Реферат Курсовая Конспект
КОНСПЕКТ ЛЕКЦИЙ ПО МАТЕМАТИЧЕСКОЙ ЛОГИКЕ - раздел Математика, Министерство Образования И Науки Российской Федерации Государственно...
|
Министерство образования и науки Российской Федерации
Государственное образовательное учреждение
“Тобольская государственная социально-педагогическая академия
им. Д.И. Менделеева”
Валицкас А.И.
КОНСПЕКТ ЛЕКЦИЙ ПО
МАТЕМАТИЧЕСКОЙ ЛОГИКЕ
Учебно-методическое пособие для студентов
Физико-математических специальностей
Рекомендовано
УМО по математике педвузов Волго-Вятского региона в
качестве учебного пособия для студентов
физико-математических специальностей высших учебных заведений
Примеры формул и не формул
Формулы | Использованные правила | Не формулы | Нарушенные правила |
a (Ф1) (Ф2) (Ф2) | (a) – не формула (Ф2) | ||
(a Ú b) | a (Ф1) b (Ф1) (a Ú b) (Ф2) | ab | (Ф2) |
(® c) | a (Ф1) b (Ф1) c (Ф1) (a Ù b) (Ф2) (Ф2) (® c) (Ф2) | a Ú b Ù c | нет скобок (Ф2) |
a (Ф1) c (Ф1) (Ф2) (с « ) (Ф2) (Ф2) | с « – не формула (Ф2) |
Итак, введённое понятие формулы исчисления высказываний позволяет из элементарных высказываний, которые можно подставлять вместо пропозициональных переменных, строить более сложные высказывания с помощью естественных языковых конструкций, используя логические связки и разделительные скобки.
Несмотря на то, что отсутствие скобок является ошибкой при написании формулы, самые внешние скобки в формуле можно опустить, не нарушая её смысла. Поэтомув дальнейшем для упрощения записи условимся в формулах допускать отсутствие самых внешних скобок (их всегда можно поставить, восстановив status quo). Таким образом, по-прежнему ошибочна запись a Ú b Ù c, но допустимо выражение с « , т.к. оно станет формулой после добавления внешних скобок: (с « ).
Иногда для экономии места применяют следующее правило восстановления скобок по умолчанию:
(С1): скобки в формуле расставляются в несколько проходов, рассматривая входящие в неё символы слева направо.
(С2): на каждом проходе обрабатываются логические связки одного из типов в соответствии с их приоритетами: , Ù , Ú , ® , « (это значит, что двигаясь слева направо, вначале находят первое ещё не обработанное отрицание и обрабатывают его в соответствии с правилом (С3), при отсутствии таковых – первую ещё не обработанную конъюнкцию, затем – дизъюнкцию, далее – импликацию и, наконец, эквивалентность, и.т.д).
(С3): обработка отрицания состоит в расстановке всех скобок в формуле, стоящей под этим отрицанием (в соответствии с правилами (С1)–(С4)).
(С4): обработка остальных логических связок w Î {Ù , Ú , ® , «} состоит в нахождении их минимальных формул-аргументов Ф1 , Ф2 и расстановке внешних скобок для получения выражения (Ф1 w Ф2).
Проиллюстрируем это правило на нескольких примерах:
Примеры: 1. Для выражения a Ú b Ù c после первого прохода получится выражение a Ú (b Ù c) – конъюнкция обрабатывается раньше дизъюнкции, а при втором проходе – формула (a Ú (b Ù c)).
2. Для выражения a ® b Ù c « c Ù d ® a результаты проходов таковы:
а. a ® (b Ù c) « (c Ù d) ® a (обработано две конъюнкции),
б. (a ® (b Ù c)) « ((c Ù d) ® a) (обработано две импликации),
в. ((a ® (b Ù c)) « ((c Ù d) ® a)) (обработана эквивалентность).
3. Для выражения a ® b Ù (c « c) Ù d ® a результаты будут следующими:
а. a ® ((b Ù (c « c)) Ù d) ® a (обработано две конъюнкции),
б. ((a ® ((b Ù (c « c)) Ù d)) ® a) (обработано две импликации).
4. Для выражения Ú a Ù bÚ результаты проходов таковы:
а. Ú a Ù bÚ
(обработано два отрицания),
б. Ú (a Ù b)Ú
(обработана конъюнкция),
в. ((Ú (a Ù b))Ú )
(обработано две дизъюнкции).
Итак, в дальнейшем, если некоторое выражение в алфавите языка исчисления высказываний не является формулой по причине отсутствия некоторых скобок, то это выражение можно пытаться превратить в формулу, расставляя в нём недостающие скобки с помощью описанного выше правила.
Законы логики, противоречия, выполнимые
Совершенные дизъюнктивная и конъюнктивная
ГЛАВА II. АЛГЕБРА ПРЕДИКАТОВ
Логические операции над предикатами
Если заданы два предиката P(x1 , … , xn ) и Q(x1 , … , xn) с одной и той же областью определения An и одним и тем же набором переменных, то можно рассмотреть предикаты (x1 , … , xn), (P Ù Q)(x1 , … , xn), (P Ú Q)(x1 , … , xn), (P ® Q)(x1 , … , xn), (P « Q)(x1 , … , xn), называемые соответственно отрицанием предикатаP, а также конъюнкцией, дизъюнкцией, импликацией и эквивалентностью предикатовP и Q. Эти новые предикаты определяются следующим образом: для любых a1 , … , an Î A полжим (a1 , … , an) = и при w Î {Ù , Ú , ® , « } (P w Q)(a1 , … , an) = (P(a1 , … , an) w Q(a1 , … , an)).
Примеры: 1. Пусть на R заданы два предиката: P(x) = “x > 3” и Q(x) = = “x £ 5”. Тогда для любого a Î Rимеем
(a) = = “a £ 3”, (a) = = “a > 5”,
(PÙQ)(a) = “a > 3” Ù “a £ 5” = “3 < a £ 5”,
(PÚQ)(a) = “a > 3” Ú “a £ 5” = “a Î R” = 1,
(P®Q)(a) = “a > 3” ® “a £ 5” º Ú “a £ 5” = “a £ 3” Ú “a £ 5” = “a £ 5”,
(P«Q)(a) = “a > 3”« “a £ 5” º () Ú (“a > 3” Ù “a £ 5”) =
= (“a £ 3”Ù“a > 5”) Ú “3 < a £ 5” º 0 Ú “3 < a £ 5” º “3 < a £ 5”.
Ясно, что в этом примере верны следующие равенства множеств:
D1() = D0(P), D0() = D1(P), D1(PÙQ) = D1(P) Ç D1(Q),
D0(PÙQ) = D0(P) È D0(Q), D1(PÚQ) = D1(P) È D1(Q), D1(P®Q) = D0(P) È D1(Q),
D1(P«Q) = (D1(P) Ç D1(Q)) È (D0(P) Ç D0(Q)) (проверьте !!).
2. Пусть P(x, y) = “x2 < y”, Q(x, y) = “y £ x” – два предиката на Z. Вычислим предикат P ® Q и его область истинности.
По определению для любых a, b Î Z : (P ® Q)(a, b) = (P(a, b) ® Q(a, b)) = = “a2 < b” ® “b £ a” º Ú “b £ a” º “a2 ³ b” Ú “b £ a”. Когда истинна последняя дизъюнкция ? Она истинна, если b £ a. Но учитывая, что a Î Z, имеем a £ a2, так что из b £ a следует b £ a2, и (P ® Q)(a, b) º “b £ a ”.
