数理逻辑41
(完整版)数理逻辑简介
(4) 请把门关上！ (5) x 是有理数。 (6) 地球外的星球上也有人。
例1、判断下列句子中哪些是命题。 (7) 明天有课吗？
(8) 本语句是假的。 (9) 小明和小林都是三好生。
(10) 小明和小林是好朋友。 判断一个语句是否为命题，首先看是否为陈
述句，再看其真值是否唯一。 命题常项，命题变项均用 p, q, r, 表示。
原语句化为 p (q r) s 。
第二节 命题公式及分类
内容：命题公式，重言式，矛盾式，可满足公式。 重点：(1) 掌握命题公式的定义及公式的真值表。
(2) 掌握重言式和矛盾式的定义及使用真 值表进行判断。
一、命题公式 通俗地说，命题公式是由命题常项，命题变项，
联结词，括号等组成的字符串。
是否重言式 。
例1、判断 A, B两公式是否等值。 (1) A ( p q)，B p q
解：作真值表如下：
例1、判断 A, B两公式是否等值。 (2) A p q ，B ( p q) (q p)
解：作真值表如下：
二、重要等值式。
1、交换律 A B B A ，A B B A
(1) ( p q) ( p q)
(2) ( p q) p q q p
(3) ( p q) q
(4) ( p p) q (5) p ( p q)
例4、给定命题公式如下，请判断哪些是重言式， 哪些是矛盾式，哪些是可满足式？
(6) p q p p
(7) ( p q) ( p q)
设 p ：我上街， q ：我去书店看看，
r ：我很累。
原语句化为 r ( p q)(或 (r p) q)。
(5) 小丽是计算机系的学生，她生于1982或1983年， 她是三好生。 设 p ：小丽是计算机系的学生， q ：小丽生于1982年， r ：小丽生于1983年， s ：小丽是三好生。
数理逻辑基本概念解析
数理逻辑基本概念解析数理逻辑是数学与哲学的交叉领域，它研究的是关于真理、推理和证明的基本概念和原则。
数理逻辑可以帮助我们理解和分析语言中的逻辑结构，从而使我们能够进行正确的推理和论证。
本文将对数理逻辑的基本概念进行解析，包括命题、谓词、量词、推理、证明等。
一、命题命题是陈述性的句子，它要么是真的，要么是假的。
命题可以用句子来表示，比如“今天是晴天”。
命题在数理逻辑中是基本的要素，我们可以对命题进行逻辑运算，比如取反、合取、析取等。
二、谓词谓词是带有一个或多个变量的命题函数，它依赖于特定的对象和参数。
谓词可以用来描述特定的性质或关系，比如“x是奇数”、“x大于y”。
通过引入谓词，我们可以更加精确地描述对象之间的关系，从而进行更加复杂的推理。
三、量词量词用来描述命题的数量存在与否。
在数理逻辑中，常见的量词有全称量词和存在量词。
全称量词表示命题对于所有的个体都成立，比如“对于任意的x，都有P(x)成立”。
存在量词表示命题对于至少一个个体成立，比如“存在一个x，使得P(x)成立”。
量词的引入使我们能够推理和论证一些关于对象的普遍性或存在性的命题。
四、推理推理是通过一系列逻辑步骤从已知的命题中得出新命题的过程。
在数理逻辑中，常用的推理形式有直接推理、假设推理、演绎推理等。
推理过程中需要遵循一定的推理规则和原则，比如充足条件、必然条件等。
五、证明证明是通过逻辑推理建立命题真实性或有效性的过程。
证明包括直接证明、间接证明、归谬证明等形式。
证明的过程需要严谨的逻辑思维和正确的推理方法。
数理逻辑为我们提供了一套形式化的证明系统，使我们能够清晰地展示证明过程，从而确保推理的准确性和有效性。
通过对数理逻辑的基本概念的解析，我们可以更好地理解和应用逻辑推理。
数理逻辑为我们提供了一种思维工具，帮助我们分析和解决问题，从而推动了科学和哲学的发展。
在实际生活中，数理逻辑的应用广泛存在于数学、计算机科学、人工智能等领域。
掌握数理逻辑的基本概念对于我们的学习和思维能力的提升具有重要的意义。
乐活学院九二老师——81数理(41)
乐活学院九二老师——81数理（41）
大家好，我是乐活学院九二老师，很多朋友都有疑问，姓名学是个什么东西，他会怎样影响着我们呢！今天就给大家分析一下这方面的知识内容！
四十一数——健全有德卦
德高望重，一心努力向上
数理: 41数代表大运，象征着纯阳独秀，拥有富贵名利的暗示力量。
命运:姓名中出现41数的人往往品德高尚，彬彬有礼，才能出众，很有胆略，善于谋算，身体健康，待人温和，能够拥有远大的志向，成就一番大事业。
基业:他们得到上天的庇佑，学识渊博，在哲学、军事上有突出才能，具有领导气质，名望很高，财运不错，能够积攒财富，适合成为学者、官员。
家庭:他们家庭和睦，子女运旺盛。
如果地格被克，那么家庭就很难圆满。
健康:他们身体健康，有长寿的希望。
如果三才不是吉运，那么也很难健康长寿。
数理逻辑的基本原理与推理方法
数理逻辑的基本原理与推理方法数理逻辑是一门研究命题、谓词、推理和证明的学科。
它利用符号和数学方法来描述、分析和判断一系列命题之间的关系。
在数理逻辑中，有一些基本的原理和推理方法，可以帮助我们理解和解决问题。
本文将探讨数理逻辑的基本原理和推理方法，以便读者能够更好地理解和运用数理逻辑。
数理逻辑的基本原理包括命题逻辑和谓词逻辑。
命题逻辑是最基本的逻辑系统，研究命题之间的逻辑关系。
一个命题是能够判断真假的陈述句。
在命题逻辑中，我们用符号来表示命题，如P、Q和R。
符号“∧”表示命题的合取（与）、符号“∨”表示命题的析取（或）、符号“→”表示条件（蕴含）以及符号“¬”表示否定。
这些符号可以帮助我们构建命题之间的复合命题，并进行逻辑推理。
在命题逻辑中，有一些基本的推理方法可以帮助我们根据已知命题推导出新的命题。
其中包括析取三段论、假言三段论、摩尔根定律等。
析取三段论是指如果一个命题是两个已知命题的析取，那么这个命题也成立。
例如，如果P成立，Q成立，那么(P∨Q)也成立。
假言三段论是指如果一个命题是一个已知命题的条件，另一个命题是条件成立时所得出的结论，那么这个结论也成立。
例如，如果P成立会导致Q成立，而P成立，那么Q也成立。
摩尔根定律是指命题的否定可以通过互换逻辑运算符，并对子命题进行否定得到。
例如，¬(P∧Q)等价于¬P∨¬Q。
谓词逻辑是一种更为复杂的逻辑系统，用于描述命题中涉及对象的属性和关系。
在谓词逻辑中，我们引入了量词∀和∃，分别表示“对于所有”和“存在”的含义。
谓词逻辑允许我们对命题中的对象进行全称量化和存在量化，并进行逻辑推理。
谓词逻辑的基本原理和推理方法类似于命题逻辑，但涉及到更多的概念和符号。
推理是数理逻辑的核心，它旨在根据已知命题推导出新的命题。
推理方法有很多种，例如直接证明、间接证明和归谬法。
直接证明是一种常见的推理方法，它通过列举命题的前提和规则，逐步推导出结论。
数理逻辑讲义
