совпадающая со всем целымI). Таким образом, в случае бесконечных совокупностей наличие 1—1-соответствия между какой-либо совокупностью и собственной частью некоторой другой совокупности отнюдь не исключает воз- возможности, что соответствие, установленное каким-нибудь другим способом между первой совокупностью и всей второй совокуп- совокупностью, также будет одно-однозначным. В случае двух.стад такого быть не может: если уж В одержал победу в «выборах», то А может быть уверен (хотя он и не владеет математическим дока- доказательством этого факта), что никакой другой порядок прохож- прохождения стада через ворота не обеспечит ему победы в выборах или хотя бы ничейного их исхода. Мы будем предполагать известной (данной) последовательность натуральных чисел (иначе называемых неотрицательными целыми числами)*) О, 1, 2, 3, 4, 5 .... Совокупность будем называть счетно-бесконечной ' или пвре- числимо-бесконечной, если можно установить 1—1-соответствие 1) Тот факт, что между бесконечной совокупностью и ее собственной частью может быть установлено 1—1-соответствие, отмечался уже задолго до Галилея. Стил (в историческом введении к своему переводу [1950] книги Больцано [1861], который также отмечал это обстоятельство) цитирует по этому поводу Плутарха D6?—126? гг. н. э.) и Прокла D12—485 гг. н. э.). Томас [1958] цитирует Адама Бальзамского (Парвипонтануса, 1132 г.), а Пьер Дюгем в своей «Системе мироздания» (Duhem P., Le systeme du monde, 1954 г., т. 7, стр. 123)—Роберта Холкота (умер в 1349 г.). Вейнберг сообщает об этих ис- источниках, а также об умозаключении (conclusio) 17 из книги «Centiloquium theologicum» (ошибочно приписываемой Уильяму Оккаму, умершему в 1349? г.). а) Некоторые авторы употребляют термин «натуральные числа» как сино- синоним термина «положительные (целые) числа», т. «. 1, 2, 3 оставляя для обозначения совокупности 0, 1, 2, ... более неуклюжий термин «неотрица- «неотрицательные целые числа». Нам представляется более предпочтительным рассмат- рассматривать число 0 в о^ной числовой совокупности с рядом 1, 2, 3, ... ,
208 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ между ней и множеством всех натуральных чисел. Чтобы убе- убедиться в счетности некоторого бесконечного множества, надо лишь задать его элементы в виде бесконечного перечня, т. е., как мы говорили выше, установить 1 — 1-соответствие между этим мно- множеством и рядом натуральных чисел. Каждый конкретный такой перечень A—1-соответствие с множеством натуральных чисел) мы будем называть пересчетом данного множества. Примерами счетно- бесконечных множеств, кроме самого множества натуральных чисел, служат, как мы можем убедиться из рассмотрения следую- следующих пересчетов, множество целых положительных чисел, множе- множество, квадратов целых положительных чисел, множество всех целых чисел: 1, 2, 3, 4, 5, 6, .... 1, 4, 9, 16, 25, 36, ... , 0, 1, —1, 2, —2, 3, .... Счетное множество — это множество, являющееся либо счетно- бесконечным, либо конечным. Под конечными множествами мы здесь понимаем множества, для которых можно установить 1—1-соот- 1—1-соответствие с каким-либо начальным отрезком натурального, ряда 0, ..., п—1, быть может пустым (п — 0). Такое определение рав- равносильно тому, что конечным множеством мы будем называть множество, «кардинальное число» которого есть натуральное число п, и именно такое употребление натуральных чисел совпадает с обычным их пониманием1). Другой пример счетно-бесконечного множества—это множе- множество рациональных чисел. Этот факт представляется удивительным, если сравнивать рациональные числа с целыми в их обычном алгебраическом порядке. Точки действительной оси с целочислен- целочисленными координатами расположены на ней изолированно, а точки с рациональными координатами—«всюду плотно», т. е. между любыми такими сколь угодно близкими точками всегда находятся другие точки с рациональными координатами. И тем не менее мы можем пересчитать множество рациональных чисел при помощи следующего приема. Отметим прежде всего, что каждое рациональ- рациональное число может быть записано в виде дроби с целым числителем и целым положительным знаменателем. Расположим все такие дроби в виде следующей бесконечной матрицы (таблицы): J) Это, конечно, наиболее согласующееся с интуицией определение конеч- конечности множества. Поскольку, однако, свойство множества целых положитель- положительных чисел, отмеченное в «парадоксе» Галилея, является характеристическим для бесконечных множеств, можно, следуя Пирсу [1885] и Дедекинду [1888], определить конечное множество и по-другому: это такое множество, что нельзя установить 1—1-соответствия между ним и какой-либо его собственной частью. (Ср. [ВМ], стр. 20 (после чтения следующего ниже § 34).) §32. СЧЕТНЫЕ МНОЖЕСТВА 209 0 Г &' 2" 0* 3 0' т 1 У 1 ^ У / 1 / т т —1 о 1> "Т 1 ~4~ 2 т~ т ^ 2 т 2 4 —2 + "Г / / —2 ~2~ —2 ~ —2 4 3 т •• • з т • • • з т • •¦ з X • • ¦ Мы можем пересчитать эти дроби в порядке, указанном стрел- стрелками. В заключение мы можем двигаться вдоль полученного пе- пересчета, вычеркивая из него каждую дробь, равную по величине (если интерпретировать эти дроби как рациональные числа) неко- некоторой предыдущей дроби из того же пересчета. В результате мы получаем следующий пересчет множества всех рациональных чисел: 11 1 ~ 11 0, , 1 1 1 _1 о Еще одно счетно-бесконечное множество—это множество всех действительных алгебраических чисел, т. е. множество действи- действительных корней алгебраических (полиномиальных) уравнений с одним неизвестным с целыми коэффициентами; примером может служить хотя бы уравнение Общий вид алгебраического уравнения п-й степени (п>1) таков: Если мы сможем пересчитать множество алгебраических уравне- уравнений, то сможем пересчитать и действительные алгебраические числа. Для этого в пересчете уравнений мы сможем заменить каждое уравнение совокупностью его различных действительных корней (а их для каждого уравнения конечное число.