Как и ранее, нетрудно понять, что D1(P ® Q) = D0(P) È D1(Q).
Оказывается, что отмеченные в этих примерах соотношения, связывающие множества D1(P w Q) и D1(P), D1(Q), D0(P), D0(Q), справедливы всегда.
Лемма (об областях истинности).Пусть P(x1 , … , xn), Q(x1 , … , xn) – два предиката на множестве А. Тогда верны равенства множеств:
D1() = D0(P) = D(P) \ D1(P),
D1(P Ù Q) = D1(P) Ç D1(Q),
D1(P Ú Q) = D1(P) È D1(Q),
D1(P ® Q) = D0(P) È D1(Q),
D1(P « Q) = (D1(P) Ç D1(Q)) È (D0(P) Ç D0(Q)).
Доказательство. Все равенства доказываются однообразно, исходя из определения области истинности и логических операций над предикатами. Например,
D1() = {(a1 ; … ; an) Î An | (a1 , … , an) = 1} =
= {(a1 ; … ; an) Î An | P(a1 , … , an) = 0} = D0(P) = D(P) \ D1(P) = An \ D1(P),
что и требовалось.
Аналогично доказываются и остальные равенства множеств (в приводимых ниже вычислениях для краткости полагаем a = (a1 ; … ; an), P(a) = P(a1 ; … ; an)):
D1(P Ù Q) = {(a1 ; … ; an) Î An | (PÙQ)(a1 , … , an) = 1} =
= { aÎ An | (P(a) Ù Q(a)) = 1} = { aÎ An | (P(a) = 1) Ù (Q(a) = 1)} =
= { a Î An | P(a) = 1} Ç { a Î An | Q(a) = 1} = D1(P) Ç D1(Q),
D1(P « Q) = { a Î An | (P « Q)(a) = 1} = { a Î An | (P(a) « Q(a)) = 1} =
= {a Î An | ((P(a) Ù Q(a)) Ú ()) = 1)} =
= {a Î An | (P(a) Ù Q(a) = 1) Ú (= 1)} =
= {a Î An | P(a) Ù Q(a) = 1} È {a Î An | = 1} =
= ({a Î An | P(a) = 1} Ç {a Î An | Q(a) = 1}) È
È ({a Î An | = 1} Ç {a Î An | = 1}) =
= (D1(P) Ç D1(Q)) È ({a Î An | P(a) = 0} Ç {a Î An | Q(a) = 0}
= (D1(P) Ç D1(Q)) È (D0(P) Ç D0(Q)).
Лемма доказана.
Упражнения: 1.Вычислите области истинности предикатов P, Q , , , P Ù Q , P Ú Q , P ® Q , P « Q , где P(x) = “x2 > x ”, Q(x) = “x2 – 4×x + 3 < 0”.
2. Прочувствуйте аналогию между логическими операциями над предикатами и операциями над множествами. Сформулируйте общее правило вычисления области истинности предиката, полученного с помощью логических связок из известных предикатов.
3.Сформулируйте и докажите лемму об областях ложности.
Рассмотренные логические операции над предикатами позволяют по заданным на множестве А предикатам строить новые предикаты. Другой способ построения новых предикатов дают кванторы. Квантор существования$ и квантор всеобщности" – это специальные математические знаки, служащие для сокращённого обозначения выражений “существует” и “для любого” соответственно.
Примеры: 1. Фразу “квадрат любого действительного числа неотрицателен” математики записывают так: " x Î R x2 ³ 0 (читается: для любого действительного числа x выполнено свойство x2 ³ 0).
2. Запись " m Î Z ($ n Î Z n < m) (читается: для любого целого числа m существует целое число n со свойством n < m) выражает тот факт, что у любого целого числа есть предшествующие ему целые числа.
В приведённых примерах написанные с помощью кванторов формулы являлись высказываниями. Оба этих высказывания были истинны, но не следует думать, что все высказывания, записанные с помощью кванторов истинны: почувствуйте разницу, прочитав и осмыслив следующие высказывания " x Î Z x ³ 0, " m Î N ($ n Î N n < m), " x Î R ($ y Î R |x – y| < x).
Пусть теперь P(x) – предикат от одной переменной на множестве А. Тогда записи " x Î A P(x) (для любого x Î А выполнено свойство P(x)) и $ x Î A P(x) (существует x Î А со свойством P(x)) являются высказываниями, не зависящими от переменной x. Говорят, что эти высказывания получены связыванием переменнойx с помощью квантора всеобщности " (и квантора существования $) соответственно. При этом высказывание " x Î A P(x) истинно тогда и только тогда, когда любой объектa из множества А принадлежит области истинности предиката P(x), оно ложно тогда и только тогда, когда хотя бы один объект a из множества А принадлежит области ложности предиката P(x). Высказывание $ x Î A P(x) истинно тогда и только тогда, когда хотя бы один объектa из множества А принадлежит области истинности предиката P(x), оно ложно тогда и только тогда, когда все объекты a из множества А принадлежат области ложности предиката P(x).
Примеры: 1. Если P(x) = “x делится нацело на 15” – предикат на Z, то высказывания " x Î Z P(x) и $ x Î Z P(x) ложно и истинно соответственно.
2. Если P(x) = “x2 + 6×x + 100 > 0” – предикат на R, то " x Î R P(x) – истинное высказывание. А каковы высказывания $ x Î R P(x) , " x Î R (x) ?
Аналогично предыдущему случаю предикатов от одной переменной можно связывать кванторами и любую переменную в предикате от n переменных, получая при этом предикат от (n–1)-й переменной: если P(x1 , … , xn ) – предикат от n переменных на множестве А, то можно, связывая переменную xi кванторами, образовать предикаты " xi Î A P(x1 , … , xn ) и $ xi Î A P(x1 , … , xn ) от (n–1)-й переменных x1 , … xi–1 , xi+1 , … , xn . Их области истинности состоят, по определению, из всех наборов (a1 ; … ; ai–1 ; ai+1 ; … ; an) Î An–1 значений переменных x1 , … xi–1 , xi+1 , … , xn , для которых при любом (соответственно хотя бы при одном) xi = a Î A истинно P(a1 , … , ai–1 ; a ; ai+1 ; … ; an ) = 1.
Примеры: 1.Если P(x, y) = “x2+y2 = 1” – предикат от двух переменных на множестве R, то предикат S(x) = (" y Î R P(x, y)) от одной переменной x принимает значение 0 (ложь) при любом x Î R (т.к., например, при y = 2 равенство x2 + y2 = 1 не верно, какой бы x Î R ни взять). Предикат T(x) = ($ y Î R P(x, y)) имеет область истинности D1(T) = [–1; 1] (при любом x = a Î [–1; 1] можно найти y = со свойством x2 + y2 = 1).
2. Пусть А – множество всех прямых на плоскости, P(x, y, z) =”прямые x, y, z имеют общую точку” – предикат от трёх переменных x, y, z на А. Тогда предикат S(x, z) = (" yÎ A P(x, y, z)) от двух переменных x, z имеет пустую область истинности (?!), а предикат T(x, z) = ($ yÎ A P(x, y, z)) обладает тем свойством, что (T(x, z) = 1)Û (x Ç z ¹ Æ).