数理逻辑的一般介绍我们在中学时代就能进行一些证明了, 但并非所有的人都能回答到底什么是证明. 大概来说, 所谓的证明就是把认为某一断言是正确的理由明确地表述出来. 在这一过程中, 我们通常都需要把一些人们已接受的命题作为讨论的基础. 在此基础上, 如果我们能够把该断言推导出来, 该断言就是被认为是被证明了, 因而也就会被人们接受. 于是, 一个很自然的问题就是: 推导究竟为何物? 这个问题就属于逻辑的范畴.逻辑研究推理, 而数理逻辑则研究数学中所用的推理. 由于这种推理在计算机科学中有许多有广泛的应用, 数理逻辑也就成为计算机科学的重要基础之一.很明显, 我们不能够证明一切命题. 如上所述, 当我们证明某一断言(结论) 的时候需要一些其它的命题(前提)作为推理的基础. 我们还可以要求对这些前提进行证明. 如果一直这样要求下去, 或迟或早, 我们会遇这样的情况: 我们进行了“循环” 证明, 即把要证明的命题作为前提来使用, 或者我们无法再作任何证明, 因为没有更为明显的命题可以用来作为前提了.这样,我们就必须不用证明而接受某些命题,我们把这类命题称为“公理”; 其它由这些公理而证明的命题则被称为“定理”.所谓的命题, 直观上是关于某些概念之间的关系. 因而, 我们要求公理是那些根据概念可以明显地接受的命题. 由概念,公理和定理所组成的全体就是公理系统.以上对公理系统的描述要求我们知道公理系统的确切含义. 然而, 从推理的角度来说, 我们并不需要如此. 让我们来看下面的例子:(1).每个学生都是人,(2).王平是学生, (3).王平是人.我们可以由(1) 和(2)推导出(3), 也就是说,如果(1) 和(2)是正确的, 我们就可以断定(3)是正确的. 在这个推理过程中我们并不需要知道“王平”, “学生”, “人” 的含义如何, 把它们换成任何其它的名词, 这一推理都成立. 使(3) 成为(1) 和(2) 的逻辑推论是依据这样的事实: 如果(1)和(2)为真, 则(3)为真. 换句话说, 我们从命题的形式上就可以判断某一推理是否在逻辑上成立, 而无需考虑它的实际含义. 所以我们在研究逻辑的时候往往只需要进行形式的考察就行了, 不必考虑其含义.当我们对某一类研究对象指定了一个公理系统时, 这个公理系统所表示的含义就确定了. 但是在很多情况下, 我们会发现这个公理系统也适合于其它的一些对象. 于是当代数学建立了许多公理系统框架(如各种代数结构). 在这种公理系统框架中, 真正重要的并不是各种公理系统所表达的特定含义的不同, 而是它们的系统构造方面的区别. 这就告诉我们, 在对公理系统进行研究时, 仅对公理系统的形式进行考察是有实际意义的, 在某些情况下这种形式上的考察可以使我们的研究更具有一般性.基于如上认识以及其它的一些考虑(如从计算机科学的角度进行研究等), 我们将对公理系统的语法部分和语义部分进行分别研究. 公理系统的语义部分研究公理系统的含义, 它属于"模型论" 的研究范围, 我们将在今后作一些初步的介绍. 现在,我们对公理系统的语法部分进行粗略的描述.公理系统的语法部分称为形式系统. 它由语言, 公理和推理规则这样三个部分组成.任何推理必须在一定的语言环境中进行, 所以形式系统首先需要有它的语言. 自然语言(如英语, 中文等)具有很丰富的表达能力, 但通常会产生二义性. 例如"是" 在自然语言中可以表示“恒等” (如: 我们的英语老师是张卫国.), “属于” (如: 王小平是学生.), “包含” (如: 学生是人.) 等不同的含义. 同时, 我们还希望公理系统的语言结构能尽可能地反映它的语义并能有效地进行推理. 因而, 我们通常在形式系统中使用人工设计的形式语言.1设A 是一个任给的集合. 我们把A 称为字母表, 把A 中的元素称为符号. 我们把有穷的符号序列称为A的表达式. 一个以A 为其字母表的语言是A 的表达式集合的一个子集, 我们把这个子集中的元素称为公式. 因为我们希望这个语言能够表达我们所研究的对象, 我们要求公式能反映某些事实. 虽然理论上以A 为其字母表的语言可以是A 的表达式集合的任何子集, 我们将只讨论那些能将公式和其它表达式有效地区分开的语言. 我们将用L(F)表示公理系统F 的语言.形式系统的第二个部分是它的公理. 我们对公理的唯一要求是它们必须是该公理系统语言中的公式.最后, 为了进行推理我们需要推理规则. 每个推理规则确保某个公式(结论) 可由其它一些公式(前提) 推导出来.给定公理系统F, 我们可以把F 中的定理定义如下:1). F 的公理是F 的定理;2). 如果F 的某一推理规则的前提都是定理, 则该推理规则的结论也是定理;3). 只有1)和2)所述的是定理.这种定义方式和自然数的定义方式相类似, 称为广义递归定义. 它和通常的定义方式在形式上有所区别. 为了说明它的合理性, 我们对F的定理进行进一步的描述. 设S0 是F 的公理集. 根据1), S0 中的元素是定理. 设S1 是公式集, 它的元素都是F 的某一推理规则的结论, 而该推理规则的前提都是S0 中的元素. 根据2), S1 中元素是定理. 设S2 是公式集,它的元素都是F 的某一推理规则的结论, 而该推理规则的前提都是S0 或S1 中的元素. 根据2), S2 中元素是定理. 如此下去, 我们得到S2 ,S3 ,.... 最后, 设S N 是公式集, 它的元素都是F 的某一推理规则的结论, 而该推理规则的前提都是S0 或S1 ,...S N中的元素. 根据2), S N 中元素是定理并且我们得到了F中的所有定理. 我们将经常使用这种定义方式. 为了书写方便, 在今后的广义递归定义中我们将不再把类似3)的条款列出.如此定义的F 中定理为我们提供了一种证明方法. 当要证明F 中的定理都具有某一性质P 时, 我们可以采用下述步骤:1). 证明F 的公理都具有性质P;2). 证明如果F 的每个推理规则的所有前提具有性质P, 则它的结论具有性质P.这种证明方法称为施归纳于F的定理. 一般说来, 如果集合C 是由广义递归定义的, 我们可用类似的方法证明C中的元素都具有性质P. 这种证明方法称为施归纳于C中的元素. 2)中的前提称为归纳假设.现在我们就可以定义什么是证明了. 所谓F 中的一个证明是一个有穷的F 的公式序列, 该序列中的每一个公式要么是公理, 要么F 的某个推理规则以该序列中前面的公式所为前提而推导出的结论. 如果A 是证明P 的最后的公式, 则称P 是A 的证明.定理公式A 是F 的定理当且仅当A 在F 中有证明.证明首先根据定理的定义可以看出任何证明中的任何公式都是定理, 所以如果A 有证明, 则A 是定理. 我们施归纳于F 的定理来证明其逆亦真. 如果A 是公理, 则A 本身就是A 的证明. 如果A 是由F 的某一推理规则以B1 ,...,B n 为前提推导而得的结论, 由归纳假设, B1 ,...,B n 都有证明. 我们把这些证明按顺序列出来即可得到A 的一个证明. 证完今后, 我们将用 F .... 表示"....是F 的定理".一阶理论2今后, 我们将主要讨论一类特殊的公理系统. 这类公理系统称为一阶理论. 一阶理论是一种逻辑推理系统, 它具有很强的表达能力和推理能力, 并且在数学, 计算机科学及许多其它的科学领域中有广泛的应用. 事实上, 目前使用的大多数计算机语言和数学理论都是一阶理论.如前所述, 一阶理论的第一个部分是它的语言. 我们把一阶理论的语言称为一阶语言. 如同其它的形式语言一样, 一阶语言应包括一个符号表和一些能使我们把公式和其它表达式区分开的语法规则.首先, 我们定义一阶语言的符号表, 它由三类功能不同的符号组成. 