Úvod k přednášce Pokročilá matematická logika.
|
|
- Vratislav Horák
- před 5 lety
- Počet zobrazení:
Transkript
1 1 Úvod k přednášce Pokročilá matematická logika. I Matematická logika se zabývá všeobecnou problematiku platnosti tvrzení tak, že koncipuje logiky specifikací bazální syntaxe a sémantiky, formuluje fundamentální poznatky o nich a následně je metodicky rozvíjí a aplikuje. Dle charakteru specifikace se mluví o klasických a neklasických logikách. Bazální syntax je, obecně řečeno, tvořena symboly, výrazy nad nimi a vztahem odvoditelnostivýrazu ϕznějakémnožiny Φvýrazů;píšemepak Φ ϕaříkámetaké,že ϕjedokazatelné z Φ. Bazální sémantika je tvořena systémem interpretačních oborů(stručně modelů) pro symboly avýrazyavztahem =platnostivýrazu ϕvnějakémmodelu A;píšeme A = ϕ.když A = ϕ prokaždé ϕzφ,je Amodel Φapíšeme A = Φ.Pokud ϕplatívkaždémmodelumnožiny Φ, říkáme,že ϕplatíčijepravdivéve Φapíšeme Φ = ϕ.výrazyjsoupodlejistýchpravidelsestrojené sekvence symbolů(eventuálně nekonečné). Symboly jsou jednak logické(proměnné různých druhů, logické spojky,,& atd., =, kvantifikátory různých druhů, modální a temporální logické operátory atd.), jednak mimologické, dané nejčastěji jako nějaká signatura(též vokabulář), tj. soubor relačních a funkčních symbolů konečných četností. Symboly a výrazy tvoří jazyk uvažované logiky. Výrazy se nazývají formule, jisté z nich pak sentence, totiž ty, ve kterých je každý výskyt proměnné kvantifikovaný. Konečné sekvence sestavené korektně z funkčních symbolů a proměných se nazývají termy. V takto koncipované logice se pak všeobecně řečeno studují množiny Φ sentencí s ohledem na dokazatelnost, pravdivost a škálu jejich modelů, speciálně též co do algoritmičnosti zjištění dokazatelnosti a pravdivosti. Splývají-li vztahy a = na sentencích, říká se, že dedukce (uvažované logiky) je kompletní a také, že tato logika je kompletní. Pojem logického systému, představující jistou abstrakci nastíněných logik, dovoluje srovnávat různé logiky a dokázat níže ve II uvedenou zajímavou Lindströmovu větu o jisté výlučnosti predikátové logiky s rovností. Klasické logiky jsou výroková logika PL a predikátová logika s rovností, uváděná též jako logika prvého řádu FOL; v ní jde o úsudky o individuích, dovolující vyjádřit predikování, operování a kvantifikování individuí. Je dvouhodnotová co do počtu pravdivostních hodnot. Bazální syntax FOLobsahujepromměnné v 0,v 1,... symbolizujícíindividua,dálelogickéspojkynegacea implikace(adalšíjakozkratky),kvantifikátory ( )arovnost;proměnné v n častoznačíme x,y,z. Výrokovou logiku PL lze chápat jako fragment FOL o nulárních predikcích, zvaných prvovýroky (též výrokové proměnné); rovnost a kvantifikování je bezpředmětné. Mimologické symboly zadává signatura,tj.soubor Vtvaru R,...,F,... relačníchafunkčníchsymbolůkonečnýchčetností. Jsoudáledánymnožiny Tm V, Fm V, Sent V všech V-termů, V-formulí, V-sentencí,logickéaxiomy, pravidla dedukce(čili odvozování) a na jejich základě pojem důkazu a vztah odvozování(dokazatelnosti) V-formule ϕzγ Fm V,zapsanýjako Γ ϕ.dvojice T = V,Γ sγ Fm V se nazývá V-teorieaΓjsoujejímimologickéaxiomy; Γ ϕpakzapíšemejako T ϕařekneme,že ϕjeteorém T. Th T resp. Rf T značímnožinuvšechteorémůresp.vyvratitelnýchsentencíteorie T,tj.takových ϕ,že T ϕ.nezávislásentenceteorie T jetaková,kteránenívth T Rf T. Teorieje T bezesporná,když Th T Rf T = 0;jinakjesporná. V -teorie T extenze T,když V jeextenze VaTh T Th T ;extenze T jejednoduchá,je-li V = V.Je-li T extenze T anaopak, je TekvivalentnísT.Modelteorie Tje V-struktura A,vekterémplatívšechnyaxiomy,píšeme A = T,eventuálně A = Γ.Pravdiváformuleteorie T je V-formule ϕ,platícívevšechmodelech tétoteorie;píšeme T = ϕ,eventuálně Γ = ϕ.je-li T prázdná V-teorie,tj. T = V,,píšeme místo T ϕjen ϕnebopodrobněji V ϕapodobněs =.Dedukce FOLjekorektní,tj.platí: prokaždouteorii T ajejísentenci ϕje T ϕ T = ϕ.důležitýjedálepojmekompletníteorie T,značící,že T jebezespornáanemánezávislousentenci,čili Sent T = Th T Rf T disjunktně. Je-li A nějaká V-struktura, symbolem Th(A) se značí teorie struktury A, tj. V-teorie, jejímiž axiomy jsou všechny V-sentence platné v A. Dvě V-struktury A, B jsou elementárně ekvivalentní, píšeme A B,platí-livobouprávětytéž V-sentence;tonastáváprávěkdyž Th(A) = Th(B). Fundamentální poznatky FOL jsou zejména věta o kompletnosti, věta o kompaktnosti a věta Löwenheim-Skolemova. Přitom věta o kompletnosti je ekvivalentní větě o existenci modelu každé bezesporné teorie(která triviálně implikuje větu o kompaktnosti). Věta o kompletnosti říká:
2 2 prokaždouteorii Tajejísentenci ϕje T ϕ T = ϕ. Vyjadřuje se to také tak, že dedukce je kompletní. Uvedené věty objasňují dále strukturu třídy všech modelů dané teorie; např. platí, že žádná teorie nemůže mít až na izomorfizmus jediný nekonečný model. Důsledkem je též, že bezesporná teorie je kompletní, právě když je ekvivalentní teorii jakéhokoli svého modelu; model kompletní teorie je tedy až na elementární ekvivalenci jediný. Rozhodnutelnost dané teorie v rekurzivní signatuře znamená, že množina všech jejich pravdivých (a díky kompletnosti dokazatelných) formulí je rekurzivní, neboli lze algoritmicky zjistit tuto pravdivost(dokazatelnost). Symboly a formule jakožto konečné sekvence symbolů pojímáme zde jako kódované přirozenými čísly. Přirozená čísla jako aritmetický obor dovolují provádět potřebné syntaktické obraty, např. induktivní definování. V této souvislosti pak mluvíme o aritmetizaci syntaxe;mámepaksignaturuapredikce býtformulí, býtaxiomem, býtdůkazemsentence prezentovány číselnými relacemi. Při studiu rozhodnutelnosti vždy předpokládáme, že uvažované signatury jsou rekurzivní; pak např. uvedené relace jsou rekurzivní. Fundamentální poznatky o rozhodnutelnosti jsou zejména věta o nerozhodnutelnosti a nekompletnosti extenzí Robinsonovy aritmetiky Q, prvá Gödelova věta o nezávislé standardně pravdivé sentenci a druhá Gödelova věta onedokazatelnostibezespornosti.praktickéje kompletní kriteriumrozhodnutelnosti:kompletní rekurzivně axiomatizovaná teorie je rozhodnutelná. Opačná implikace však neplatí. Ve FOL se axiomatizují četné problematiky, které jsou tím pojaty jako teorie prvého řádu; uveďmeněkteré.teoriemnožin ZFC(vsignatuře V = ),Robinsonovaaritmetika QaPeanovaaritmetika P,rozšiřující Qoschemaaxiomůindukce(oběvsignatuře V ar = S,+,,0, ), teorietělesresp.uspořádanýchtěles FL(V fl = +,,,0,1 )resp. OFL(V ofl = V fl =rozšíření V fl osymbol ),teoriegrafů Ghanáhodnýchgrafů RGh(oběvV gh = E ); RGhjeextenze Gh oaxiom ( x,y)(x y)aschema {ψ n ; 0 < n N},kde ψ n jeuzávěrformule i,j<nx i y j ( z) i<n(e(x i,z) & E(y i,z)). V ar -struktura N = N,S,+,,0,,zvanástandardnímodelpřirozených čísel, je modelem P.