—не больше его степени), в результате чего получим «пересчет с повторениями» всех действительных алгебраических чисел. Теперь остается только устранить из этого пересчета все повторения. Алгебраические уравнения с целыми коэффициентами можно пересчитать также, исходя из того обстоятельства, что мы можем в их записях, не опасаясь двусмысленности, писать показатели степени просто в строку, на одном уровне со всеми остальными символами (так: 4x5—17x3 + 2x2 + 5 = 0). Тогда уравнения ока-
210 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ зываются конечными последовательностями, составленными из сле- следующих четырнадцати различных символов: 0123456789x4 ==• Первый символ в записи уравнения #е есть 0. Мы можем теперь рассматривать перечисленные четырнадцать символов как цифры в четырнадцатеричной системе счисления, т. е. в системе счисле- счисления, основанной на числе 14 точно таким же образом, каким де- десятичная система основана на числе 10. В результате этого каж- каждое уравнение оказывается записью некоторого натурального (причем положительного) числа в этой системе счисления. Разу- Разумеется, не все целые положительные числа, записанные в четыр- четырнадцатеричной системе счисления с 14 перечисленными выше символами в качестве цифр, должны восприниматься как записи некоторых алгебраических уравнений. Выкидывая теперь числа, не являющиеся таковыми, из последовательности целых Положи- Положительных чисел, записанных в четырнадцатеричной системе (и читая затем эту последовательность «подряд», без учета получившихся «иропусков»), мы получаем пересчет множества алгебраических уравнений; иными словами, алгебраические уравнения могут быть пересчитаны в порядке возрастания величины целых положитель- положительных чисел, записями которых они оказываются при интерпрета- интерпретации входящих в уравнения символов как цифр четырнадцатеричной системы счисления. Назовем метод, только что использованный для пересчета ал- алгебраических уравнений, методом цифр. Мы применим его теперь для установления следующего общего принципа: (А) Если все элементы некоторого множества S могут быть однозначным образом обозначены посредством непустых конечных последовательностей (вхождений) символов из некоторого фикси- фиксированного конечного списка символов (алфавита) s0, ..., sp_1 (или даже из счетно-бесконечного алфавита s0, slt s2, ...), то это мно- множество S счетно. Для случая конечного алфавита s0, ..'., s/,_1 мы можем полу- получить требуемое утверждение в точности, как выше (там было р = 14, a s0, ..., s^.j суть четырнадцать перечисленных символов), если не считать следующей детали. Воспринимая конечную после- последовательность4 (вхождений) символов s0, ..., s/,_1 как запись не- некоторого натурального числа в р-ичной_ системе счисления, мы не можем усмотреть из такого числа самого по, себе, сколько началь- начальных символов s0 входит в данную последовательность. Например, в четырнадцатеричной системе с указанными выше цифрами по- посредством каждого из уравнений 4x5— 17x3 + 2x2 + 5 = 0, 04x5 — — 17x3 + 2x2 + 5 = 0, 004x5— 17x3 + 2x2 + 5 = 0 и т. д. будет выра- выражено одно и то же число. Эта неоднозначность не играла роли в интересующем нас случае, так как мы могли исключить из § 32. СЧЕТНЫЕ МНОЖЕСТВА 211 рассмотрения (и так и сделали) алгебраические уравнения, записи которых начинаются с цифры 0. В тех же случаях, когда такая неоднозначность числа начальных цифр могла бы играть сущест- существенную роль, мы можем, во изменение предыдущего, интерпре- интерпретировать символы s0, ..., sp_1 как цифры 1, ..., р в р + 1-ичной системе счисления, в которой сверх того имеется еще отличный от указанных символ для цифры 0. Заметим еще, что совершенно несущественно, получает ли каждый элемент множества S единственное обозначение или же несколько различных обозначений, использующих алфавит s0, ... ..., Sp-v Если элементы из S могут получать по нескольку различных обозначений, то при вычеркивании из натурального ряда всех чисел, не являющихся обозначениями элементов мно- множества S, мы заодно можем вычеркнуть и все обозначения каж- каждого элемента, кроме наименьшего по величине. Случай счетно-бесконечного алфавита s0, sl, s2, s3, ... можно свести к случаю конечного алфавита, заменяя каждый символ счетно-бесконечного алфавита некоторой подходящей комбинацией символов, принадлежащих некоторому конечному алфавиту. Мы можем, например, выбрать два символа а и b и заменить s0, slt s2, s3, ... соответственно на a, ab, abb, abbb, ... .