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命題與連接詞
定義 1.1 命題邏輯的語言
命題邏輯的語言由下列符號組成:
- 命題符號:p0, p1, p2, …,
- 連詞:∨, ∧, →, ¬, ↔, ⊥,
- 輔助符號:(, )。
定義 1.2 命題集合 PROP
命題集合 PROP 是符合下述性質的最小集合 X:
- pi∈X(i∈N) 且 ⊥∈X,
- ϕ,ψ∈X⇒(ϕ∨ψ),(ϕ∧ψ),(ϕ→ψ),(ϕ↔ψ)∈X,
- ϕ∈X⇒(¬ϕ)∈X。
註:
- pi 和 ⊥ 稱為原子命題(atomic proposition),構成的集合定義為 ATOM。
- 「⇒」是表達「若…則…」的後設邏輯語言,ϕ,ψ 也是。
- 這裡「最小」的意義是集合上最小的,保證了 PROP 的唯一性。
- ⊥ 為這個集合中的邏輯常數(logic constant)。
- 輔助符號不可省略。
- 這三項性質定義了三種顯然排他的形式。
定理 1.3 歸納法原理
令 A 是一個性質,若下述條件成立,則:若 ϕ∈PROP,A(ϕ) 成立。
- 對任意 i,A(pi);以及A(⊥),
- A(ϕ),A(ψ)⇒A((ϕ□ψ)),
- A(ϕ)⇒A((¬ϕ))。
證明:
- X={ϕ∈PROP∣A(ϕ)},X⊂PROP。
- X 滿足 1.2 的所有定義,因此 PROP⊂X。
- 因此,X=PROP。
註:
□ 是所有二元連接詞的統稱。
序列 ⟨ϕi∣i≤n⟩(ϕn=ϕ) 稱為 ϕ 的構成序列,若對於所有 i,滿足下述條件:
- ϕi 是原子命題,或
- ϕi=(ϕj□ϕk),j,k<i,或
- ϕi=(¬ϕj),j<i。
定理 1.5 構成序列與命題的充要條件
PROP 是所有有構成序列的命題的集合。
證明:以 1.3 歸納法原理證明這個集合滿足 1.2 定義的所有性質。
定理 1.6 遞迴性定義 recursive definition
令 H□:A2→A、H¬:A→A、Hat:A∣ATOM→A∣ATOM,則存在唯一的 F:PROP→A,滿足下述條件:
- F(ϕ)=Hat(ϕ),對所有 ϕ∈ATOM,
- F((ϕ□ψ))=H□(F(ϕ),F(ψ)),
- F((¬ϕ))=H¬(F(ϕ))。
證明:
- 存在性證明:以 1.3 歸納法原理證明對於所有的命題 F 都有定義。
- 唯一性證明:以 1.3 歸納法原理證明,對於任一滿足上述條件的 G:PROP→A,則 G=F。
例子:
1. 語句的剖析樹(parsing tree)因此是合法且唯一的。
2. 語句 ϕ 的秩(rank) r(ϕ) 因此也是合法且唯一的:
- r(ϕ)=0,若 ϕ∈ATOM,
- r((ϕ□ψ))=max(r(ϕ),r(ψ))+1,
- r((¬ϕ))=r(ϕ)+1。
- Sub(ϕ)={ϕ},若 ϕ∈ATOM,
- Sub((ϕ□ψ))=Sub(ϕ)∪Sub(ψ)∪{(ϕ□ψ)},
- Sub((¬ϕ))=Sub(ϕ)∪{(¬ϕ)}。
定理 1.7 秩的歸納法原理
對於所有 ϕ∈PROP與性質 A,若滿足下述條件,則 A(ϕ) 成立:
- 若所有 ψ,r(ψ)<r(ϕ),A(ψ) 成立,則 A(ϕ) 成立,