它们是:a) 变元x,y,z,...;b) n元函数符号f,g,..., 及n元谓词符号p,q,...;c) 联结词符号和量词符号⌝,∨和∃.为了今后的方便, 我们假定一阶语言的变元是按一定顺序排列的, 并且我们把这种排列顺序称为字母顺序. 我们称0 元函数符号是常元符号. 注意: 一个任给的一阶理论并没有要求必须有函数符号: 一个一阶理论可能没有函数符号, 可能有有穷多个函数符号, 也可能有无穷多的函数符号. 我们要求任何一阶理论必须包括一个二元谓词符号, 并用"=" 来表示它. 和函数符号一样, 一个给定的一阶语言可能有有穷或无穷多个(甚至没有) 其它的谓词符号. 函数符号和除=外的谓词符号称为非逻辑符号, 而其它的符号称为逻辑符号.在定义公式之前, 我们必须先定义"项":(1.1) 定义在一阶语言中, 项是由下述广义递归方式定义的:a) 变元是项;b) 如果u1 ,...,u n 是项, f是n元函数符号, 则fu1 ...u n 是项.然后, 我们定义公式如下:(1.2) 定义在一阶语言中, 公式是由下述广义递归方式定义的:a) 如果u1 ,...,u n 是项, p是n元谓词符号, 则pu1 ...u n 是(原子) 公式,b) 如果u,v 是公式, x 是变元, 则⌝u, ∨uv 和∃xu是公式.如前所述, 相应于公式的定义, 我们有一种广义归纳的证明方法. 我们将把这种证明方法称为施归纳于长度. 有时我们还用施归纳于高度的证明方法, 而所谓的高度是公式中含有⌝,∨,和∃的数量.如果一个表达式b包括另一个表达式a, 则称第二个表达式a在第一个表达式b中出现, 即如果u,v,w 是表达式, 则v在uvw 中出现. 这里, 我们不仅要求a的符号都包括在b中, 而且要求这些符号的排列顺序和a一样并且中间不插有任何其它的符号. 我们把b包括a的次数称为a在b中出现的次数.接下来, 我们要讨论关于一阶语言的一些性质. 这种讨论不仅可以使我们加深对一阶语言的认识, 同时还能帮助我们理解其它的形式系统. 首先要考虑的是唯一可读性问题, 也就是说, 我们将要证明一阶语言中的任何公式不可能有不同的形式. 这一性质说明一阶语言在结构上是不会产生二义性的. 为了简化书写, 我们把公式和项统称为合式表达式. 于是, 根据定义可以知道所有的合式表达式都具有uv1 ...v n 的形式, 其中u 是n 元(函数或谓词) 符号, v1 ,...,v n 是合式表达式.我们说两个表达式u和v是可比较的, 如果存在一个表达式w (w 可以是空表达式) 使u=vw. 显然, 如果uv和u'v'是可比较的, 则u 和u'是可比较的; 如果uv和uv' 是可比较的, 则v 和v'是可比较的.3(1.3) 引理如果u1 ,...,u n ,u'1 ,...,u'n 是合式表达式(u1 和u'1 都不是空表达式), 而且u1 ...u n 和u'1 ...u'n 是可比较的,则对于一切i=1,...,n, u i =u'i .证明施归纳于u1 ...u n 的长度k.如果k=1, 则u1 ...u n 只有一个符号. 所以, n=1. 于是u1 ...u n =u1 且u'1 ...u'n =u'1 . 由于u1 和u'1 都是合式表达式, 它们只可能是变元或常元符号. 由于它们是可比较的, 所以u1 =u'1 .假定当k〈m时引理成立, 并设k=m.由于u1 是合式表达式, 我们可以把它写成vv1 ...v s , 其中v 是s 元符号, v1 ,...,v s 是合式表达式. 由上, u'1 和u1 是可比较的, v 也是u'1 的第一个符号. 于是, 由于u'1 是合式表达式, 它具有vv'1 ...v's 的形式. 由上所述的性质, v1 ...v s 和v'1 ...v's 是可比较的. 由于|v1 ...v s |<|u1 |≤|u1 ...u n |, 根据归纳假设, 对于一切j=1,...,s, v j =v'j , 所以, u1 =u'1 . 由此而得, u2 ...u n 和u'2 ...u'n 是可比较的, 且|u2 ...u n |<|u1 ...u n |, 所以, 由归纳假设, 对于一切i=2,...,n, u i =u'i .于是, 引理得证#(1.4) 唯一可读性定理每一个合式表达只能以唯一的方式写成uv1 ...v n 的形式, 其中, u 是n 元符号, v1 ,...,v n 是合式表达式.证明设w,w'是同一个合式表达式书写形式, 我们必须证明它们的结构是相同的. 首先, 它们必须都有相同的第一个符号,这样, u和n就唯一确定了, 从而, w=uv1...v n 且w'=uv'1...v'n, 其中v i ,v'j 是合式表达式(i,j=1,...,n). 我们还需证明对一切i=1,...,n, v i=v'i. 因为w 和w'是同一个表达式, 因而是可比较的. 于是, 根据引理(1.3), 对于一切i=1,...,n, v i=v'i #下面的定理说明如果一个合式表达式不可能由两个(或更多) 合式表达式的某些部分组成.(1.5) 引理合式表达式u中的任何符号w都是u中某一合式表达式的第一个符号.证明施归纳于u的长度k. 如果k=1, 则u是变元或常元符号. 于是任何在u中出现的符号就是u本身, 从而引理成立.假定当k<m时引理成立, 并设k=m.设u 是vv1 ...v n , 其中v是n元符号, v1 ,...,v n 是合式表达式. 如果w是v, 则它是u的第一个符号. 否则, 存在i=1,...,n, 使w 在v i 中出现. 由于|v i |<|u|, 根据归纳假设, w 是v i 中的某一合式表达式的第一个符号, 当然也是u中的某一合式表达式的第一个符号. 证完. #(1.6) 出现定理设u是n元符号, v1 ,...,v n 是合式表达式. 如果一个合式表达式v在uv1 ...v n 出现, 而且v不是整个uv1 ...v n , 则v在某一v i 出现.证明如果v的第一个符号就是定理中的u, 则v=uv'1 ...v'n , 其中v'1 ,...,v'n 是合式表达式, 且由定理条件, u和v是可比较的. 于是根据引理(1.3), 对于一切i=1,...,n, v i =v'i , 即v=uv1 ...v n . 矛盾.现假定v的第一个符号在某一v i 中出现. 根据引理(1.5), 该符号是某一合式表达式v'的第一个符号. 显然, v和v'是可比较的, 因而由引理(1.3), v=v', 即v在v i 中出现.4#为了方便起见, 我们今后将用大写字母A,B,...表示公式, 用f,g,...表示函数符号, 用p,q,...表示谓词符号, 用x,y,...表示变元, 用a,b,...表示常元符号.现在我们定义两类性质不同的变元, 即自由变元和约束变元.(1.7) 定义a) 如果x 在原子公式中出现, 则x是自由变元;b) 如果x是A 和B 中的自由变元, 且y 不是x, 则x 是⌝A, ∨AB和∃yA中的自由变元.a') x 是∃xA中的约束变元;b') 如果x是A 或B 中的约束变元, 则x 是⌝A, ∨AB和∃yA中的约束变元.注意: x可以在A 中既是自由变元又是约束变元.我们将用u[x/a]表示在表达式u 中将所有的自由变元x换成项a而得的表达式. 