В резуль- результате, скажем, обозначение SoSgSjSj перейдет в aabbbabab, причем из этого нового обозначения можно однозначным образом • извлечь SoSgS^!. Теперь метод цифр можно применить к новому двухбуквенному алфавиту а, Ь; например, мы можем интерпре- интерпретировать знакосочетание aabbbabab как обозначение некоторого числа в троичной системе счисления, в которой знаки 0, a, b играют роль цифр 0, 1, 2. Конечно, для различных конкретных случаев могут найтись и более удобные способы сведения алфа- алфавита s0, s-p s2, s3 ..., к конечному алфавиту. Верно и обратное утверждение: (В) Если множество S счетно, то его элементы могут быть однозначным образом обозначены посредством непустых последовательностей (вхождений)_ символов из некоторого фиксированного конечного алфавита. Действительно, если 5 бесконечно и а0, ait a2, ... —некоторый конкретный его пересчет, то а0 можно обозначить посредством 0, аг—посредст- аг—посредством 1, а2 — посредством 2 и т. д., используя 10 символов 0,1, ..., 9. Короче говоря, каждый элемент а,- множества S можно обозна- обозначить посредством (цифры для) его номера (индекса) i в данном пересчете а0, а^, а2, а3, ... множества S. Аналогично проводится рассуждение и. для случая конечного множества. Предложения (А) и (В) в совокупности дают по существу ясный критерий того, какие множества являются счетными (т. е. конечными или счетно-бесконечными). Для фактического же уста- установления счетности множеств часто применяются и другие методы, отличные от метода цифр.
212 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ Упражнения. 32.1. Покажите, что при применении метода цифр' для случая конечного алфавита s0 s^.j обозначения эле- элементов множества 5 пересчитываются попросту таким образом, что вначале берутся все однобуквенные «слова» (обозначения)* затем двухбуквенные слова, затем трехбуквенные и т. д. в алфа- алфавитном порядке в пределах каждой группы слов. 32.2. Используйте метод цифр для доказательства счетности множества рациональных чисел. Приведите первые шесть рацио- рациональных чисел в полученном вами пересчете. 32.3. Докажите счетность следующих множеств (использовав при этом как идею, использованную выше в рассуждении о ра- рациональных числах, так и метод цифр)г): (a) Множество упорядоченных троек (а, Ь, с) натуральных чисел (или элементов произвольного данного счетно-бесконечного множества). (b) Множество всех конечных последовательностей элементов счетно-бесконечного множества. (c) Множество всех конечных множеств элементов счетно-бес- счетно-бесконечного множества. (d) Множество конечных последовательностей конечных после- последовательностей элементов счетно-бесконечного множества. 32.4. Найдите изъян в следующем рассуждении: «Каждое дей- действительное число х может быть однозначным образом записано посредством некоторого целого числа и некоторой бесконечной десятичной дроби Х-\-0,х1х2хй ... (например, я = 3 + 0,14159 ..., —-J — —1+0.24999 ... и т. п.). В этих обозначениях исполь- используется лишь конечное множество символов {0 12345678 9 Н ,}. Поэтому метод цифр (или предложение (А)) приводит к выводу, что множество всех действительных чисел счетно». § 33. Канторовский диагональный метод Приведенные в предыдущем параграфе результаты относительно применения понятия 1—1-соответствия к бесконечным множествам могли бы остаться в истории математики как любопытные курьезы, не замеченные до Кантора (или замеченные, но затем забытые) и никому особенно не нужные и после него, если бы оказалось, что 1 — 1-соответствие можно установить между любыми двумя бес- бесконечными множествами. Идея сравнения бесконечных множеств !) A, 2, 3), B, 1, 3) и B, 1, 1, 3) суть различные конечные последова- последовательности. Однако множества, состоящие из тех же элементов, а именно {1, 2, 3}, {2, 1, 3} и {2, 1, 1, 3} (для обозначения последовательностей мы пользуемся круглыми' скобками, для обозначения множеств — фигурными), совпадают. 33. КАНТОРОВСКИЙ ДИАГОНАЛЬНЫЙ МЕТОД 213 посредством 1—1-соответствия оказалась бы в таком случае не столь.уж плодотворной. Однако, как мы сейчас увидим, сущест- существуют и несчетные множества, т. е. бесконечные'множества, кото- которые нельзя поставить в 1—1-соответствие с множеством натураль- натуральных чисел. Рассмотрим прежде всего множество всех одноместных ариф- арифметических функций—так мы будем называть функции от одной переменной а, пробегающей множество натуральных чисел, зна- значения которых (функций) также суть натуральные числа. При- Примеры: а2, За+1, 5 (константная функция, все значения которой равны), а (тождественная функция, равная своему аргументу), \У~а\ (наибольшее целое число, не превосходящее Vа )ит. п.1) Чтобы доказать несчетность множества (всех) таких функций, предположим, что нам дан некоторый пересчет /0 (a), ft (a), f2 (а),... одноместных арифметических функций (не обязательно всех). Тогда мы сможем построить одноместную арифметическую функ- функцию /(а), отличную от каждой функции из данного пересчета. Тем самым мы докажем, что данный пересчет не может быть пересчетом всех одноместных функций. Чтобы сделать построение функции / (а) более наглядным, составим бесконечную таблицу, строками которой будут служить последовательности значений функций /0(а), /г(а), /2(а), ...: 'О 1 2 ... /о (а) A) /о(О) 7о*A) /о B) • МО) Ml) М2) • /.@) MD /.B) • \ Определим теперь функцию f(a) как функцию, последователь- последовательность значений которой получается из последовательности зна- значений, стоящих в нашей таблице на диагонали (указана стрел- стрелками) увеличением каждого из них, скажем, на единицу, т. е. /(«) = /» +1. Эта функция не входит в данный пересчет /0(а), /х(а), /2(а),... . В самом деле, она отличается от /0 (а) своим значением для аргумента 0, от /г(а)—значением для аргумента 1 и т. д. *) Для этих функций у нас есть формулы (т. е. конечные обозначения). Но в данный класс включаются и функции, последовательные значения кото- которых задаются правилами, не связанными ни с какими общеупотребительными обозначениями, и даже функции, последовательные значения которых опреде- определяются «нерегулярно», каким-либо «случайным» образом.