證明:1.7 的歸納法原理與 1.3 歸納法原理等價。
語義學 semantics
定義 2.1 賦值函數
v:PROP→{0,1} 稱為賦值函數(valuation function),若對於所有 ϕ,ψ∈PROP,滿足下述條件:
- v(ϕ∧ψ)=min(v(ϕ),v(ψ)),
- v(ϕ∨ψ)=max(v(ϕ),v(ψ)),
- v(ϕ→ψ)=max(1−v(ϕ),v(ψ)),
- v(ϕ↔ψ)=1−∣v(ϕ)−v(ψ)∣,
- v(¬ϕ)=1−v(ϕ)。
- v(⊥)=0。
註:我們開始省略輔助符號。
定理 2.2 賦值函數的唯一性
對原子命題賦值相同的賦值函數是唯一的。
證明:根據定理 1.6。
註:
- 由於定義 2.1 是遞迴的,也就是說 v 可以只定義在 ATOM 上,然後擴展到 PROP 上。
- 若 v 是一個賦值,對於一個語句 v,它的值可以寫作 [[ϕ]]v。
定義 2.3 模型
- ϕ 是恆真句(tautology),若對於所有 v,v(ϕ)=1。寫作 ⊨ϕ,
- 若 Γ 是命題集合,Γ⊨ϕ 表示對於所有 v,若 v(ψ)=1,ψ∈Γ,則 v(ϕ)=1。
註:可以寫作 [[ϕ]]=1。
定義 2.4 取代
ϕ[ψ/p](p∈ATOM) 表示:
- 若 ϕ∈ATOM 且 ϕ=p,則 ϕ[ψ/p]=ϕ,
- 若 ϕ=p,則 ϕ[ψ/p]=ψ,
- (ϕ1□ϕ2)[ψ/p]=ϕ1[ψ/p]□ϕ2[ψ/p],
- (¬ϕ)[ψ/p]=¬ϕ[ψ/p]。
定理 2.5 取代定理
若 ⊨ϕ1↔ϕ2,則 ⊨ϕ1[ψ/p]↔ϕ2[ψ/p]。
引理 2.6 取代定理的推廣
- [[ϕ1↔ϕ2]]v≤[[ψ[ϕ1/p]↔ψ[ϕ2/p]]]v。
- ⊨(ϕ1↔ϕ2)→(ψ[ϕ1/p]↔ψ[ϕ2/p])。
證明:歸納法原理。
命題邏輯的諸性質
沒寫的證明都是歸納法。
性質 3.1
結合律:
- ⊨(ϕ∨ψ)∨σ↔ϕ∨(ψ∨σ)
- ⊨(ϕ∧ψ)∧σ↔ϕ∧(ψ∧σ)
交換律:
- ⊨(ϕ∨ψ)↔(ψ∨ϕ)
- ⊨(ϕ∧ψ)↔(ψ∧ϕ)
分配律:
- ⊨(ϕ∨(ψ∧σ))↔((ϕ∨ψ)∧(ϕ∨σ))
- ⊨(ϕ∧(ψ∨σ))↔((ϕ∧ψ)∨(ϕ∧σ))
笛摩根律:
- ⊨¬(ϕ∨ψ)↔(¬ϕ∧¬ψ)
- ⊨¬(ϕ∧ψ)↔(¬ϕ∨¬ψ)
冪等律:
- ⊨ϕ∨ϕ↔ϕ
- ⊨ϕ∧ϕ↔ϕ
雙重否定:
- ⊨¬¬ϕ↔ϕ
性質 3.2
若 ⊨ϕ→ϕ,則:
- ⊨ϕ∧ψ↔ϕ
- ⊨ϕ∨ψ↔ϕ
性質 3.3
- ⊨ϕ⇒⊨ϕ∧ψ↔ψ,
- ⊨ϕ⇒⊨ϕ∨ψ↔ψ,
- ⊨⊥∨ϕ↔ϕ,
- ⊨⊤∧ϕ↔ϕ。
性質 3.4
- ⊨(ϕ↔ψ)↔(ϕ→ψ)∧(ψ→ϕ),
- ⊨(ϕ→ψ)↔(¬ϕ∨ψ),
- ¬ϕ↔(ϕ→⊥),
- ⊨⊥↔ϕ∧¬ϕ。
引理 3.5 等同關係 ≈
ϕ≈ϕ 是在 PROP 上的等同關係,ϕ≈ψ 表示 ⊨ϕ↔ψ。
定理 3.6 ¬,∨ 的語義完備性
若 δ 是一個 n 元邏輯連詞,f 是一個函數,使得 [[δ(p1,...,pn)]]=f([[p1]],...,[[pn]]),則我們說 δ 是由其賦值函數所定義的。
對於由其賦值函數所定義的 n-元邏輯連詞 δ,存在只由 p1,...,pn,¬,∨ 構成的語句 ϕ,使得 ⊨ϕ↔δ(p1,...,pn)。
