Согласованность

редактировать

В классической дедуктивной логике, согласованнойТеория не влечет за собой противоречия. Отсутствие противоречий можно определить семантическими или синтаксическими терминами. Семантическое определение утверждает, что теория является непротиворечивой, если она имеет модель, т.е. существует интерпретация, при которой все формулы в теории истинны. В этом смысле используется традиционная аристотелевская логика, хотя в современной математической логике вместо него используется термин выполнимый. Синтаксическое определение утверждает, что теория T {\ displaystyle T}T непротиворечива, если не существует формулы φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi такие, что как φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi , так и его отрицание ¬ φ {\ displaystyle \ lnot \ varphi}{\ displaystyle \ lnot \ varphi} являются элементами множества последствий Т {\ Displaystyle T}T . Пусть A {\ displaystyle A}A будет набором закрытых предложений (неформально «аксиом») и ⟨A⟩ {\ displaystyle \ langle A \ rangle}{\ displaystyle \ langle A \ rangle} набор закрытых предложений, доказуемых из A {\ displaystyle A}A в некоторой (указанной, возможно, неявно) формальной дедуктивной системе. Набор аксиом A {\ displaystyle A}A согласован, когда φ, ¬ φ ∈ ⟨A⟩ {\ displaystyle \ varphi, \ lnot \ varphi \ in \ langle A \ rangle}{\ displaystyle \ varphi, \ lnot \ varphi \ in \ langle A \ rangle} без формулы φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi .

Если существует дедуктивная система, для которой эти семантические и синтаксические определения эквивалентны для любой теории, сформулированной в В частности, дедуктивная логика, логика называется полная. Полнота сентенциального исчисления была доказана Полом Бернейсом в 1918 году и Эмилем Постом в 1921 году, в то время как полнота исчисления предикатов была доказана доказано Куртом Гёделем в 1930 году, а доказательства непротиворечивости арифметики, ограниченной по схеме аксиом индукции , были доказаны Аккерманом (1924), фон Нейманом (1927) и Хербрандом (1931). Более строгие логики, такие как логика второго порядка, не являются полными.

A доказательство непротиворечивости - это математическое доказательство того, что определенная теория непротиворечива. Раннее развитие математической теории доказательств было вызвано желанием предоставить доказательства конечной непротиворечивости для всей математики как часть программы Гильберта. На программу Гильберта сильно повлияли теоремы о неполноте, которые показали, что достаточно сильные теории доказательства не могут доказать свою собственную непротиворечивость (при условии, что они действительно непротиворечивы).

Хотя согласованность можно доказать с помощью теории моделей, это часто делается чисто синтаксическим путем, без необходимости ссылаться на какую-либо модель логики. исключение отсечения (или, что эквивалентно, нормализация лежащего в основе исчисления, если оно есть) подразумевает непротиворечивость исчисления: поскольку не существует свободных от отсечений доказательство лжи, противоречия в общем нет.

Содержание

  • 1 Последовательность и полнота в арифметике и теории множеств
  • 2 Логика первого порядка
    • 2.1 Обозначения
    • 2.2 Определение
    • 2.3 Основные результаты
    • 2.4 Теорема Хенкина
    • 2.5 Эскиз доказательства
  • 3 Теория моделей
  • 4 См. Также
  • 5 Сноски
  • 6 Ссылки
  • 7 Внешние ссылки

Последовательность и полнота в арифметике и теории множеств

В теории арифметики, такой как арифметика Пеано, существует сложная взаимосвязь между согласованностью теории и ее полнотой. Теория считается законченной, если для каждой формулы φ на ее языке хотя бы одно из φ или ¬φ является логическим следствием теории.

Арифметика Пресбургера - система аксиом для натуральных чисел при сложении. Оно одновременно последовательное и полное.

Теоремы Гёделя показывают, что любая достаточно сильная рекурсивно перечислимая теория арифметики не может быть одновременно полной и непротиворечивой. Теорема Гёделя применима к теориям арифметики Пеано (PA) и примитивно-рекурсивной арифметики (PRA), но не к арифметике Пресбургера.