设A 是公式, 在很多情况下, A[x/a]关于a 所表示的含义与A 关于x所表示的含义是一样的, 但并非总是如此. 例如, 若A 是∃y=x2y, 而a 是y+1, 则A 是说x 是偶数, 但A[x/a]却不是说y+1是偶数. 这表明并非所有的代入都会保持原有的含义. 于是我们有下述定义:(1.8) 定义 a 被称为是在A 中可代入x的, 如果i) 如果A是原子公式，则a 是在A中可代入x 的；ii) 如果a 在B中可代入x 且对于a 中的任何变元y, ∃yB不含有自由变元x，则a 是在∃yB中可代入x 的；iii) 如果a 在A, B中可代入x, 则a 在⌝A和A∨B中是可代入x 的.今后, 当使用A[x/a] 时, 我们总是假定a是在A 中可代入x的. 类似地, 我们将用u[x1/ a1 ,...,x n/ a n ]表示在表达式u 中将所有的自由变元x1 ,...,x n 分别换成项a1 ,...,a n 而得的表达式, 同时还假定它们都是可代入的.在我们的一阶语言定义中项和公式的写法对于证明和理论分析比较方便, 但和通常的阅读方式不一致. 为了克服这一弱点, 我们引进一些定义符号:(A∨B) 定义为∨AB; (A→B) 定义为(⌝A∨B); (A&B) 定义为⌝(A→⌝B);(A↔B) 定义为((A→B)&(B→A)); ∀xA 定义为⌝∃x⌝A.注意: 定义符号只是为了方便而引进的记号, 它们不是语言中的符号. 当我们计算公式的长度时, 必须把它们换成原来的符号. 同样, 当用施归纳于长度或高度进行证明时也不能把它们作为符号来处理. 今后, 我们将在展示公式时用定义符号, 而在证明时用定义(1.1) 和(1.2).我们称:⌝A 为 A 的否定; A∨B 为 A 和B 的析取(A 或者B); A&B 为 A 和B 的合取(A并且B);A→B 为 A 蕴含B; A↔B 为A等价于B; ∃xA 为关于x的存在量词(存在x 使得A);∀xA 为关于x的全称量词(对一切x 使得A).作业:1) 施归纳于长度证明如果u是公式(项), x 是变元, a是项, 则u[x/a]是公式(项).2) 证明如果uv和vv'是合式表达式, 则v和v'中必有一个是空表达式.一阶理论的逻辑公理和规则形式系统的公理和规则可以分为两类: 逻辑公理和逻辑规则, 非逻辑公理和非逻辑规则. 逻辑公理和逻辑规则指的是那些所有形式系统都有的公理, 而非逻辑公理和非逻辑规则仅在5某些特定的形式系统中才有. 但是, 当形式系统足够丰富时,我们并不需要非逻辑规则. 假定在一个形式系统F 中有一条非逻辑规则使我们可以由B1 ,...,B n 推导出A, 只要F 有足够多的逻辑规则, 我们只需要在F 中加进一条公理B1 →...→B n →A (这里, B1 →...→B n →A表示B1 →(...→(B n →A)...).)就不再需要那条非逻辑规则了. 因此, 我们今后假定我们的形式系统中没有非逻辑规则. 今后我们将把逻辑规则简称为规则. 由于我们仅对形式系统进行一般讨论, 我们的兴趣主要是那些逻辑公理和规则.下面是逻辑公理:1) 命题公理: ⌝A∨A;2) 代入公理: A[x/a]→∃xA;3) 恒等公理: x=x;4) 等式公理: x1 =y1 →...→x n =y n →fx1 ...x n =fy1 ...y n ;或x1 =y1 →...→x n =y n →px1 ...x n →py1 ...y n .注意: 以上并不是仅有四条公理, 而是四类公理. 如命题公理并非一条公理, 而是对于任何公式A 我们有一条命题公理. 所以, 以上的公理实际上是公理模式.以下是规则:1) 扩展规则: 如果A, 则B∨A;2) 收缩规则: 如果A∨A, 则A;3) 结合规则: 如果A∨(B∨C), 则(A∨B)∨C;4) 切割规则: 如果A∨B且⌝A∨C, 则B∨C;5) ∃-引入规则: 如果A→B且x 不是B 中的自由变元, 则∃xA→B.如同上面的公理, 这些规则也不是五条规则, 而是五个规则模式.现在, 我们定义一阶理论如下:(1.9) 定义一个一阶理论T (简称理论T)是具有如下特征的形式系统:1) T 的语言L(T)是一阶语言;2) T 的公理是以上列出的四组公理和一些其它的非逻辑公理;3) T 的规则是以上列出的五组规则.由于一阶理论的逻辑符号, 逻辑公理和规则已经确定, 一阶理论之间的区别在于它们的非逻辑符号和非逻辑公理. 因此, 当我们希望讨论某一具体的一阶理论时只需要把它的非逻辑符号和非逻辑公理指明就行了.例.1) 数论NN 的非逻辑符号为: 常元0, 一元函数符号S, 二元函数符号+和*, 和二元谓词符号<. N 的非逻辑公理为:N1 Sx≠0; N2 Sx=Sy→x=y; N3 x+0=x; N4 x+Sy=S(x+y); N5 x*0=0;N6 x*Sy=(x*y)+x; N7 ⌝(x<0); N8 x<Sy↔x<y∨x=y; N9 x<y∨x=y∨y<x.2) 群GG 只有一个非逻辑符号, 即二元函数符号*. G 的非逻辑公理为:G1 (x*y)*z=x*(y*z); G2 ∃x(∀y(x*y=y)&∀y∃z(z*y=x)).根据我们在第一节所述, 一阶理论T 的定理可以定义为:1) 每一条命题公理, 代入公理, 恒等公理, 等式公理和非逻辑公理是定理;2) 如果A 是定理, 则A∨B是定理;3) 如果A∨A是定理, 则A 是定理;64) 如果A∨(B∨C) 是定理, 则(A∨B)∨C 是定理;5) 如果A∨B和⌝A∨C是定理, 则B∨C是定理;6) 如果A→B是定理且x 不是B 中的自由变元, 则∃xA→B是定理.与此对应, 我们可以用如下广义归纳法证明一阶理论T 中的定理都具有某一性质P:1) 每一条命题公理, 代入公理, 恒等公理, 等式公理和非逻辑公理具有性质P;2) 如果A 具有性质P, 则A∨B具有性质P;3) 如果A∨A具有性质P, 则A 具有性质P;4) 如果A∨(B∨C) 具有性质P, 则(A∨B)∨C 具有性质P;5) 如果A∨B和⌝A∨C具有性质P, 则B∨C具有性质P;6) 如果A→B具有性质P且x 不是B 中的自由变元, 则∃xA→B具有性质P.下面我们证明一阶理论的逻辑公理是相互独立的.(1.10) 定理一阶理论的逻辑公理和规则是互相独立的.证明当我们希望证明某一命题A 是独立于某个命题集Γ和规则集Δ时, 我们需要找到一个性质P 使A 不具有性质P, 而Γ中的每一命题具有性质P 且Δ中的每一规则保持性质P (即如果该规则的前提具有性质P, 则其结论具有性质P); 当我们希望证明某一规则R 是独立于Γ和Δ时, 我们需要找到一个性质P 使R 不保持性质P, 而Γ中的每一命题具有性质P 且Δ中的每一规则保持性质P. 这样就可以断言: 在由Γ为其公理集, Δ为其规则集的形式系统中, 每一定理都具有性质P. 由于A不具有性质P (或R 不保持性质P), 所以, A (或R)是不可能由Γ和Δ来证明的. 这样, A(或R)就独立于Γ和Δ了. 我们将根据这个思想来证明本定理.1) 对于命题公理. 定义f 如下:f(A)=T 若 A 是原子公式; f(⌝A)=F; f(A∨B)=f(B); f(∃xA)=T.