(Uvedené operace a predikce jsou obvyklé; S je operace následníka.) MnožinydefinovatelnévNsenazývajíaritmetické;tvoříaritmetickouhierarchiitzv. Σ n -aπ n - množin,kdepro n > 0znamená Σ n definovatelnost Σ n -formulíaritmetiky,tj. V ar -formulítvaru ( x n )( x n 1 )( x n 2 ) (Qx 1 )ϕ(nblokůstřídajícíchsekvantifikací,začínající ),přičemž ϕobsahujenejvýšeomezenékvantifikacetypu (Qx y);začíná-liblok,jdeoπ n -formuli.rekurzivně spočetnéjsouprávě Σ 1 -množinyarekurzivníty,kteréjsounavíciπ 1 (čilijsouto 1 -množiny). Tělesoreálnýchčísel R = R,+,,,0,1 jemodel FL,jehoexpanze R oobvykléuspořádáníje model OFL.Podobnějetomuspodstrukturou Q = R Qtělesa R,tj.tělesemracionálníchčísel atakésuspořádanýmtělesemracionálníchčísel Q (= R Q).Těleso C = C,+,,,0,1 (kde uvedené operace jsou obvyklé) je modelem teorie algebraicky uzavřených těles, značené ACF; píše se C = ACF.Dokonce C = ACF 0,kde ACF 0 značíteoriialgebraickyuzavřenýchtělescharakteristiky 0.Podobnětěleso Z p,kde pjeprvočíslo,jemodelemteorie ACF p algebraickyuzavřených těles prvočíselné charakteristiky p. Neklasické logiky mohou obsahovat proměnné pro relace, funkce, systémy relací atd., další kvantifikátory, modální operátory(nutně, možně), temporální operátory(příště, vždy, někdy) aj.) Logikadruhéhořádu SOLobsahujerelačníproměnné V0 n,v1 n,...provšechnykonečnéčetnosti n > 0; mohou být kvantifikovány a jsou interpretovány jako relace na individuích. Nekonečná logika L ω1ωoproti FOLpřipouštínavícspočetnédisjunkce.Vícehodnotovávýrokoválogika připouští vůči klasické více než dvě pravdivostní hodnoty. Lineární temporální logika LTL rozšiřujevýrokovoulogikusmnožinou Pprvovýrokůotemporálníoperátory, (příště,vždy) (aodvozený (někdy): Aje A, Ajeformule),onovépravidlotvorbyformulí,otřinové logické axiomy a o dvě nová pravidla dedukce. Sémantické interpretace, motivované ideou, že formule nabývají platnosti nad sekvencí stavů(či časovou škálou), jsou temporální(též kripkovské) struktury K = η i i N takové,že η i : P 2(= {0,1})jsoustavy,přičemž η 0 jepočátečnístav K. Proformuli Aai Njedefinována pravdivostníhodnota Avi-témstavu K induktivněpodle složitosti A. Lineární temporální logika prvého řádu FOLTL rozšiřuje logiku prvého řádu FOL i LTL. Řada výše uvedených pojmů logiky prvého řádu se po příslušné modifikaci uplatní i v neklasických logikách. Metodický rozvoj a aplikace se uplatnily především prostřednictvím logiky prvého řádu
3 3 vyvinutím specifických metod ke studiu zásadních teorií, zvláště pak jejich modelů. V teorii množin se rozvinula zejména teorie booleovských modelů, forcingu a symetrických modelů, v aritmetice (Peanově aj.) pak metody konstrukce podmodelů a studium struktury modelů aritmetik. Obecněji se pak studiem struktury modelů zabývá teorie modelů, kde je rozvinuta klasifikace teorií a struktur pomocí Stoneova prostoru algeber definovatelných množin, pomocí kombinatorické geometričnosti, stability aj. Konečně nestandardní množinové principy, zdůvodněné na základě studia ultramocnin univerza množin(a původně určené zejména ke korektní matematizaci infinitezimálních veličin) umožňují neobvyklé postupy při řešení širokého spektra problémů; značně zajímavé jsou například nestandardní obraty v teorii čísel. Další uplatnění logiky lze najít v informatice, kde se často jedná o neklasické logiky. Platí např. Faginova věta: Bud K na izomorfizmus uzavřená třída konečných modelů pro neprázdnou konečnousignaturu.pak KjevNP,právěkdyžje Kzobecněnéspektrum,tj.jetotřídavšech konečnýchmodelůnějakéexistenčnísentencedruhéhořádu(tvaru ( V n0 0 řádu). Snadným důsledkem je pak věta Cooka a Levina: SAT je NP-kompletní. II ) ( V ni i )ψsψprvého Řadulogikmůžemezastřešitpomocípojmulogickýsystém,cožjedvojice L, = L,stručně L, kde L jemonotonnípřiřazenímnožiny sentencí jakékolisignatuře Va = L jeabstraktnívztah platnosti takovýchsentencíve V-strukturách;nastává-li,píšeme A = L ϕapaktoznamená,že pronějakousignatura Vje ϕv L (V)aAje V-struktura.NavíczA = L ϕplyne A = L ϕ,je-li AizomorfnísA a A = L ϕ A V = L ϕ,je-li V Vaϕz L (V ).Oborplatnosti M V L (ϕ) sentence ϕje M V L (ϕ) = {A; Aje V-strukturaaA = L ϕ}.logickýsystém L jesilnějšínež L, píšeme L L,kdyžprokaždé Vaϕ L (V)existuje ϕ L (V)tak,že M V L (ϕ) = MV L (ϕ ). L a L jsoustejněsilné,píšeme L L,je-li L L a L L.Když Lzachycujenegaci,implikaci a relativizaci struktur a dovoluje eliminovat funkční symboly relačními, říkáme, že je regulární. Logikaprvéhoadruhéhořádualogika L ω1ωurčujípřirozenýmzpůsobemlogickésystémyznačené L I a L II a L ω1,ω;tyjsouregulární.