Урок X.
Натуральные исчисления в модальной логике.
Для натуральных исчислений в модальной логике используются все законы и правила исчисления логики высказываний. К ним прибавляются правила кванторов и специальные правила модальной логики. В этом смысле, натуральное исчисление в модальной логике является расширением натурального исчисления логики предикатов.
Итак, напомним правила логики высказываний:
Правила вывода первого рода:
- а,b ⊧ a˄b –введение ˄ — конъюнкции — (кратко: В˄)
Поясняем. Знак «⊧» означает логическое следование и читается «следовательно». Название правила «введение конъюнкции» кратко обозначается, как «В˄». Далее, по аналогии:
- a˄b ⊧ а – удаление (исключение) конъюнкции ˄ (кратко У˄)
- ¬(a˄b) ⊧ ¬a∨¬b — отрицание ˄ (кратко О˄)
- а⊧ а˅b – введение ˅ (В˅)
- а˅b, ¬a ⊧ b — удаление ˅ (У˅)
- ¬(а˅b) ⊧¬a∧¬b — отрицание ˅ (О˅)
- а⊃b, a) ⊧ b – удаление ⊃ (У⊃)¹
- а⊃b, ¬b) ⊧ ¬a– удаление ⊃ (У⊃)²
- a, b ⊧ (а⊃b), (b⊃a) — введение ⊃ (В⊃)
- ¬(а⊃b) ⊧ a˄¬b — отрицание ⊃ (О⊃)
- а⊃b, b⊃a ⊧ a≡b — введение ≡ (В≡)
- a≡b ⊧ а⊃b, b⊃a — удаление ≡ (У≡)
- а⊧ ¬¬а — введение двойного отрицания (В¬¬)
- ¬¬а⊧ а — удаление двойного отрицания (У¬¬)
Правила вывода второго рода (которые нужны в любом случае):
((а⊃с)˄(b⊃с)) ⊧ (а˅b) →с – рассуждение разбором случаев (РРС)
(b˄¬b⊃а) ⊧ ¬а – сведение к абсурду (СА)
(¬а⊃ (b˄¬b)) ⊧ а – доказательство от противного (ДОП)
(Г, a⊧ b) ⊧ (Г⊧ a→b) — правило дедукции. Читается: если из множества гипотез Г и посылки а логически следует b, то из множества гипотез Г логически следует a⊃b.
Что касается правил кванторов (с помощью которых мы осуществляли исчисления предикатов), то мы можем выбрать систему натурального вывода:
- ∀xP(x)⊃P(t) – схема удаления ∀(У∀)
- P(t)⊃ ƎхP(x) – схема введения Ǝ (ВƎ)
- P(t)⊃∀xP(x) — схема введения ∀ (В∀)
- ƎxP(x)⊃P(t) – схема удаления Ǝ (УƎ)
Или же, можем использовать аксиоматическую систему:
∀xP(x) ⊃P(t) – схема удаления ∀ (У∀)
P(t)⊃ƎхP(x) – схема введения Ǝ (ВƎ)
∀x(А⊃P(x))⊃(А⊃∀P(х)) – схема введения ∀ в консеквент.
∀x(P(x)⊃А)⊃(ƎхP(х)⊃А) – схема введения Ǝ в антецедент.
P(t)⊃∀xP(x) — правило обобщения.
Добавляем специальные правила натурального вывода модальной логики:
□A→A – правило удаления необходимости (У□)
A→ ◊A –- введение возможности (В◊)
¬□A→¬◊A – отрицание необходимости (О□)
¬◊A→□¬A – отрицание возможности (О◊)
□(A˄B)→□A˄□B – введение необходимости в конъюнкции (В□˄)
□A˄□B→□(A˄B) – удаление необходимости из конъюнкции (У□˄)
◊(A˅B)→ ◊A˅◊B – введение возможности в дизъюнкцию (В◊˅)
◊A˅◊B→◊(A˅B) – удаление возможности из дизъюнкции (У◊˅)
□A˅□B→□(A˅B) – удаление необходимости из дизъюнкции (У□˅)
◊(A˄B)→◊A˄◊B – введение возможности в конъюнкцию (В◊˄)
□(A⊃B)→□A⊃□B – введение необходимости в импликацию (В□⊃)
□A→□□A – введение дополнительной необходимости (В□□)
□∀xA(x)→∀x□A(x) – перестановка необходимости от всеобщности (∀□)
∀x□A(x)→□∀xA(x) – перестановка необходимости к всеобщности (□∀)
◊∃xA(x)→ ∃x◊A(x) — перестановка возможности от существования (∃◊)
∃x◊A(x)→◊ ∃xA(x) – перестановка возможности к существованию (◊∃)
◊A→□◊A – введение необходимости возможности (В□◊)
◊A, □B→◊(A˄B) — замена необходимости на возможность (З□◊)
(A↔B)→□(A↔B) – введение необходимой эквивалентности (В□↔)
□(A↔B)→(A↔B) – удаление необходимой эквивалентности (У□↔)
Правило второго рода:
A→□A – правило введения необходимости (В□) – правило Гёделя
Имеет смысл вспомнить эквивалентности:
□A⇔¬◊¬A
◊A⇔¬□¬A
∇A⇔◊A˄◊¬A
а также отрицания:
¬□А⇔◊¬ A;
¬◊A⇔□¬А;
¬∇А⇔□А∨□¬A
Предположим, дана выводимость
□∀x(A(x)⊃В(x))⊃□∀x(□A(x)⊃◊B(x)).