214 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ (Скажем, если l, /2(й) = 5, то /3C) = = 5, /B) = 6, ) Допустим, оформляя то же рассуждение иначе, что функция / (а) занимает определенное место, в пересчете f0 (а), f1 (а), Д, (а), ..., т. е. что для некоторого натурального числа р f(a) = fp(fi) для каждого натурального числа а. Подставляя вместо перемен- переменной а число р в это и предыдущее равенство, получим f( P что невозможно, так как натуральное число fp{p) не может рав- равняться самому себе, увеличенному на 1. Метод, который мы использовали в этом рассуждении, назы- называют канторовским диагональным методом. Накладывая на мно- множество функций, к которому мы применяем этот метод, различ- различные ограничения, мы получим некоторые другие примеры несчет- несчетных множеств. Мы можем, например, ограничиться рассмотрением таких арифметических функций, которые принимают лишь значения О, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, причем не равные нулю значения встречаются как угодно далеко.-Тогда строки нашей таблицы A) можно интерпретировать как бесконечные десятичные дроби, являющиеся записями действительных чисел х из интервала 0<х^1. Каждое такое действительное число записывается посредством бесконечной десятичной дроби однозначным образом; например, — = 0,74999.'-.. (дробь 0,75000.. .=0,75 мы. не исполь- используем ввиду ее «конечности»/, 1/]/2~ = 0,20711..., 1 = 0,999..., я—3 = 0,14159..., 2/3 = 0,666.... Процедура изменения деся- десятичных знаков, предписываемая диагональным методом, не вы- выводит нас .за пределы^рассматриваемого класса функций. Можно, скажем, заменить каждый десятичный знак (стоящий на диаго- диагонали таблицы A)), не равный. 5, на цифру 5, а если он равен 5, то на цифру 6: f{a): 5, если fa(a)=?5,. 6, если /а(а) = 5. § 33. КАНТОРОВСКИЙ ДИАГОНАЛЬНЫЙ МЕТОД 216 (Если, скажем, х0 == -j-,' хх —-1/]/ 2 , х2 — 1, хг = я—3, х4 = ¦§-,..., то мы получим действительное число х, десятичное разложение которого (непременно бесконечное) начинается с 0,55565 .,. .) Это рассуждение, проведенное нами с помощью диагонального метода, показывает, что множество действительных чисел из 0 < х^1 несчетно. Отсюда почти немедленно следует и несчетность множества всех действительных чисел (упр. 33.1 (а)). Интересно в историческом плане отметить, как открытия Кантора, сделанные в 1874 г., представили в новом свете более ранний результат Лиувилля A844 г.). Лиувиллю удалось с по- помощью некоторого специального весьма сложного метода постро- построить некоторые конкретные трансцендентные (т. е. -неалгебраиче- ские) действительные числа. Канторовский диагональный метод делает существование трансцендентных чисел очевидным уже в силу тех.весьма общих соображений, которые были только что высказаны. В самом деле, диагональный метод позволяет полу- получить конкретные трансцендентные числа из любого фиксирован- фиксированного пересчета множества алгебраических чисел1). В заключение этого параграфа применим диагональный метод к множеству одноместных арифметических функций, принимаю- принимающих лишь значения 0 и 1. В этом случае2) у нас не остается свободы выбора в процедуре изменения «диагональных» элемен- элементов: 0 мы должны заменять всюду на 1, а 1—на 0. Таким образом, «диагональная функция» определяется в этом случае так: Д | 1, а)~\0, если Ш = если fa(a) = Каждую функцию мы можем здесь понимать как описание неко- некоторого множества натуральных чисел, а именно множества тех значений аргумента, для которых данная функция принимает значение 0. Назовем такие функции представляющими функциями соответствующих множеств. Приведем несколько примеров (слева указаны множества натуральных чисел, справа, в той же строке,— последовательности значений их представляющих функций): г) Причем каждый конкретный пересчет алгебраических чисел дает воз- возможность построить даже несчетное, множество различных трансцендент- трансцендентных чисел (читатель может доказать это в качестве упражнения).— Прим. перев. 2) В отличие от ситуации, о которой шла речь в предыдущем.примеча- предыдущем.примечании.— Приц. пещ. - '