(uvedenéznačkymohoudáleznačitdlekontextuipříslušnou logiku.) Pojem modelu, splnitelné a pravdivé sentence, jakož i další, používáme analogicky jako vlogiceprvéhořádu.platílindströmovavěta:je-li LregulárnílogickýsystémsL I L,který je navíc kompaktní(tj. má-li každá množina L-sentencí model, jakmile každá její konečná část má model) a löwenheim-skolemovský(tj. jestliže každá L-sentence má nejvýše spočetný model, jakmilemámodel),tak L L I.Tímjekonstatovánajedinečnost FOLmeziregulárnímilogickými systémy,kteréjsoukompaktníalöwenheim-skolemovské. L II, L ω1,ωnejsoukompaktníal II není löwenheim-skolemovský.navícexistujesentence ϕ c LII ( )logikydruhéhořádusprázdnou signaturoutaková,žeobvykláteoriemnožin ZFCdokazuje: = LII ϕ c platíhypotézakontinua CH.Protože CHjenezávislétvrzení ZFC,jenezávisléitvrzení,že ϕ c jevlogice L II platnáve všech -strukturách: ZFCnedokazuje = LII ϕ c, ZFCnedokazuje = LII ϕ c. Naprotitomuprokaždousentenci ϕ LI ( )(sentenciprázdnéteorieve FOL) ZFCdokazuje = ϕnebo ZFCdokazuje = ϕ.dokoncelzepravdivosttakovésentence ϕ,čilito,žejeteorémem prázdnéteorie PEčistérovnosti,zjistitalgoritmicky.Nekompaktnost L II mázanásledek,žepro L II neexistujekompletnídedukce,tj.splňující: prokaždé V, ϕ LII (V)aΦ LII (V)je Φ = LII ϕ Φ ϕ. Jinakbytotižpomocí bylomožnédokázatkompaktnost L II podobně,jakopro L I.To,že L II nenílöwenheim-skolemovskýsystémplynenapř.zexistencesentence ϕ R LII (V ofl )takové, že A = LII ϕ R A = R,kde =značívztah býtizomorfní.vidímetedy,že ϕ R máažna izomorfizmus jediný model. V L I žádnásentencečiteorienemůžemítažnaizomorfizmusjedinýnekonečnýmodel.může však mít až na na izomorfizmus jediný model v nějaké kardinalitě κ; říkáme pak, že je κ-kategorická. Např. PE je κ-kategorická pro každé κ > 0. Platí značně netriviální Morleyova věta o nespočetné kategoričnosti: Spočetná kompletní teorie je κ-kategorická pro nějaké κ nespočetné, právě když je κ-kategorická pro každé κ nespočetné. Přitom teorie je spočetná, je-li v nejvýše spočetné signatuře, a je kompletní, je-li bezesporná a nemá nezávislou sentenci. Je zajímavé, že spočetná kompletní teorienemůžemítprávědvaspočetnémodely;můževšakmítprávětři.funkce I T (κ) =počet
4 4 neizomorfních modelů teorie T, majících kardinalitu κ(tj. jejichž univerzum má kardinalitu κ) senazýváizomorfníspektrumteorie T.Tedykdyž Tje κ-kategorická,je I T (κ) = 1.Např.teorie RGh náhodných grafů je ω-kategorická. Výše zmíněnou rozhodnutelnost teorie PE čisté rovnosti lze zdůvodnit existencí algoritmicky popsatelného kompletu, tj. systému všech typů kompletních jednoduchých extenzí PE.(Jednoduchá extenze teorie je její extenze ve stejné signatuře.) Podobně lze např. dokázat rozhodnutelnostteorie ACFalgebraickyuzavřenýchtěles(potřebnýkompletje {ACF p ; pjeprvočísloči 0}) a také(dosti komplikovaně) rozhodnutelnost teorie BA Booleových algeber. Oproti tomu teorie těles FL je nerozhodnutelná, neboť má silně nerozhodnutelný model Q. Všimněme si toho podrobněji. Struktura A je silně nerozhodnutelná, je-li nerozhodnutelná každá teorie(v signatuře struktury A), která má A za model. Platí: Je-li ve struktuře B definovatelná bez parametrů silně nerozhodnutelná struktura konečné signatury, je B silně nerozhodnutelná. Struktura N je silně nerozhodnutelná díky nerozhodnutelnosti Q. Struktura Z je silně nerozhodnutelná, protože je v ní definovatelná silně nerozhodnutelná struktura N(díky Lagrangeově větě). Protože Z je definovatelnébezparametrůvq(j.robinsonová),jetaké Qsilněnerozhodnutelné.PakiZ, Q jsou silně nerozhodnutelné. Tudíž jsou nerozhodnutelné teorie:[komutativních] okruhů,[uspořádaných] oborůintegrity,[uspořádaných]těles[charakteristiky 0].Množiny Th(N), Th(Z), Th(Z ), Th(Q), Th(Q )nejsouaniaritmetické,neboťprvánenídíkydiagonálnímulemmatuoautorefernciapro ostatní to lze dokázat pomocí výše uvedených definovatelností struktur. Avšak Th(R) je rekurzivní (přičemž R je těleso reálných čísel); jako teorie je ekvivalentní teorii reálně uzavřených těles RCF. Podobněteorietělesakomplexníchčíseljerozhodnutelnáaekvivalentníteorii ACF 0 algebraicky uzavřených těles charakteristiky 0. Uveďme ještě, že existuje silně nerozhodnutelná nekomutativní grupa,grafasvaz;každáteorie,kterámáněkterouztěchtostrukturzamodeljetedynerozhodnutelná. Speciálně je nerozhodnutelná teorie grup, avšak teorie komutativních(čili abelovských) grup je rozhodnutelná. Teorie uspořádání je nerozhodnutelná, neboť silně nerozhodnutelný svaz je také uspořádání. Teorie LO lineárního uspořádání, rozšiřující teorii uspořádání o axiom dichotomie x y y x,jerozhodnutelná;důkazvšakneníjednoduchý.snazšíjedokázatrozhodnutelnost např. pro jednoduchou extenzi ILO teorie LO o axiomy každý prvek kromě prvního má bezprostředníhonásledníka a každýprvekkroměposledníhomábezprostředníhopředchůdce. Buďještě ILO ij s i,j {0,1}extenze ILOo existuje[neexistuje]nejmenšíprvek,je-li i = 1[0] a existuje[neexistuje]největšíprvek,je-li j = 1[0].Pak ILO ij mákonečnýmodel,právěkdyž i = j = 1aILOneníkompletní.Uveďmekonečně,žeteorienásledujícíchstrukturjsourozhodnutelné(Sjeoperacenásledníka): S,0, S,+,0,, Z,, Q, ;teoriestruktury S,+,0, je ekvivalentní Presburgerově aritmetice. Pro Vbuď FT V = {ϕ Sent V ; ϕplatívkaždékonečné V-struktuře}.PlatíTrachtenbrotova věta:je-li Vkonečnásignaturaobsahujícíbinárnírelačnínebofunkčnísymbol,není FT V rekurzivně spočetně axiomatizovatelná. Důsledkem je věta o neúplnosti logiky druhého řádu: Je-li V konečná signatura obsahující binární relační nebo funkční symbol, množina všech pravdivých V-sentencí druhého řádu není rekurzivně spočetná. Na základě aritmetizace lze elegantně rozvinout nauku o částečně rekurzivních funkcích včetně zásadního poznatků o aritmetické hierarchii, totiž že hierarchie nekolabuje, ale roste: pro n > 0 je Σ n Π n Σ n+1.uveďmeještě,žeplatí:(množiny Th Q a Rf Q jsouoběrekurzivněspočetné, navzájem disjunktní(díky bezespornosti Q), rekurzivně neoddělitelné a kompletní, tj. je na ně m-převoditelná každá rekurzivně spočetná množina. Dále množina nezávislých sentencí teorie Q, tj. Sent Q (Th Q Rf Q ),je Π 1 anení Σ 1 (tj.nenírekurzivněspočetná). Problematika kolabování je obecně jakožto problematika deskriptivní složitosti definovatelných množin důležitá a zajímavá. Lze ji formulovat pro V-teorii T jako otázku po existenci množiny Φnějakých V-formulítak,žeprokaždou V-formuli ϕ(x)sdélkou x > 0existujeformule ϕ (x) ve ΦsT ϕ ϕ ;říkásepak,že Φjeeliminačnípro T.Lze-liza Φvzítmnožinuvšech otevřených čili bezkvantifikátorových V-formulí, říká se, že T má eliminaci kvantifikátorů. Pak v modelu A teorie T je každá definovatelná množina definovatelná již otevřenou formulí a také je obor množin definovatelných v A otevřenými formulemi uzavřený na projekce. To např. speciálně tvrdí Chevalleyova věta o algebraicky uzavřených tělesech(modelech ACF); je to prakticky jen