註:奇怪的是 van Dalen 的「由其賦值函數所定義」的這個定義不包含 f,我看來這不符合定義規範。這裡的 f 實際上也不是一個賦值函數,它的定義域是 {0,1}n,而值域是 {0,1},也就是說 f 是一個(有限)布林函數。
定理 3.6 修正
給定一個 n 維布林函數 f,存在只包含 ∨,¬ 連詞的語句 ϕ,使得對於所有賦值 v,v(ϕ(p1,...,pn))=f(v(p1),...,v(pn))。
定義 3.7 連續連詞
1 選言
⋁i=00ϕi=ϕ0
⋁i≤0n+1ϕi=(⋁i≤0nϕi)∨ϕn+1
2 連言
⋀i=0nϕi=ϕ0
⋀i≤0n+1ϕi=(⋀i≤0nϕi)∧ϕn+1
定義 3.8 標準式
ϕ=⋀j⋁iϕi,j,其中 ϕi,j 是原子命題或帶 ¬ 連詞的原子命題,稱為連言標準式(conjunctive normal form)。
ϕ=⋁j⋀iϕi,j,其中 ϕi,j 是原子命題或帶 ¬ 連詞的原子命題,稱為選言標準式(disjunctive normal form)。
定理 3.9 標準式的存在性
對於任意語句 ϕ,存在連言標準式 ϕ∧ 與選言標準式 ϕ∨,使得 ⊨ϕ↔ϕ∧↔ϕ∨。
定義 3.10 否定函數
⋆:PROP→PROP 遞迴定義如下:
- ϕ⋆=¬ϕ,若 ϕ∈ATOM,
- (ϕ∨ψ)⋆=(ϕ⋆∧ψ⋆),
- (ϕ∧ψ)⋆=(ϕ⋆∨ψ⋆)。
- (¬ϕ)⋆=¬ϕ⋆。
性質 3.11 否定函數的性質
ϕ⋆≈¬ϕ。
定義 3.12 共軛函數 duality function
共軛函數 d:PROP→PROP 遞迴定義如下:
- ϕd=ϕ,若 ϕ∈ATOM,
- (ϕ∨ψ)d=ϕd∧ψd,
- (ϕ∧ψ)d=ϕd∨ψd。
- (¬ϕ)d=¬ϕd。
定理 3.13 共軛定理
若 ⊨ϕ↔ψ,則 ⊨ϕd↔ψd。
自然演繹法
定義 4.1 自然演繹法的演繹集合
演繹集合是最小的滿足下面性質的樹的集合 (X,<)(x(ϕ) 表示 x 是一棵以 ϕ 為根的樹):
- 對於任何 ϕ∈PROPS,樹 ϕ∈X。
- 若 x1(ϕ),x2(ψ)∈X,則 x(ϕ∧ψ)∈X,其中 x 是使得 x1,x2<x 的最小樹,為了簡化,我們將這關係表述為 x1,x2<sx。
- 若 x(ϕ∧ψ)∈X,則存在樹 x1+(ϕ)∈X 和 x2+(ψ)∈X(滿足 x<sx1+,x2+)。
- 若所有葉節點均為 ϕ 的樹 x(ψ)∈X,則令 x+(ϕ→ψ)(滿足 x<sx+),將 x+ 的所有葉節點標記為 [ϕ] 的樹 x∗∈X。
- 若 x1(ϕ),x2(ϕ→ψ)∈X,則 x(ψ)∈X(滿足 x1,x2<sx)。
- 若 x(⊥)∈X,則 x+(ϕ)∈X(滿足 x<sx+)。
- 若根是 ⊥ 的樹 x∈X 的所有葉節點均為 ¬ϕ,則令 x+(ϕ)(滿足 x<sx+),將 x+ 的所有葉節點標記為 [¬ϕ] 的樹 x∗∈X。
註:
- [ϕ] 的標記表示 ϕ 是一個可消除的假設。
- 給定任意一棵演繹樹,我們可以定義前提集合 Γ:所有不可消除的葉節點的集合。而結論則是樹的根節點。
定義 4.2 可推導性
- Γ⊢ϕ 代表存在一個推導的結論是 ϕ,前提集合是 Γ。
- 若 Γ=∅,我們寫成 ⊢ϕ,這時我們稱 ϕ 是一個定理。
引理 4.3 可推導性的性質
- 若 ϕ∈Γ 則 Γ⊢ϕ。