216 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ 0 12 3 4 So— множество всех натуральных чисел {0, 1, 2, 3, 4, ...} St—множество четных чисел {0, 2, 4, ...} 52—множество квадратов {0, 1, 4, ...} S3— множество простых чисел {2, 3, ...} St— пустое множество { } 0 \ 0 0 1 1 0 1 \ 0 1 1 0 0 1 \ 0 1 0 1 1 0 \ 1 0 ... 0 ... 0 ... 1 ... 1 ... \ Для последовательности, начинающейся с этих множеств So, Slt S2, S3, Sit ..., диагональный метод дает множество S — {1, 2, 4, ...}, последовательность значений представляющей функции которого начинается со значений 1, 0, 0, 1, 0 Мы видим, что 0 не является элементом множества 5, хотя и является элементом множества So; 1 является элементом 5, но не является элементом Sj и т. д. Таким образом, S не совпадает ни с So, ни с Slt ни с5„ .... Так с помощью диагонального метода мы убеждаемся в том, что множество всех множеств натуральных чисел несчетно, (в отличие от результата упр. 32.3 (с)). Между множествами, несчетность которых установлена в на- настоящем параграфе (и упражнениях к нему), можно установить 1—1-соответствие (они «эквивалентны» друг другуI). Более близ- близкое знакомство с диагональным методом, которое предстоит нам в § 34, покажет, что он дает множества, не являющиеся ни счетными, ни «эквивалентными» несчетным множествам из этого параграфа. Упражнение 33.1. Докажите несчетнос№ следующих множеств: (a) Множество действительных чисел. (b) Множество трансцендентных чисел2). (c) Множество одноместных логических функций (§ 17), для которых D = {0, 1, 2, ...}. § 34. Абстрактные множества Отправляясь от. описанных выше открытий, Кантор построил теорию абстрактных множеств, в рамках которой развил соот- соответствующий аппарат и предпринял попытки обсудить свойства г) Доказательства (использующие понятия и результаты § 34) можно найти в [ВМ], стр. 23—24. 2) Ср. примечание 1 к стр. 216. — Прим. перед. 34. АБСТРАКТНЫЕ МНОЖЕСТВА 217 множеств максимально общего видаг). Здесь мы сможем дать лишь самые краткие сведения по теории абстрактных множеств2). Кантор [1895] (стр. 481) следующим образом определяет множество: «Под «множеством» мы понимаем любое объединение в одно целое М определенных вполне различаемых объектов т нашего восприятия или мысли (которые называются «элемен- «элементами» М)». Чтобы выразить тот факт, что т есть элемент (или член) множества М, или, что то же самое, что т принадлежит М, мы пишем т?М\ запись т^М означает, что т не принадле- принадлежит М3). Два множества Мг и М2 совпадают (М1 = М2), если они имеют одни и те же элементы. Конечное множество можно задать, перечислив его элементы (порядок перечисления не играет роли) и заключив этот перечень в фигурные скобки; этот способ может быть применен и для бесконечных множеств, но тогда «перечень» должен заканчиваться многоточием. Например, {1,2, 3}—это множество из трех элементов, а {0, 1, 2, ...} есть множество * натуральных чисел. Мы говорим, что множество Мх есть подмножество множества М, если каждый элемент множе- множества 7WV есть в то же время элемент множества М; это обозначается так: Мге М (или MaMJ. Например, трехэлементное множе- множество {1, 2, 3} имеет восемь подмножеств: {}. {П. {2}. {3}, {1, 2}, {1, 3}, {2, 3}, {1, 2, 3}. Первое из них {} — это пустое множество (обозначаемое часто через 0), далее идут три одноэлементных (или единичных) мно- множества; перечень заканчивается несобственным подмножеством {1, 2, 3}. Кардинальное число М множества М есть понятие, которое мы получаем в результате абстрагирования от множества М и других множеств, для которых можно установить 1—1-соответ- ствие с М. Именно тая/например, ребенок получает представ- представление о понятии «два», абстрагируясь от двух родителей, двух глаз, двух яблок, двух котят и т. п. Вполне возможно, что при *) Кантор построил также теорию точечных множеств; значительная часть этой теории в настоящее время известна в качестве теоретико-множественной топологии. 2) Работа Кантора [1895—7] вполне доступна; она переведена на англий- английский язык (см. библиографию в конце книги). Превосходный и весьма полный обзор дан Френкелем [1961]. Сжатое изложение предмета имеется в книге Бахмана [1956]. (Из литературы на русском языке см., например, книгу Куратовского и Мостовского [19701 и библиографию к ней; подробнейшая библиография предмета — в русском переводе книги Френкеля и Бар-Хиллела [1958].— Перев.) 3) Желая сделать эту главу по возможности независимой от остальных, мы идем на некоторые повторения материала из § 26; см. примечания на стр. 163 и 166.
