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4.14.2013

述詞邏輯的語法

我們學英文這門語言時,首先會學這個英文有哪些符號(a, b, c, ...),然後學單字(apple, water, ...),再學怎麼組成合文法的句子。

述詞邏輯也是一門語言,所以我們先學這個語言有哪些符號,然後學term,再學well-formed formula(合文法的句式,有人翻成完構式,簡稱wff)長什麼樣。

符號
邏輯符號(所有述詞邏輯的語言都會有這些符號,而且這些符號的詮釋是規定好的,不開放任意詮釋)
  • 變元(variable):$v_1, v_2, ⋯$ (有時會用$x, y, z, u, v$之類的)
  • 連接詞(connective):$¬, ∧, ∨, →, ↔$
    $¬$的其他寫法:$~$
    $∧$的其他寫法:$·$
    $→$的其他寫法:$⊃$
    $↔$的其他寫法:$≣$
  • 量限詞(quantifier):$∃, ∀$(有些人認為量限詞是非邏輯符號才對)
  • 等號:$=$(有些人認為等號是非邏輯符號才對)
  • 括號,或叫分段符號:(, ), [, ], {, } 
非邏輯符號(不是所有述詞邏輯的語言都會有這些符號)
  • 常元(constant):$a, b, c, ⋯, c_1, c_2, ⋯$ (長相不固定,如果有某個述詞邏輯的語言就是要拿「這個是放在,荷花的左邊」當常元,我們也沒辦法)
  • 述詞(predicate):$A, B, C, ⋯, P_1, P_2, ⋯, ∈, <, ⋯$(長相不固定)
  • 函數(function):$f, g, h, ⋯, f_1, f_2, ⋯, +, -, ×, ÷, ⋯$(長相不固定)
在以上這些符號之外的東西,就不是述詞邏輯這門語言的符號了。

Term
  1. 所有變元和常元都是term。
  2. 如果$f$是一個$n$元函數,那麼把$f$的參數位置都用term填滿後得到的東西,也是term。
  3. 以上兩點之外的東西都不是term。
所以,如果語言$L$有$c$這個常元和$g$這個二元函數,那麼下列都是這個語言的term:
  • $g(x, c)$
  • $g(g(x,c), c)$
  • $g(g(x,c), g(y, c))$
  • $g(g(g(x, y), c ), g(c, z))$
下列這些都不是這個語言的term:
  • $g(c, x, c)$($L$裡沒有三元的函數$g$)
  • $g(a, c)$($L$裡沒有符號$a$)
  • $g(c)$($L$裡沒有一元的函數$g$)
  • $cc$
Well-formed formula
  1. 如果$P$是一個$n$元述詞,那麼把$P$的參數位置都用term填滿後得到的東西,就是wff。這種wff有個特定的名字叫atomic formula(原子句式),是最簡單的wff。
  2. 如果$α,β$都是wff,$v$是隨便哪個變元,那麼下列這些也都是wff:$(¬α)$, $(α∧β)$, $(α∨β)$, $(α→β)$, $(α↔β)$, $(∃vα)$, $(∀vα)$。(有時會適度省略一些括號)
  3. 以上兩點以外的東西都不是wff。
所以,如果語言$L$有$c$這個常數,和$g$這個二元函數,和$Q$這個二元述詞,那麼下列都是這個語言的wff:
  1. $Q(c, c)$
  2. $Q(x, y)$
  3. $Q(c, z)$
  4. $Q(x, y)∧Q(x, y)$
  5. $∃zQ(x, y)$
  6. $∃x∀y[∃zQ(x, y)→¬Q(x, y)]$
我們會把裡面沒有出現自由(free)變元的formula稱為sentence。上列六個formula中,只有第一個和第六個是sentence。

下列都不是這個語言的wff:

  • $Q(c, c)= Q(c, c)$(等號是述詞,述詞的參數位置要放term,不是放formula)
  • $Q(Q(x,y), c)$($Q$是述詞,述詞的參數位置要放term,不是放formula)
  • $Q(c)$($L$裡沒有一元的述詞$Q$)
  • $∧Q(x, y)$
  • $Q(x, y)∃z$

述詞邏輯的語意

有了L這個語言的structure,先把這個structure叫$M$好了,我們就可以判斷這個語言中沒有自由變元(free variable)的語句(sentence),在$M$裡是真的還是假的。

以$L'$這個有$a, b, P, Q, f, g$這些非邏輯符號的語言為例,其中$a, b$是常數,$P$是一元述詞,$Q$是二元述詞,$f$是一元函數,$g$是二元函數。我們設計一個$L'$的structure $A$如下:
$U=\{0, 1, 2\}$
$a^A=0$
$b^A=1$
$P^A=\{0, 2\}$
$Q^A=\{(0,1), (1,2), (2,1)\}$
$f^A=\{(0,2), (1,2), (2,0)\}$
——意思是,$f^A(0)=2, f^A(1)=2, f^A(2)=0$
$g^A=\{(0,0,0), (0,1,1),(0,2,2), (1,0,1), (1,1,1), (1,2,1),$ $(2,0,1), (2,1,0), (2,2,1)\}$
—— 意思是,$g^A(0,0)=0, g^A(0,1)=1, g^A(0,2)=2, ⋯$
原子語句(atomic sentence)的真假值
在$A$這個structure裡,$P(a)$是真的還是假的?我們先看$a^A$指到什麼東西,再看看$a^A$指到的東西是不是在$P$的詮釋裡。在裡面,那麼$P(a)$是真的;不在裡面,那麼$P(a)$就是假的。$a^A$指到$0$,而且$0∈P^A$,所以$P(a)$在$A$裡是真的。$P(a)$在$A$裡是真的,通常會記為$A⊨P(a)$或$⊨_AP(a)$。

而$P(b)$因為$1∉P^A$,便是假的。$P(b)$在$A$中為假,則記為$A⊭P(b)$或$⊭_AP(b)$。$Q(a,b)$是真的,記為$A⊨Q(a,b)$,因為$(0,1)∈Q^A$。$A⊭Q(a,a)$,因為$(0,0)∉Q^A$。

至於P(f(a))在$A$裡的真假值,就把$a^A$指到的東西輸進$f^A$裡,看輸出的東西是不是在$P^A$裡。$a^A$指到$0$,$0$輸入$f^A$會輸出$2$(因為$(0,2)∈f^A$,其中$0$是輸入,$2$是輸出),而$2∈P^A$,所以$A⊨P(f(a))$。而$A⊭P(g(b,a))$,因為往$g^A$的第一個參數位置輸入$1$,第二個位置輸入$0$後,輸出的$1$不在$P^A$裡。