Для удобства дальнейших рассмотрений введём следующие сокращения:
1) вместо выражения " x1 Î A (" x2 Î A ( … (" xn Î A P(x1 , … , xn))…)) будем писать " x1 , … , xn Î A P(x1 , … , xn), а $ x1 , … , xn Î A P(x1 , … , xn) – вместо $ x1 Î A ($ x2 Î A ( … ($ xn Î A P(x1 , … , xn))…)). Здесь важно, что кванторы при всех элементах x1 , … , xn однотипны, т.е. либо все являются кванторами существования, либо же все – кванторами всеобщности, а также то, что все элементы x1 , … , xn выбираются из одного и того же множества А.
2) обозначение $ ! xi Î A P(x1 , … , xi , … , xn) будет использоваться для сокращения выражения “существует единственный элемент xi во множестве А со свойством P(x1 , … , xi , … , xn)”. Формально это высказывание записывается так: ($ xi Î A P(x1 , … , xi , … , xn)) Ù (" yi Î A (P(x1 , … , yi , … , xn) ® (yi = xi ))).
Виды математических утверждений
Будем рассматривать высказывания о математических объектах, т.е. произвольные математические утверждения, которым можно приписать значение истина или ложь. Например, “2´2=5”, “2´2=4” и “сумма углов треугольника равна 1800” – математические высказывания.
Несколько упрощая и огрубляя действительность, можно сказать, что любое математическое утверждение можно записать в одном из следующих видов: " х Р(х) или $ х Р(х), где х – некоторая переменная, а Р(х) – предикат (на самом деле переменных может быть несколько). В общем виде будем писать Q x P(x), подразумевая под Q один из кванторов (Q Î {", $}). Конечно, сам предикат Р(х) при этом может иметь сколь угодно сложную структуру.
Например, знакомое из анализа утверждение (" e > 0 ($ n Î N (" k, m Î N (k, m ³ n) ® |am – an| < e))) представляет собой критерий Коши сходимости последовательности {an}. Здесь в качестве переменной использован символ e, а предикат Р(e) – это достаточно сложное высказывание с переменной ($ n Î N (" k, m Î N (k, m ³ n) ® |am – an| < e)) . На самом деле это высказывание правильно записать так: ($ n Î N (" k, m Î N (k ³ n) Ù (m ³ n) ® |am – an| < e)) . Таким образом, исходное утверждение состоит из кванторной приставки " e > 0 $ n Î N " k, m Î N и условия (k ³ n) Ù (m ³ n) ® |am – an| < e , имеющего вид импликации двух предикатов: одного – (k ³ n) Ù (m ³ n) и второго – |am – an|<e. Эти предикаты сами используют другие предикаты ³ , < и знаки функций – ведь последовательность – это функция, сопоставляющая каждому натуральному числу n значение аn . Ещё более формально критерий Коши следует писать так:
" e ($ n (" k (" m ((e Î R Ù e > 0) Ù (n Î N) Ù (kÎ N Ù k ³ n) Ù (mÎ N Ù m ³ n)® |am – an| < e)))).
Здесь " e $ n " k " m – кванторная приставка, а всё остальное – высказывание с переменными, т.е. предикат, образованный с помощью логических связок из более простых предикатов e Î R , e > 0 , n Î N , kÎ N , mÎ N , k ³ n, m ³ n, |am – an| < e .
Как правило, встречающиеся математические утверждения можно записать в аналогичном виде: (кванторная_приставка) (предикат_1 ® предикат_2). Такая запись называется импликативной формой записи математического утверждения (т.к. в ней используется импликация).
Сразу напрашивается возражение: теорема Пифагора формулируется совсем иначе – квадрат гипотенузы равен сумме квадратов катетов – где же тут импликация ? Просто приведённая формулировка не является строгой: например, в ней совсем не упоминается прямоугольный треугольник, не ясно также, что такое его гипотенуза и катеты. Импликативная форма записи выглядит, например, так: " D АВС ((Ð АСВ = 900) ® АВ2 = АС2 + ВС2). Здесь " D АВС – кванторная приставка, Ð АСВ = 900 – предикат_1, АВ2 = АС2 + ВС2 – предикат_2. Если опуститься (а может быть, подняться ?!) на ещё более высокую ступень формализма, то следует ввести множество D всех треугольников и функции Ð С(х), АВ(х), ВС(х), АС(х), сопоставляющие каждому треугольнику х = D АВС соответственно величину угла С и длины сторон АВ, ВС, АС. Тогда теорема Пифагора станет ещё более загадочной: " х Î D ((Ð С(х)=900) ® АВ(х)2 = АС(х)2 + ВС(х)2). Хотя это и не предел формализации, но, как правило, мы не будем забредать слишком далеко в подобные формалистические дебри.
Другой пример преобразования неимпликативного утверждения в импликативную форму: утверждение “1 является минимальным натуральным числом” может быть записано в импликативной форме так: " n (n Î N ® n ³ 1).
Упражнение: Преобразовать в импликативную форму и записать в виде формул с кванторами и предикатами следующие утверждения:
1) Сумма углов n-угольника равна (n–2)×p,
2) Квадрат действительного числа неотрицателен,
3) Натуральное число m делится на 12 тогда и только тогда, когда оно делится на 3 и на 4 ,
4) Если последовательность сходится, то сходится и её подпоследовательность с чётными номерами,
5) Диагонали параллелограмма делятся в точке пересечения пополам.
В дальнейшем ограничимся рассмотрением только простейших утверждений вида Q x (P(x) ® R(x)). По ним можно образовать следующие утверждения:
Q x (R(x)® P(x)), Q x (), Q x (),
которые называются соответственно обратным, противоположными контрапозиционным утверждениямик исходному. При этом само исходное утверждение Q x (P(x)® R(x)) называют прямым. Легко видеть, что контрапозиционное утверждение является противоположным к обратному, а утверждение обратное к обратному будет прямым, так же как и противоположное к противоположному.
Примеры: 1. Рассмотрим утверждение “если натуральное число n делится на 6, то оно делится на 2 и на 3”. Его импликативная форма:
" n Î N ((n M 6) ® (n M 2) Ù (n M 3))
– это прямое утверждение. Сформулируем другие виды утверждений:
обратное: " n Î N ((n M 2) Ù (n M 3) ® (n M 6)) – “если натуральное число n делится на 2 и на 3, то оно делится на 6”;
противоположное: " n Î N ((n 6) ® (n 2) Ú (n 3)) – “если натуральное число n не делится на 6, то оно не делится на 2 или на 3”;
контрапозиционное: " n Î N ((n 2) Ú (n 3) ® (n 6)) – “если натуральное число n не делится на 2 или на 3, то оно не делится на 6”.
2.Для прямого утверждения “если последовательности {an} и {bn} сходятся, то сходится последовательность {an + bn}” обратное звучит так: “если сходится последовательность {an + bn}, то последовательности {an} и {bn} сходятся”, противоположное – “если одна из последовательностей {an} или {bn} не сходится, то не сходится последовательность {an + bn}” и контрапозиционное – “если не сходится последовательность {an + bn}, то одна из последовательностей {an} или {bn} не сходится”.
Упражнение.Сформулировать все виды утверждений для прямых утверждений из предыдущего упражнения.
Каждое математическое утверждение, будучи высказыванием, является истинным или ложным. Поэтому для проверки истинности утверждения необходимо сопоставить его смысл с “окружающей математической действительностью” в самом широком смысле. Для доказательства истинности утверждения вида $ х Р(х) (не обязательно в импликативной форме) нужно найти хотя бы один объект а Î D(P) со свойством Р(a), т.е. хотя бы один элемент из области истинности предиката Р(х): а Î D1(P). Для доказательства истинности утверждения вида " х Р(х) нужно проверить, что для любого объекта а Î D(P) выполнено свойство Р(a), т.е. доказать равенство D(P) = D1(P).