可以证明: f(⌝⌝(x=x)∨⌝(x=x))=F, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=T.2) 对于代入公理. 定义f 如下:f(A)=1 若A 是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1;f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=0.可以证明: f((x=x)→∃x(x=x))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.3) 对于恒等公理. 定义f 如下:f(A)=0 若A是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1; f(A∨B)=max{f(A)},f(B); f(∃xA)=f(A).可以证明: f((x=x))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.4) 对于等式公理. 首先在L(T)中加进常元e1 ,e2 和e3 而得L'. 然后定义f 如下:f(e i =e j )=1 iff i≤j; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1; f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=T iff 存在i 使f(A[x/e i ])=T .可以证明: f((x=y→x=z→x=x→y=z))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A[x/e i ])=1, 其中, x是A 中的自由变元.5) 对于扩展规则. 定义f 如下:f(A)=1 若 A 是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, 否则, f(A)=0; f(A∨B)=1 如果f(A)=f(⌝B), 否则f(A∨B)=0; f(∃xA)=f(A).可以证明: f((x=x∨(⌝(x=x)∨x=x)))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.6) 对于收缩规则. 定义f 如下:7f(A)=T 若 A 是原子公式; f(⌝A)=f(∃xA)=F; f(A∨B)=T.可以证明: f(⌝⌝(x=x))=F, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=T.7) 对于结合规则. 定义f 如下:f(A)=0 若 A 是原子公式; f(⌝A)=1-f(A); f(A∨B)=f(A)*f(B)*(1-f(A)-f(B)); f(∃xA)=f(A).可以证明: f(⌝(⌝(x=x)∨⌝(x=x)))>0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=0.8) 对于切割规则. 定义f 如下:f(A)=1 若 A 是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0或A是原子公式, 否则f(⌝A)=0; f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=f(A).可以证明: f(⌝⌝(x=x)))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.9) 对于E-引入规则. 定义f 如下:f(A)=1 若A是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1; f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=T.可以证明: f(∃y⌝(x=x)→⌝(x=x))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.结构和模型现在我们讨论一阶理论的语义部分. 为此我们先引进一些集论的记号: 集合或类是把一些我们想要研究的对象汇集在一起, 从而我们可以把它看作是一个整体. 如果A 和B 是集合, 一个由A 到B 的映射 F (记作F: A→B)是一个A 和B 之间的对应, 在这个对应中A 中的每一个元素a 都对应着一个唯一的B中元素 b (称为F在a 上的值, 记作F(b) ). 我们把n个A 中元素按一定顺序排列而得的序列称为A 的一个n 元组, 并用(a1,...,a n )表示由A 中元素a1,...,a n 按此顺序排列的n 元组. 把由A 的所有n 元组成的集合记为A n, 然后把由A n 到B的映射称为由A 到B 的n元函数. 我们把A n 的子集称为A 上的n 元谓词. 如果P是A 上的n 元谓词, 则P(a1 ,...,a n )表示(a1 ,...,a n )∈P.真值函数根据我们对公式和项的定义, 我们可以先用函数符号和谓词符号以及变元构造一些简单的公式, 然后用联结词得到比较复杂的公式, 如"A 并且B" 等等. 我们用符号"&" 表示"并且", 即若A 和B 是公式, "A&B" 表示"A 和B同时成立".于是一个很自然的问题是怎样知道A&B 的真假? 这里, A&B 的一个很重要的特征是: 只需要知道A 和B 的真假就能确定A&B 的真假, 而不必知道A 和B 的具体含义. 为了表示这一特征, 我们引进真值. 真值是两个不同的字母T 和F, 而且当公式A 为真时, 我们用T 表示其真值; 当公式A 为假时, 我们用F 表示其真值. 于是, A&B 的真值就由A 和B 的真值确定了.有了真值的概念, 我们就可以定义真值函数了. 所谓的真值函数是由真值集T,F 到真值集T,F 的函数. 由此, 我们可以把以上的讨论叙述为: 存在二元真值函数H& 使得: 若a 和b 分别是A 和B 的真值, 则H& (a,b) 是A&B 的真值. 我们定义H& 为:H& (T,T)=T, H& (T,F)=H& (F,T)=H& (F,F)=F.我们用"∨" 表示"或者", 并定义H∨如下:8H∨(F,F)=F, H∨(T,F)=H∨(F,T)=H∨(T,T)=T.于是当a 和b 分别是A 和B 的真值时, H∨(a,b)就是A∨B的真值.我们用"→" 表示"如果...则...", 并定义H→如下:H→(T,F)=F, H→(F,F)=H→(F,T)=H→(T,T)=T.于是当a 和b 分别是A 和B 的真值时, H→(a,b)就是A→B的真值.我们用"↔" 表示"当且仅当", 并定义H↔如下:H↔(F,T)=H↔(T,F)=F, H↔(F,F)=H↔(T,T)=T.于是当a 和b 分别是A 和B 的真值时, H↔(a,b)就是A↔B的真值.我们用"⌝" 表示"非", 并定义H⌝如下:H⌝(F)=T, H⌝(T)=F.于是当a 是A 的真值时, H⌝(a)就是⌝A的真值.