Попробуем доказать эту формулу от противного и предположим:
+¬(□∀x(A(x)⊃В(x))⊃□∀x(□A(x)⊃◊B(x)))
□∀x(A(x)⊃В(x)) – из 1 по О⊃
∀x□(A(x)⊃В(x)) – из 2 по ∀□
□(A(x)⊃В(x)) – из 3 по У∀
A(x)⊃В(x) – из 4 по У□
¬(□∀x(□A(x)⊃◊B(x))) — из 1 по О⊃
□∀x□A(x) – из 6 по О⊃
¬□∀x◊B(x) — из 6 по О⊃
¬◊∀x◊B(x) – из 8 по О□
□¬∀x◊B(x) – из 9 по О◊
¬∀x◊B(x) – из 10 по У□
∃х¬◊B(x) – из 11 по О∀
¬◊B(x) – из 12 по У∃ — х ограничена
□¬B(x) – из 13 по О◊
¬B(x) – из 14 по У□
∀x□A(x) – из 7 по У□
□A(x) – из 16 по У∀
A(x) – из 17 по У□
В(x) – из 5 и 18 по У⊃
В(x)˄¬B(x) – из 19 и 15 по В˄
(В(x)˄¬B(x))⊃¬(□∀x(A(x)⊃В(x))⊃□∀x(□A(x)⊃◊B(x))) — из 20 и 1 по В⊃ (или по правилу дедукции)
□∀x(A(x)⊃В(x))⊃□∀x(□A(x)⊃◊B(x)) – из 21 по ДОП. ■
Решение задачи путём построения семантической таблицы:
В качестве еще одного примера, попробуем разобрать выводимость ⊧ □∀x□(P(x)˄S(x))˅◊∃x(◊¬P(x)˄◊S(x))˅¬◊∀x(P(x)˄¬S(x))˅
˅□∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x)).
Начиная с 23 действия, мы могли бы эстетически построить таблицу по-другому:
Или, что то же самое, в классической системе натурального вывода:
- +¬(□∀x□(P(x)˄S(x))˅◊∃x(◊¬P(x)˄◊S(x))˅¬◊∀x(P(x)˄¬S(x))˅
˅□∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x))) - ¬□∀x□(P(x)˄S(x))˄¬◊ ∃x(◊¬P(x)˄◊S(x))˄◊∀xP(x)˄¬S(x)˄
˄¬□∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x))) – из 1 по О˅
- ¬□∀x□(P(x)˄S(x)) – из 2 по У˄
- ¬◊∃x(◊¬P(x)˄◊S(x) – из 2 по У˄
- ◊∀xP(x)˄¬S(x) — из 2 по У˄
- ¬□∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x) — из 2 по У˄
- ¬◊∀x□(P(x)˄S(x)) – из 3 по О□
- □¬∀x□(P(x)˄S(x)) – из 7 по О◊
- ¬∀x□(P(x)˄S(x)) – из 8 по У□
- ∃x□¬(P(x)˄S(x)) – из 9 по О∀
- □¬(P(x)˄S(x)) — из 10 по У∃ (x ограничена)
- ¬(P(x)˄S(x)) – из 11 по У□
- □¬∃x(◊¬P(x)˄◊S(x)) – из 4 по О◊
- ¬∃x(◊¬P(x)˄◊S(x)) – из 13 по У□
- ∀x¬(◊¬P(x)˄◊S(x)) – из 14 по О∃
- ¬(◊¬P(x)˄◊S(x)) — из 15 по У∀
- ◊(P(x)˄¬S(x)) — из 5 по У∀
- ◊P(x)˄◊¬S(x) – из 17 по В◊˄
- ¬◊∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x) — из 6 по О□
- □¬∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x) – из 19 О◊
- ¬∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x) – из 20 по У□
- ∀x¬(□¬P(x)˄◊¬S(x) – из 21 по О∃
- ¬(□¬P(x)˄◊¬S(x) — из 22 по У∀
- ◊P(x) – из 18 по У˄
- ◊¬S(x) – из 18 по У˄
- ¬P(x) ˅¬S(x)) – из 12 по О˄
- ¬◊¬P(x)˅¬◊S(x)) — из 16 по О˄
- ¬□¬P(x)˅¬◊¬S(x) — из 23 по О˄
- ¬□¬P(x) из 25 и 28 по У˅
- ¬◊¬P(x) из 29 по О□
- □¬¬P(x) из 30 по О◊
- P(x) из 31 по У¬¬ и У□
- S(x)) из 26 и 32 по У˅
- ¬P(x) – из 33 и 26 по У˅
- P(x)˄¬P(x) из 32 и 34 по В˄
- (P(x)˄¬P(x))⊃¬(□∀x□(P(x)˄S(x))˅◊∃x(◊¬P(x)˄◊S(x))˅ ˅¬◊∀x(P(x)˄¬S(x))˅□∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x))) из 35 и 1 по В⊃
- □∀x□(P(x)˄S(x))˅◊∃x(◊¬P(x)˄◊S(x))˅¬◊∀x(P(x)˄¬S(x))˅
˅□∃x(□¬P(x)˄◊¬S(x)) – из 36 по ДОП.