218 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ этом ему нет никакого дела до того, чтб же собственно пред- представляет собой это «два». Кантор [1895] пишет по этому поводу: «То общее понятие, которые мы получаем с помощью нашей интеллектуальной активности, когда, отправляясь от множества М, мы абстрагируемся от природы его различных элементов и от порядка, в котором они нам даны, мы называем «мощностью», или «кардинальным числом», множества М». Эта двойная абстрак- абстракция и подсказывает канторовское обозначение «М» для карди- нального числа множества М. Фреге [1884] и Рассел [1902] определяют кардинальное число М как множество всех мно- множеств N, для которых можно установить 1—1-соответствие с М; тем самым для самих кардинальных чисел находится место в ка- качестве предметов некоторой области, состоящей только из мно- множеств. Желая выразить сказанное с помощью понятий, описанных в § 30, мы скажем, что множество М эквивалентно множеству N (символически: М ~ N), если можно установить 1—1-соответствие между М и N. Отношение ~ есть отношение эквивалентности (оно рефлексивно, симметрично и транзитивно), а М есть содер- содержащий М класс эквивалентности в разбиении, индуцируемом отношением ~ на совокупности всевозможных множеств (ср. (В) в § 30). Независимо от того, какой онтологический статус приписы- приписывается кардинальным числам, M = N в том и только в том слу- случае, когда М ~ N. - Множество всех подмножеств произвольного множества М мы будем обозначать через «2м». В этих обозначениях наш послед- последний результат из § 33 можно сформулировать так: если М — {0, 1, 2-, ...}, то 2м несчетно, или 2МФМ. Аналогичным рассуждением можно и для произвольного множества М доказать, что М Ф 2м. Воспроизведем, например, это рассуждение для случая М = {\, 2, 3}. Какое бы мы ни взяли множество M1s2M, находящееся в 1—1-соответствии с самим множеством М, диаго- диагональный метод позволяет получить подмножество множества М (т. е. элемент множества 2м), не принадлежащее Мх. Если, на- например, М1 = {{2}, {2, 3}, {1, 2}}, то таблица пересчета выглядит, следующим образом: 12 3 {2} 1 {2,3} {1.2} 1 1 0 \ 0 0 \ 0 1 0 1 § 34. АБСТРАКТНЫЕ МНОЖЕСТВА' 219 Заменяя на диагонали 0 на 1, а 1 на 0, мы получаем мнбжество {1, 3}, являющееся элементом множества 2м (состоящего из пере- перечисленных выше восьми множеств), но не принадлежащее мно- множеству Mv Отправляясь от множества М1 = {{1,2,3}, Ш, {3}}, мы получим множество {2}, также не принадлежащее Mv и т. п. Конечно, поскольку 2м состоит из восьми элементов, т. е. 2м = 8, в то время как М=*3, мы можем сказать, что мы и так знали, что ~Мф2^ для множества М = {1, 2, 3},— просто в силу при- принятых нами допущений о последовательности натуральных чисел. Но проведенное рассуждение, а также заключительный пример из § 33 для множества М — {0, 1,2, ...} представляют собой част- частные случаи общего метода доказательства (пригодного для всякого множества М) того факта, что М Ф 2м. Этот результат можно усилить. Прежде всего мы положим по определению М < N (или N > М) тогда и ¦ только тогда, когда М эквивалентно некоторому подмножеству множества N, но N не. эквивалентно никакому подмножеству множества М (т. е. существует такое множество Nt, что М ~ Afxs N, но не существует такого Mlt что JV^M^M). Здесь необходимо удостовериться в том, что результат не зависит от выбора мно- множеств М и N с соответствующими кардинальными числами, т. е., в терминах § 30, от того, какие представители М и N взяты из классов эквивалентности М я N (упр. 34.1). Мы видим почти непосредственно, что отношение порядка_< между кардиналь- кардинальными числами_иррефлексивно (т. e^M-d^M) и транзитивно (т. е, из M<W и N<F следует М<?) (упр. 34.2). Как мы уже отмечали в § 32, предполагая знакомство с по- последовательностью натуральных чисел, натуральное число п есть кардинальное число начального отрезка {0, ..., п — 1} натураль- натурального ряда. Таким образом, канторовское определение отношения порядка < между кардинальными числами приложимо, в част- частности, и к натуральным числам, рассматриваемым в качестве кардинальных. Можно показать (хотя и не без некоторой возни), что это отношение порядка < между натуральными числами как конечными кардинальными числами совпадает с обычным отно- отношением «меньше» для натуральных чисел, которое мы предполагаем известным1). Посредством небольшого уточнения приведенного выше рас- рассуждения мы можем доказать теорему Кантора: (С) Для каждого множества М имеет место М < 2м. х) Эти вопросы разобраны в [ВМ], стр. 19 (а также пример 1 из § 7, стр. 28).