有連接詞的語句的真假值
和語句邏輯的計算方式差不多。例如
  • $A⊭P(g(b,a))$,所以$A⊨¬P(g(b,a))$。$A⊨P(a)$,故$A⊭¬P(a)$。
  • $P(a)∧P(g(b,a))$只會在$P(a)$和$P(g(b,a))$都為真的情況下為真,所以$A⊭P(a)∧P(g(b,a))$。
有量限詞(quantifier)的句子的真假值
$∀xP(x)$的意思是,所有domain裡的東西都有$P$這個性質。目前$U=\{0,1,2\}$,也就是說,$∀xP(x)$的意思是$0∈P^A$而且$1∈P^A$而且$2∈P^A$。因為$1∉P^A$,所以$A⊭∀xP(x)$。

$∃xP(x)$的意思是,至少有一個domain裡的東西有$P$這個性質。也就是說,$∃xP(x)$的意思是$0∈P^A$或者$1∈P^A$或者$2∈P^A$。所以$A⊨∃xP(x)$。

$∀x∃yQ(x,y)$的意思是,所有domain裡的東西,都和domain裡至少一個東西有$Q$這個關係。要講得具體一點以幫助理解的話,我們可以先把$Q$視為某個二元關係,例如$x$喜歡$y$(這不代表$Q$這個述詞就是$x$喜歡$y$的意思,$Q$就只是某個述詞符號,$Q^A$僅僅是某個由二元序列構成的集合。就像國小或幼稚園老師教$1+1=2$的時候,把「$1$這個自然數,填進+這個函數的兩個參數位置後,就會輸出$2$」生動地講成,一個蘋果和另一個蘋果放在一起就是兩個蘋果那樣。雖然$1+1=2$和蘋果半毛關係也沒有,但這樣舉例子比較容易理解),那麼$∀x∃yQ(x,y)$的意思便是,每個東西都至少喜歡一個東西。

不過句子太複雜或太長的話,我們可能沒辦法用舉實例的方式,理解句子的意思。不過還有別的辦法。也可以這樣理解$∀x∃yQ(x,y)$:$∀x∃yQ(x,y)$是指所有domain裡的東西都滿足$∃yQ(x,y)$,也就是
$∃yQ(x,y)[^x_0]$而且$∃yQ(x,y)[^x_1]$而且$∃yQ(x,y)[^x_2]$
$∃yQ(x,y)[^x_0]$的意思是$∃yQ(x,y)$中的$x$會指到domain裡的$0$。我們不能直接寫$∃yQ(0,y)$是由於,$0$不是term,所以$∃yQ(0,y)$不是合文法的字串。(私底下想把$∃yQ(x,y)[^x_0]$腦補成$∃yQ(0,y)$是沒問題,但別在正式場合這麼做)

而$∃yQ(x,y)[^x_0]$可以理解成,至少有一個domain裡的東西會滿足$Q(x,y)[^x_0]$,也就是,
$Q(x,y)[^x_0,^y_0]$或者$Q(x,y)[^x_0,^y_1]$或者$Q(x,y)[^x_0,^y_2]$。
所以,$∃yQ(x,y)[^x_0]$而且$∃yQ(x,y)[^x_1]$而且$∃yQ(x,y)[^x_2]$的意思就會是:
【$Q(x,y)[^x_0,^y_0]$或者$Q(x,y)[^x_0,^y_1]$或者$Q(x,y)[^x_0,^y_2]$】而且
【$Q(x,y)[^x_1,^y_0]$或者$Q(x,y)[^x_1,^y_1]$或者$Q(x,y)[^x_1,^y_2]$】而且
【$Q(x,y)[^x_2,^y_0]$或者$Q(x,y)[^x_2,^y_1]$或者$Q(x,y)[^x_2,^y_2]$】。
也就是
【$0$喜歡$0$,或者$0$喜歡$1$,或者$0$喜歡$2$】而且
【$1$喜歡$0$,或者$1$喜歡$1$,或者$1$喜歡$2$】而且
【$2$喜歡$0$,或者$2$喜歡$1$,或者$2$喜歡$2$】
因為domain裡的每個東西的確都喜歡至少一個東西,所以$A⊨∀x∃yQ(x,y)$。

有自由變元的句式(formula)的真假值
有自由變元的句式,基本上沒辦法判斷真假值。試想以下幾個句式:
  • $1=1$
  • $2=1$
  • $x=1$
第一個句式顯然是真的,第二個顯然是假的,但第三個就難辦了,因為我們不知道$x$到底是指哪個數,所以無從判斷$x$是不是等於$1$。

既然問題的根源在於,不知道$x$到底是指什麼,那麼就發派一個東西給$x$去指不就得了。負責這項指派業務的玩意兒,就是一元的assignment function(我不知道這個東西有沒有固定的中文譯名,如果硬要翻的話,就叫指派函數好了)。這個函數和邏輯語言裡那個非邏輯符號的函數的詮釋不一樣。Assignment function的定義域是所有變數的集合(而不是structure的domain,和對非邏輯符號的函數的詮釋不一樣),值域是structure的domain裡的某一個東西。也就是,只要我們輸入某個變數給assignment function,問它這個變數是指啥,它就會輸出一個structure的domain裡的東西,回答我們此變數是指structure的domain裡的這個東西。

問不同的assignment function同一個問題,可能會得到不同的答案。例如$h_1(x)=1$但$h_2(x)=2$之類的。這時在$h_1$這個assignment function的指派之下,$P(x)$在$A$中為假,因為$1∉P^A$,記為$A⊭P(x)[h_1]$,而在$h_2$的的指派之下,$P(x)$在$A$中為真,因為$2∈P^A$,記為$A⊨P(x)[h_2]$。

有時我們會看到一些長相比較奇特的assignment function,例如$h^x_1$。$h^x_1$是指,我們已經有一個assignment function $h$,而$h^x_1$是個這樣的函數:輸入$x$會輸出$1$,輸入$x$以外的變數會輸出和$h$一樣的東西;也就是
$h^x_1(v)=1$    , if $v=x,$($v$是variable的意思)
$h^x_1(v)=h(v)$, if $v≠x$
依此類推,
$h^x_1^y_2(v)=1$    , if $v=x, $
$h^x_1^y_2(v)=2$    , if $v=y, $
$h^x_1^y_2(v)=h(v)$, if $v≠x$ and $v≠y$