容易证明, &,→, 和↔可由⌝和∨定义. 事实上所有的真值函数都可以由⌝和∨定义.作业1. 证明: 任何真值函数f(a1 ,...,a n )都可以由H⌝和H∨定义.2. 设H d , H s 是真值函数, 其定义为:H d (a,b)=T 当且仅当a=b=F; H s (a,b)=F 当且仅当a=b=T.证明: 任何真值函数f(a1 ,...,a n )都可以由H d (或H s )定义.结构现在我们讨论一阶语言的语义部分(称为它的结构). 所谓一个语言的语义, 当然是表示该语言中所指称的对象范围和每一个词和句子所表达的含义. 一阶语言的语义也是如此. 如前定义, 一阶语言中的符号有函数符号和谓词符号, 这些都应在它的语义中有具体的含义. 把这些组合起来, 我们就可以得到如下定义:(1.11) 定义称三元组M=〈|M|,F,P〉是一个结构，如果:1) |M|是一个非空集合，它称为是L 的论域, |M| 中的元素称为是M 的个体;2) F是|M|上的函数集合;3) P是|M|上的谓词集合.定义设L是一阶语言，M是一个结构。
数理逻辑总结
数理逻辑总结数理逻辑总结一、概念数理逻辑（mathematical logic）是一门根据数学的思维模式和方法在表述语言和推理思维上进行分析和作用的逻辑学课程。
它是一门用来研究和分析与计算机科学有关的严谨思维和验证的逻辑学科。
数理逻辑从宏观意义上讲，是指用符号抽象的方法来描述，定义，表示和理解各种基础数学系统的知识，以及这些系统中定理的证明等。
二、历史数理逻辑（mathematical logic）由古典逻辑演化而来，它最早由古希腊的哲学家亚里士多德（Aristotle）创立，但是由于他的古典逻辑只涉及到了辩论中的质问和概括推理，并未涉及到像数学中的严谨性，所以不能科学地处理逻辑问题。
直到二十世纪中期，数理逻辑才发展到其现在的状态。
首先，德国数学家彼得拉多斯（Petr Lusitr）提出了系统性的作为符号逻辑学的主要著作被称为《符号逻辑学》。
随后，德国数学家卡尔·贝尔（Carl Brel）提出了一种新的逻辑秩序，用以把命题逻辑系统中的各个命题放置于命题结构之中，称为贝尔结构，他也提出了用来支持贝尔结构的证明系统。
在二十世纪五十年代，英国数学家霍华德·劳夫（Howard Lawford）引入了前言逻辑系统，并从多种角度改进了古典逻辑，使其变成一种非常完善的数学系统。
三、特点数理逻辑有它独特的特点，其一是抽象性。
数理逻辑采用抽象方法，把问题表达为一系列标准的符号，然后用逻辑证明的方法求解。
抽象的好处是可以把问题简化，可以有效地发现和解决复杂的问题。
其次，数理逻辑有其严谨性。
数理逻辑用符号语言来描述和表达问题，采用公理-定理的方法证明结果，使得结果更加准确可靠。
最后，它有其实用性。
数理逻辑可以被看作是一种被证明准确可靠的结构性思维规范，它可以用于描述，定义，表示，理解多种数学系统，以及证明系统中的定理，实际上也被广泛应用于计算机科学领域，极大地推动了计算机技术的发展。
四、应用数理逻辑在计算机科学中有着重要的应用。
数理逻辑(Mathematical Logic)
数理逻辑（MathematicalLogic）数理逻辑(Mathematical logic)是用数学方法研究诸如推理的有效性、证明的真实性、数学的真理性和计算的可行性等这类现象中的逻辑问题的一门学问。
其研究对象是对证明和计算这两个直观概念进行符号化以后的形式系统。
数理逻辑是数学基础的一个不可缺少的组成部分。
数理逻辑的研究范围是逻辑中可被数学模式化的部分。
以前称为符号逻辑（相对于哲学逻辑），又称元数学，后者的使用现已局限于证明论的某些方面。
历史背景“数理逻辑”的名称由皮亚诺首先给出，又称为符号逻辑。
数理逻辑在本质上依然是亚里士多德的逻辑学，但从记号学的观点来讲，它是用抽象代数来记述的。
某些哲学倾向浓厚的数学家对用符号或代数方法来处理形式逻辑作过一些尝试，比如说莱布尼兹和朗伯（Johann Heinrich Lambert）；但他们的工作鲜为人知，后继无人。
直到19世纪中叶，乔治·布尔和其后的奥古斯都·德·摩根才提出了一种处理逻辑问题的系统性的数学方法（当然不是定量性的）。
亚里士多德以来的传统逻辑得到改革和完成，由此也得到了研究数学基本概念的合适工具。
虽然这并不意味着1900年至1925年间的有关数学基础的争论已有了定论，但这“新”逻辑在很大程度上澄清了有关数学的哲学问题。
在整个20世纪里，逻辑中的大量工作已经集中于逻辑系统的形式化以及在研究逻辑系统的完全性和协调性的问题上。
本身这种逻辑系统的形式化的研究就是采用数学逻辑的方法.传统的逻辑研究（参见逻辑论题列表）较偏重于“论证的形式”，而当代数理逻辑的态度也许可以被总结为对于内容的组合研究。
它同时包括“语法”（例如，从一形式语言把一个文字串传送给一编译器程序，从而转写为机器指令）和“语义”（在模型论中构造特定模型或全部模型的集合）。
数理逻辑的重要著作有戈特洛布·弗雷格（Gottlob Frege）的《概念文字》（Begriffsschrift）、伯特兰·罗素的《数学原理》（Principia Mathematica）等。
数理逻辑PPT课件
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数理逻辑
正如著名的计算机软件大师 戴克斯特拉 (E.W.Dijkstra)曾经说过：我 现在年纪大了，搞了这么多年软件，错误 不知犯了多少，现在觉悟了。我想，假如 我早在数理逻辑上好好下点功夫的话，我 就不会犯这么多错误。不少东西逻辑学家 早就说过了，可是我不知道。要是我能年 轻20岁的话，我就会回去学逻辑。
P∧Q的真值为真，当且 T T T
仅当P和Q的真值均为真。
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命题逻辑
• 或者“∨”（析取）
表示“或者”，“或者”有二义性，看下面 两个例子：
例1. 灯泡或者线路有故障。 例2. 第一节课上数学或者上英语。
例1中的或者是可兼取的或。即或者“∨”
例2中的或者是不可兼取的或，也称之为异或、 排斥或。即“ ”.
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命题逻辑
P：灯泡有故障。 Q：线路有故障。 例1中的复合命题可 表示为：P∨Q，读 成P或者Q，P∨Q的 真值为F，当且仅当 P与Q均为F。
P Q P∨Q FF F FT T TF T
TT T
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命题逻辑
P：第一节上数学。
Q：第一节上英语。
P Q P Q
例2中的复合命题
可写成P Q，读 成P异或Q。
P Q的真值为F，
FF F FT T TF T
TT F
当且仅当P与Q的真值相同。
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命题逻辑
• 蕴含(条件)“”
表示“如果… 则 …”，“当...则...”,“若... 那么...”，“假如...那么...”