220 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ В другой легко доказываемой теореме идет речь об объеди- объединении UM некоторого множества М, элементами которого слу- служат множества. Элементами UM являются все элементы элемен- элементов множества М. Скажем, если М = {{2\, {2, 3}, {2, 5}}, то UM = {2, 3, 5}. Вот эта теорема: (D) Если М есть множество множеств, среди кардинальных чисел которых нет наибольшего (т. е. для каждого элемента А множества М найдется такой элемент Л' из М, что А < А'), то А < ХТм для любого элемента А из М. Будем обозначать кардинальное число множества всех нату- натуральных чисел через tt0 (читается «алеф-нуль»). Для каждого натурального числа п имеет место п < Яо. Это следует из пред- предложения (D), равенства п = {0, 1, ..., п — 1} итого обстоятель- обстоятельства, что отношение порядка для натуральных чисел, понимаемых как кардинальные числа, совпадает с обычным отношением по- порядка на натуральном ряде. Вместо 2м мы будем писать 2м. Такое написание оправды- оправдывается тем, что для случая конечного множества М оно согла- согласуется с обычной арифметикой; например, мы уже видели, что для 7Й = 3 Р = 8 = 23. Результаты этого параграфа позволяют утверждать сущест- существование следующей возрастающей последовательности кардиналь- кардинальных чисел; § 35. ПАРАДОКСЫ 221 Поскольку же, согласно (D), существует кардинальное число, превышающее все члены этой *) последовательности, то ряд кар- кардинальных чисел возрастает неограниченно. Таким образом, при- применение идеи сравнения множеств посредством одно-однозначного соответствия привело Кантора к открытию, что существует не одна-единственная бесконечность, а целая иерархия различных бесконечных (или «трансфинитных») кардинальных чисел. Упражнения. 34.1. Обоснуйте определение отношения «М < N», показав, что если М ~ М' и N~N', то утверждение (а) верно тогда и только тогда, когда верно (а'): (а) Для некоторого N1 M ~ ^g N, но ни для какого Мг не имеет места N ~ Мх Е М. (<*') Для некоторого Л^ М' ~Nt& N', но ни для какого Мг не имеет места N' ~ Мг ? М'. 34.2. Покажите, что отношение М < N иррефлексивно и тран- зитивно. 34.3*. Докажите (С) и (D). 34.4. (а) Каково кардинальное число множества из упр. 33.1 (с)? (Ь) Каково кардинальное число множества всех одноместных логических функций, определенных на множестве всех множеств натуральных чисел? § 35. Парадоксы Взаимоотношения между1 канторовской теорией множеств и математикой подобны течению настоящей любви: они никогда не протекали гладко. Канторовская теория множеств имеет дело с «актуальной» («завершенной») бесконечностью. Вначале это вызывало значи- значительные возражения у математиков, восходившие отчасти к зна- знаменитому заявлению Гаусса A831 г.): «Я возражаю... против употребления бесконечной величины как чего-либо завершенного, что никогда не позволительно в математике: можно говорить о пределах, к которым некоторые величины приближаются как угодно близко, или о неограниченно возрастающих величинах» (Werke, VIII, стр. 216). Гаусс говорил о бесконечных величинах; Кантор же использовал в своей теории бесконечные совокуп- совокупности. ' И как раз тогда, когда идеи Кантора стали завоевывать умы математиков и получать признание—в 90-х годах XIX в.,— в высших разделах его теории множеств были обнаружены про- противоречия. Впрочем, с тех пор теория множеств (соответствую- (соответствующим ' образом переработанная) даже укрепила свое положение в математике, парадоксы же сконцентрировали внимание на проблемах оснований теории множеств и вообще оснований ма- математики. В 1897 г. был открыт парадокс Бурали-Форти (Кантору он был известен еще в 1895 г.), возникший в канторовской теории порядковых чисел; теория эта в настоящей книге не рассмат- рассматривалась1). Парадокс Рассела [1902а] связан с множеством всех множеств, которые не являются элементами самих себя. Обозначим это множество через 5. Пусть (а) 5 содержит само себя. Тогда, согласно определению 5, оно не содержит самого себя. Таким образом, по правилу приведения к нелепости (позволяющему отвергнут^ допущение (а)) мы доказали: (Ь) 5 не содержит самого себя. Но отсюда по определению 5 получаем: (с) S содержит х) И любой другой,— Прим. перев. См. ниже примечание на стр. 304,
222 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ само себя. Доказанные утверждения (Ь) и (с) вместе образуют противоречие, парадокс. Рассел [1919] предложил также следующий популярный ва- вариант этого парадокса: парикмахер, живущий в некоторой де- деревне, бреет всех тех и только тех жителей этой деревни, которые не бреются сами. Вопрос: бреет ли он самого себя? Рассмотрим теперь подробно еще один парадокс теории мно- множеств—парадокс Кантора (открытый им в 1899 г.) Пусть Т есть множество всех множеств. Тогда 2Т есть некоторое множество множеств, откуда 2rsT. По определению отношения < для кардинальных чисел (§ 34) если AlsiV, то М > N. (Почему?) Отсюда 2Г> Т. Но по теореме Кантора (С) 2Т>7\ Итак, мы получили противоречие. Можно попытаться избавиться от этого противоречия, заявив, что совокупность Т всех множеств «не образует множества». Но чтб же в таком случае представляет собой область М изменения пе- переменной (которую мы в гл. II называли ~ областью D) в тео- теореме Кантора: «Для каждого множества М М < 2м»? "Несколько иной характер имеет парадокс Ришара [1905], формулируемый следующим образом. Будем понимать под «фразой» любую конечную последователь- последовательность, каждый из членов которой есть либо одна из 33 букв рус- русского алфавита, либо пробел (для разделения слов), либо запятая, причем эта последовательность не начинается