Более того, вторая теорема Гёделя о неполноте показывает что непротиворечивость достаточно сильных рекурсивно перечислимых теорий арифметики может быть проверена определенным образом. Такая теория непротиворечива тогда и только тогда, когда она не доказывает конкретное предложение, называемое гёделевским предложением теории, которое является формализованным заявлением о том, что теория действительно непротиворечива. Таким образом, непротиворечивость достаточно сильной, рекурсивно перечислимой и непротиворечивой теории арифметики никогда не может быть доказана в самой этой системе. Тот же результат верен для рекурсивно перечислимых теорий, которые могут описать достаточно сильный фрагмент арифметики, включая теории множеств, такие как теория множеств Цермело – Френкеля (ZF). Эти теории множеств не могут доказать свое собственное предложение Гёделя - при условии, что они непротиворечивы, что обычно считается.

Поскольку непротиворечивость ZF не может быть доказана в ZF, более слабое понятие относительная непротиворечивость интересно в теории множеств (и в других достаточно выразительных аксиоматических системах). Если T является теорией и A является дополнительной аксиомой, T + A называется согласованным относительно T (или просто, что A согласовано с T), если это можно доказать. что если T согласован, то T + A согласован. Если и A, и ¬A согласованы с T, то A называется независимым от T.

Логика первого порядка

Нотация

⊢ {\ displaystyle \ vdash}\ vdash (символ турникета) в следующем контексте математической логики означает «доказуемо из». То есть, a ⊢ b {\ displaystyle a \ vdash b}{\ displaystyle a \ vdash b} читает: b доказуемо из a (в некоторой указанной формальной системе). См. Список логических символов. В других случаях символ турникета может означать подразумевает; разрешает вывод. См.: Список математических символов.

Определение

  • Набор формул Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi в логике первого порядка: непротиворечивый (записывается Con ⁡ Φ {\ displaystyle \ operatorname {Con} \ Phi}{ \ displaystyle \ operatorname {Con} \ Phi} ), если нет формулы φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi такой, что Φ ⊢ φ {\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi}{\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi} и Φ ⊢ ¬ φ {\ displaystyle \ Phi \ vdash \ lnot \ varphi}{\ displaystyle \ Phi \ vdash \ lnot \ varphi} . В противном случае Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi является несовместимым (записано Inc ⁡ Φ {\ displaystyle \ operatorname {Inc} \ Phi}{\ displaystyle \ operatorname {Inc } \ Phi} ).
  • Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi называется просто непротиворечивым, если нет формулы φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi of Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi , и φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi , и отрицание из φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi являются теоремами Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi .
  • Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi считается абсолютно непротиворечивым или пост-согласованным если хотя бы одна формула на языке Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi не является теоремой Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi .
  • Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi называется максимально непротиворечивым, если для каждой формулы φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi , если Con ⁡ (Φ ∪ {φ}) {\ displaystyle \ operatorname {Con} (\ Phi \ cup \ {\ varphi \})}{\ displaystyle \ operatorname {Con} (\ Phi \ cup \ {\ varphi \})} подразумевает φ ∈ Φ {\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi}{\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi} .
  • Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi , как говорят, содержит свидетелей, если для каждой формулы вида ∃ x φ {\ displaystyle \ существует x \, \ varphi}{\ displaystyle \ exists x \, \ varphi} существует термин t {\ displaystyle t}t такой, что (∃ x φ → φ tx) ∈ Φ {\ Displaystyle (\ существует x \, \ varphi \ to \ varphi {t \ over x}) \ in \ Phi}{\ displaystyle (\ exists x \, \ varphi \ к \ varphi {t \ over x}) \ in \ Phi} , где φ tx {\ displaystyle \ varphi {t \ over x}}{\ displaystyle \ varphi {t \ over x}} обозначает замену каждого x {\ displaystyle x}x в φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi на t {\ displaystyle t}t ; см. также Логика первого порядка.