重要概念
  1. 某個structure $M$讓某個句子$φ$為真的話,我們就會就說$M$這個structure是$φ$的模型(model)。(不過structure和mode這兩個字常混用就是了)
  2. 某個語言$L$中的句子$φ$是可滿足的(satisfiable),若且唯若,至少有一個$L$的structure,和一個該structure的assignment function(如果$φ$裡有自由變元的話會用上,沒有的話,assignment function就只是來插花的)會讓$φ$為真。
  3. 某個語言$L$中的句子$φ$是邏輯真理(logical truth),記為$⊨φ$,若且唯若,所有$L$的structure,和所有該structure的assignment function都會讓$φ$為真。
    也就是,任選一個$L$的structur和它的隨便那個assignment function,$φ$在裡面都會是真的。
  4. 某個語言$L$中的語句集合$Γ$,蘊含(imply)該語言的某個句子$φ$,記為$Γ⊨φ$,若且唯若,所有會讓$Γ$裡全部句子都為真的$L$的structure,和所有該structure的assignment function,也都會讓$φ$為真。
    也就是,$Γ$裡全部句子都為真的時候,$φ$也會為真。
第3點,是第4點中的$Γ$取為空集合而產生的特例。

4.13.2013

述詞邏輯的structure

語句邏輯的句子是用真值表來判斷真假值,述詞邏輯的句子則是用structure來判斷。Structure是由domain和對非邏輯符號的詮釋(interpretation)構成的;至於要詮譯哪些非邏輯符號,就看語言中的非邏輯符號有哪些,詮釋那些就可以了。

以某個有$c_1, c_2, P_1, P_2, f_1, f_2$這些非邏輯符號的語言為例,其中$c_1, c_2$是常數,$P_1$是一元述詞,$P_2$是二元述詞,$f_1$是一元函數,$f_2$是二元函數此處符號的下標和述詞及函數是幾元一模一樣只是偶然),這個語言的structure大致會長成這樣:$M=(U, c_1^M, c_2^M, P_1^M, P_2^M, f_1^M, f_2^M)$。以下一一介紹這些符號的意思。

Structure的名字
$M=(U, c_1^M, c_2^M, P_1^M, P_2^M, f_1^M, f_2^M)$中的$M$和上標的$^M$顯示了這個structure的名字是$M$,意思是model。取名時通常會用大寫英文字母,有時會用特殊字形呈現,以示區隔,例如$M$的花體字是$\fr M$。

Domain
$U$指structure的domain,$U$是universe的意思。有些人不會寫$U$來表示domain,而是寫$D$,或dom($M$),或$|M|$(最後兩個寫法和structure的名字有關。不過$|M|$這個寫法可能會讓人誤以為你想談的是$M$的domain的基數(cardinality),也就是domain裡有幾個東西)。或者structure的名字用特殊字形,然後domain就用一般字形呈現,例如$\fr A$這個structure的domain就用$A$表示

當我們在說structure的大小、structure有多大時,我們指的是它的domain的基數。

Domain是一個集合,而且不能是空集合。我們可以把structure理解成是某個世界,domain則決定了這個世界上有哪些東西。你可以依自己喜好往domain這個集合裡加進任何東西,例如數字、英文字、中文字、人、幾何圖案;加無限個東西進去也行,例如讓domain是所有實數的集合。以下是一些domain這個集合可能的長相:
  • $\{0, 1, 2\}$ 
  • {$0, △, @, a$, Doctor House, 嗨!, 飛天麵條神}
不過為了書寫方便起見,通常只會放數字或英文字。我們暫定$M$的domain是$\{0, 1, 2\}$。

常數的詮釋
$c_1^M$是指,$c_1$這個常數在$M$裡的詮釋。$c_1^M∈U$,也就是,$c_1^M$會等於domain裡的某一個成員。我們可以把常數理解成domain裡某個東西的名字;一個東西可以有很多個常數當作名字,就像一個人可以有很多個綽號類似;但一個常數不能指到一個以上的東西,因為重名的話,我們就不知道那到底是在叫誰了。以下是一些$c_1, c_2$這兩個常數在$M$中可能的詮釋:
  • $c_1^M = 0, c_2^M = 1$
  • $c_1^M = 0, c_2^M = 0$
述詞的詮釋
$P_1^M$是指,$P_1$這個述詞在$M$裡的詮釋。我們對述詞的詮釋是外延(extension)式的。如果$P$是一個$n$元述詞,那麼$P^M⊆U^n$。$P^M$也是一個集合,而和domain不同的是,述詞的詮釋可以是空集合。

$U^n$是$U×⋯×U$乘$n$次的意思。$A×B$是一個由二元序列(tuple)構成的集合,序列中的第一個東西來自$A$,第二個來自$B$,把所有符合此條件的序列蒐集起來形成的集合,就是$A$×$B$。例如,
若$A=\{1,2\}, B=\{3,4\}$,則$A×B=$ $\{(1,3), (1,4), (2,3), (2,4)\}$。
$A×B×C$則是由許多三元序列構成的集合,序列中的第一個東西來自$A$,第二個來自$B$,第三個來自$C$,把所有符合此條件的序列蒐集起來形成的集合,就是$A×B×C$。例如,
若$A=\{1,2\}, B=\{3,4\}$,$C=\{5,6\}$,則$A×B×C=$ $\{(1,3,5), (1,4,5), (2,3,5), (2,4,5), (1,3,6), (1,4,6), (2,3,6), (2,4,6)\}$
在序列裡,東西的順序很重要,$(1,2)$和$(2,1)$是不同的序列,這點和集合很不一樣,$\{1,2\}$和$\{2,1\}$都是同一個集合。(也有人用角括號表示序列,但是我還沒弄清楚怎麼在blogger上打出角括號)