5 reformulace eliminace kvantifikátorů pro ACF; ta je logickými prostředky snadno dokazatelná. Uveďme, že má-li teorie T eliminaci kvantifikátorů, je modelově kompletní, tj. jsou-li A B její dvamodely,tak Ajeelementárnípodstruktura B,symbolicky A B,tj.prokaždouformuli ϕ(x)teorie T a a Aplatí A = ϕ[a] B = ϕ[a].cvičnějezajímavé,že Th( Q,< )(<je obvyklé) má eliminaci kvantifikátorů, Th( Z, < ) nemá, avšak extenze poslední teorie o axiomy x < n y ϕ n (x,y)sn>0,kde ϕ n jetvaru x < y & mezi x,yexistujeprávě nprvků,má eliminacikvantifikátorů;množina Φformulítvaru x = z, x < y, ϕ n s n > 0jetudíželiminační pro Th( Z,< ). Povšimněme si ještě přirozených čísel a jejich aritmetiky. Podobně jako pro reálná čísla existujesentence ϕ N druhéhořádutak,žemá,ažnaizomorfizmus,jedinýmodel,totiž N.Jinakje tomu ve FOL. Základními teoriemi aritmetiky zde jsou Q a Peanova aritmetika P, rozšiřující Q o schema indukce; platí N = P. V P lze interpretovat Zermelo-Fraenkelovu teorii konečných množin a metaforicky řečeno lze P považovat za digitální teorii konečných množin. Model N se nazývá standarní model aritmetiky. Buď T teorie jednoduše rozšiřující Q. Vlastní rozšíření standardního modelu do modelu aritmetiky T a také každá izomorfní kopie takového rozšíření se nazývá nestandardní model T. Existence nestandardních modelů různých kardinalit plyne z věty o kompaktnosti alöwenheim-skolemovyvěty.buď M,S M,+ M, M,0 M, M nestandardnímodel;tenneníizomorfnísn.je-li Mspočetné,jezřejměažnaizomorfizmustvaru N,S M,+ M, M,0 M, M.To, že takový nestandardní model Peanovy aritmetiky je nesnadno popsatelný ve všeobecnosti říká Tennenbaumovavěta:Je-li N,S M,+ M, M,0 M, M nestandardnímodel P, + M, M nejsourekurzivní. Jinak je tomu s Robinsonovou aritmetikou Q: existuje řada rozmanitě zajímavých modelů Q, poskytujících nedokazatelné sentence této teorie. 5
Výroková a predikátová logika - XI
Výroková a predikátová logika - XI Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2014/2015 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - XI ZS 2014/2015 1 / 21 Další dokazovací systémy PL Hilbertovský kalkul
VíceVýroková a predikátová logika - XIII
Výroková a predikátová logika - XIII Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2013/2014 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - XIII ZS 2013/2014 1 / 13 Úvod Algoritmická (ne)rozhodnutelnost Které
VíceVýroková a predikátová logika - XII
Výroková a predikátová logika - XII Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2015/2016 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - XII ZS 2015/2016 1 / 15 Algebraické teorie Základní algebraické teorie
VíceVýroková a predikátová logika - XIV
Výroková a predikátová logika - XIV Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2018/2019 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - XIV ZS 2018/2019 1 / 20 Nerozhodnutelnost Úvod Rekurzivní a rekurzivně
VíceCvičení ke kursu Logika II, část III
Cvičení ke kursu Logika II, část III (30. listopadu 2008) Osnova přednášky přednáška je určena studentům, kteří absolvovali úvodní kursy logiky a teorie rekurzívních funkcí. Předpokládané znalosti: syntax
VíceVýroková a predikátová logika - IX
Výroková a predikátová logika - IX Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2015/2016 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - IX ZS 2015/2016 1 / 16 Tablo metoda v PL Důsledky úplnosti Vlastnosti
VíceVýroková a predikátová logika - VI
Výroková a predikátová logika - VI Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2017/2018 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - VI ZS 2017/2018 1 / 24 Predikátová logika Úvod Predikátová logika Zabývá
VíceVýroková a predikátová logika - VII
Výroková a predikátová logika - VII Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2018/2019 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - VII ZS 2018/2019 1 / 15 Platnost (pravdivost) Platnost ve struktuře
VíceVýroková a predikátová logika - IX
Výroková a predikátová logika - IX Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2013/2014 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - IX ZS 2013/2014 1 / 15 Korektnost a úplnost Důsledky Vlastnosti teorií
VíceMatematická logika. Miroslav Kolařík
Matematická logika přednáška šestá Miroslav Kolařík Zpracováno dle textu R. Bělohlávka: Matematická logika poznámky k přednáškám, 2004. a dle učebního textu R. Bělohlávka a V. Vychodila: Diskrétní matematika
VícePredik atov a logika - pˇredn aˇska () Predik atov a logika - pˇredn aˇska / 16
Predikátová logika - přednáška 3 6. 1. 2015 () Predikátová logika - přednáška 3 6. 1. 2015 1 / 16 Věta (o dedukci) Bud L jazyk, T teorie pro L, ϕ L-sentence a ψ L-formule. Pak Věta (o kompaktnosti) T ϕ
VíceVýroková a predikátová logika - VII
Výroková a predikátová logika - VII Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2013/2014 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - VII ZS 2013/2014 1 / 21 Sémantika PL Teorie Vlastnosti teorií Teorie
VíceVýroková a predikátová logika - XII
Výroková a predikátová logika - XII Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2018/2019 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - XII ZS 2018/2019 1 / 15 Rezoluční metoda v PL Rezoluční důkaz Obecné
VíceŘešení: Ano. Řešení: Ne.