Основные результаты

  1. Следующее эквивалентно:
    1. Inc ⁡ Φ {\ displaystyle \ operatorname {Inc} \ Phi}{\ displaystyle \ operatorname {Inc } \ Phi}
    2. Для всех φ, Φ ⊢ φ. {\ displaystyle \ varphi, \; \ Phi \ vdash \ varphi.}{\ displaystyle \ varphi, \; \ Phi \ vdash \ varphi.}
  2. Каждый выполнимый набор формул согласован, а набор формул Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi является выполнимым тогда и только тогда, когда существует модель I {\ displaystyle {\ mathfrak {I}}}{\ mathfrak {I}} такая, что I ⊨ Φ {\ displaystyle {\ mathfrak {I}} \ vDash \ Phi}\ mathfrak {I} \ vDash \ Phi .
  3. Для всех Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi и φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi :
    1. , если не Φ ⊢ φ {\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi}{\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi} , затем Con ⁡ (Φ ∪ {¬ φ}) {\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ {\ lnot \ varphi \} \ right)}{\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ {\ lnot \ varphi \} \ right)} ;
    2. если Con ⁡ Φ {\ displaystyle \ operatorname {Con} \ Phi}{ \ displaystyle \ operatorname {Con} \ Phi} и Φ ⊢ φ {\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi}{\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi} , затем Con ⁡ (Φ ∪ {φ}) {\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ {\ varphi \} \ right)}{\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ {\ varphi \} \ right)} ;
    3. если Con ⁡ Φ {\ displaystyle \ operatorname {Con} \ Phi}{ \ displaystyle \ operatorname {Con} \ Phi} , затем Con ⁡ (Φ ∪ {φ}) {\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ { \ v arphi \} \ right)}{\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ {\ varphi \} \ right)} или Con ⁡ (Φ ∪ {¬ φ}) {\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ {\ lnot \ varphi \} \ right)}{\ displaystyle \ operatorname {Con} \ left (\ Phi \ cup \ {\ lnot \ varphi \} \ right)} .
  4. Пусть Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi будет максимально согласованным набором формул и предположим, что он содержит свидетелей. Для всех φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi и ψ {\ displaystyle \ psi}\ psi :
    1. , если Φ ⊢ φ {\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi}{\ displaystyle \ Phi \ vdash \ varphi} , тогда φ ∈ Φ {\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi}{\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi} ,
    2. либо φ ∈ Φ {\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi}{\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi} , либо ¬ φ ∈ Φ {\ Displaystyle \ lnot \ varphi \ in \ Phi}{\ displaystyle \ lnot \ varphi \ in \ Phi} ,
    3. (φ ∨ ψ) ∈ Φ {\ displaystyle (\ varphi \ lor \ psi) \ in \ Phi}{\ displaystyle (\ varphi \ lor \ psi) \ in \ Phi} тогда и только тогда, когда φ ∈ Φ {\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi}{\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi} или ψ ∈ Φ {\ displaystyle \ psi \ in \ Phi}\ psi \ in \ Phi ,
    4. if (φ → ψ) ∈ Φ {\ displaystyle (\ varphi \ to \ psi) \ in \ Phi}{\ displaystyle (\ varphi \ to \ psi) \ in \ Phi} и φ ∈ Φ {\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi}{\ displaystyle \ varphi \ in \ Phi} , тогда ψ ∈ Φ {\ displaystyle \ psi \ in \ Phi}\ psi \ in \ Phi ,
    5. ∃ x φ ∈ Φ {\ displaystyle \ exists x \, \ varphi \ in \ Phi}{\ displaystyle \ exists x \, \ varphi \ in \ Phi} тогда и только тогда, когда существует термин t {\ displaystyle t}t такой, что φ tx ∈ Φ {\ displaystyle \ varphi {t \ over x} \ in \ Phi}{ \ displaystyle \ varphi {t \ over x} \ in \ Phi} .