Ложность утверждения вида Q x Р(х) равносильна истинности утверждения , где (см. основные равносильности с кванторами). Поэтому проверка ложности математического утверждения сводится к проверке истинности некоторого другого утверждения аналогичной структуры.
Примеры: 1. Истинно ли утверждение $ х Î Z (" y Î R x×y = 3) ?
Пусть х = х0 Î Z фиксировано. Рассмотрим высказывание " y Î R x0×y = 3.
Очевидно, что оно ложно, т.к. при у = 0 условие х0×у = 3 не выполнено ни при каком х0 Î Z. Поэтому исходное утверждение ложно.
2.Истинно ли утверждение " х Î N ($ y Î R x×y = 3) ?
Пусть х = х0 Î N фиксировано. Рассмотрим высказывание $ y Î R x0×y = 3 . Поскольку х0 Î N, а значит, х0 ¹ 0, то это высказывание равносильно утверждению $ y Î R y = , которое, очевидно, истинно (у явно вычислено по х0). Поэтому исходное утверждение истинно.
3.Истинно ли утверждение " х Î N (" y Î N x×y + 1 > x + y) ?
Для х = х0 Î N рассмотрим высказывание " y Î N (x0×y + 1 > x0 + y) , которое при х0 = 1 принимает вид " y Î N y + 1 > 1 + y и является ложным. Значит оно истинно не для любого х0 Î N, т.е. исходное утверждение ложно.
Упражнение.Найдите истинные и ложные утверждения из предыдущего упражнения.
Совершенно не обязательно, что истинность прямого утверждения влечёт истинность и других – обратного, противоположного и контрапозиционного. Например, утверждение " т, n Î N (m | n ® m £ n) истинно, но обратное к нему: " т, n Î N (m £ n ® m | n) ложно, как и противоположное " т, n Î N (m n ® m > n); контрапозиционное утверждение " т, n Î N (m > n ® m n) снова истинно.
На самом деле контрапозиционное утверждение Q x () и прямое Q x (P(x) ® R(x)) всегда равносильны, т.е. истинны или ложны одновременно. Это следует из известного закона контрапозиции (a ® b) « (® ). Эту равносильность иногда удобно использовать при доказательствах теорем: вместо прямого утверждения иногда удобнее доказывать контрапозиционное к нему.
Если прямое утверждение Q x (P(x) ® R(x)) истинно, то истинна импликация P(x) ® R(x) для некоторой совокупности объектов х (по крайней мере, для одного, если Q = $, и для всех, – если Q ="). Особое внимание уделим случаю Q =". Тогда предикат P(x) ® R(x) тождественно истинен, и вместо записи " x (P(x) ® R(x)) иногда кратко пишут Р(х) Þ R(x). При этом предикат Р(х) называется достаточным условиемдля R(x), а предикат R(x) – необходимым условиемдля Р(х) или логическим следствием предикатаР(х). Смысл названий состоит в том, что для любого объекта а для проверки истинности условия R(а) достаточно проверить истинность условия P(а), а для того, чтобы Р(а) было истинным, необходимо (т.е. обязательно требуется), чтобы истинным было высказывание R(а), истинность которого следует из истинности Р(а).
Если предикаты Р(х) и R(x) равносильны, т.е. " х (P(x) « R(x)), то иногда кратко пишут Р(х) Û R(x). Ввиду равносильности " х (P(x) « R(x)) º º " х ((P(x)® R(x)) Ù (R(x)® P(x))), условие R(x) не только необходимо, но и достаточно для Р(х), а Р(х), в свою очередь, необходимо для R(x) и является логическим следствием предиката R(x). Вот почему вместо Р(х) Û R(x) часто говорят “условие Р(х) необходимо и достаточно для выполнения R(x)”. Ясно, что Р(х) Û R(x) º (Р(х) Þ R(x)) Ù (R(x) Þ Р(х)) поэтому вместе с прямым утверждением в этом случае справедливо и обратное.
Примеры: 1. Условие R(х) º “натуральное число х делится на 2” является необходимым условием для Р(х) º “натуральное число х делится на 6”, т.к. высказывание Р(х) Þ R(x) (º " х (P(x)® R(x))) истинно. Обратное утверждение R(x) Þ Р(х) в данном случае не верно, т.к. например, 2M 2, но 26. Таким образом, условие R(х) необходимо, но не достаточно для Р(х).
2.Очевидно, что необходимым и достаточным условием для Р(х) º “натуральное число х делится на 6” является условие S(х) º “натуральное число х делится на 2 и на 3”. Таким образом, в этом случае справедливо Р(х) Û S(x).
Упражнение: Среди нижеследующих условий выделить необходимые, достаточные и необходимые и достаточные:
1) Р(х) = “два угла треугольника х и две его стороны равны между собой”, R(x) = “треугольник х равносторонний”,
2) Р(х) = “два угла треугольника х равны между собой”,
R(x) = “треугольник х равнобедренный”,
3) Р(х) = “три медианы треугольника х равны между собой”,
R(x) = “треугольник х равносторонний”,
4) Р(х) = “х Î N и х ³ 5”, R(x) º “х Î N и 2х > 5”,
5) Р(х) º “х Î N и х ³ 5”, R(x) º “х Î N и 2х > 5×х + 6”,
6) Р(х) º “последовательность {xn} сходится”,
R(x) º “последовательность {x2×n} сходится”,
7) Р(х) º “последовательность {xn} сходится”,
R(x) º “последовательность {2×xn} сходится”.
ГЛАВА III. ФОРМАЛЬНЫЕ АКСИОМАТИЧЕСКИЕ
ТЕОРИИ
Примеры формальных аксиоматических теорий
I. Формальное исчисление высказываний. Алфавитэтой теории – это алфавит исчисления высказываний. Онсостоит из трёх групп символов: пропозициональных переменных: a, b, c, d, … , б345 , v964 , … , логических связок: , Ù , Ú , ® , « и служебных символов: ( , ).
Правила построения формул исчисления высказыванийизвестны:
(Ф1): любая пропозициональная переменная является формулой.
(Ф2): если A и В – формулы, то (A Ù B), (A Ú B), (A ® B), (A « B), – тоже формулы.
(Ф3): других формул нет.
Аксиомы формального исчисления высказыванийделятся на четыре группы схем аксиом, включающие 11 схем. Это значит, что в нижеследующих псевдоформулах буквы A , B , C – не символы алфавита теории, вместо них можно подставлять любые формулы исчисления высказываний. Таким образом, эти 11 схем аксиом на самом деле представляют бесконечное количество аксиом.
Группа аксиом импликации:
(И1): (A ® (B ® A))
(И2): ((A ® (B ® C)) ® ((A ® B) ® (A ® C)))
Группа аксиом конъюнкции:
(К1): ((A Ù B) ® A)
(К2): ((A Ù B) ® B)
(К3): ((A ® B) ® ((A ® C) ® (A ® (B Ù C))))
Группа аксиом дизъюнкции:
(Д1): (A ® (A Ú B))
(Д2): (B ® (A Ú B))
(Д3): ((A ® C) ® ((B ® C) ® (A Ú B ® C)))
Группа аксиом отрицания:
(О1): (A ® )
(О2): ( ® A)
(О3): ((A ® B) ® ( ® ))
В дальнейшем будем опускать в формулах некоторые скобки, предполагая, что их можно расставить по правилам восстановления скобок § 3 главы I.