例如： P表示：缺少水分。
Q表示：植物会死亡。
PQ：如果缺少水分，植物就会死亡。
PQ：也称之为蕴含式，读成“如果P则
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第四章命题演算的一致性﹑完全性与公理的独立性4.1 命题演算的一致性和完全性*命题演算是一公理系统. 公理系统的作用在于, 从一些公理和推演规则出发, 把某一范围的真命题推演出来.*一方面我们希望, 从它能推演出较多的真命题, 希望能够完全, 能够把某一范围里的真命题完全推演出来.*另一方面, 我们也要求, 从它不能推演出我们所不要的东西, 特别是逻辑矛盾.这是所谓的完全性和一致性问题. 是否完全和是否一致, 是公理系统的两个重要问题.*推演和证明: 推演一词含义较广, 而证明一词含义较狭. 在第三章里, 我们引入了一些推演规则, 在 3.7节也定义了什么是证明. 一般说来, 推演的前提可以是任何公式或任何命题(如3.10节), 证明的根据则是一公理系统的公理(如:3.6―3.9节). 只有从公理可推演的公式或命题才是可证的, 才是定理.一. 命题演算的一致性*一个理论里如果存在逻辑矛盾, 这个理论就是不正确的. 无矛盾性, 也就是一致性, 是公理系统首先要满足的条件. 1. 一致性的几种定义:(1) 一致性的古典定义: 一个公理系统是一致的, 当且仅当, 不存在任何公式A, A和┐A都在这系统里可证.(2) 一致性的语义定义: 一个公理系统是一致的, 当且仅当,在这系统里可证的公式都是真的.*由于A和┐A不能同真, 故该系统没有逻辑矛盾.(3) 一致性的语法定义: 一个公理系统是一致的, 当且仅当, 并非任一合式公式都在这系统里可证.*如果任一公式都在系统里可证, 当然A和┐A也都在系统里可证, 因之系统按古典意义是不一致的.2. 一致性定理一致性定理一: 命题演算是语义一致的. 命题演算的定理都是重言式.证明的主要论证是:(1) 命题演算的公理都是重言式.(2) 应用命题演算的推演规则, 从重言式只能得到重言式.因之可得结论: 命题演算的定理都是重言式.逐步说明如下:(1) 命题演算的公理都是重言式.由3.3节的真值表可证4个公理都是重言式.(2) 命题演算共有三个推演规则: 代入, 分离和定义置换. 现分别加以说明.(甲) 应用代入规则, 从重言式只能得到重言式.设φ(p)为一重言式, 其中含有命题变项p. 由于φ(p)为重言式, 故不论p取值真或假, φ(p)皆为真. 真值表如下: p φ(p)0 11 1再设A为任一公式, 根据代入规则, 以A代入p后得φ(A), 而φ不变. 由于不论A如何复杂, 其值不外乎真或假, 而φ(p)是重言式, 因之, φ(A)的值都是真的. 真值表如下:A φ(A)0 11 1可以看出, φ(A)也是一重言式.(乙) 应用分离规则, 从重言式只能得到重言式.设A和A→B皆为重言式, 则它们的值常真, 在→的真值表中A B A→B0 0 10 1 11 0 01 1 1只有在第4种情况下, A和A→B同时为真, 而在这情况下, B 也为真. 如果A和A→B为重言式, 则它们的值常真, 那么B 的值也必为常真. 因之, B也是重言式.(丙) 应用定义置换规则, 从重言式只能得到重言式.由2.1节例2.4的真值表(5), (6)及德•摩根律(自己验证), 可知定义A∧B⇔┐(┐A∨┐B), A→B⇔┐A∨B,A↔B⇔(A→B)∧(B→A)的左右两方真值相同. 置换不改变真值, 置换后所得的公式和原公式真值也相同. 所以, 如原公式为重言式, 置换后的结果还是一个重言式.根据以上结果, 可知命题演算的定理都是重言式.一致性定理二: 命题演算是语法一致的. 并非任一公式都是命题演算的定理.证明: 既然一切定理都是重言式, 那么, 非重言式, 例如:p∨q 就不是定理.一致性定理三: 命题演算在古典意义下是一致的. 对于任一公式A, A和┐A不能都是命题演算的定理.证明: 对任一公式A, 有时A和┐A都不是重言式, 例如:┐p∨q和┐(┐p∨q). 则A和┐A都不是命题演算的定理. 若A是重言式, 则┐A为矛盾式, 因而不是重言式, 则A是定理, 而┐A不是定理. 因而, 命题演算是古典意义下一致的.二. 命题演算的完全性*关于公理系统的另一个重要问题是, 它能不能包括某一范围里的一切真命题, 是不是完全的. 虽然有些公理系统是完全的, 很多公理系统却是不完全的. 但是即使不完全, 公理化方法和公理系统仍然是数学科学的有力工具, 有重要的价值.1. 完全性的几种定义:(1) 完全性的语义定义: 一公理系统是完全的, 当且仅当, 一切属于某一特定范围内的真命题都是在这系统里可证的. (2) 完全性的语法定义: 一公理系统是完全的, 当且仅当, 如果把一个推演不出的公式作为公理, 其结果, 所得的系统就是不一致的.(3) 完全性的古典定义: 一公理系统是完全的, 当且仅当, 对任一合式公式A而言, 或者A是可证的, 或者┐A是可证的. *这种意义下的完全性是针对着某种公理系统而言的, 在这种系统里, 合式公式中没有自由变项. 命题演算不是这种公理系数. 在这种意义下, 命题演算不是完全的. 例如:┐p∨q 和┐(┐p∨q) 都在命题演算中不可证.2. 完全性定理完全性定理一: 命题演算在语义意义下是完全的. 一切重言式在命题演算里都是可证的.证明: 设A为一重言式.A有一合取范式. 设A的合取范式为B, B也是一重言式, 并且B为B1∧B2∧…∧B nB i (1≤i≤n)是简单析取, B i必是重言式.因之, 每一B i里必有一变项π, 并且π和┐π都作为B i的支命题出现. 每一B i都具有形式π∨┐π∨C .由定理4, p∨┐p可证, 再由附加规则, p∨┐p∨q 可证.所以, 由代入规则可知, 每一B i都可证.根据定理├p→(q→p∧q), B1∧B2∧…∧B n可证. 所以, B可证.B是A的范式, 是从A根据置换规则得到的. 如果B可证, 则A也可证.可见, 如A是重言式, 则A可证.凡重言式皆可证, 故命题演算是完全的.*这个完全性定理也提供了一个有效的证明方法.完全性定理二: 命题演算在语法意义下是完全的. 如果把一不可证的公式作为公理, 其结果将是不一致的.证明: 设A在命题演算里不可证.因凡重言式皆可证, 所以A不是重言式.设B为A的合取范式, 则B不是重言式.设B = B1∧B2∧…∧B n , 则有一B i (1≤i≤n), B i不是重言式. 所以, 在B i里, 不可能有一变项π, π和┐π都作为B i 的支命题出现. B i的支命题中, 虽然有些是否定的, 有些是肯定的, 但是命题变项不相同. 例如: p∨┐q∨┐r∨s .假若把A作为公理, 因B是A的范式, 则B可证. 所以, 根据定理├p∧q→p, B i可证.