Теорема Хенкина

Пусть S {\ displaystyle S}S будет набором символов. Пусть Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi будет максимально согласованным набором S {\ displaystyle S}S -формул, содержащих свидетелей..

Определите отношение эквивалентности ∼ {\ displaystyle \ sim}\ sim на множестве S {\ displaystyle S}S -термов на t 0 ∼ t 1 {\ displaystyle t_ {0} \ sim t_ {1}}t_0 \ sim t_1 , если t 0 ≡ t 1 ∈ Φ {\ displaystyle \; t_ {0} \ Equiv t_ {1} \ in \ Phi}\; t_0 \ Equiv t_1 \ in \ Phi , где ≡ {\ displaystyle \ Equiv}\ Equiv обозначает равенство. Пусть t ¯ {\ displaystyle {\ overline {t}}}\ overline t обозначает класс эквивалентности терминов, содержащих t {\ displaystyle t}t ; и пусть T Φ: = {t ¯ ∣ t ∈ TS} {\ displaystyle T _ {\ Phi}: = \ {\; {\ overline {t}} \ mid t \ in T ^ {S} \} }{\ displaystyle T _ {\ Phi}: = \ {\; {\ overline {t}} \ mid t \ in T ^ {S} \}} где TS {\ displaystyle T ^ {S}}{\ displaystyle T ^ {S}} - это набор терминов, основанный на наборе символов S {\ displaystyle S}S .

Определите структуру S {\ displaystyle S}S - T Φ {\ displaystyle {\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}}{\ displaystyle {\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}} над T Φ {\ displaystyle T _ {\ Phi}}{\ displaystyle T _ {\ Phi}} , также называемая терминологической структурой, соответствующей Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi , по:

  1. для каждого n {\ displaystyle n}n -арного символа отношения R ∈ S {\ displaystyle R \ in S}R \ in S , определить RT Φ t 0 ¯… tn - 1 ¯ {\ displaystyle R ^ {{\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}} {\ overline {t_ {0}}} \ ldots {\ overline {t_ {n-1} }}}{\ displaystyle R ^ {{\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}} {\ overline {t_ {0}}} \ ldots {\ overline {t_ {n-1}}}} если R t 0… tn - 1 ∈ Φ; {\ displaystyle \; Rt_ {0} \ ldots t_ {n-1} \ in \ Phi;}{\ displaystyle \; Rt_ {0} \ ldots t_ {n-1} \ in \ Phi;}
  2. для каждого n {\ displaystyle n}n -арного символа функции f ∈ S {\ displaystyle f \ in S}f \ в S , определим f T Φ (t 0 ¯… tn - 1 ¯): = ft 0… tn - 1 ¯; {\ displaystyle f ^ {{\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}} ({\ overline {t_ {0}}} \ ldots {\ overline {t_ {n-1}}}): = {\ overline {ft_ {0} \ ldots t_ {n-1}}};}{\ displaystyle f ^ {{\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}} ({\ overline {t_ {0}} } \ ldots {\ over line {t_ {n-1}}}): = {\ overline {ft_ {0} \ ldots t_ {n-1}}};}
  3. для каждого символа-константы c ∈ S {\ displaystyle c \ in S}c \ in S , определите c T Φ: = c ¯. {\ displaystyle c ^ {{\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}}: = {\ overline {c}}.}{\ displaystyle c ^ {{\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}}: = {\ overline {c}}.}

Определите присвоение переменной β Φ {\ displaystyle \ beta _ {\ Phi}}{\ displaystyle \ beta _ {\ Phi}} по β Φ (x): = x ¯ {\ displaystyle \ beta _ {\ Phi} (x): = {\ bar {x}}}{\ displaystyle \ beta _ {\ Phi} (x): = {\ bar {x}}} для каждой переменной x {\ displaystyle x}x . Пусть I Φ: = (T Φ, β Φ) {\ displaystyle {\ mathfrak {I}} _ {\ Phi}: = ({\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}, \ beta _ { \ Phi})}{\ displaystyle {\ mathfrak {I}} _ {\ Phi}: = ( {\ mathfrak {T}} _ {\ Phi}, \ beta _ {\ Phi})} быть терм интерпретация, связанный с Φ {\ displaystyle \ Phi}\ Phi .