完全沒弄懂前面$P^M$ ⊆ $U^n$是什麼鬼玩意的人別擔心,先來看幾個例子。我們可以把一元述詞$P_1$的詮釋想成,我們想讓domain裡的哪些東西有$P_1$這個性質,我們就把那些東西放到$P_1^M$這個集合裡。$P_1$在$M$裡幾個可能的詮釋:
  • $\{1\}$ 
  • $\{0, 2\}$ 
  • $\{0, 1, 2\}$ 
我們可以把二元述詞$P_2$的詮釋想成,我們想讓domain裡哪兩個東西有$P_2$這個關係,就把那兩個東西放到$P_2^M$這個集合裡。或者更生動一點地說(就像國小或幼稚園老師教$1+1=2$的時候,把「$1$這個自然數,填進+這個函數的兩個參數位置後,就會輸出$2$」生動地講成,一個蘋果和另一個蘋果放在一起就是兩個蘋果那樣。雖然$1+1=2$和蘋果半毛關係也沒有,但這樣舉例子比較容易理解),把$P_2$想成某個二元關係,例如$x$喜歡$y$,我們想讓domain裡的$0$喜歡自己的話,就把$(0,0)$放進$P_2^M$這個集合裡,想讓domain裡的$1$喜歡domain裡的$2$的話,就把$(1,2)$放進去。

$P_2$在$M$裡幾個可能的詮釋:
  • $\{(0,0), (0,1), (0,2)\}$ ($0$喜歡domain裡的所有東西,$1$和$2$則什麼東西都不喜歡)
  • $\{(0,1), (1,0), (2,0)\}$ ($0$和$1$互相喜歡,$2$單戀$0$)
  • ∅(每個東西都不喜歡每個東西)
如果我們遇到的是三元述詞,而且這個述詞的詮釋不是空集合的話,集合裡的東西會長得像$(□,□, □)$,其中空格的部分各填進一個domain裡的東西。總的來說,如果遇到的是$n$元述詞,而且述詞的詮釋不是空集合的話,集合裡的東西會長得像$(□, ...,□)$,共$n$個空格,其中每個格子都填進一個domain裡的東西。

等號這個述詞非常特別,它是邏輯符號(不過有些邏輯學家不這麼認為,但目前先當作等號是邏輯符號),所以一般而言等號的詮釋已經規定好了,不是我們想要讓哪兩個domain裡的東西相等,就可以把那兩個東西組成的序列丟進等號的詮釋裡。等號的詮釋這個集合裡,放的東西一律是,每個domain裡的東西,自己和自己構成的序列,也就是,$\{(x,x)|x∈domain\}$。現在domain$=\{0,1,2\}$,所以$=^M=\{(0,0), (1,1), (2,2)\}$。

函數的詮釋
$f_1^M$是指,$f_1$這個函數在$M$裡的詮釋。如果函數$f$是$n$元的,則它的定義域是$U^n$,值域是$U$。

我們有個把函數轉成集合的辦法:函數是$n$元,我們就弄出$n+1$元的序列,序列的前面$n$格放輸入值,最後一格放輸出值。例如$g(x)=x+1$這個定義在自然數上的一元函數,轉成集合後會長這樣:$\{(0,1), (1,2), (2,3), ...\}$。

函數的定義是,如果輸入值在定義域裡的話,就一定要有輸出值,而且輸出值只能有一個。所以在詮釋函數時也要符合這條規定。

所以,$f_1^M$的定義域是$\{0, 1, 2\}$,因為$f_1$是一元函數。而$f_1^M$會長這樣:$\{(0,□), (1,□), (2,□)\}$,其中每個空格都填進一個domain裡的東西,就能得到一個可能的詮釋。所有空格都填同一個東西也沒關係。

$f_2^M$的定義域是$\{(0,0), (0,1),(0,2), (1,0), (1,1), (1,2), (2,0), (2,1), (2,2)\}$,因為$f_2$是二元函數。而$f_2^M$會長這樣:$\{(0,0,□), (0,1,□),(0,2,□), (1,0,□),$ $(1,1,□), (1,2,□), (2,0,□), (2,1,□), (2,2,□)\}$,其中每個空格都填進一個domain裡的東西。

如何用structure判斷句子是真的還是假的?請見述詞邏輯的語意

11.16.2012

公理,定理,引理和系理

對象語言(object language)和後設語言(metalanguage)
當有人用英文研究拉丁文時,對象語言是拉丁文,後設語言是英文。對象語言和後設語言可以是同一套語言,例如用中文研究中文的時候。基本上,後設語言中要具備對象語言裡的所有符號,不然討論對象語言時可能會遇上困難。例如,若只用中文研究英文,便無法寫出「water的意思是水」這種句子,因為後設語言裡沒有英文字母;若後設語言是一套由英文字母和中文構成的語言,就可以。我們在用中文、英文和某邏輯語言的符號,討論該邏輯語言時,對象語言是該邏輯語言,後設語言是一套由中文、英文和該邏輯語言的符號構成的語言。
公理(axiom)
在邏輯系統中,不需要證明就可以拿來用的句式(formula)便是公理。你可以問選這些句式當公理有什麼好處,但沒辦法要求證明這些句式。如果你覺得某邏輯系統的其中一些公理不能滿足你的需求(例如,不能完美模仿人類的推論方式),可以另闢一套邏輯系統,放自己喜歡的公理。但那套系統有沒有研究價值、是否有人想用則是另一回事。
定理(theorem)
僅利用某邏輯系統的公理,或利用公理及系統允許的推論規則就能證明的句式,便是該邏輯系統的定理。根據定義,任一邏輯系統的公理均是其定理。
定理還有另一個意思。對象語言是某套邏輯系統的邏輯文章裡,定理通常指作者主要想證明的句子,這個句子使用後設語言有,但對象語言沒有的符號描述該邏輯系統的性質。因為這種定理中出現了那套邏輯語言沒有的符號,所以無法被該邏輯系統的公理或推論規則證明。語句邏輯的演譯定理(deduction theorem)便是這樣的句子。第二種意思的定理被稱為後設定理(metatheorem)。
引理(lemma)
引理也是用後設語言描述邏輯系統的性質的句子。引理通常指,用來幫助證明後設定理的重要踏腳石。是後設定理還是引理,端賴它在文章中是否為作者的主要目標,因此可能發生,同一個句子在這篇文章中是引理,在另一篇文章中是後設定理的情況。
系理(corollary)
系理也是用後設語言描述邏輯系統的性質的句子。後設定理蘊含的一些重要結果便是系理,至於哪些被蘊含的結果才是重要的,則由作者決定;作者大多會選和他等一下要討論的事有關的結果當系理。一但證明後設定理,要證明該後設定理的系理通常很容易。

