Логика предикатов

Понятие ``предикат'' обобщает понятие ``высказывание''. Неформально говоря, предикат – это высказывание, в которое можно подставлять аргументы. Если аргумент один – то предикат выражает свойство аргумента, если больше – то отношение между аргументами.

Пример предикатов. Возьмём высказывания: ``Сократ - человек'', ``Платон - человек''. Оба эти высказывания выражают свойство ``быть человеком''. Таким образом, мы можем рассматривать предикат ``быть человеком'' и говорить, что он выполняется для Сократа и Платона.

Возьмём высказывание: ``расстояние от Иркутска до Москвы 5 тысяч километров''. Вместо него мы можем записать предикат ``расстояние'' (означающий, что первый и второй аргумент этого предиката находятся на расстоянии, равном третьему аргументу) для аргументов ``Иркутск'', ``Москва'' и ``5 тысяч километров''.



Язык логики высказываний не вполне подходит для выражения логических рассуждений, проводимых людьми, более удобен для этого язык логики предикатов.

Пример рассуждения, не выразимого в логике высказываний. Все люди смертны. Сократ - человек. Следовательно, Сократ смертен.

Это рассуждение на языке логики высказываний можно записать тремя отдельными высказываниями. Однако никакой связи между ними установить не удастся. На языке логики предикатов эти предложения можно выразить с помощью двух предикатов: ``быть человеком'' и ``быть смертным''. Первое предложение устанавливает связь между этими предикатами.



Перейдём теперь к формальному изложению логики предикатов.

Язык логики предикатов

``Предикатные формулы'' обобщают понятие пропозициональной формулы, определённое в части 2.

Предикатная сигнатура – это множество символов двух типов – объектные константы и предикатные константы – с неотрицательным целым числом, называемым арностью, назначенным каждой предикатной константе. Предикатную константу мы будем называть пропозициональной, если её арность равна 0. Пропозициональные константы являются аналогом атомов в логике высказываний. Предикатная константа унарна, если её арность равна 1, и бинарна, если её арность равна 2. Например, мы можем определить предикатную сигнатуру

{ a, P, Q }

(4)

объявляя a объектной константой, P – унарной предикатной константой, и Q – бинарной предикатной константой.

Возьмём предикатную сигнатуру s, которая включает по крайней мере одну предикатную константу и не включает ни одного из следующих символов:

• объектные переменные x, y, z, x1, y1, z1, x2, y2, z2, ...,
• пропозициональные связки,
• квантор всеобщности " и квантор существования $,
• скобки и запятая.

Алфавит логики предикатов состоит из элементов из s и четырёх групп дополнительных символов, указанных выше. Строка – это конечная последовательность символов из этого алфавита.

Терм – это объектная константа или объектная переменная. Строка называется атомарной формулой, если она является пропозициональной константой или имеет вид R(t1, ..., t_n), где R – предикатная константа арности n (n > 0) и t1, ... , t_n – термы. Например, если мы рассматриваем сигнатуру (4), то P(a) и Q(a, x) – атомарные формулы.

Множество X строк замкнуто относительно правил построения (для логики предикатов), если

• каждая атомарная формула принадлежит X,
• для любой строки F если F принадлежит X, то ¬F тоже принадлежит,
• для любых строк F, G и любой бинарной связки Д, если F и G принадлежат X, то также принадлежит (F Д G),
• для любого квантора K, любой переменной v и любой строки F если F принадлежит X, то также принадлежит Kv F.

Строка F является (предикатной) формулой, если F принадлежит всем множествам, которые замкнуты относительно правил построения.

Например, если рассматриваемая сигнатура есть (4), тогда

(¬P (a) Ъ $ x(P (x) & Q(x, y))) – формула.

3.1 Является ли " x формулой?

Как и в логике высказываний можно доказать, что множество формул замкнуто относительно правил построения. Теоремы возможности и единственности разбора подобны соответствующим теоремам для пропозициональных формул.

В случае предикатных формул доказательство по структурной индукции имеет следующий вид. Для данного свойства формул мы проверяем, что

• каждая атомарная формула обладает этим свойством,
• для любой формулы F, обладающей этим свойством, ¬F также обладает этим свойством,
• для любых формул F, G, обладающих этим свойством, и любой бинарной связки Д, (F Д G) также обладает этим свойством,
• для любого квантора K, любой переменной v и любой формулы F, обладающей этим свойством, Kv F также обладает этим свойством.

Тогда это свойство выполняется для всех формул.

3.2 Если формула содержит квантор, тогда она содержит переменную. Верно или нет ?

3.3 Если формула содержит квантор, тогда она содержит скобки. Верно или нет ?

