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.

 



Дата добавления: 2021-12-14; просмотров: 322;


Поиск по сайту:

Воспользовавшись поиском можно найти нужную информацию на сайте.

Поделитесь с друзьями:

Считаете данную информацию полезной, тогда расскажите друзьям в соц. сетях.
Poznayka.org - Познайка.Орг - 2016-2024 год. Материал предоставляется для ознакомительных и учебных целей.
Генерация страницы за: 0.009 сек.