10.08.2011

九十九年中正哲學碩班甄試邏輯試答

I. True or False
  1. [(A∨B)→C]→[(D∧¬C)→(A→E)] is a tautology.
    T
  2. ∃x(∀yPy→Rx) is logically equivalent to ∀yPy→∃xRx.
    T
    1.∃x(∀yPy→Rx)    前提
    2.∀yPy                   ACP for ∃xRx
    3.∀yPy→Rx           1, EI
    4.Rx                        2,3, MP
    5.∃xRx                    4, EG
    6.∀yPy→∃xRx      2-5, CP
    .
    1.∀yPy→∃xRx      前提
    2.¬∃x(∀yPy→Rx)  AIP
    3.∀x¬(∀yPy→Rx) 2, EQ
    4.∀x(∀yPy∧¬Rx)  3, Impl, Dem, DN
    5.∀yPy∧¬Rx          4, UI
    6.∀yPy                    5, Simp
    7.∃xRx                    1,6, MP
    8. ¬Rx                     5, Simp
    9.∀x¬Rx                 8, UG
    10.¬∃xRx                9, EQ
    11.∃xRx∧¬∃xRx    7,10, Conj
    12.∃x(∀yPy→Rx)   2-11, IP
    .
  3. Suppose A is contingent. If A and B are inconsistent and A and C are inconsistent, then B and C must be inconsistent.
    F
    A和B不一致,而且A和C不一致,表示A和B不可能同時為真,而且A和C不可能同時為真。所以當A為真時,B和C都不會為真;但A為假時,B和C的真值不管怎麼設定都不會和「A和B不一致,而且A和C不一致」的前提有衝突。所以A和B不一致,而且A和C不一致,而且B和C一致的情況是有可能的。
    .
    或者,畫出A、B、C的真值表,然後把A和B同時為真的那列劃掉,再把A和C同時為真的那列劃掉,最後檢查剩下的列裡有沒有B和C同時為真的情況。
    .
  4. P∧R logically implies Q if and only if P logically implies P→Q and R logically implies R→Q.
    F
    P∧R⊧Q iff  P⊧P→Q and R⊧R→Q
    A蘊含(imply,⊧)B的意思是,當A為真時,B也會為真(不會有A為真B為假的情況)。檢查A if and only if B為不為真的方式有三種:
    一、當A為真時,B也為真。而且當B為真時,A也為真。
    二、當A為假時,B也為假。而且當B為假時,A也為假。
    三、當A為真時,B也為真。而且當A為假時,B也為假。
    我用第二種方式檢查。
    P∧R⊧Q只會在P和R為真,Q為假的時候為假。在P和R為真,Q為假的時候,P⊧P→Q and R⊧R→Q也為假。
    P⊧P→Q and R⊧R→Q會在P或R為真,Q為假的時候為假。在P和R只有其中一個為真,Q為假的時候,P∧R⊧Q會為真。
    .
    因為有P∧R⊧Q為真,但P⊧P→Q and R⊧R→Q為假的情況(P和R只有其中一個為真,Q為假),故P∧R⊧Q iff  P⊧P→Q and R⊧R→Q為假。
    .
  5. A is true unless B is false. So A and B cannot be both true.
    F
    P: A is true.
    Q: B is true.
    「A is true unless B is false」可以被改寫成P∨¬Q。當P和Q皆為真時,P∨¬Q也為真。所以A和B可以同時為真。
II. A politician made the following statement during a TV interview: 
“If I am not attending a congressional meeting, I am planning for a better future of our country. And if I am not planning for a better future of our country, I am listening to our people for their opinions.” What’s wrong with his statement?
A: I am attending a congressional meeting.
P: I am planning for a better future of our country.
L: I am listening to our people for their opinions.

這位政治家說的話可以被改寫成¬A→P, ¬P→L。

1.¬A→P          前提
2.¬P→L          前提
3.¬P                ACP
4.A                  1,3, MT
5.L                   2,3, MP
6.A∧L             4,5, Conj
7.¬P→(A∧L)  3-6, CP
8.¬(A∧L)        根據常識,大概沒有人可以一邊開國會會議一邊聴取人民的意見。
9.P                  7,8, MT

這位政治家一直在為國家的美好未來做打算。不過大概沒有人能無時無刻都掛念著同一件事。
III. Let “Lxy” stand for “x loves y”,
     “Hxy” stand for “x hates y” and
     “Px” stand for “x is a philosopher”.
Please symbolize the following sentence.
Someone who is not a philosopher loves exactly two different philosophers who hate each other.
∃x(¬Px∧∃y∃z(Lxy∧Lxz∧∀u(Lxu→(u=y∨u=z))∧¬y=z∧Py∧Pz∧Hyz∧Hzy))
IV. Please prove the following valid argument.
∀x(Rx↔Qx), ∃x(¬(Px↔Qx)↔Rx) /∴ ∀x((∃yRy∧∃yQy)→Px)→∀x¬Rx
  1. ∀x(Rx↔Qx)
  2. ∃x(¬(Px↔Qx)↔Rx)
  3. ∀x((∃yRy∧∃yQy)→Px)                          ACP for ∀x¬Rx
  4. ¬(Px↔Qx)↔Rx                                        2, EI
  5. (¬Px↔Qx)↔Rx                                        4, 等價
  6. ¬Px↔(Qx↔Rx)                                        5, 等價
  7. [¬Px∧(Qx↔Rx)]∨[Px∧¬(Qx↔Rx)]         6, Equiv
  8. Rx↔Qx                                                    1, UI
  9. ¬Px∨(Rx↔Qx)                                         8, Add, Comm
  10. ¬[Px∧¬(Qx↔Rx)]                                    9, Dem, DN, 等價
  11. ¬Px∧(Qx↔Rx)                                         7,10, DS
  12. ¬Px                                                           11, Simp
  13. (∃yRy∧∃yQy)→Px                                   3, UI
  14. ¬(∃yRy∧∃yQy)                                        12,13, MT
  15. ∀y¬Ry∨∀y¬Qy                                       14, QN
  16. ¬∀y(¬Ry∨¬Qy)                                        AIP
  17. ∃y(Ry∧Qy)                                               16, QN, DeM, DN
  18. Ry∧Qy                                                      17,EI
  19. ∃yRy∧∃yQy                                             18, Simp, EG, Conj
  20. ¬∀y¬Ry∧¬∀y¬Qy                                   19,QN
  21. ¬(∀y¬Ry∨∀y¬Qy)                                   20, Dem, DN
  22. (∀y¬Ry∨∀y¬Qy)∧¬(∀y¬Ry∨∀y¬Qy)   15,21, Conj
  23. ∀y(¬Ry∨¬Qy)                                           16-22, IP
  24. ¬Rx∨¬Qx                                                  23, UI
  25. ¬(Rx∧Qx)                                                 24, Dem, DN
  26. (Rx∧Qx)∨(¬Rx∧¬Qx)                              8, Equiv
  27. ¬Rx∧¬Qx                                                  25, 26, DS
  28. ¬∀yQy                                                       27, Simp, EG, QN
  29. ∀y¬Ry                                                       15,28, DS
  30. ¬Rz                                                            29, UI
  31. ∀x¬Rx                                                       30, UG
  32. ∀x((∃yRy∧∃yQy)→Px)→∀x¬Rx             3-31, CP
另一個方法:
  1. ∀x(Rx↔Qx)
  2. ∃x(¬(Px↔Qx)↔Rx)
  3. ¬[∀x((∃yRy∧∃yQy)→Px)→∀x¬Rx]             AIP 
  4. ∀x((∃yRy∧∃yQy)→Px)∧¬∀x¬Rx                3, DeM, DN
  5. ∃xRx                                                               4, Simp, QN
  6. Rx                                                                   5, EI
  7. Rx↔Qx                                                           1, UI
  8. Qx                                                                   6,7, Equiv, Simp, MP
  9. ∃yRy∧∃yQy                                                   6,8, EG, Conj
  10. ¬(Py↔Qy)↔Ry                                               2, EI
  11. ∃yRy∧∃yQy→Py                                           4, Simp, UI
  12. Py                                                                    9,11, MP
  13. ¬Py↔(Qy↔Ry)                                               10, 等價
  14. Qy↔Ry                                                            1, UI, 等價
  15. ¬Py                                                                  13,14, Equiv, Simp, MP
  16. Py∧¬Py                                                           12,15, Conj
  17. ∀x((∃yRy∧∃yQy)→Px)→∀x¬Rx                  3-16, IP
相關文章:

9.30.2011

素樸集合論的困難

素樸集合論(naive  set theory)是這樣定義集合的:
{x | x符合條件A、B、C…}
意思是,把符合A、B、C…這些條件的東西蒐集起來,就可以得到一個集合。

例如,屬於{x | x是猫}這個集合裡的東西都是猫,屬於{x | x是上帝}這個集合裡的東西都是上帝。可能有人會爭論{x | x是上帝}是不是空集合,如果不是的話那個集合裡有幾個東西,不過這對素樸集合論沒什麼威脅。真正的麻煩是,有些集合的條件會產生悖論。

1906年G. G. Berry提出了{x | x是可以用一行字定義的正整數(x is a positive integer definable in one line of type)} 這個集合。這個集合裡的東西有:
  • 12345
  • (把質數由小到大排列)第一百個質數
  • x4 - 17x3 + 101x2 - 247x + 210 = 0這個多項式的解
然而,有些正整數沒辦法只用一行字定義,因此不屬於{x | x是可以用一行字定義的正整數} 這個集合。不過我們可以為這些沒辦法只用一行字定義的正整數排大小,最小的那個數可以用下列這句話定義:
最小的不可以用一行字定義的正整數。
而這句話只有一行,所以該數屬於{x | x是可以用一行字定義的正整數} 這個集合!但是怎麼會有東西不屬於{x | x是可以用一行字定義的正整數}而且屬於{x | x是可以用一行字定義的正整數}呢?


另一個悖論來自羅素(Russell),所以叫羅素悖論(Russell's paradox),不過Ernst Zermelo也自行想到這個悖論。

1902年時,羅素提出了{x | x ∉ x}這個集合,這個集合蒐集不屬於自己的東西。這個集合裡的東西有:
  • {x | x是猫}({x | x是猫}這個集合裡蒐集的東西是猫,{x | x是猫}是集合而不是猫,所以{x | x是猫}這個集合裡不會蒐集「{x | x是猫}」這個東西)
  • {x | x是上帝}
那麼,{x | x ∉ x}這個集合屬不屬於自己?{x | x ∉ x}要嘛屬於自己,要嘛不屬於自己,如果它屬於自己,表示它滿足{x | x ∉ x}中x ∉ x這個條件,那麼它不屬於自己。如果它不屬於自己,表示它沒有滿足{x | x ∉ x}中x ∉ x這個條件,所以它屬於自己。

不管{x | x ∉ x}這個集合屬不屬於自己,都會產生矛盾。

參考資料:
P.4-6, Enderton, H. B. (1977) Elements of set theory [Academic Press]

相關文章:
羅素悖論 - 哲學與思方

8.08.2011

九十七學年度中正哲學轉學考邏輯試答

符號說明:
  • "¬" : not
  • "∧" : and
  • "∨" : or
  • "→" : if... then ...
  • "↔" : if and only if
  • "∀" : for all
  • "∃" : there is
我做邏輯推論時主要用的是十八條規則,參考書目為彭孟堯的符號邏輯

第一部份:語句邏輯

1.將下列兩個中文語句翻譯成語句邏輯的語句,並同時標明各原子語句所代表的中文語句。
(a)張三喜歡邏輯或哲學,但並非兩者都喜歡。
A:張三喜歡邏輯。B:張三喜歡哲學。
(A∨B)∧¬(A∧B)
(b)雖然張三喜歡邏輯,但是李四不喜歡。
A:張三喜歡邏輯。B:李四喜歡邏輯。
A∧¬B
2.利用真傎表判定下列論證是否為有效論證。
(¬P∨¬Q), (Q∧R) / (P→R)
(¬P∨¬Q), (Q∧R) / (P→R)
 F T F FT    T T T      T T T
 F T F FT    T F F      T F F
 F T T TF    F F T      T T T
 F T T TF    F F F      T F F
 T F T FT    T T T      F T T
 T F T FT    T F F      F T F
 T F T TF    F F T      F T T
 T F T TF    F F F      F T F
沒有前件皆真後件為假的情況,故此論證有效。
3.利用語句邏輯的證明規則證明以下論證。
(P∨Q), ((P→R)∧(R→Q)) / Q
1.P∨Q
2.(P→R)∧(R→Q)
3.¬Q                 AIP
4.P                   1,3,DS
5.R                   2,4,Simp,MP
6.Q                  2,5,Simp,MP
7.¬Q∧Q          3,6,Conj
8.Q                  3-7,IP
4.利用語句邏輯的證明規則證明以下邏輯定理。
((P∨(Q→R))→((P∨Q)→(P∨R)))
1.P∨(Q→R)                                   ACP for (P∨Q)→(P∨R)
2.P∨Q                                            ACP for P∨R
3.¬P                                                ACP for R
4.Q                                                 2,3,DS
5.Q→R                                           1,3,DS
6.R                                                  4,5,MP
7.¬P→R                                          3-6,CP
8.P∨R                                             7,Impl,DN
9.(P∨Q)→(P∨R)                            2-8,CP
10.(P∨(Q→R))→((P∨Q)→(P∨R)) 1-9,CP
第二部份:述詞邏輯