При записи предикатных формул мы будем опускать некоторые скобки и применять другие сокращения, введённые в части 2. Строку вида

" v1 ··· " v_n (n і 0) будем писать как " v1 ··· v_n, и подобным образом для квантора существования.

Свободные и связанные переменные

Множество свободных переменных^* формулы F определяется рекурсивно, следующим образом:

Определение 22 (Свободные переменные).

• Все переменные, входящие в атомарную формулу, являются свободными переменными этой формулы,
• свободные переменные формулы F являются свободными переменными формулы ¬F,
• переменные, являющиеся свободными для хотя бы одной из формул F или G, являются свободными переменными формулы (F Д G),
• все свободные переменные формулы F кроме v являются свободными переменными формулы Kv F.

Определение 23 (Замкнутая формула). Формула без свободных переменных называется замкнутой формулой, или предложением.

Определение 24 (Связаная переменная). Переменная v связана в формуле F, если F содержит вхождение Kv, где K – квантор.

3.4 Найдите свободные переменные и связанные переменные формулы

$ y P(x, y) & ¬$ x P (x, x)

Представление предложений русского языка предикатными формулами

Перед тем как мы продолжим изучение синтаксиса логики предикатов, полезно потренироваться в переводе предложений с русского языка в язык предикатных формул. ^*

В этих упражнениях для перевода рассматривается сигнатура (4). Мы предполагаем, что объектные переменные служат для обозначения натуральных чисел и интерпретируем сигнатуру следующим образом:

• a представляет число 10,
• P(x) выражает условие ``x является простым числом'',
• Q(x, y) выражает условие ``x меньше чем y''.

В каждой из следующих задач представьте данное предложение русского языка предикатной формулой.

3.5 Все простые числа больше чем x.

Ответ: " y(P (y) Й Q(x, y)).

3.6 Существует простое число, которое меньше чем 10.

3.7 x равно 2. см. Указания

3.8 x равно 11. см. Указания

3.9 Существует бесконечно много простых чисел.

Подстановка

Определение 25 (Подстановка терма). Пусть F – формула и v – переменная. Результат подстановки терма t вместо v в F – формула, определённая рекурсивно следующим образом:

• результат подстановки t вместо v в атомарную формулу F получается из F одновременной заменой всех вхождений v на t,
• если результат подстановки t вместо v в F есть F' тогда результат подстановки t вместо v в ¬F есть ¬F',
• если результат подстановки t вместо v в F и G есть F' и G' тогда результат подстановки t вместо v в (F Д G) есть (F'Д G'),
• если результат подстановки t вместо v в F есть F' и w – переменная, отличающаяся от v, тогда результат подстановки t вместо v в Kw F есть Kw F',
• результат подстановки t вместо v в Kv F есть Kv F.

3.10 Найдите результат подстановки константы a вместо x в формулу из задачи 3.4.

Когда мы намереваемся рассмотреть подстановки вместо переменной v в некоторую формулу, удобно обозначать эту формулу выражением F(v), и обозначать результат подстановки терма t вместо v в этой формуле через F(t) .

3.11 Если v не является свободной переменной F(v), тогда F(t) равно F(v).

Пусть F(x) обозначает формулу

" y (P(y) Й Q(x, y)), предложенную выше как перевод условия ``все простые числа больше чем x'' (задача 3.5). Формула вида F(t), где t – терм, обыкновенно выражает то же условие применённое к значению t. Например, F(a) есть " y (P(y) Й Q(a, y)), что значит ``все простые числа больше чем 10'', F(z2) есть " y (P(y) Й Q(z2, y)), что значит ``все простые числа больше чем z2''. Существует, однако, одно исключение. Формула F(y), то есть, " y (P(y) Й Q(y, y)), выражает (неправильное) утверждение ``каждое простое число меньше чем оно само''. Проблема с этой подстановкой в том, что, когда мы подставляем переменную y вместо x в F(x), y ``захватывается'' квантором. Чтобы выразить утверждение ``все простые числа больше чем y'' предикатной формулой, мы будем использовать связанную переменную отличную от y и писать, например, " z(P (z) Й Q(y, z))

Чтобы различать ``плохие'' подстановки, как в последнем примере, от ``хороших'', мы определим, когда терм t является подстановочным для переменной v в формуле F.^*

• Если F – атомарная, тогда t является подстановочным для переменной v в F,
• t является подстановочным для переменной v в ¬F тогда и только тогда, когда t является подстановочным для v в F,
• t является подстановочным для v в (F Д G) тогда и только тогда, когда t является подстановочным для v и в F и в G,
• t является подстановочным для v в Kw F тогда и только тогда, когда
  1. t не содержит w и является подстановочным для v в F, или
  2. v не является свободной переменной формулы Kw F.

3.12 Терм, не содержащий ни одной связанной переменной формулы F, является подстановочным в F для любой переменной.