и не оканчивается пробелом. Например, фразами являются: «абракадабра», «королей и капусты», «а в квадрате», «дыр бул щыл, убещур». Мы можем пересчитать эти фразы с помощью метода цифр (§ 32), пользуясь 35-ичной или 36-ичной системой счисления для записи натураль- натуральных чисел. Некоторые фразы—скажем, приведенная выше фраза «а в квадрате»—являются описаниями одноместных арифметичес- арифметических функций на русском языке. Вычеркнем теперь из нашего пересчета все фразы, не являющиеся такого рода описаниями функций; в результате получим пересчет Ро, Plf Р2)... всех та- таких описаний. Обозначим функции, описываемые этими фразами, соответственно через./„(a), ft(a), /2(а),... Рассмотрим теперь следующую фразу: «Функция, значение которой для любого данного натурального числа а в качестве аргумента равно увеличенному на единицу значению для этого же аргумента той функции, которая определяется фразой, соот- соответствующей в только что упомянутом пересчете этому натураль- натуральному числу». Мы могли бы заменить в этой фразе ее кусок «в только что упомянутом пересчете» исчерпывающим описанием точной конструкции этого самого пересчета, так что в резуль- § 35. ПАРАДОКСЫ 223 тате из всей нашей фразы получилась бы некоторая другая фраза Р, полностью описывающая ту же самую функцию. Эта фраза Р описывает некоторую арифметическую функцию, а именно Следовательно, Р входит в пересчет Ро, Рх, Р2, ... Но это не- невозможно, так как функция, описываемая фразой Р, отличается от функции, описываемой фразой Ро, своим значением для а = 0; от функции, описываемой Plt значением для а=1; от функции, описываемой Р2, значением-для а = 2 и т. д. Оформим это рас- рассуждение иначе. Поскольку фраза Р входит в пересчет Ро, Рх, Р8, ..., то она имеет в нем некоторый номер р. Значит, Подставляя сюда р вместо а и сравнивая с предыдущим равен- равенством, приводим к противоречию. (В изложении самого Ришара речь шла не об одноместных арифметических функциях, а о действительных числах.) Этот парадокс тесно связан с тем обстоятельством, что, с одной стороны, посредством данного языка можно описать лишь счетно- бесконечное множество арифметических функций (поскольку мно- множество фраз данного языка лишь счетно-бесконечно, см. § 32), а с другой—множество всех арифметических функций несчетно (до- (доказывается канторовским диагональным методом, § 33). Парадокс, похожий на этот, предложил Берри (см. Рассел [1906], стр. 645): рассмотрим выражение «наименьшее натураль- натуральное число, которое нельзя назвать посредством меньше чем трид- тридцати трех слогов». Это выражение называет некоторое определен- определенное натуральное число—обозначим его через л,—ибо каждое не- непустое множество натуральных чисел (в данном случае речь идет о множестве натуральных чисел, которые нельзя назвать посред- посредством меньше чем тридцати трех слогов) имеет наименьший эле- элемент. Согласно своему определению, п нельзя назвать посредст- посредством меньше чем тридцати трех слогов. Но ведь наше выражение определяет п, причем с помощью ровно тридцати двух слогов! Эти современные парадоксы родственны известному еще в дре- древности парадоксу «Лжец»1). Критскому философу Эпимениду (шес- (шестой век до н. э.) приписывается высказывание «все критяне — лжецы». Мы будем исходить из допущения, что под «лжецами» Эпименид имеет в виду людей, которые никогда не говорят правду. Допустим, что высказывание Эпименида истинно; тогда в силу своего смысла и того обстоятельства, что сам Эпименид—критянин, х) По поводу исторических подробностей и дальнейших ссылок см. Вейль [1949], стр. 228, примечание 2.
224 ГЛ. IV. ОСНОВАНИЯ МАТЕМАТИКИ оно оказывается ложным, т. е. мы получили противоречие. Отсю- Отсюда приведением к нелепости мы получаем, что данное высказыва- высказывание не является истинным, т. е. оно ложно. Это означает, что некий критянин некогда сказал правду или еще скажет когда- нибудь. Это, однако, означало бы, что вопрос решается ссылкой на некоторый исторический факт, наступление которого, во вся- всяком случае, нельзя доказать чисто логическим путем, вопреки тому, что наше рассуждение претендовало именно на логический статус. Прямая форма парадокса «Лжец» предложена Эвбулидом (чет- (четвертый век до н.э.). Ее можно сформулировать следующим обра- образом: «Высказывание, которое я сейчас произношу, ложно». Оче- Очевидно, что заключенное в кавычки высказывание не может быть ни истинным, ни ложным. В древней «дилемме крокодила» крокодил украл ребенка, но обещал вернуть его отцу, если тот отгадает, вернет ли ему крокодил ребенка. Неразрешимая дилемма встает перед крокоди- крокодилом, если отец скажет ему, что он не вернет ребенка. Миссионер, очутившийся среди людоедов, обнаруживает, что он угодил как раз к обеду. Они разрешают ему произнести ка- какое-нибудь высказывание с условием, что, если высказывание окажется истинным, его сварят,. а если оно окажется ложным, его зажарят. Что надо сказать миссионеру? Канторовскую теорию множеств в том виде, как она истори- исторически возникла и как мы с ней знакомились ъ § 32—34, называют «наивной» теорией множеств. Пользуясь канторовским «определе- «определением» понятия множества (§ 34), мы вслед за Кантором при решении вопроса, какие объекты являются множествами, руко- руководствовались исключительно собственной интуицией. Парадокс Кантора и другие теоретико-множественные пара- парадоксы демонстрируют трудности, неизбежно связанные с попыт- попытками построить теорию множеств на интуитивной основе, исходя из канторовской концепции множества. Эти трудности ставят проблему: как видоизменить теорию множеств, чтобы в ней не возни