1 ÚLOHY Z PREDIKÁTOVÉ LOGIKY Instance, varianty. UF.1.1. Substituovatelnost. 1. Buď ϕ formule ( z)(x=z)&y < x a dále x, y, z různé proměnné, F unární funkční symbol, c konstantní symbol. Uveďte, zda je
VíceVýroková a predikátová logika - IX
Výroková a predikátová logika - IX Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2018/2019 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - IX ZS 2018/2019 1 / 13 Dokončené tablo Chceme, aby dokončená bezesporná
VíceZáklady logiky a teorie množin
Pracovní text k přednášce Logika a teorie množin (I/2007) 1 1 Struktura přednášky Matematická logika 2 Výroková logika Základy logiky a teorie množin Petr Pajas pajas@matfyz.cz Predikátová logika 1. řádu
VícePredikátová logika. Teoretická informatika Tomáš Foltýnek
Predikátová logika Teoretická informatika Tomáš Foltýnek foltynek@pef.mendelu.cz strana 2 Opakování z minulé přednášky Z čeho se skládá jazyk výrokové logiky? Jaká jsou schémata pro axiomy VL? Formulujte
VíceCvičení ke kursu Klasická logika II
Cvičení ke kursu Klasická logika II (12. května 2017) 1. Nechť P a Q jsou unární a R binární predikát. Dokažte, že následující formule jsou logicky platné, ale obrátíme-li (vnější) implikaci, ve všech
VíceVýroková a predikátová logika - II
Výroková a predikátová logika - II Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2017/2018 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - II ZS 2017/2018 1 / 17 Předběžnosti Základní pojmy n-ární relace a funkce
VíceVýroková a predikátová logika - III
Výroková a predikátová logika - III Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2017/2018 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - III ZS 2017/2018 1 / 16 2-SAT 2-SAT Výrok je v k-cnf, je-li v CNF a
VíceLogika. 6. Axiomatický systém výrokové logiky
Logika 6. Axiomatický systém výrokové logiky RNDr. Luděk Cienciala, Ph. D. Tato inovace předmětu Úvod do logiky je spolufinancována Evropským sociálním fondem a Státním rozpočtem ČR, projekt č. CZ. 1.07/2.2.00/28.0216,
VíceVýroková a predikátová logika - III
Výroková a predikátová logika - III Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2014/2015 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - III ZS 2014/2015 1 / 21 Výroková logika Horn-SAT Horn-SAT Jednotková
VíceVýroková a predikátová logika - X
Výroková a predikátová logika - X Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2018/2019 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - X ZS 2018/2019 1 / 16 Rozšiřování teorií Extenze o definice Rozšiřování
Více4.2 Syntaxe predikátové logiky
36 [070507-1501 ] 4.2 Syntaxe predikátové logiky V tomto oddíle zavedeme syntaxi predikátové logiky, tj. uvedeme pravidla, podle nichž se tvoří syntakticky správné formule predikátové logiky. Význam a
Více10. Techniky formální verifikace a validace
Fakulta informačních technologií MI-NFA, zimní semestr 2011/2012 Jan Schmidt EVROPSKÝ SOCIÁLNÍ FOND PRAHA & EU: INVESTUJENE DO VAŠÍ BUDOUCNOSTI 10. Techniky formální verifikace a validace 1 Simulace není
VíceVýroková a predikátová logika - II
Výroková a predikátová logika - II Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2013/2014 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - II ZS 2013/2014 1 / 20 Základní syntax Jazyk Výroková logika je logikou
VíceVýroková a predikátová logika - II
Výroková a predikátová logika - II Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2015/2016 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - II ZS 2015/2016 1 / 18 Základní syntax Jazyk Výroková logika je logikou
VíceVýroková logika. Teoretická informatika Tomáš Foltýnek
Výroková logika Teoretická informatika Tomáš Foltýnek foltynek@pef.mendelu.cz Teoretická informatika strana 2 Opakování z minulé přednášky Co je to formalismus a co je jeho cílem? Formulujte Russelův paradox
VíceMatematická logika. Rostislav Horčík. horcik
Matematická logika Rostislav Horčík horcik@math.feld.cvut.cz horcik@cs.cas.cz www.cs.cas.cz/ horcik Rostislav Horčík (ČVUT FEL) Y01MLO Letní semestr 2007/2008 1 / 20 Predikátová logika Motivace Výroková
VíceVýroková a predikátová logika - IV
Výroková a predikátová logika - IV Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2018/2019 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - IV ZS 2018/2019 1 / 17 Tablo metoda Tablo Tablo - příklady F (((p q)
Více0. ÚVOD - matematické symboly, značení,
0. ÚVOD - matematické symboly, značení, číselné množiny Výroky Výrok je každé sdělení, u kterého lze jednoznačně rozhodnout, zda je či není pravdivé. Každému výroku lze proto přiřadit jedinou pravdivostní
VíceEvropský sociální fond Praha & EU: Investujeme do vaší budoucnosti
Evropský sociální fond Praha & EU: Investujeme do vaší budoucnosti MI-SOC: 11 METODY VERIFIKACE SYSTÉMŮ NA ČIPU Hana Kubátov vá doc. Ing. Hana Kubátová, CSc. Katedra číslicového návrhu Fakulta 1 informačních
VíceObsah Předmluva Rekapitulace základních pojmů logiky a výrokové logiky Uvedení do predikátové logiky...17
Obsah Předmluva...3 0. Rekapitulace základních pojmů logiky a výrokové logiky...11 0.1 Logika jako věda o vyplývání... 11 1. Uvedení do predikátové logiky...17 1.1 Základní terminologie... 17 1.2 Základní
VícePro každé formule α, β, γ, δ platí: Pro každé formule α, β, γ platí: Poznámka: Platí právě tehdy, když je tautologie.
