Modální logika
V matematické logice je logika Modal typem formální logiky, která rozšiřuje výrokovou logiku , logiku prvního řádu nebo logiku vyššího řádu o modality . Modalita určuje vlastnosti pravdy . Například před návrhem jako „prší“ může předcházet modalita:
-
Je nutné, aby pršelo;
-
Zítra prší;
-
Christopher Columbus si myslí, že prší;
-
Ukazuje se, že prší;
-
Je povinné, aby pršelo.
Existuje celá řada modálních logik, jako jsou časové logiky , epistemická logika (logika znalostí). V informatice se modální logika používá pro svou expresivitu a algoritmické aspekty. Například logika časování se používá k určení programů a jejich následnému ověření .
Aletická modální logika
V aletické modální logice (nebo aristotelské nebo klasické) identifikujeme čtyři modality:
-
nezbytné (což nemůže být pravda), uvedeno ;◻{\ displaystyle \ Box}
-
kontingent (což může být špatně), uvedeno ;¬◻{\ displaystyle \ neg \ Box}
-
možné (což může být pravda), uvedeno ;◊{\ displaystyle \ Diamond}
-
nemožné (což se nemůže mýlit), poznamenal.¬◊{\ displaystyle \ neg \ Diamond}
Tyto 4 způsoby jsou propojeny, stačí jen jedna k definování dalších tří.
Intuitivní interpretace (nesdílí ji celá filozoficko-logická komunita) je následující:
- Nutné ≡ nemožné ne;
- Kvóta ≡ není nutná ≡ není možná;
- Možné - ne nemožné.
- Nemožné = nemožné.
Proto rozlišujeme dva unární duální konektory od sebe navzájem:
- Nezbytné ;◻{\ displaystyle \ Box}
- Možné .◊{\ displaystyle \ Diamond}
◻{\ displaystyle \ Box}p znamená, že p je nutně pravda, zatímco
p znamená, že p je možná pravda, to znamená kompatibilní se současnými znalostmi.
◊{\ displaystyle \ Diamond}
Příklady:
-
¬◻{\ displaystyle \ neg \ Box} práce: není nutné, aby žáci pracovali;
-
¬◊{\ displaystyle \ neg \ Diamond} práce: žáci nemohou pracovat;
-
◻¬{\ displaystyle \ Box \ neg} trav: je nutné, aby žáci nepracovali;
-
◊¬{\ displaystyle \ Diamond \ neg} trav: je možné, že studenti nepracují.
V aletické modální logice (nebo aristotelské nebo klasické) můžeme vyjádřit čtyři operátory pomocí pouze jednoho (zde nutnost) a negace. Tak :
- Nemožné je ;◻¬{\ displaystyle \ square \ neg}
- Možné je .¬◻¬{\ displaystyle \ neg \ čtverec \ neg}
Nutný návrh nemůže být falešný, aniž by naznačoval rozpor , a contrario kontingentního výroku, který může být falešný, aniž by naznačoval rozpor.
Různé modální logiky
Používají se také další typy modální logiky, jejichž režimy jsou:
-
epistemická (vztahující se ke znalostem):
-
známý agentovi , poznamenali{\ displaystyle i}VSi{\ displaystyle C_ {i}}
- sporný
- vyloučeno
- přijatelný
-
je známa obecná znalost skupiny agentůG{\ displaystyle G}VSK.G{\ displaystyle CK_ {G}}
-
sdílené znalosti skupiny agentů, uvedeno (každý ví)G{\ displaystyle G}EK.G{\ displaystyle EK_ {G}}
-
deontics (morální):
-
povinné , uvedeno O
-
zakázáno , poznamenal jsem
-
povolení , poznamenal P
-
volitelně , označeno F
-
časové :
-
vždy , poznamenal nebo G◻{\ displaystyle \ Box}
-
jednoho dne , poznamenal , nebo někdy F◊{\ displaystyle \ Diamond}
-
nikdy si nevšiml¬◊{\ displaystyle \ neg \ Diamond}
-
zítra , poznamenal X
-
do , binární operátor označený U
-
vždy v minulosti , poznamenal H
-
uplynul jeden den , poznamenal P
-
doxastic (na víře):
-
syrové , poznamenal B
-
společné přesvědčení skupiny agentů, uvedenoG{\ displaystyle G}VSBG{\ displaystyle CB_ {G}}
-
srovnávací údaje :
-
Pokud by A byla pravda , kde víme, že A není pravda.