Затем для каждого S { \ displaystyle S}S -formula φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi :

I Φ ⊨ φ {\ displaystyle {\ mathfrak {I}} _ {\ Phi} \ vDash \ varphi}{\ displaystyle {\ mathfrak {I}} _ {\ Phi} \ vDash \ varphi} тогда и только тогда, когда φ ∈ Φ. {\ displaystyle \; \ varphi \ in \ Phi.}{\ displaystyle \; \ varphi \ in \ Phi.}

Набросок доказательства

Необходимо проверить несколько вещей. Во-первых, ∼ {\ displaystyle \ sim}\ sim на самом деле является отношением эквивалентности. Затем необходимо проверить, что (1), (2) и (3) правильно определены. Это происходит из-за того, что ∼ {\ displaystyle \ sim}\ sim является отношением эквивалентности, а также требует доказательства того, что (1) и (2) не зависят от выбора t. 0,…, tn - 1 {\ displaystyle t_ {0}, \ ldots, t_ {n-1}}t_0, \ ldots, t_ {n-1} представители класса. Наконец, I Φ ⊨ φ {\ displaystyle {\ mathfrak {I}} _ {\ Phi} \ vDash \ varphi}{\ displaystyle {\ mathfrak {I}} _ {\ Phi} \ vDash \ varphi} можно проверить индукцией по формулам.

Теория моделей

В теории множеств ZFC с классической логикой первого порядка, противоречивой теорией T {\ displaystyle T}T - такое, что существует закрытое предложение φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi такое, что T {\ displaystyle T}T содержит как φ {\ displaystyle \ varphi}\ varphi , так и его отрицание φ ′ {\ displaystyle \ varphi '}\varphi '. непротиворечивая теория - это теория, в которой выполняются следующие логически эквивалентные условия

  1. {φ, φ ′} ⊈ T {\ displaystyle \ {\ varphi, \ varphi '\} \ not \ substeq T}{\displaystyle \{\varphi,\varphi '\}\not \subseteq T}
  2. φ ′ ∉ T ∨ φ ∉ T {\ displaystyle \ varphi '\ not \ in T \ lor \ varphi \ not \ in T}{\displaystyle \varphi '\not \in T\lor \varphi \not \in T}

См. также

  • Философский портал
В Викицитатнике есть цитаты, относящиеся к: Непротиворечивость

Сноски

Ссылки

  • Клини, Стивен (1952). Введение в метаматематику. Нью-Йорк: Северная Голландия. ISBN 0-7204-2103-9. CS1 maint: ref = harv (link ) 10-е впечатление 1991 г.
  • Reichenbach, Ганс (1947). Элементы символической логики. Нью-Йорк: Дувр. ISBN 0-486-24004-5. CS1 maint: ref = harv (link )
  • Тарский, Альфред (1946). Введение в Логика и методология дедуктивных наук (второе изд.). Нью-Йорк: Dover. ISBN 0-486-28462-X. CS1 maint: ref = harv ( ссылка )
  • van Heijenoort, Jean (1967). From Frege to Gödel: A Source Book in Mathematical Logic. Cambridge, MA: Harvard University Press. ISBN 0- 674-32449-8. CS1 maint: ref = harv (link ) (pbk.)
  • «Последовательность». Кембриджский философский словарь.
  • Ebbinghaus, HD; Flum, J.; Thomas, W. Mathematical Logic.
  • Jevons, WS (1870). Elementary Lessons in Logic.

Внешние ссылки

Найти согласованность в Викисловаре, бесплатном словаре.

.

Последняя правка сделана 2021-05-15 10:10:27
Содержание доступно по лицензии CC BY-SA 3.0 (если не указано иное).
Обратная связь: support@alphapedia.ru
Соглашение
О проекте