В приведённом списке аксиом отсутствует логическая связка « . Это сделано из соображений экономии: известно, что эта связка является производной – она выражается через остальные. Желающие работать с ней, должны ввести ещё следующие две схемы аксиом:
Группа аксиом эквивалентности:
(Э1): ((A « B) ® ((A ® B) Ù (B ® A)))
(Э2): (((A ® B) Ù (B ® A)) ® (A « B))
Единственным правилом выводав формальном исчислении высказываний является уже знакомое правило Modus ponens (MP): .
Доказательством формулы Вв формальной теории исчисления высказываний называется конечная последовательность формул В1 , … , Вn , где Вn совпадает с В, а каждая формула Bi (1 £ i £ n) либо является аксиомой, либо получена из предыдущих формул Вj и Вk (1 £ < i) по правилу Modus ponens, т.е. Вk = (Bj ® Bi) и применение правила (MP) таково: . Это значит, что из доказуемости формул Bj и Bj ® Bi постулируется возможность сделать вывод о доказуемости формулы Bi . Это далеко не очевидный логический ход, хотя многих птешит иллюзия, что он согласуется со здравым смыслом.
Формула В, для которой существует доказательство, называется доказуемой в формальном исчислении высказываний. В этом случае будем писать В . В частности, всякая аксиома А доказуема, т.к. её доказательством является последовательность формул, состоящая из единственной формулы А.
Примеры доказательств в формальном исчислении высказываний
1.А ® A
2. A Ù B ® B Ù A
3.
II. Формальное исчисление предикатов. Алфавитэтой теории – это алфавит исчисления предикатов. Онсостоит из пропозициональных переменных: a, b, c99 , d345 , … , объектных переменных: x, y, z99 , t345 , … , логических связок: , Ù , Ú , ® , « , предикатных символов: P(1)( _ ), Q(1)( _ ), … , P(2)( _ , _ ), Q(2)( _ , _ ), … , кванторов: " , $ и служебных символов: , и ( , ) .
Правила построения формул исчисления предикатовизвестны:
(Ф1): любая формула исчисления высказываний (от пропозициональных переменных) является формулой исчисления предикатов, в которой нет объектных переменных и кванторов. В этой формуле нет вхождений объектных переменных.
(Ф2): если P(n)( _ , … , _ ) – предикатный символ от n переменных и x1 , … , xn – объектные переменные, то P(n)( x1 , … , xn ) – формула исчисления предикатов, в которой все вхождения объектных переменных x1 , … , xn свободны, а вхождений других объектных переменных нет.
(Ф3): если A и В – две формулы, то (A Ù B), (A Ú B), (A ® B), (A « B), – тоже формулы, в которых свободны все вхождения объектных переменных, свободные в А или в В, и связаны все вхождения объектных переменных, связанные в А или в В.
(Ф4): если A(x) – формула хотя бы с одним свободным вхождением объектной переменнойx, то выражения (" x A(x)) и ($ x A(x)) – формулы, в которых связаны вхождения всех объектных переменных, связанных в А, а также все вхождения x, и свободны все вхождения объектных переменных, свободные в А, кроме переменной х. При этом формула A(x) называется областью действия квантора.
(Ф5): других формул нет.
Аксиомы формального исчисления предикатовполучаются добавлением ко всем аксиомам формального исчисления высказываний ещё одной группы схем аксиом с кванторами:
Группа аксиом с кванторами:
("): (" x А(x)) ® А(t) , ($): А(t) ® ( $ x А(x))
Здесь t – переменная, отличная от переменной x.
Таким образом, получается 13 схем аксиом, которые на самом деле представляют бесконечное количество аксиом.
Правила выводав формальном исчислении предикатов:
(MP): ,
(В"): (введение квантора " ),
(В$): (введение квантора $ ),
Где С не содержит вхождений переменной x.
Понятиядоказательства формулыи доказуемой формулыв формальной теории исчисления предикатов такие же, как в формальном исчислении высказываний.
Примеры доказательств в формальном исчислении предикатов
1.(" x P(x)) ® ($ x P(x))
2. Анализ приведённого доказательства показывает, что аналогично можно обосновать правило вывода (правило силлогизма), которое можно использовать в дальнейшем. Обоснование следует доказательству примера 1.
1 · A ® B (дано)
2 · B ® C (дано)
3 · (B ® C) ® (A ® (B ® C)) (И1)
4 · (A ® (B ® C)) MP(2, 3)
5 · (A ® (B ® C)) ® ((A ® B) ® (A ® C)) (И2)
6 · (A ® B) ® (A ® C) МР(4, 5)
7 · A ® C МР(1, 6)
3. (" x P(x)) ® (" y P(y))
1 · (" x P(x)) ® P(y) (")
2 · (" x P(x)) ® (" y P(y)) (В")(1)
4. (" x (" y P(x, y))) ® (" y (" x P(x, y)))
1 · (" x (" y P(x, y))) ® (" y P(u, y)) (")
2 · (" y P(u, y)) ® P(u, v) (")
3· (" x (" y P(x, y))) ® P(u, v) силлогизм(1, 2)
4 · (" x (" y P(x, y))) ® (" u P(u, v)) (В")
5 · (" u P(u, v)) ® (" x P(x, v))(пример 3)
6 · (" x (" y P(x, y))) ® (" x P(x, v))силлогизм(4, 5)
7 · (" x P(x, v)) ® (" v (" x P(x, v)))(В")
8 · (" x (" y P(x, y))) ® (" v (" x P(x, v)))силлогизм(6, 7)
9 · (" v (" x P(x, v))) ® (" y (" x P(x, y)))(пример 3)
10 · (" x (" y P(x, y))) ® (" y (" x P(x, y)))силлогизм(8, 9)
III. Специальные формальные теории. Теория предикатов создавалась, чтобы дать возможность любой конкретной науке формулировать свойства изучаемых объектов на общем логическом языке и доказывать свои теоремы едиными средствами. Поэтому теория предикатов является неотъемлемой частью любой содержательной математической теории.
Вместе с тем, в каждой специальной математической теории рассматриваются свои, специфические предикаты, функции, объекты особого назначения и формулируются аксиомы, постулирующие свойства этих объектов, предикатов и функций. Специальная теория не имеет специфических правил вывода, а пользуется только правилами вывода теории предикатов.
Более формально, алфавит специальной теориисостоит из нескольких групп символов:
· достаточно большое количество переменных x, y, … , x100 , … для обозначения объектов теории,
· символы выделенных элементов c, d, … , c129 , … – константы– для обозначения объектов особого назначения,
· функциональные символы f , … , f , …для обозначения специфических операций и функций, используемых в аксиомах специальной теории,
· предикатные символы P, … , P, … для обозначения специфических предикатов, используемых в аксиомах специальной теории,
·Ù , Ú , ® , « , – логические связки,
·", $ – кванторы,
·служебные символы – ( , ) – скобки и , – запятая.
Понятие формулы специальной теории несколько усложняется из-за наличия функциональных символов. Вначале от простого к сложному вводится понятие терма (функционального выражения специальной теории) :
(Т1): любая объектная переменная является термом.
(Т2): любая константа (символ выделенного элемента) является термом.
(Т3): если t1 , … , tm – термы, а f (m) – один из функциональных символов теории, то f (m)(t1 , … , tm) – терм.
(Т4): других термов нет.