如以p代入B i中的肯定支命题, 以┐p代入B i中前面带有否定符的命题变项, 例如: 在p∨┐q∨┐r∨s中进行这样的代入, 则可得p∨┐┐p∨┐┐p∨p销去双重否定, 则得一命题变项的析取, 例如:p∨p∨p∨p所以, 如果B i可证, 则p∨p∨…∨p可证.根据公理1, ├p∨p→p, 则p可证.如p可证, 则p为一定理. 即├p . 如果A代入p, 可得├A. 如再用┐A代入p, 又可得├┐A . 如p可证, 则A 和┐A皆可证. 这是逻辑矛盾.所以, 如将一不可证的公式作为公理, 则将导致逻辑矛盾. 可见命题演算具有语法意义下的完全性.4.2 公理的独立性1. 独立性的意义: 一公式集合M是独立的, 如果M中的任一公式A都不能根据给定的推演规则从M中其它公式推演出来.*对于一公理系统的诸公理, 我们希望它们是独立的. 作为出发点的诸公理最好是缺一不可, 任何一个公理都不能从其它公理推演出来.*独立性和一致性不同, 和完全性也有所不同, 一公理系统的诸公理, 其中即使有不独立的, 也不能算是很大的缺点. 2. 算术解释方法:为了证明独立性, 我们通常采用一种算术解释方法. 以下先说明什么是算术解释方法及其可以作独立性证明的理由.设给定一公式集合{A1, A2, A3, A4}和两个推演规则R1和R2. 求证: 根据R1和R2, A4对于{A1, A2, A3}是独立的.我们先从反面着想, 假若A4不独立, 它可以从{A1, A2, A3}根据R1和R2推出. 那么, 下面的断定必然成立: 对于任一性质φ而言, 如果(1) A1, A2, A3都有性质φ,(2) 应用R1和R2, 从有性质φ的公式只能得到有性质φ的公式, 那么,(3) A4必有性质φ.根据以下断定, 假若存在着一性质φ, 并且(1) A1, A2, A3都有性质φ,(2) 应用R1和R2, 从有性质φ的公式只能得到有性质φ的公式,但是(3) A4没有性质φ.那么, 这样一个φ的存在就充分说明了, 应用R1和R2从{A1, A2, A3}不可能推演出A4, A4是独立的.采用解释方法要求我们能够发现一种解释, 这种解释与A1, A2, A3, A4以及R1和R2里的符号以特定的意义, 从而产生独立性证明所需要的性质φ.由于通常采用的解释是赋予变项和公式以数值, 所以这种方法被称为算术解释方法.3. 独立性证明:(一) 独立性证明一: 命题演算的公理1不能从公理2, 3, 4用推演规则推演出来.算术解释: 给予命题演算的原始符号如下解释.(1) 命题变项p, q, r, s, p1, …等可以有三个值: 0, 1, 2 .(2) 初始联结词的数值表如下:A ┐A AB A∨B0 1 0 0 01 0 0 1 02 2 0 2 01 0 01 1 11 2 22 0 02 1 22 2 0根据这种解释, 可有以下结果:(1) 公理2, 3, 4的值常为0. 数值表从略.(2) 应用推演规则, 从数值常为0的公式只能得到数值常为0的公式. 关于代入和定义置换的说明如下.φ(p)中p被代以A,得φ(A). 无论A多复杂, 它只取值0, 1, 2, 相当于p取值0, 1, 2, φ(p)(公理2, 3, 4或它们的推论)取值始终为0, 故φ(A)取值常为0.定义置换也类似. 定义两边A B同时取值0或1或2.在φ(A)中用B置换A得φ(B), 由于在任一解释下B与A等值, 故φ(B)与φ(A)等值.以下证明分离规则:A B ┐A A→B(┐A∨B)0 0 1 00 1 1 10 2 1 21 0 0 01 1 0 01 2 0 02 0 2 02 1 2 22 2 2 0从表上可以看出, 当A和A→B的数值皆为0时, B的值也是0. 所以, 如A和A→B的值常为0, 则B的值也常为0. 应用分离规则, 从公理2, 3, 4只能得到其值常为0的公式.*此处的“数值常为0”,就是独立性证明所需要的性质φ.公理1如果不是独立的, 是可以推出的, 它的数值也必常为0. 但公理1的数值不常为0.(见下表).p p∨p ┐(p∨p) ┐(p∨p)∨p0 0 1 01 1 0 02 0 1 2可见公理1不能从其它公理推出.(二) 独立性证明二: 公理2不能从公理1, 3, 4用推演规则推出.算术解释:(1) 命题变项有四个值: 0, 1, 2, 3 .(2) ┐和∨的数值解释, 用等式表示为:(甲)┐0=1, ┐1=0, ┐2=3, ┐3=2 .(乙) 0∨0=0∨1=0∨2=0∨3=01∨1=1∨2=1∨3=12∨2=2∨3=23∨3=3交换律对∨适用.根据这种解释, 公理1, 3, 4的值常为0或2, 推演规则也传递“等于0或2”这性质, 但公理2并不常“等于0或2”. 当p取值2, q取值1时,p→p∨q的值为2→2∨1=┐2∨(2∨1)=3∨1=1 .所以公理2是独立的.(三)独立性证明三: 公理3不能从公理1, 2, 4用推演规则推出.此处算术解释是:(1) 命题变项有四个值: 0, 1, 2, 3 .(2) ┐和∨的数值解释, 用等式表示为:(甲) ┐0=1, ┐1=0, ┐2=0, ┐3=2(乙) 0∨0=0∨1=1∨0=0∨2=2∨0=0∨3=3∨0=01∨1=1,1∨2=2∨1=2,1∨3=3∨1=32∨3=0,3∨2=3,2∨2=2,3∨3=3根据这个解释, 公理1, 2, 4的值常为0, 推演规则传递“常为0”的性质. 但公理3的值不常为0.当p取值2, q取值3时, 公理3的值为3.(四) 独立性证明四: 公理4不能从公理1, 2, 3用推演规则推出.在此我们用以下的算术解释.(1) 命题变项有四个值: 0, 1, 2, 3 .(2) ┐和∨的数值解释为:(甲) ┐0=1, ┐1=0, ┐2=3, ┐3=0 .(乙) 0∨0=0∨1=1∨0=0∨2=2∨0=0∨3=3∨0=01∨1=1,1∨2=2∨1=2,1∨3=3∨1=32∨2=2,2∨3=3∨2=0,3∨3=3 .根据这个解释, 公理1, 2, 3以及从它们推演出来的公式, 其值都常为0, 而公理4的值不常为0. 当p取值2, q取值2,r取值2时, 公理4的值为2.作业:1. 在自然推理系统P中, 证明以下推理:今天下雨或明天后天都下雨, 明天不下雨或后天不下雨而今天下雨. 可以推出“今天下雨”.2. 在自然推理系统P中, 证明以下推理:如果李敏来通信工程学院, 若王军不生病, 则王军一定去看望李敏. 如果李敏出差到南京, 那么李敏一定来通信工程学院. 王军没有生病. 所以, 如果李敏出差到南京, 王军一定去看望李敏.3. 在自然推理系统P中, 证明以下推理:前提: B∧C, (B C)→(H∨G)结论: G∨H .4. 在自然推理系统P中, 证明以下推理:前提: P→Q, (┐Q∨R)∧┐R, ┐(┐P∧S)结论: ┐S .。