- dynamika (účinek akcí, zaznamenaný a , na propozice):
-
Existuje provedení tak, že poté, co , p je pravdivý , poznamenali ⟨na⟩p{\ displaystyle \ langle a \ rangle p}
-
p je pravdivé po každém provedení a , uvedeno .[na]p{\ displaystyle [a] p}
Axiomy modální logiky
Každá modální logika je opatřena řadou axiomů, které definují fungování modalit.
Můžeme tedy konstruovat různé systémy podle přijatých axiomů.
- Systém K navržený společností Kripke a nazývaný normální nebo systém Kripke. Připouští následující dva axiomy:
-
(K) (Kripkeho distribuční axiom);◻(NA→B)→(◻NA→◻B){\ displaystyle \ Box (A \ rightarrow B) \ rightarrow (\ Box A \ rightarrow \ Box B)}
-
(RN) (nebo (N) nebo (NEC) ) Pokud je věta, pak také (pravidlo odvození nezbytnosti).NA{\ displaystyle A}◻NA{\ displaystyle \ Box A}
- Systém D navržený přidáním axiomu (D) do systému K:
-
(D ) (v aristotelské logice to vyjadřuje, že nutnost znamená možnost ).◻P→◊P{\ displaystyle \ Box P \ rightarrow \ Diamond P}
- Systém T navržený Robertem Feysem v roce 1937 přidáním axiomu (T) do systému K:
-
(T) (nebo (M) ): (v aristotelské logice to vyjadřuje, že ze skutečnosti vyplývá možnost ).P→◊P{\ displaystyle P \ rightarrow \ Diamond P}
- Systémy S4 a S5 definované Clarence Irvingem Lewisem .
- Pro konstrukci S4 přidáme do systému T axiom (4) :
-
(4) .◻p→◻◻p{\ displaystyle \ Box p \ rightarrow \ Box \ Box p}
- Pro konstrukci S5 přidáme do systému T axiom (5) :
-
(5) (nebo (E) ) .◊p→◻◊p{\ displaystyle \ Diamond p \ rightarrow \ Box \ Diamond p}
- Systém B (nebo Brouwérien), navržený Oskarem Beckerem v roce 1930, přidáním axiomu (B) do systému T.
-
(B) : .p→◻◊p{\ displaystyle p \ rightarrow \ Box \ Diamond p}
Říkáme, že jeden systém je slabší než druhý, když je vše, co je předvedeno v prvním systému, předvedeno ve druhém, ale ne naopak.
To upřednostňuje, od nejslabších po nejsilnější, systémy K, T, S4 a S5. Podobně je K slabší než D a T slabší než B.
Řada systémů K až S5 tvoří vnořenou hierarchii, která tvoří jádro normální modální logiky. Axiom (D) se naproti tomu používá hlavně v deontických, doxastických a epistemických logikách.
Modální logické modely
Kripkeho modely nebo modely možných světů dávají modální logice sémantiku. Kripkeho model jsou data:
- neprázdného souboru možných světů ;Ž{\ displaystyle W}
- binární vztah mezi možnými světy, který se nazývá vztah přístupnosti;R{\ displaystyle R}
- ocenění, které dává pravdivostní hodnotu každé výrokové proměnné v každém možném světě.PROTI{\ displaystyle V}
Sémantika modálního operátoru je definována z relace přístupnosti následovně: vzorec platí ve světě w if, a to pouze v případě, že vzorec platí ve všech světech přístupných z w relací .