Теперь от простого к сложному строится понятие формулы специальной теории:
(Ф1): если t1 , … , tm – термы, а P (m) – один из предикатных символов теории, то P (m)(t1 , … , tm) – бескванторная формула, зависящая от всех переменных, участвующих в термах t1 , … , tm , причём все её переменные свободны.
(Ф2): если A и В – две формулы, то (A Ù B), (A Ú B), (A ® B), (A « B), – тоже формулы, в которых свободны все вхождения объектных переменных, свободные в А или в В, и связаны все вхождения объектных переменных, связанные в А или в В.
(Ф3): если A(x) – формула хотя бы с одним свободным вхождением объектной переменнойx, то выражения (" x A(x)) и ($ x A(x)) – формулы, в которых связаны вхождения всех объектных переменных, связанных в А, а также все вхождения x, и свободны все вхождения объектных переменных, свободные в А, кроме переменной х. При этом формула A(x) называется областью действия квантора.
(Ф4): других формул нет.
Система аксиом специальной теориисостоит из
· аксиом формального исчисления предикатов,
· специальных аксиом теории.
При этом, как правило, явно формулируются только специальные аксиомы, а аксиомами исчисления предикатов пользуются без лишних оговорок.
Правила вывода специальной теории, понятиядоказательства формулыи доказуемой формулыте же, что и в формальной теории предикатов.
IV. Пример специальной теории: формальная арифметика. Алфавитсостоит из нескольких групп символов:
·достаточно большое количество переменных x, y, … , x100 , … для обозначения натуральных чисел,
·1 – выделенный элемент,
· + , × – знаки бинарных арифметических операций сложения и умножения,
· = – единственный предикатный символ равенства чисел,
·Ù , Ú , ® , « , – логические связки,
·", $ – кванторы,
·( , ) – служебные символы (скобки).
Термы формальной арифметики – это просто арифметические выражения, которые строятся от простого к сложному так:
(АВ1): любая переменная является арифметическим выражением.
(АВ2): 1 – арифметическое выражение.
(АВ2): если A и В – арифметические выражения, то (А + В) и (А×В) – тоже арифметические выражения.
(АВ3): других арифметических выражений нет.
Примеры: 1.1 + x – не арифметическое выражение, т.к. нет скобок.
2. ((x + 1)×(z + t)) – арифметическое выражение.
Формулы арифметикитожеопределяются от простого к сложному:
(Ф1): если А, В – два арифметических выражения, то (А = В) – бескванторная формула, зависящая от всех переменных, участвующих как в А, так и в В, причём все её переменные свободны.
(Ф2): если A и В – две формулы, то (A Ù B), (A Ú B), (A ® B), (A « B), – тоже формулы, в которых свободны все вхождения объектных переменных, свободные в А или в В, и связаны все вхождения объектных переменных, связанные в А или в В.
(Ф3): если A(x) – формула хотя бы с одним свободным вхождением объектной переменнойx, то выражения (" x A(x)) и ($ x A(x)) – формулы, в которых связаны вхождения всех объектных переменных, связанных в А, а также все вхождения x, и свободны все вхождения объектных переменных, свободные в А, кроме переменной х. При этом формула A(x) называется областью действия квантора.
(Ф4): других формул нет.
Примеры: 1. ((x = 1) Ù (y×x+1 = 1)) – бескванторная формула со свободными переменными x и y.
2. ((x + 1)×(z + t) + 1) = (t) – не формула (лишние скобки в правой части).
3. (" t ((x + 1)×(z + t) + 1) = (t + x + 1)) – формула с квантором, связывающим переменную t и свободными переменными x, z.
Аксиомы формальной арифметикикроме аксиом исчисления предикатов включают несколько групп аксиом:
Аксиомы равенства:
Рефлексивность: (" x (x = x))
Симметричность: (" x (" y ((x = y) ® (y = x)))
Транзитивность: (" x (" y (" z (((x = y) Ù (y = z)) ® (x = z))))
Схема подстановки: для любых арифметических выражений А, В, С с выделенным вхождением выражения В в А (символически А = А(В)) следующая формула является аксиомой ((В = С ) ® (А(В) = А(С))), где А(С) – результат замены выделенного вхождения подвыражения В в А на С .
Это – очень сильная форма подстановки, её можно значительно ослабить.
Условимся для арифметических выражений А(x1 , … , xn) и В(y1 , … , ym) использовать краткую запись А(x1 , … , xn) ¹ В(y1 , … , ym) вместо отрицания .
Аксиомы операций сложения и умножения:
Существование и единственность следующего: (" x ($ ! y (y = x + 1)))
Единица – наименьший элемент: (" x ((x + 1) ¹ 1))
Равенство следующих: (" x (" y ((x + 1) = (y + 1)) « (x = y)))
Ассоциативность прибавления 1: (" x (" y ((x + (y + 1)) = ((x + y) + 1))))
Единица – нейтральна по умножению: (" x ((x×1) = x))
Связь сложения и умножения: (" x (" y ((x×(y + 1) = ((x×y) + x)))))
Схема формальной индукции
Для любой формулы арифметики А(x) со свободной переменной x следующая формула является аксиомой: ((А(1) Ù (" y (А(y) ® А(y + 1)))) ® (" x А(x))).
Правила вывода формальной арифметики, понятиядоказательства формулыи доказуемой формулыв формальной арифметике такие же, как в формальном исчислении предикатов.
Примеры теорем формальной арифметики
Введём обычные обозначения: 2 = (1 + 1), 3 = (2 + 1) = ((1 + 1) + 1), 4 = (3 + 1) = (((1 + 1) + 1) + 1) , и.т.д.
1. (4 = (2 + 2))
1 · (" x (" y ((x + (y + 1)) = ((x + y) + 1)))) (аксиома ассоциативности +)
2 · (" y (((1 + 1) + (y + 1)) = (((1 + 1) + y) + 1))) (аксиома"(x = 1+1))
3 · (((1 + 1) + (1 + 1)) = (((1 + 1) + 1) + 1))(аксиома"(y = 1))
4 · (((1 + 1) + 1) + 1) = ((1 + 1) + (1 + 1))) (аксиома симметричности)
5 · ((1 + 1) = 2)(определение)
6 · ((1 + 1) = 2) ® (((1 + 1) + 1) + 1) = (2 + 2)) (подстановка)
7 · (((1 + 1) + 1) + 1) = (2 + 2)) МР(5, 6)
8 ·((((1 + 1) + 1) + 1) = 4) (определение)
9 · ((((1 + 1) + 1) + 1) = 4) ® (4 = (2 + 2)))(подстановка)
10 · (4 = (2 + 2)) МР(8, 9)
2.(2×2 = 4)
1 · (" x (" y ((x×(y + 1)) = ((x×y) + x)))) (аксиома связи + и× )
2 · (" y ((2×(y + 1)) = ((2×y) + 2)))) (аксиома"(x = 2))
3 · ((2×(1 + 1)) = ((2×1) + 2))) (аксиома"(y = 1))
4 · (" x ((x×1) = x)) (аксиома о нейтральности 1)
5 · 2×1 = 2 (аксиома"(5))
6 · ((2×1 = 2) ® ((2×1) + 2) = (2 + 2))) (подстановка)
7 · (((2×1) + 2) = (2 + 2)) МР(5, 6)
8 · ((2 + 2) = 4) доказано
9 ·(((2 + 2) = 4) ® (((2×1) + 2) = 4)) (подстановка)
10 ·(((2×1) + 2) = 4)МР(8, 9)
11 · (2 = (1+ 1)) (определение)
12 · (2 = (1+ 1)) ® ((2×2) = ((2×1) + 2))) (подстановка в 3)
13 ·((2×2) = ((2×1) + 2)) MP(11, 12)
14 · ((2×2) = ((2×1) + 2)) ® (2×2 = 4) (подстановка 10 в 13)
15 · (2×2 = 4)MP(13, 14)
Приведём ещё пример неформального доказательства в формальной арифметике, использующий правила вывода и аксиому индукции. Докажем, формулу" x ((x = 1) Ú ($ y ((x = 2×y) Ú (x = 2×y + 1)))), выражающую тот факт, что любое натуральное число либо чётно, либо нечётно.