Определение 26 (Универсальное замыкание). Универсальное замыкание формулы F – это предложение

" v1 ··· v_n F, где v1, ... , v_n – все свободные переменные F.

Семантика

Выполнимость

Логическое следование

Выводы в логике предикатов

В логике предикатов вывод определяется так же, как и в исчислении высказываний и секвенции имеют тот же синтаксис. Аксиомы тоже определяются так же, как в логике высказываний. Все правила вывода логики высказываний – правила введения и удаления для пропозициональных связок, правила противоречия и сведения к противоречию – включены в множество правил вывода логики предикатов, с метапеременными для формул понимаемыми теперь как предикатные формулы. В дополнение, есть четыре новых правил вывода: правила введения и удаления для кванторов.

Правила для кванторов всеобщности

G |– F(v) (В") G |– " v F(v)	G |– " v F(v) (У") G |– F (t)
где v не является свободной	где t является
переменной для любой формулы в G	подстановочным для v в F(v)

В каждой из следующих задач выведите данную формулу из пустого множества посылок.

3.19 (P(a) & " x (P(x) Й Q(x))) Й Q(a).

3.20 " xy P(x, y) Й " x P (x, x).

Правила для кванторов существования

G |– F(t) (В$) G |– $ v F(v)	G |– $ v F(v) G И { F(v) }|– C (У$) G |– C
где t – подстановочный	где для C и любой формулы из G
для v в F(v)	v не является свободной переменной

В каждой из следующих задач выведите данную формулу из пустого множества посылок.

3.21 (P(a) Ъ P(b)) Й $ x P(x).

3.22 ¬$ x P(x) є " x ¬P(x).

Корректность и полнота логики предикатов

Множество правил вывода для логики предикатов обладает свойством корректности и полноты подобно свойствам пропозициональных выводов.

Теорема корректности. Если существует вывод замкнутой формулы F из множества формул G, тогда G влечёт F.

Теорема полноты. Для любой замкнутой формулы F и любого множества предложений G, если G влечёт F, то существует вывод F из некоторого подмножества G.

Полнота логики предикатов для случая счётного G и для другого множества правил вывода была доказана Куртом Гёделем в 1930 году.

Функциональные символы и равенство: синтаксис

Логика предикатов, определённая выше немного более ограничена, чем что обыкновенно называется ``логикой первого порядка'', и наша следующая цель – удалить эти ограничения. Во-первых, мы обобщим понятие терма. В дополнение к объектным константам и объектным переменным, мы разрешим построение термов с использованием символов для функций, ``функциональных констант''. Во-вторых, мы добавим к языку знак равенства, и уравнения будут включены как новый тип атомарных формул.

Наше наиболее общее понятие сигнатуры определяется следующим образом.

Определение 28 (Сигнатура,константы). Сигнатура – это множество символов двух типов – функциональных констант и предикатных констант – с неотрицательным целым числом, называемым арностью, связанным с каждым символом. Объектная константа – это функциональная константа арности 0. Функциональная константа унарна, если её арность равна 1, и бинарна, если её арность равна 2. Пропозициональная константы, так же как унарные и бинарные предикатные константы, определены как выше.

Определение 29 (Терм). Возьмём сигнатуру s, не включающую ни дополнительных символов, указанных в начале данной части, ни знака равенства. Множество X строк замкнуто относительно правил построения термов, если

• каждая объектная константа принадлежит X,
• каждая объектная переменная принадлежит X,
• для каждой функциональной константы h арности n (n > 0) и любой строки t1, ... , t_n, если t1, ... , t_n принадлежит X, тогда также принадлежит h(t1, ... , t_n).

Строка является термом, если она принадлежит все множествам, которые замкнуты относительно правил построения.^*

3.23 Каждый терм содержит объектную константу или объектную переменную. Верно или нет ?

В логике первого порядка существуют три типа атомарных формул:

• пропозициональные константы,
• строки вида R(t1, ... , t_n) где R – предикатная константа арности n (n > 0) и t1, ..., t_n – термы,
• строки вида (t1 = t2), где t1, t2 – термы.

Взяв в качестве множества атомарных формул данное множество, мы получаем, что определение формул (первого порядка) совпадает с определением предикатных формул в начале этой части.

Для любых термов t1 и t2, t1 № t2 обозначает формулу ¬(t1 = t2).

Функциональные символы и равенство: семантика

Выводы в логике первого порядка

Определение вывода в логике предикатов с функциональными константами и равенством включает новый тип аксиом и два новых правила вывода. Правила, как и раньше, содержат метапеременные, служащие для обозначения формул и термов.