Мы специально прописали вывод максимально подробно, чтобы читатель обратил внимание, что многие последовательности выводов часто повторяются. Например,
- ¬□¬P(x) из 25 и 28 по У˅
- ¬◊¬P(x) из 29 по О□
- □¬¬P(x) из 30 по О◊
- P(x) из 31 по У¬¬ и У□
или
- ¬□∀x□(P(x)˄S(x))
- ¬◊∀x□(P(x)˄S(x))
- □¬∀x□(P(x)˄S(x))
- ¬∀x□(P(x)˄S(x))
Такие последовательности позволяют нам самим создавать выводы второго рода.
В первом случае, это ¬□¬A→A и ¬◊¬A→A; во втором — ¬□A→¬A и ¬◊A→¬A
Из практики исчислений можно добавить правила второго рода (схемы аксиом):
A→□A – правило введения необходимости (В□) – правило Гёделя
¬□A→□¬A
¬□A→¬A
¬□А→◊¬A
¬□¬A→◊A
□A→¬◊¬A
□¬А→¬◊A
¬◊A→¬A
¬◊¬A→□A
¬◊¬A→A
◊A→¬□¬A
◊¬A→¬□А
Попробуем решетить еще одну задачу. Правильным ли является рассуждение «Некоторые испанцы в обед обязательно едят гаспачо. Любое гаспачо всегда готовится из томатов. Из этого следует, что некоторые испанцы, скорее всего, неравнодушны к помидорам»?
Попробуем перевести это умозаключение на формальный язык логики.
Некоторые испанцы в обед обязательно едят гаспачо.
Слово «некоторые» говорит нам, что необходим квантор существования. А слово «обязательно» намекает на знак необходимости:
▢∃x(I(x)˄G(x))
В принципе, сразу используя правило удаления необходимости, мы можем записать:
∃x(I(x)˄G(x))
Любое гаспачо всегда готовится из томатов:
▢∀x(G(x)⊃T(x))
Соответственно, снова используя правило удаления необходимости, получаем
∀x(G(x)⊃T(x))
Некоторые испанцы, скорее всего, неравнодушны к помидорам:
◊∃x(I(x)˄T(x))
В итоге получаем выводимость
⊨∃x(I(x)˄G(x))˄∀x(G(x)⊃T(x))⊃◊∃x(I(x)˄T(x))
Итак, дано:
⊨∃x(I(x)˄G(x))˄∀x(G(x)⊃T(x))⊃◊∃x(I(x)˄T(x))
- + ∃x(I(x)˄G(x))
- + ∀x(G(x)⊃T(x))
В качестве гипотез мы использовали посылки для построения заданного вывода «◊∃x(I(x)˄T(x))».
- I(x)˄G(x) – из 1 по У∃ — х ограничен
- G(x)⊃T(x) – из 2 по У∀
- I(x) – из 3 по У˄
- G(x) – из 3 по У˄
- T(x) – из 4 и 6 по У⊃
- I(x)˄T(x) – из 5 и 7 по В˄
- ∃x(I(x)˄T(x)) – из 8 по В∃
- ◊∃x(I(x)˄T(x)) — из 9 по В◊
Теперь мы получили искомый вывод. На этом исчисление можно закончить. Однако, для формального завершения можно дописать еще пару действий:
- ∃x(I(x)˄G(x))˄∀x(G(x)⊃T(x)) – из 1 и 2 по В˄
- ∃x(I(x)˄G(x))˄∀x(G(x)⊃T(x))⊃◊∃x(I(x)˄T(x)) из 10 и 11 по В⊃ (или правилу дедукции). ∎
Важно
В отличие от систем натурального вывода в классической логике (основанных на системах Куайна), в которых существует необходимое и достаточное количество правил для решения поставленных задач, в системах натурального вывода модальной логики (основанных в первую очередь на системах Льюиса) подобной однозначности нет. Этим объясняется большое количество вопросов к этим системам и продолжающийся поиск оптимальных решений. |
Конечно, логика стремится к определенности, предпочитаю необходимые события вероятным. В точной науке вероятных событий принято избегать. Скажем, утверждение химика о том, что некая реакция может произойти, а может и не произойти – мало информативна.
Другое дело – гуманитарные науки и реальные жизненные обстоятельства. Здесь сама возможность некого события может иметь большое значение. Например, вывод о том, что в ближайшей перспективе возможно социальное потрясение, может в корне изменить внутреннюю политику государства. Для полицейского, задерживающего преступника, информация, что преступник возможно вооружен, может спасти ему жизнь.