5.利用以下提供的述詞邏輯符號將下列四個中文語句翻譯成述詞邏輯的語句。
(j:張三;Dx:x是狗;Oxy:x擁有y;Bxy:x咬y)
(a)張三擁有至少兩隻狗。
(∃x)(∃y)(Dx∧Dy∧¬x=y∧Ojx∧Ojy)
(b)有隻狗咬張三。
(∃x)(Dx∧Bxj)
6.證明以下的論證為無效論證。
(∀x)(Px→Qx), ¬(∀x)Px/(∃x)¬Qx
前件皆真後件為假的反例:
D={0}
P={}
Q={0}
7.利用述詞邏輯的證明規則證明以下論證。
(a)((∃x)Pxa→Qa), (∀x)(¬Qx∨¬Rx) / (∀x)(Ra→¬Pxa)
1.(∃x)Pxa→Qa
2.(∀x)(¬Qx∨¬Rx)
3.Ra                       ACP for ¬Pxa
4.¬Qa∨¬Ra            2,UI
5.¬Qa                     3,4,DS
6.¬(∃x)Pxa             1,5,MT
7.(∀x)¬Pxa            6,QN
8.¬Pxa                    7,UI
9.Ra→¬Pxa            3-8,CP
10.(∀x)(Ra→¬Pxa) 9,UG
(b)(∀x)(Pax→(Qx→Rb)), ¬(∀x)¬Qx, (∀x)Rax / (∃x)Rx
我猜題目有筆誤。第三個前提大概要改成Pax。
1.(∀x)(Pax→(Qx→Rb))
2.¬(∀x)¬Qx
3.(∀x)Pax
4.(∃x)Qx               2,QN
5.Qx                      4,EI
6.Pax                     3,UI
7.Pax→(Qx→Rb)  1.UI
8.Qx→Rb              6,7,MP
9.Rb                      5,8,MP
10.(∃x)Rx              9,EG
8.利用述詞邏輯的證明規則證明以下的邏輯定理。
(∃x)(¬Px∨(∀x)Px)
1.¬(∃x)(¬Px∨(∀x)Px)   AIP
2.(∀x)¬(¬Px∨(∀x)Px)  1,QN
3.¬(¬Px∨(∀x)Px)         2,UI
4.Px∧¬(∀x)Px              3,DeM,DN
5.Px                              4,Simp
6.(∀x)Px                      5,UG?(應該可以吧)
7.¬(∀x)Px                    4,Simp
8.(∀x)Px∧¬(∀x)Px     6,7,Conj
9.(∃x)(¬Px∨(∀x)Px)   1-8,IP

九十九學年度中正哲學轉學考邏輯試答
九十八學年度中正哲學轉學考邏輯試答

九十八學年度中正哲學轉學考邏輯試答

符號說明:
  • "¬" : not
  • "∧" : and
  • "∨" : or
  • "→" : if... then ...
  • "↔" : if and only if
  • "∀" : for all
  • "∃" : there is
我做邏輯推論時主要用的是十八條規則,參考書目為彭孟堯的符號邏輯

第一部份:語句邏輯

1.將下列兩個中文語句翻譯成語句邏輯的語句,並同時標明各原子語句所代表的中文語句。
(a)中正大學在颱風來時放假。
A:颱風來台。B:中正大學放假。
A→B
(b)除非經濟復甦,否則失業人數會繼續增加。
A:經濟復甦。B:失業人數繼續增加。
A∨B
2.利用真傎表判定下列論證是否為有效論證。
((I→¬Y), (S∧Y)) / (S∧¬I)
((I→¬Y), (S∧Y)) / (S∧¬I)
  T F F T   T T T      T F FT
  T F F T   F F T      F F FT
  T T T F   T F F      T F FT
  T T T F   F F F      F F FT
  F T F T   T T T      T T TF
  F T F T   F F T      F F TF
  F T T F   T F F      T T TF
  F T T F   F F F      F F TF
沒有前件皆真後件為假的情況,故此論證有效。
3.利用語句邏輯的證明規則證明以下論證。
G→(H→K), H→(K→E), ¬G∨H / ¬G∨E
1.G→(H→K)
2.H→(K→E)
3.¬G∨H
4.G               ACP for E
5.H               3,4,DS
6.H→K         1,4,MP
7.K               5,6,MP
8.K→E         2,5,MP
9.E               7,8,MP
10.G→E       4-9,CD
11.¬G∨E     10,Impl
4.利用語句邏輯的證明規則證明以下邏輯定理。
(P→((¬P∨¬Q)→¬Q))
1.P                               ACP for (¬P∨¬Q)→¬Q
2.¬P∨¬Q                     ACP for ¬Q
3.¬Q                             1,2,DS
4.(¬P∨¬Q)→¬Q           2-3,CP
5.P→((¬P∨¬Q)→¬Q)   1-4,CP
第二部份:述詞邏輯

5.利用以下提供的述詞邏輯符號將下列四個中文語句翻譯成述詞邏輯的語句。(a:張三;b:小華;Pxy:x暗戀y;Bx:x是男孩)
(a)最多只有兩個男孩暗戀小華。
(∀x)(∀y)((Bx∧By∧Pxb∧Pyb)→(∀z)((Bz∧Pzb)→(z=x∨z=y)))
(b)所有的男孩中,只有張三暗戀小華。
(∀x)((Bx∧Pxb)→x=a)
6.證明以下的論證為無效論證。
(∀x)(¬Wx∨¬Px), (∀x)¬Wx / (∃x)¬Px
前件皆真後件為假的反例:
D={0}
W={}
P={0}
7.利用述詞邏輯的證明規則證明以下論證。
(∃x)(Mx∧Kx)→(∀y)Ay, ¬Aa / (∀x)(Mx→¬Kx)
1.(∃x)(Mx∧Kx)→(∀y)Ay
2.¬Aa
3.(∃y)¬Ay                      2.EG
4.¬(∀y)Ay                     3.QN
5.¬(∃x)(Mx∧Kx)            1,4,MT
6.(∀x)(¬Mx∨¬Kx)         5,QN,DeM,DN
7.(∀x)(Mx→¬Kx)          6.Impl
8.利用述詞邏輯的證明規則證明以下的邏輯定理。
(∀x)(¬Px→(Px→Qx))
1.¬Px                            ACP for Px→Qx
2.Px                               ACP for Qx
3.Px∨Qx                       2.Add
4.Qx                              1,3,DS
5.Px→Qx                       2-4,CP
6.¬Px→(Px→Qx)           1-5,CP
7.(∀x)(¬Px→(Px→Qx)) 6,UG
九十九學年度中正哲學轉學考邏輯試答
九十七學年度中正哲學轉學考邏輯試答