Zpracoval: hypspave@fel.cvut.cz 5. Výroková logika, formule výrokové logiky a jejich pravdivostní ohodnocení, splnitelné formule, tautologie, kontradikce, sémantický důsledek, tautologicky ekvivalentní
VíceCvičení Aktivita 1. část 2. část 3. část Ústní Celkem Známka
Celkové hodnocení BI-MLO (nevyplňujte!) Semestr Zkouška Cvičení Aktivita 1. část 2. část 3. část Ústní Celkem Známka BI-MLO Písemná zkouška 9. února 2016 Matematická logika FIT ČVUT v Praze Varianta B
VíceÚvod do výrokové a predikátové logiky
Úvod do výrokové a predikátové logiky Eva Ondráčková Na této přednášce se seznámíte se základy výrokové a predikátové logiky. Zjistíte, že podstatou logiky není vyplňování pravdivostních tabulek ani negování
Více2.2 Sémantika predikátové logiky
14 [101105-1155] 2.2 Sémantika predikátové logiky Nyní se budeme zabývat sémantikou formulí, tj. jejich významem a pravdivostí. 2.2.1 Interpretace jazyka predikátové logiky. Interpretace predikátové logiky
VíceÚvod do predikátové logiky. (FLÚ AV ČR) Logika: CZ.1.07/2.2.00/ / 1
Úvod do predikátové logiky (FLÚ AV ČR) Logika: CZ.1.07/2.2.00/28.0216 2013 1 / 1 Relace Neuspořádaná vs. uspořádaná dvojice {m, n} je neuspořádaná dvojice. m, n je uspořádaná dvojice. (FLÚ AV ČR) Logika:
VíceVýroková a predikátová logika - I
Výroková a predikátová logika - I Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2019/2020 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - I ZS 2019/2020 1 / 19 K čemu je logika? Pro matematiky: matematika o matematice.
VíceZáklady matematické logiky
OBSAH 1 Základy matematické logiky Obsah 1 Úvod 2 1.1 Předmět matematiky.......................... 2 1.2 Nástin historie.............................. 2 1.3 Axiomatická výstavba matematických teorií.............
VícePredikátová logika. Z minula: 1. jazyk logiky 1. řádu. 2. term a formule. 3. interpretace jazyka (relační struktura) 4. Tarského definice pravdy
1 Predikátová logika Z minula: 1. jazyk logiky 1. řádu 2. term a formule 3. interpretace jazyka (relační struktura) 4. Tarského definice pravdy 5. vázané a volné výskyty proměnných ve formuli 6. otevřené
VíceVýroková a predikátová logika - I
Výroková a predikátová logika - I Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2013/2014 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - I ZS 2013/2014 1 / 24 Úvod Nová koncepce přednášky více logického programování,
VíceMatematická logika. Rostislav Horčík. horcik
Matematická logika Rostislav Horčík horcik@math.feld.cvut.cz horcik@cs.cas.cz www.cs.cas.cz/ horcik Rostislav Horčík (ČVUT FEL) Y01MLO Letní semestr 2007/2008 1 / 18 Příklad Necht L je jazyk obsahující
VíceMatematická logika. Miroslav Kolařík
Matematická logika přednáška třetí Miroslav Kolařík Zpracováno dle textu R. Bělohlávka: Matematická logika poznámky k přednáškám, 2004. a dle učebního textu R. Bělohlávka a V. Vychodila: Diskrétní matematika
VíceMATEMATICKÁ LOGIKA. Petr Hájek a Vítězslav Švejdar. Praha, listopad (povrchní typografická revize v červnu 99)
MATEMATICKÁ LOGIKA Předběžný studijní text Petr Hájek a Vítězslav Švejdar Praha, listopad 1994 (povrchní typografická revize v červnu 99) 2 OBSAH Obsah Úvod 3 1 Výroková a predikátová logika 5 1.1 Formule
VíceVýroková a predikátová logika - I
Výroková a predikátová logika - I Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2017/2018 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - I ZS 2017/2018 1 / 20 K čemu je logika? Pro matematiky: matematika o matematice.
VíceUnární je také spojka negace. pro je operace binární - příkladem může být funkce se signaturou. Binární je velká většina logických spojek
Otázka 06 - Y01MLO Zadání Predikátová logika, formule predikátové logiky, sentence, interpretace jazyka predikátové logiky, splnitelné sentence, tautologie, kontradikce, tautologicky ekvivalentní formule.
VíceVýroková logika - opakování
- opakování ormální zavedení Výroková formule: Máme neprázdnou nejvýše spočetnou množinu A výrokových proměnných. 1. Každá proměnná je výroková formule 2. Když α, β jsou formule, potom ( α), (α β), (α
VíceMatematická logika. Lekce 1: Motivace a seznámení s klasickou výrokovou logikou. Petr Cintula. Ústav informatiky Akademie věd České republiky
Matematická logika Lekce 1: Motivace a seznámení s klasickou výrokovou logikou Petr Cintula Ústav informatiky Akademie věd České republiky www.cs.cas.cz/cintula/mal Petr Cintula (ÚI AV ČR) Matematická
Více1. Predikátová logika jako prostedek reprezentace znalostí
1. Predikátová logika jako prostedek reprezentace znalostí 1.1 Historie výrokové logiky Problém explicitních znalostí a údaj, kterých je obrovské množství, vedl ke vzniku výrokové logiky. lovk si obecn
VíceVýroková a predikátová logika - VIII
Výroková a predikátová logika - VIII Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2016/2017 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - VIII ZS 2016/2017 1 / 21 Tablo Tablo metoda v PL - rozdíly Formule
VícePredikátová logika dokončení
Predikátová logika dokončení Jiří Velebil: X01DML 1. října 2010: Predikátová logika dokončení 1/18 Syntaktická analýza Jako ve výrokové logice (syntaktické stromy). Každý list úspěšného stromu je obsazen
VíceMatematika I. Přednášky: Mgr. Radek Výrut, Zkouška:
Přednášky: Mgr. Radek Výrut, Matematika I katedra matematiky, UL-605, rvyrut@kma.zcu.cz tel.: 377 63 2658 Zkouška: Písemná část zkoušky - příklady v rozsahu zápočtových prací Ústní část zkoušky - základní
VíceVýroková a predikátová logika - VIII
Výroková a predikátová logika - VIII Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2017/2018 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - VIII ZS 2017/2018 1 / 21 Tablo Tablo metoda v PL - rozdíly Formule
VíceMatematická analýza 1
Matematická analýza 1 ZS 2019-20 Miroslav Zelený 1. Logika, množiny a základní číselné obory 2. Limita posloupnosti 3. Limita a spojitost funkce 4. Elementární funkce 5. Derivace 6. Taylorův polynom Návod
VícePredikátová logika: Axiomatizace, sémantické stromy, identita. (FLÚ AV ČR) Logika: CZ.1.07/2.2.00/ / 13
Predikátová logika: Axiomatizace, sémantické stromy, identita (FLÚ AV ČR) Logika: CZ.1.07/2.2.00/28.0216 2013 1 / 13 Axiomatizace predikátové logiky Axiomatizace predikátové logiky Definice Hilbertovský
VíceTřída PTIME a třída NPTIME. NP-úplnost.