◻NA{\ displaystyle \ čtverec A}NA{\ displaystyle A}R{\ displaystyle R}
Klasifikace modálních logických systémů
Modální logické systémy jsou organizovány podle pravidel odvození a podle axiomů, které je charakterizují.
Klasická modální logika
Klasické modální logické systémy jsou ty, které přijímají následující pravidlo odvození:
(RE)NA↔B◻NA↔◻B{\ displaystyle (RE) {\ frac {A \ leftrightarrow B} {\ Box A \ leftrightarrow \ Box B}}}
Je obvyklé, že takový systém dostane kanonický název typu , kde jsou názvy axiomů systému.
Eξ1ξ2⋯ξne{\ displaystyle E \ xi _ {1} \ xi _ {2} \ cdots \ xi _ {n}}ξi{\ displaystyle \ xi _ {i}}
Monotónní modální logika
Monotónní modální logické systémy jsou ty, které přijímají pravidlo odvození RM:
(RM)NA→B◻NA→◻B{\ displaystyle (RM) {\ frac {A \ do B} {\ pole A \ do \ pole B}}}
Sada monotónních systémů je součástí sady konvenčních systémů.
Pravidelné modální logiky
Pravidelné modální logické systémy jsou ty, které přijímají pravidlo odvození RR:
(RR)(NA∧B)→VS(◻NA∧◻B)→◻VS{\ displaystyle (RR) {\ frac {(A \ klín B) \ do C} {(\ Box A \ klín \ Box B) \ do \ Box C}}}
Sada pravidelných systémů je součástí sady monotónních systémů.
Normální modální logika
Normální modální logické systémy jsou ty, které přijímají pravidlo odvození RK:
(RK.)(NA1∧⋯NAne)→B(◻NA1∧⋯◻NAne)→◻B{\ displaystyle (RK) {\ frac {(A_ {1} \ klín \ cdots A_ {n}) \ do B} {(\ Box A_ {1} \ klín \ cdots \ Box A_ {n}) \ do \ Rámeček B}}}
Sada normálních systémů je součástí sady pravidelných systémů.
Ekvivalentní a běžnější definice normálních systémů je následující: o modálním logickém systému se říká, že je normální, pokud má axiom (K) a přijímá pravidlo nezbytnosti (RN) jako pravidlo odvození:
(K.)◻(NA→B)→(◻NA→◻B){\ displaystyle (K) \ Box (A \ až B) \ do (\ Box A \ do \ Box B)}
(RNE)NA◻NA{\ displaystyle (RN) {\ frac {A} {\ Box A}}}
Normální systémy jsou nejpoužívanější, protože jsou to systémy, které odpovídají sémantice Kripkeho . Je však možné najít sémantiku pro neobvyklou klasickou logiku, ale obecně mají horší vlastnosti.
Propojte s dalšími logikami
Intuitionistic logika může být postavena na logickém alethic jako modální logiky. Modální logika je fragment logiky prvního řádu.
Poznámky a odkazy
-
Jacques Paul Dubucs „nekonvenční logika“, Encyclopaedia Universalis , svazek 13, Paříž, 1990, s. 977-992.
Podívejte se také
Související články
externí odkazy
Bibliografie
- Patrick Blackburn, Maarten de Rijke a Yde Venema, Modal Logic , Cambridge University Press, 2001
-
(en) Brian F. Chellas, úvod do modální logiky , Cambridge University Press,1980[ detail vydání ]
- L. Fontaine, Modální logika a antropologie. Od pravidel ke slovu mezi yucunskými indiány kolumbijské Amazonky . L'Homme , č. 184, 2007, 131-153.
- P. Gochet, P. Gribomont, A. Thayse, Logique, sv. 3: metody pro umělou inteligenci, Paříž, Hermès-Lavoisier, 2000, 394s. (Velmi úplné shrnutí hlavních modálních logik ve francouzštině).
<img src="https://fr.wikipedia.org/wiki/Special:CentralAutoLogin/start?type=1x1" alt="" title="" width="1" height="1" style="border: none; position: absolute;">