Новые аксиомы выражают рефлексивность равенства и имеют вид Ж |– t = t , где t – произвольный терм. Новые правила вывода – правила замены:

G |– t1 = t2 G |– F(t1) (З=) G |– F(t2)

G |– t1 = t2 G |– F(t2) G |– F(t1)

где t1 и t2 свободные для v в F(v).^*

Для каждой из следующих формул найдите вывод из пустого множества посылок.

3.27 x = y Й f(x, y) = f(y, x).

см. Решение

3.28 " x $ y (y = f(x)).

3.29 $ y (x = y & y = z) Й x = z.

3.30 $ x (x = a & P (x)) є P (a).

Теории первого порядка

Теория первого порядка сигнатуры s определяется с помощью аксиом. Интерпретация, при которой истинны все аксиомы теории первого порядка G, называется моделью G. Если теория первого порядка G выполнима, мы также говорим что она непротиворечива. Логические следствия теории первого порядка называется её теоремами. Доказательство предложения F в теории первого порядка G есть вывод F из подмножества аксиом из G.

Теоремы корректности и полноты выполняются для логик предикатов с функциональными символами и равенством и могут быть сформулированы в рамках теорий первого порядка следующим образом. В соответствие с теоремой корректности, если существует доказательство предложения F в теории первого порядка G, тогда F является теоремой G. В соответствие с теоремой полноты Гёделя, обратное также верно: для любой теоремы F теории первого порядка G, существует доказательство F в G.

Однако, добавление правил вывода для кванторов второго порядка ведёт к формальной системе которая корректна, но не полна.

Пример: Теория линейного порядка

Арифметика первого порядка

Мы будем упрощать запись формул сигнатуры арифметики первого порядка (6) введением следующего обозначения: a будет записываться как 0, s(t) как t' , f(t1, t2) как t1+t2, и g(t1, t2) как t1 · t2. Аксиомы арифметики первого порядка являются универсальным замыканием следующих формул:

1. x' № 0.
2. x'= y'Й x = y.
3. (F(0) & " v (F(v) Й F(v'))) Й " v F(v) для любой формулы F(v).
4. x + 0 = x.
5. x + y'= (x + y)'.
6. x · 0 = 0.
7. x · y'= x · y + x.

^*

Интерпретация (7) является моделью этой теории. Арифметика первого порядка имеет также другие модели, и некоторые из них совсем не похожи на систему натуральных чисел (задача 3.40).

В следующих формулах 1 обозначает терм 0', 2 – 0'', и 4 – 0''''. Через t1 Ј t2 мы обозначаем формулу $ v(t2 = t1 + v), где v – первая объектная переменная, которая не встречается в t1, t2.

В каждой из следующих задач найдите доказательство данной формулы в арифметике первого порядка.

3.34 2 № 4.

3.35 x' № x.

3.36 x'= x + 1.

3.37 x Ј x.

Нестандартные модели арифметики

Термы 0, 0', 0'', ... называются цифрами. Модель M арифметики первого порядка стандартна, если для каждого c О |M| существует цифра t такая, что t^M = c.

3.38 Модель арифметики первого порядка (7) стандартна.

В соответствие с задачей 3.40, существуют модели арифметики первого порядка, которые не обладают этим свойством. Чтобы доказать существование такой модели, полезно рассмотреть следующую теорию первого порядка G. Сигнатура G получается из сигнатуры арифметики первого порядка добавлением буквы b в качестве новой объектной константы. Множество аксиом G получается из множества аксиом арифметики первого порядка добавлением формул b № 0, b № 0', b № 0'', ... в качестве новых аксиом.

3.39 G непротиворечива.

3.40 Арифметика первого порядка имеет нестандартную модель.

Существование нестандартных моделей арифметики следует из теоремы Сколема (1920), который обобщил раннюю работу Леопольда Лёвенхейма (1915). Возможность таких моделей резко контрастирует с результатом задачи 1.41. Разница связана с тем, что язык арифметики первого порядка является слишком ограниченным для выражения аксиомы индукции. ``Арифметика второго порядка'', в которой схема индукции заменяется по аксиоме (8), не имеет нестандартных моделей.

Теорема неполноты Гёделя

Пусть M – нестандартная модель арифметики первого порядка. Может случится что M ``не отличима'' от модели (7) в том смысле, что для любой замкнутой формулы F арифметики первого порядка F истинно при M тогда и только тогда, когда F истинно при (7). Но некоторые нестандартные модели не обладают этим свойством: может существовать предложение F такое, что при M предложение F истинно, а при (7) ¬F истинно. Так как и M и интерпретация (7) являются моделями арифметики первого порядка, значит ни F, ни ¬F не являются теоремами, а это означает, что арифметика первого порядка неполна. Этот факт, известный как теорема неполноты Гёделя, был доказан Куртом Гёделем в 1931 году.

Недоказуемые теоремы для диофантовых уравнений