- Γ⊢ϕ,Γ′⊢ϕ⇒Γ∪Γ′⊢ϕ。
- Γ⊢ϕ∧ψ⇒Γ⊢ϕ 和 Γ⊢ψ。
- Γ∪{ϕ}⊢ψ⇒Γ⊢ϕ→ψ。
- Γ⊢ϕ,Γ′⊢ϕ→ψ⇒Γ∪Γ′⊢ψ。
- Γ⊢⊥⇒Γ⊢ϕ。
- Γ∪{¬ϕ}⊢⊥⇒Γ⊢ϕ。
證明:由自然演繹法直接證明。
定理 4.4 一些定理
- ⊢ϕ→(ψ→ϕ)
- ⊢ϕ→(¬ϕ→ψ)
- ⊢(ϕ→ψ)→[ψ→χ]→[ϕ→χ]
- ⊢(ϕ→ψ)↔(¬ψ→¬ϕ)
- ⊢¬¬ϕ→ϕ
- ⊢[ϕ→(ψ→χ)]↔[(ϕ∧ψ)→χ]
- ⊢⊥↔(ϕ∧¬ϕ)
證明:由自然演繹法直接證明。
完備性
證明沒寫的代表太瑣碎了。
引理 5.1 健全性
若 Γ⊢ϕ,則 Γ⊨ϕ。
證明:以歸納法直接證明。
定義 5.2 一致性
Γ 是一致的,若 Γ⊢⊥。
引理 5.3 等價性質
以下條件是等價的:
- Γ 不是一致的。
- 存在 ϕ 使得 Γ⊢ϕ 與 Γ⊢¬ϕ。
- 對於所有 ϕ,Γ⊢ϕ。
引理 5.4 等價性質
以下條件是等價的:
- Γ 是一致的。
- 不存在 ϕ 使得 Γ⊢ϕ 與 Γ⊢¬ϕ。
- 存在 ϕ 使得 Γ⊢ϕ。
引理 5.5
若存在賦值 v 使得 [[ϕ]]v=1,∀ϕ∈Γ,則 Γ⊢⊥。
定理 5.6
Γ∪{ϕ}⊢⊥⇒Γ⊢¬ϕ。
證明:根據引理 5.1。
定義 5.7 最大一致集合
Γ 是最大一致的,若且唯若
- Γ 是一致的,
- 若 Γ⊂Δ 且 Δ 是一致的,則 Δ=Γ。
引理 5.8 最大一致集存在引理
對於任意的 Γ⊢⊥,存在 Γ⋆ 是最大一致的,且 Γ⊂Γ⋆。
證明:定義 ⟨Γi⟩ 序列如下:
- Γ0=Γ,
- 若 Γi∪{ϕi}⊢⊥,Γi+1=Γi∪{ϕi},否則 Γi+1=Γi。
- Γ⋆=⋃iΓi。
其中 ⟨ϕi⟩ 是給所有的命題語句的一個排序。
可以證明 Γ⋆ 是最大一致的。
引理 5.9
若 Γ 是最大一致的,則 Γ 是演繹封閉的。
定理 5.10
若 Γ 是最大一致的,則:
- 對於所有 ϕ 要嘛 ϕ∈Γ 要嘛 ¬ϕ∈Γ。
- 對於所有 ϕ,ψ,ϕ→ψ∈Γ 若且唯若 ϕ∈Γ⇒ψ∈Γ。
- ϕ∈Γ 若且唯若 ¬ϕ∈Γ。
- ¬ϕ∈Γ 若且唯若 ϕ∈Γ。
引理 5.11 模型存在引理
若 Γ 是一致的,存在賦值 v 使得 [[ϕ]]v=1,∀ϕ∈Γ。
證明:
定義 Γ⋆ 是最大一致的,且 Γ∈Γ⋆。
定義 v(pi)=1,pi∈Γ⋆ 與 v(pi)=0,pi∈Γ⋆,並遞迴地擴充成賦值函數。
以歸納法證明:[[ϕ]]v=1 若且唯若 ϕ∈Γ⋆。
推論 5.12
若 Γ⊢ϕ,存在賦值 v 使得 [[ψ]]v=1,∀ψ∈Γ 且 [[ϕ]]v=0。
亦即:若 Γ⊢ϕ,則 Γ⊨ϕ。
定理 5.13 完備性定理
Γ⊨ϕ 若且唯若 Γ⊢ϕ。
其他連接詞
定義 6.1 三個連接詞
- ϕ∨ϕ:=¬(¬ϕ∧¬ϕ)
- ϕ:=ϕ→⊥
- ϕ↔ψ:=(ϕ→ψ)∧(ψ→ϕ)
引理 6.2 諸性質
- ϕ⊢ϕ∨ψ,ψ⊢ϕ∨ψ
- 若 Γ,ϕ⊢σ 且 Γ,ψ⊢σ 則 Γ,ϕ∨ψ⊢σ
- ϕ,¬ϕ⊢⊥
- Γ,ϕ⊢⊥⇒Γ⊢¬ϕ
- ϕ↔ψ,ϕ⊢ψ 且 ϕ↔ψ,ψ⊢ϕ
- Γ,ϕ⊢ψ 且 Γ,ψ⊢ϕ 若且唯若 Γ⊢ϕ↔ψ
定理 6.3
- ⊢ϕ∨ψ↔¬(¬ϕ∧¬ψ)
- ⊢¬ϕ↔ϕ→⊥
- ⊢ϕ↔ψ↔(ϕ→ψ)∧(ψ→ϕ)
到此為止。