VAS - Přednáška 9 Úvod ke kursu. Složitost algoritmu. Model RAM. Odhady složitosti. Metoda rozděl a panuj. Greedy algoritmy. Metoda dynamického programování. Problémy, třídy složitosti problémů, horní
VíceMatematická logika. Miroslav Kolařík
Matematická logika přednáška devátá Miroslav Kolařík Zpracováno dle textu R. Bělohlávka: Matematická logika poznámky k přednáškám, 2004. Obsah 1 Úvod do fuzzy logiky 2 Úvod do aplikací fuzzy logiky 3 Výroková
VíceKaždé formuli výrokového počtu přiřadíme hodnotu 0, půjde-li o formuli nepravdivou, a hodnotu 1, půjde-li. α neplatí. β je nutná podmínka pro α
1. JAZYK ATEATIKY 1.1 nožiny nožina je souhrn objektů určitých vlastností, které chápeme jako celek. ZNAČENÍ. x A x A θ A = { { a, b a A = B A B 0, 1 2 a, a,..., a n x patří do množiny A x nepatří do množiny
VíceMatematická logika. Rostislav Horčík. horcik
Matematická logika Rostislav Horčík horcik@math.feld.cvut.cz horcik@cs.cas.cz www.cs.cas.cz/ horcik Rostislav Horčík (ČVUT FEL) Y01MLO Letní semestr 2007/2008 1 / 15 Sémantická věta o dedukci Věta Pro
VíceSystém přirozené dedukce výrokové logiky
Systém přirozené dedukce výrokové logiky Korektnost, úplnost a bezespornost Šárka Vavrečková Ústav informatiky, FPF SU Opava Poslední aktualizace: 6. října 2008 Věta o korektnosti Věta (O korektnosti Systému
VíceDalší (neklasické) logiky. Jiří Velebil: AD0B01LGR 2015 Predikátová logika 1/20
Predikátová logika Jiří Velebil: AD0B01LGR 2015 Predikátová logika 1/20 Jazyk predikátové logiky Má dvě sorty: 1 Termy: to jsou objekty, o jejichž vlastnostech chceme hovořit. Mohou být proměnné. 2 Formule:
VíceCo je to univerzální algebra?
Co je to univerzální algebra? Při studiu řadu algebraických struktur (grupoidy, pologrupy, grupy, komutativní grupy, okruhy, obory integrity, tělesa, polosvazy, svazy, Booleovy algebry) se často některé
VíceLogika a regulární jazyky
Logika a regulární jazyky Václav Brožek 10. listopad 2010 V. Brožek: Logika a regulární jazyky 1 Meta-poznámky dotazy a poznámky během přednášky vítány po přednášce rovněž vítány, např. na bleble@mail.muni.cz
VíceSémantika predikátové logiky
Sémantika predikátové logiky pro analýzu sémantiky potřebujeme nejprve specifikaci jazyka (doména, konstanty, funkční a predikátové symboly) příklad: formální jazyk s jediným binárním predikátovým symbolem
VíceÚvod do TI - logika Predikátová logika 1.řádu (4.přednáška) Marie Duží marie.duzi@vsb.cz
Úvod do TI - logika Predikátová logika 1.řádu (4.přednáška) Marie Duží marie.duzi@vsb.cz Jednoduché úsudky, kde VL nestačí Všechny opice mají rády banány Judy je opice Judy má ráda banány Z hlediska VL
VíceModely Herbrandovské interpretace
Modely Herbrandovské interpretace Petr Štěpánek S využitím materialu Krysztofa R. Apta 2006 Logické programování 8 1 Uvedli jsme termové interpretace a termové modely pro logické programy a také nejmenší
VíceLogika Libor Barto. Výroková logika
Logika Libor Barto Výroková logika Definice.(Jazyk výrokové logiky) Ve výrokové logice používáme tyto symboly: (1) Výrokové proměnné: velká písmena, případně opatřená indexy. (2) Výrokovéspojky:,,&,,,....
VícePredikátová logika. prvního řádu
Predikátová logika prvního řádu 2 Predikát Predikát je n-ární relace - vyjadřuje vlastnosti objektů a vztahy mezi objekty - z jednoduchého výroku vznikne vypuštěním alespoň jednoho jména objektu (individua)
VíceVýroková a predikátová logika Výpisky z cvičení Martina Piláta
Výroková a predikátová logika Výpisky z cvičení Martina Piláta Jan Štětina 1. prosince 2009 Cviˇcení 29.9.2009 Pojem: Sekvence je konečná posloupnost, značíme ji predikátem seq(x). lh(x) je délka sekvence
VíceBooleovská algebra. Booleovské binární a unární funkce. Základní zákony.
Booleovská algebra. Booleovské binární a unární funkce. Základní zákony. Tomáš Bayer bayertom@natur.cuni.cz Katedra aplikované geoinformatiky a kartografie, Přírodovědecká fakulta UK. Tomáš Bayer bayertom@natur.cuni.cz
VíceVýroková a predikátová logika - I
Výroková a predikátová logika - I Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2016/2017 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - I ZS 2016/2017 1 / 24 Úvod Plán přednášky 1/2 Úvod 1. Trocha historie,
VíceÚvod do informatiky. Miroslav Kolařík
Úvod do informatiky přednáška první Miroslav Kolařík Zpracováno dle učebního textu prof. Bělohlávka: Úvod do informatiky, KMI UPOL, Olomouc 2008. Obsah 1 Co a k čemu je logika? 2 Výroky a logické spojky
VíceZÁKLADY LOGIKY A METODOLOGIE
ZÁKLADY LOGIKY A METODOLOGIE Metodický list č. 1 Téma: Předmět logiky a metodologie, základy logiky a formalizace. Toto téma lze rozdělit do tří základních tématických oblastí: 1) Předmět logiky a metodologie
VíceOkruh č.3: Sémantický výklad predikátové logiky
Okruh č.3: Sémantický výklad predikátové logiky Predikátová logika 1.řádu formalizuje úsudky o vlastnostech předmětů a vztazích mezi předměty pevně dané předmětné oblasti (univerza). Nebudeme se zabývat
VíceLogika, Gödel, neúplnost
Logika, Gödel, neúplnost Vítězslav Švejdar Karlova Univerzita v Praze, http://www.cuni.cz/~svejdar/ Český klub skeptiků, 23. únor 2018 Vítězslav Švejdar, FF UK Praha Logika, Gödel, neúplnost 1/13 Obsah
Vícepostaveny výhradně na syntaktické bázi: jazyk logiky neinterpretujeme, provádíme s ním pouze syntaktické manipulace důkazy
Formální systémy (výrokové) logiky postaveny výhradně na syntaktické bázi: jazyk logiky neinterpretujeme, provádíme s ním pouze syntaktické manipulace důkazy cíl: získat formální teorii jako souhrn dokazatelných
VíceÚvod do logiky a logického programování.