Пусть А(x) = (x = 1) Ú ($ y (x = 2×y) Ú (x = 2×y + 1)). Тогда ясно, что А(1) доказуемо, т.к. А(1) = ((1 = 1) Ú ($ y (1 = 2×y) Ú (1 = 2×y + 1))) , и первый аргумент этой дизъюнкции является аксиомой (?!). Теперь, чтобы воспользоваться схемой индукции, нужно доказать (" z (А(z) ® А(z + 1))).
Если доказано А(z) = ($ y ((z = 2×y) Ú (z = 2×y + 1))), то А(z+1) означает, что ($ t ((z + 1 = 2×t) Ú (z + 1 = 2×t + 1))). В том случае, когда z = 2×y, имеем z + 1 = 2×y + 1, и в качестве искомого t можно взять t = y. В случае z = 2×y + 1 получаем z + 1 = (2×y + 1) + 1 = 2×y + 2 = 2×(y+1), и в качестве искомого t можно взять t = y + 1.
Таким образом, неформально доказана формула (" z (А(z) ® А(z + 1))) и по схеме индукции, можно заключить, что доказана и формула (" x А(x)).
Упражнения: 1. Что в этом доказательстве неформального ?
2. Формализуйте доказательство.
Как видно из приведённых примеров, доказательство даже простейших теорем в формальной аксиоматической теории довольно громоздко. Для того чтобы дать возможность при доказательствах теорем рассуждать менее формально и не повторять многократно одни и те же куски похожих доказательств удобно в любой специальной теории (как и в теориях формального исчисления высказываний и формального исчисления предикатов) ввести понятие выводимости формулы из конечной совокупности формул Г.
Пусть Г = {Ф1 , … , Фk } – конечное множество формул (возможно пустое). Говорят, что формула В выводима из множества формул Г, если существует конечная цепочка формул В1 , … , Вn , где Вn совпадает с В, а каждая формула Bi (1 £ i £ n) либо является аксиомой, либо принадлежит Г, либо получена из некоторых предыдущих формул Вj и Вk (1 £ j < i, 1 £ k < i) по правилам вывода теории. Факт выводимости формулы В из совокупности Г обозначается через Г В.
Ясно, что формула В доказуема тогда и только тогда, когда она выводима из пустого множества формул: В. С другой стороны, если все формулы, входящие в Г = {Ф1 , … , Фk }, доказуемы, а В выводима из Г, то В доказуема. Действительно, чтобы получить доказательство формулы В, достаточно к её выводу В1 , … , Вn из формул Г присоединить доказательства формул Ф1 , … , Фk :
<доказательство Ф1 >, … , <доказательство Фk >, В1 , … , Вn –
это доказательство формулы В. Таким образом, для доказательства формулы достаточно вывести её из уже доказанных ранее формул.
Понятие выводимости аналогично понятию логического следования. В дальнейшем эта аналогия будет прослежена более подробно. Так, в § 3 будет доказана эквивалентность этих понятий для формальной теории исчисления высказываний. То же справедливо и для формальной теории исчисления предикатов. Таким образом, можно пользоваться при доказательствах формул изученными ранее правилами вывода, применяя их к выводимости формул.
Для простоты изложения в дальнейшем все рассматриваемые формальные теории, кроме исчислений высказываний и предикатов, предполагаются специальными.
A ® A) доказуема
5 · ((A ® B) ® (A ® (A Ù B))) МР(3, 4)
6 · (А Ù В) ® А (К1)
A Ù B) A дедукция
8 · Г, (A Ù B) A расширение посылок
9 · Г, (A Ù B) (В ® С) силлогизм(2, 8)
10 · Г, (A Ù B), В Сдедукция
11 · ((A Ù B) ® B)(К2)
A Ù B) B дедукция
13· Г, (A Ù B) Врасширение посылок
14 ·Г, (A Ù B) Ссиллогизм(10, 13)
15 · Г ((А Ù B) ® C)дедукция
Правило разделения посылок:.
1 · Г ((A Ù B) ® C) дано
Г, (А Ù B) C дедукция
Г, А, (А Ù B) C расширение посылок
4 · ((A ® A) ® ((A ® B) ® (A ® (A Ù B)))) (К3)(А := А, В := А, С := В)
А ® A) доказуема
6 · ((A ® B) ® (A ® (A Ù B))) МР(4, 5)
7 · B, A В 20
В (А ® В) дедукция
9 · В (A ® (A Ù B)) МР(6, 8)
Закон идемпотентности: (А Ù А) ~ A, (А Ú А) ~ A .
1· (A Ù A) ® A (К1)
2· ((А ® A) ® ((A ® A) ® (A ® (A Ù A)))) (К3)
3 ·(A ® A) доказуема
4 · ((A ® A) ® (A ® (A Ù A))) МР(1, 2)
5 · (A ® (A Ù A)) МР(3, 2)
Для дизъюнкции докажите самостоятельно.
Коммутативность: (А Ù B) ~ (В Ù A), (А Ú B) ~ (B Ú A) .
1 · (A ® (A Ú B)) (Д1)
2 · (B ® (A Ú B)) (Д2)
3 · ((B® (A Ú B))® ((A ® (A Ú B)) ® ((B Ú A) ® (A Ú B)))) (Д3)
4 · ((A ® (A Ú B)) ® ((B Ú A) ® (A Ú B)))) МР(2, 3)
5 · ((B Ú A) ® (A Ú B)))) МР(1, 4)
Импликация ((A Ú B) ® (B Ú A)) доказывается аналогично.
Для конъюнкции докажите самостоятельно.
Ассоциативность: ((А Ù B) Ù С) ~ (А Ù (В Ù С)), ((А Ú B) Ú С) ~ (А Ú (B Ú С)).
1 · (((A Ù B) Ù C) ® (A Ù B)) (К1)
A Ù B) Ù C) (A Ù B) дедукция
3 · (((A Ù B) Ù C) ® С) (К2)
4 · ((A Ù B) Ù C) С дедукция
5 · ((A Ù B) ® A) (К1)
A Ù B) A дедукция
7 · ((A Ù B) ® B) (К2)
A Ù B) B дедукция
9 · ((A Ù B) Ù C) A силлогизм(2, 6)
10 · ((A Ù B) Ù C) B силлогизм(2, 8)
11 · ((A Ù B) Ù C) (B Ù C) введениеÙ (4, 10)
12 · ((A Ù B) Ù C) (A Ù (B Ù C)) введение Ù (9, 11)
A Ù B) Ù C) ® (A Ù (B Ù C)) дедукция
Импликация ((A Ù (BÙ C)) ® ((A Ù B) Ù C)) доказывается аналогично.
Для дизъюнкции докажите самостоятельно.
Дистрибутивность: ((А Ù B) Ú С) ~ ((А Ú С) Ù (В Ú С))),
А Ú B) Ù С) ~ ((А Ù С) Ú (В Ù С))).
