Hilbertův systém
V logice , že systémy v Hilbert slouží k definování formální srážky na základě modelu navrženého David Hilbert na začátku XX th století , velkého počtu logických axiomů vyjadřujících hlavní logické vlastnosti, které jsou kombinovány s některých pravidel, zejména modus ponens pravidlo , odvodit nové věty. Systémy Hilbertovy dědí ze systému definovaného Frege a představují první deduktivní systémy, před objevením přírodního odpočtu nebo výpočet sequents , někdy zvané opoziční Gentzen systémů .
Definice
Výrokový počet
Uvažujeme množinu vzorců výrokového počtu . Připomeňme, že se jedná o konečné vzorce, které můžeme sestavit indukčně z výrokových proměnných pomocí logických spojek.
Dáme si množinu logických axiomů, což jsou platné vzorce výrokového počtu. Odpočet je řada vzorců tak, že každý vzorec je uveden v této sérii splňuje jednu z následujících podmínek:
NA{\ displaystyle A}
-
NA{\ displaystyle A}je instance axiomu (nebo věty), tj. jednoho z logických axiomů (nebo jedné z již prokázaných vět), ve kterém jsou výrokové proměnné nahrazeny vzorci;
- existují dva předchozí vzorce, které jsou ve formě a ; pak říkáme, že je získán modus ponens mezi těmito dvěma vzorci.NA{\ displaystyle A \,}B→NA{\ displaystyle B \ až A}B{\ displaystyle B \,}NA{\ displaystyle A \,}
Představujeme dedukci tím, že napíšeme vzorce po řádcích a přidáme komentář ke každému řádku, abychom vysvětlili, jak byl získán odpovídající vzorec.
Existuje několik možných možností axiomatických systémů výrokového počtu. Dáme zde jeden, který je relativně rozvláčný, ale docela intuitivní.
-
Axiomy pro implikaci . Volba těchto dvou poněkud zvláštních axiomů je odůvodněna skutečností, že zjednodušují důkaz věty o dedukci :
- Axiom : ;K.{\ displaystyle K}F→(G→F){\ displaystyle f \ to (g \ to f)}
- Axiom : .S{\ displaystyle S}(F→(G→h))→((F→G)→(F→h)){\ Displaystyle (f \ to (g \ to h)) \ to ((f \ to g) \ to (f \ to h))}
-
Axiomy pro negaci . Jsou uvedeny dvě z hlavních variant těchto axiomů; jako příklad si může čtenář vybrat jeden z nich a pokusit se najít odpočet od druhého:
- Úvaha o rozporu: ;(¬F→G)→((¬F→¬G)→F){\ Displaystyle (\ neg f \ až g) \ až ((\ neg f \ až \ neg g) \ až f)}
- Kontrapozice: .(¬G→¬F)→(F→G){\ Displaystyle (\ neg g \ to \ neg f) \ to (f \ to g)}
-
Axiomy pro spojení :
-
F→(G→F∧G){\ Displaystyle f \ to (g \ to f \ land g)} ;
-
F∧G→F{\ Displaystyle f \ land g \ to f}, .F∧G→G{\ Displaystyle f \ land g \ to g}
-
Axiomy pro disjunkce :
-
F→F∨G{\ displaystyle f \ to f \ lor g}, ;G→F∨G{\ displaystyle g \ to f \ lor g}
- Odůvodnění případem .F∨G→((F→h)→((G→h)→h)){\ Displaystyle f \ lor g \ to ((f \ to h) \ to ((g \ to h) \ to h))}
Příklad odpočtu
Zde je odpočet identity :
F→F{\ displaystyle f \ to f}
Vezmeme-li axiom : a nahrazením za a tím získáme:
S{\ displaystyle S}(F→(G→h))→((F→G)→(F→h)){\ Displaystyle (f \ to (g \ to h)) \ to ((f \ to g) \ to (f \ to h))}G{\ displaystyle g}(G→F){\ displaystyle (g \ až f)}h{\ displaystyle h}F{\ displaystyle f}
-
(F→((G→F)→F))→((F→(G→F))→(F→F)){\ Displaystyle (f \ to ((g \ to f) \ to f)) \ to ((f \ to (g \ to f)) \ to (f \ to f))}(instance axiomu )
S{\ displaystyle S}Pak tím, že axiom : a nahradit ji s , dostaneme:K.{\ displaystyle K}F→(G→F){\ displaystyle f \ to (g \ to f)}G{\ displaystyle g}(G→F){\ displaystyle (g \ až f)}
-
F→((G→F)→F){\ Displaystyle f \ to ((g \ to f) \ to f)}(instance axiomu )K.{\ displaystyle K}
-
(F→(G→F))→(F→F){\ Displaystyle (f \ až (g \ až f)) \ až (f \ až f)}( modus ponens mezi 1 a 2)
-
F→(G→F){\ displaystyle f \ to (g \ to f)}(instance axiomu )K.{\ displaystyle K}
-
F→F{\ displaystyle f \ to f}( modus ponens mezi 3 a 4)
Věta o dedukci
Jak vidíme v předchozím příkladu, je docela nepohodlné demonstrovat nejjednodušší vlastnosti. Proto rozšiřujeme systém přidáním možnosti použití hypotéz , tedy neprokázaných vzorců. Takže místo demonstrace bychom se spokojili s demonstrací pomocí hypotézy , která se rovná napsání jednorázového důkazu.
F→F{\ displaystyle f \ to f}F{\ displaystyle f \,}F{\ displaystyle f \,}
Další příklad důkazu s hypotézou je dán tranzitivitou implikace: tím, že si dáme hypotézy , a dokážeme, že :
F→G{\ displaystyle f \ to g}G→h{\ displaystyle g \ to h}F{\ displaystyle f \,}h{\ displaystyle h \,}
-
F{\ displaystyle f \,} (hypotéza)
-
F→G{\ displaystyle f \ to g} (hypotéza)
-
G{\ displaystyle g \,}( modus ponens mezi 2 a 1)
-
G→h{\ displaystyle g \ to h} (hypotéza)
-
h{\ displaystyle h \,}( modus ponens mezi 4 a 3)
Poté vyvstává otázka, zda z důkazu s hypotézami můžeme důkaz získat bez; například lze z výše uvedeného důkazu odvodit existenci důkazu ? Odpověď zní ano a toto uvádí věta o dedukci : máme-li důkaz vzorce pomocí hypotézy, pak můžeme sestrojit důkaz, který již tuto hypotézu nepoužívá, tj. Pokud tedy .
(F→G)→((G→h)→(F→h)){\ Displaystyle (f \ až g) \ až ((g \ až h) \ až (f \ až h))}NA{\ displaystyle A}B{\ displaystyle B}B→NA{\ displaystyle B \ až A}B⊢NA{\ displaystyle B \ vdash A}⊢B→NA{\ displaystyle \ vdash B \ do A}
Použití věty o dedukci umožňuje výrazně zjednodušit hledání důkazů v systémech à la Hilbert. Je to nezbytný krok v důkazu věty o úplnosti takového systému. V přírodním odpočtu nebo kalkulu sequents z Gerhard Gentzen teorém dedukce je nějakým způsobem integrován jako primitivní zpravidla ve formě pravého zavedení implikace.
<img src="https://fr.wikipedia.org/wiki/Special:CentralAutoLogin/start?type=1x1" alt="" title="" width="1" height="1" style="border: none; position: absolute;">