Úvod do logiky a logického programování Luboš Popelínský popel@fi.muni.cz www.fi.muni.cz/~popel Přehled učiva Opakování základů výrokové a predikátové logiky Normální formy ve výrokové a predikátové logice
VíceVýroková a predikátová logika - V
Výroková a predikátová logika - V Petr Gregor KTIML MFF UK ZS 2015/2016 Petr Gregor (KTIML MFF UK) Výroková a predikátová logika - V ZS 2015/2016 1 / 21 Dokazovací systémy VL Hilbertovský kalkul Hilbertovský
Více1 Pravdivost formulí v interpretaci a daném ohodnocení
1 Pravdivost formulí v interpretaci a daném ohodnocení Než uvedeme konkrétní příklady, zopakujme si definici interpretace, ohodnocení a pravdivosti. Necht L je nějaký jazyk. Interpretaci U, jazyka L tvoří
VícePredikátová logika [Predicate logic]
Predikátová logika [Predicate logic] Přesněji predikátová logika prvého řádu. Formalizuje výroky o vlastnostech předmětů (entit) a vztazích mezi předměty, které patří do dané předmětné oblasti univerza.
VíceMatematika B101MA1, B101MA2
Matematika B101MA1, B101MA2 Zařazení předmětu: povinný předmět 1.ročníku bc studia 2 semestry Rozsah předmětu: prezenční studium 2 + 2 kombinované studium 16 + 0 / semestr Zakončení předmětu: ZS zápočet
VíceUčební texty k státní bakalářské zkoušce Programování Základy teoretické informatiky. študenti MFF 15. augusta 2008
Učební texty k státní bakalářské zkoušce Programování Základy teoretické informatiky študenti MFF 15. augusta 2008 1 1 Základy teoretické informatiky Požadavky Logika - jazyk, formule, sémantika, tautologie
Více1 Výroková logika 1. 2 Predikátová logika 3. 3 Důkazy matematických vět 4. 4 Doporučená literatura 7
1 Výroková logika 1 Výroková logika 1 2 Predikátová logika 3 3 Důkazy matematických vět 4 4 Doporučená literatura 7 Definice 1.1 Výrokem rozumíme každé sdělení, o kterém má smysl uvažovat, zda je, či není
VíceLogika a logické programování
Logika a logické programování témata ke zkoušce Poslední aktualizace: 16. prosince 2009 Zkouška je písemná, skládá se obvykle ze sedmi otázek (může být více nebo méně, podle náročnosti otázek), z toho
Víceplatné nejsou Sokrates je smrtelný. (r) 1/??
Predikátová logika plně přejímá výsledky výrokové logiky zabývá se navíc strukturou jednotlivých jednoduchých výroků na základě této analýzy lze odvodit platnost některých výroků, které ve výrokové logice
VíceŘEŠENÉ ZÁPOČTOVÉ TESTY Z VÝROKOVÉ A PREDIKÁTOVÉ LOGIKY
Poznámka: Tento materiál je souborem řešených zápočtových testů ze zimního semestru 2012/2013 k přednášce Výroková a predikátová logika na MFF UK v Praze. Nejedná se o oficiální materiál k přednášce, nebyl
VíceMísto pojmu výroková formule budeme používat zkráceně jen formule. Při jejich zápisu
VÝROKOVÁ LOGIKA Matematická logika se zabývá studiem výroků, jejich vytváření a jejich pravdivostí. Základním kamenem výrokové logiky jsou výroky. Co je výrok nedefinujejme, pouze si řekneme, co si pod
VíceZákladní pojmy matematické logiky
KAPITOLA 1 Základní pojmy matematické logiky Matematická logika se zabývá studiem výroků, jejich vytváření a jejich pravdivostí. Základním kamenem výrokové logiky jsou výroky. 1. Výroková logika Co je
VíceFormální systém výrokové logiky
Formální systém výrokové logiky 1.Jazyk výrokové logiky Nechť P = {p,q,r, } je neprázdná množina symbolů, které nazýváme prvotní formule. Symboly jazyka L P výrokové logiky jsou : a) prvky množiny P, b)
VíceSémantika výrokové logiky. Alena Gollová Výroková logika 1/23
Výroková logika Alena Gollová Výroková logika 1/23 Obsah 1 Formule výrokové logiky 2 Alena Gollová Výroková logika 2/23 Formule výrokové logiky Výrok je oznamovací věta, o jejíž pravdivosti lze rozhodnout.
VíceVlastnosti regulárních jazyků
Vlastnosti regulárních jazyků Podobně jako u dalších tříd jazyků budeme nyní zkoumat následující vlastnosti regulárních jazyků: vlastnosti strukturální, vlastnosti uzávěrové a rozhodnutelné problémy pro
Více1 Kardinální čísla. množin. Tvrzení: Necht X Cn. Pak: 1. X Cn a je to nejmenší prvek třídy X v uspořádání (Cn, ),
Pracovní text k přednášce Logika a teorie množin 4.1.2007 1 1 Kardinální čísla 2 Ukázali jsme, že ordinální čísla reprezentují typy dobrých uspořádání Základy teorie množin Z minula: 1. Věta o ordinálních
Více1. Matematická logika
Moderní technologie ve studiu aplikované fyziky CZ.1.07/2.2.00/07.0018 1. Matematická logika Základem každé vědy (tedy i matematiky i fyziky) je soubor jistých znalostí. To, co z těchto izolovaných poznatků
VíceMatematicko-fyzikální fakulta UK. Predikátová logika
Matematicko-fyzikální fakulta UK Predikátová logika Praha 2000 Obsah 1 Úvod 3 1.1 Jazyk logiky.............................. 4 1.2 Formální systém logiky prvního řádu................ 10 2 Výroková logika
VíceOBSAH Gödelova nezapomenutelná práce 15 0 ÚVOD 16 0.1 Základní pojmy... 18 0.1.1 Formální systémy... 18 0.1.2 Jazyk a metajazyk... 20 0.1.3 Bezesporné aneb konzistentní teorie... 21 0.1.4 Neúplné teorie...
VícePetr Glivický. slidy k přednášce Logika a teorie množin ZS 2016/17. Ke stažení na
slidy k přednášce Logika a teorie množin ZS 2016/17 petrglivicky@gmail.com Ke stažení na www.glivicky.cz Doporučená literatura Elektronická: tyto slidy a další materiály k přednášce dostupné na mém webu
VíceLogické programy Deklarativní interpretace
Logické programy Deklarativní interpretace Petr Štěpánek S využitím materialu Krysztofa R. Apta 2006 Logické programování 7 1 Algebry. (Interpretace termů) Algebra J pro jazyk termů L obsahuje Neprázdnou
VíceRezoluční kalkulus pro logiku prvního řádu
AD4M33AU Automatické uvažování Rezoluční kalkulus pro logiku prvního řádu Petr Pudlák Logika prvního řádu (Někdy nepřesně nazývaná predikátová logika.) Výhody Vyšší vyjadřovací schopnost jazyka, V podstatě
VíceZáklady logiky a teorie množin
1 2 Proč studovat matematickou logiku a teorii množin Základy logiky a teorie množin objasnění vztahu jazyka a významu (syntaxe a sémantiky) precizace klíčových matematických pojmů: axiom, teorie, důkaz,
Více