1 · ((A Ù B) ® A) (К1)
2 · (A Ù B) A дедукция
3 · ((A Ù B) ® B) (К2)
A Ù B) B дедукция
5 · (A ® (A Ú C)) (Д1)
A (A Ú C) дедукция
7 · (A Ù B) (A Ú C) силлогизм (2, 6)
8 · (B ® (B Ú C)) (Д1)
B (B Ú C) дедукция
10 · (A Ù B) (B Ú C) силлогизм (4, 9)
11 · (A Ù B) ((A Ú C) Ù (B Ú C)) введениеÙ (7, 10)
B, (A Ú C) ((A Ù B) Ú C) дедукция
A Ú C) Ù (B Ú C) ® ((A Ù B) Ú C)) дедукция
Законы де Моргана: .
1 · (A Ù B) A (почему ?!)
2 · контрапозиция
ПРИЛОЖЕНИЕ: ФОРМАЛЬНАЯ ТЕОРИЯ МНОЖЕСТВ
Основные операции над множествами
I. Если А, В – множества, то существует множество А È В – объединение множествА и В, которое состоит из всех элементов, являющихся элементами либо множества А, либо множества В: x Î A È B « x Î A Ú x Î B.
Примеры: 1.Если A = {1, 2, 5, Æ}, B = {{1}, 2, 5, Æ}, то А È В = {1, 2, 5, Æ, {1}}.
2. Если A = {x Î R | 1 < x £ 5}, B = {x Î R | –1 £ x < 2}, то A È B = [–1; 5], где [–1; 5] = {x Î R | –1 £ x £ 5}.
II. Если А, В – множества, то существует множество А Ç В – пересечение множествА и В, которое состоит из всех элементов, являющихся одновременно элементами и множества А, и множества В: x Î A Ç B « x Î A Ù x Î B.
Примеры: 1. Если A = {1, 2, 5, Æ}, B = {{1}, 2, 5, Æ}, то А Ç В = {2, 5, Æ}.
2. Если A = {x Î R | 1 < x £ 5}, B = {x Î R | –1 £ x < 2}, то A Ç B = (1; 2), где (1; 2) = {x Î R | 1 < x < 2}.
3. A Ç B = {a Î A | a Î B}.
На основе понятий пересечения и объединения двух множеств можно ввести аналогичные операции над несколькими множествами:
A1 Ç … Ç An = (…((A1 Ç A2) Ç A3) Ç …) Ç An ,
A1 È … È An = (…((A1 È A2) È A3) È …) È An .
III. Если А, В – множества, то существует множество А \ В – разность множествА и В, которое состоит из всех элементов, принадлежащих множеству А, но не принадлежащих множеству В: x Î A \ B « x Î A Ù x Ï B.
Примеры: 1. Если A = {1, 2, 5, Æ}, B = {{1}, 2, 5, Æ}, то А \ В = {1}.
2. Если A = {x Î R | 1 < x £ 5}, B = {x Î R | –1 £ x < 2}, то A \ B = [2; 5].
3. A \ B = {a Î A | a Ï B}.
IV. Если А – множество, то существует множество всех его подмножествB(A), называемое также булеаном множестваА, и состоящее из всех подмножеств множества А: X Î B(A) « X Í A.
Важно отметить, что булеан B(A) состоит из множеств (подмножество множества А само является множеством) и содержит в качестве элементов пустое множество Æ и само множество А (которые в случае А = Æ совпадают).
Примеры: 1. Если А = Æ, то B(A) = {Æ}.
2.Если A = {1}, то B(А) = {Æ, {1}}.
3. Если A = {1, 2}, то B(А) = {Æ, {1}, {2}, {1, 2}}.
4. Если A = {1, 2, 3}, то B(А) = {Æ, {1}, {2}, {3}, {1, 2}, {1, 3}, {2, 3}, {1, 2, 3}}.
5.Можно доказать, что булеан n-элементного множества А состоит из 2n элементов. Поэтому булеан часто называют степенью множестваА и обозначают 2A.
V. Если А, В – множества, то существует их прямое (декартово) произведениеА´В, состоящее из всех упорядоченных пар(a; b), где а Î А, b Î B:
А´В = {(a; b) | a Î A Ù b Î B}.
Примеры: 1.Если А = {1}, B = {0, 5}, то А´В = {(1; 0), (1; 5)}.
2. Если А = {0, 2}, B = {0, 5}, то А´В = {(0; 0), (0; 5), (2; 0), (2; 5)}.
3. Если множество А состоит из m элементов, а множество В – из n элементов, то можно доказать, что множество А´В состоит из m´n элементов. По этой причине в названии множества А´В используется термин “произведение”. Если А = B, то множество А´А состоит из m2 элементов и называется декартовым квадратом множестваА и обозначается через A2.
Вслед за декартовым произведением двух можно ввести и декартово произведение A1 ´ … ´ An = ( … ((A1 ´ A2) ´ A3)´ …)´ An n множеств A1 , … , An . Множество называется декартовой степенью множества A и обозначается A n.
Декартово произведение А´В = {(a; b) | a Î A Ù b Î B} двух множеств А и В иногда условно изображают на плоскости, трактуя компоненты упорядоченной пары (a; b) как координаты: a – координата по оси x, на которой отмечают множество А, а b – координата по оси y, на которой отмечают множество В. Таким образом, элементы (a; b) Î А´B условно изображаются точками на плоскости с “координатами” a и b.
Особенно удобно графическое изображение декартова произведения А´В в случае, когда А и В – числовые множества, т.е. А Í R, B Í R . Тогда изображение принимает не условный характер, а имеет вполне конкретный геометрический смысл: множество А´В представляет из себя множество точек M(a; b) декартовой плоскости, первая координата а которых принадлежит множеству А, а вторая b – принадлежит множеству В.
Формальная теория множеств: райские
Алексей Игоревич Валицкас
КОНСПЕКТ ЛЕКЦИЙ ПО МАТЕМАТИЧЕСКОЙ ЛОГИКЕ
Учебно-методическое пособие
Лицензия на издательскую деятельность
ЛР № 040287 от 25 июля 1997 г.
Подписано в печать ___. ___. 2010 г.
Формат 6084 1/16. Усл. печ. л. 9 Тираж 300 экз. Заказ № ____________
Отпечатано в типографии редакционно-издательского отдела ГОУ ВПО
“Тобольская государственная социально-педагогическая академия им. Д.И. Менделеева”
626150, Тобольск, ул. Знаменского, 58
[1] Любознательный читатель может обратиться к замечательной книге: Смаллиан Р.М. Как же называется эта книга ? – М.: Мир, 1981.
[2] Древние считали, что это правило отделяет “ослов” – не понимающих логики – от нормальных людей: тот, кто освоил это правило уже перешёл по мосту из разряда “ослов” в разряд нормальных людей.
[3] Буду благодарен тому, кто сообщит, что бы это значило (мера терпения ?!).
* При первом чтении можно опустить.
– Конец работы –
Используемые теги: Конспект, лекций, математической, логике0.071
Если Вам нужно дополнительный материал на эту тему, или Вы не нашли то, что искали, рекомендуем воспользоваться поиском по нашей базе работ: КОНСПЕКТ ЛЕКЦИЙ ПО МАТЕМАТИЧЕСКОЙ ЛОГИКЕ
Если этот материал оказался полезным для Вас, Вы можете сохранить его на свою страничку в социальных сетях:
Твитнуть |
Новости и инфо для студентов