九十九學年度中正哲學轉學考邏輯試答

符號說明:
  • "¬" : not
  • "∧" : and
  • "∨" : or
  • "→" : if... then ...
  • "↔" : if and only if
  • "∀" : for all
  • "∃" : there is
我做邏輯推論時主要用的是十八條規則,參考書目為彭孟堯的符號邏輯

第一部份:語句邏輯

1.將下列兩個中文語句翻譯成語句邏輯的語句,並同時標明各原子語句所代表的中文語句。
(a)如果張三喜歡邏輯,則李四喜歡邏輯。反之亦然。
A:張三喜歡邏輯。B:李四喜歡邏輯。
A↔B
(b)只有降低利率,才能挽救金融危機。
A:利率被降低。B:金融危機被挽救。
B→A
2.利用真傎表判定下列論證是否為有效論證。
¬(P∨Q), (¬Q→(P∨¬R)) / ¬(Q∨R)
¬(P∨Q), (¬Q→(P∨¬R)) /¬(Q∨R)
F T T T     F T T T T F T    F  T T T
F T T T     F T T T T T F    F  T T F
F T T F     T F T T T F T    F  F T T
F T T F     T F T T T T F    T  F F F
F F T T     F T T F F F T    F  T T T
F F T T     F T T F T T F    F  T T F
T F F F     T F F F F F T    F  F T T
T F F F     T F T F T T F    T  F F F

沒有前提皆真且結論為假的情況,故此論證有效。
3.利用語句邏輯的證明規則證明以下論證。
(P→(¬Q→¬R)), ¬Q / (R→¬P)
1.P→(¬Q→¬R)
2.¬Q
3.R                      ACP for ¬P
4.¬Q∧R              2,3,Conj
5.¬(¬Q→¬R)      4,DeM,Impl,DN
6.¬P                   1,5,MT
7.R→¬P              3-6,CP
4.利用語句邏輯的證明規則證明以下邏輯定理。
((P∧Q)→((P→¬Q)→Q))
1.P∧Q                               ACP for (P→¬Q)→Q)
2.P→¬Q                            ACP for Q
3.Q                                   1,Simp
4.(P→¬Q)→Q)                  2-3,CP
5.(P∧Q)→((P→¬Q)→Q)    1-4,CP
第二部份:述詞邏輯
5.利用以下提供的述詞邏輯符號將下列四個中文語句翻譯成述詞邏輯的語句。(a:張三;b:李四;Hxy:x幫助y;Bx:x是男孩)
(a)有兩個男孩幫助張三。
(∃x)(∃y)(Bx∧By∧x≠y∧Hxa∧Hya)
(b)張三和李四都幫助所有的男孩。
(∀x)(Bx→(Hax∧Hbx))
6.證明以下的論證為無效論證。
(∀x)(Px→Qx), (∃x)Px / (∀x)Qx
前提皆真結論為假的反例:
D={0,1}
P={0}
Q={0}
7.利用述詞邏輯的證明規則證明以下論證。
(∀x)¬(Px∧Qx), ((∃x)¬Qx→(∃x)(Rx∧Sx)) / (∀x)¬Px∨(∃x)Rx
1.(∀x)¬(Px∧Qx)
2.(∃x)¬Qx→(∃x)(Rx∧Sx)
3.¬Px∨¬Qx                       1,Dem,UI
4.¬(∃x)Rx                          ACP for (∀x)¬Px
5.(∀x)¬Rx                         4,QN
6.¬Rx                                 5,UI
7.¬Rx∨¬Sx                        6,Add
8.(∀x)(¬Rx∨¬Sx)               7,UG?(應該可以用UG吧)
9.(∀x)¬(Rx∧Sx)                 8,DeM,DN
10.¬(∃x)(Rx∧Sx)                9,QN
11.¬(∃x)¬Qx                       2,10,MT
12.(∀x)Qx                          11,QN
13.Qx                                  12,UI
14.¬Px                                 3,13,Comm,DS
15.(∀x)¬Px                         14,UG?(應該可以用UG吧)
16.¬(∃x)Rx→(∀x)¬Px        4-15,CP
17.(∀x)¬Px∨(∃x)Rx           16,Impl,DN,Comm
8.利用述詞邏輯的證明規則證明以下的邏輯定理。
((∀x)(Px→(Qx→Rx))→((∀x)(Px→Qx)→(∀x)(Px→Rx)))
1.(∀x)(Px→(Qx→Rx))                   ACP for (∀x)(Px→Qx)→(∀x)(Px→Rx)
2.(∀x)(Px→Qx)                             ACP for (∀x)(Px→Rx)
3.Px                                              ACP for Rx
4.Px→(Qx→Rx)                             1,UI
5.Px→Qx                                       2,UI
6.Qx→Rx                                       3,4,MP
7.Qx                                              3,5,MP
8.Rx                                              6,7,MP
9.Px→Rx                                        3-8,CP
10.(∀x)(Px→Rx)                            9,UG
11.(∀x)(Px→Qx)→(∀x)(Px→Rx)    2-10,CP
12.(∀x)(Px→(Qx→Rx))→((∀x)(Px→Qx)→(∀x)(Px→Rx))
                                                      1-11,CP
九十八學年度中正哲學轉學考邏輯試答
九十七學年度中正哲學轉學考邏輯試答

2.19.2011

語句邏輯的完備性

如果你不太能理解這篇文章在幹嘛,建議先讀過下列文章。
完備性:如果Γ ⊧A,那麼Γ├A。如果不管語句們的真值設定是什麼,都不會出現Γ裡的語句都為真但A為假的情況,那麼Γ可以推導出某個語句A(Γ可以是空集合)(完備性是後設定理)。

PS系統的其中一種完備性證明:

證明簡介:
因為找不到方法為Γ ⊧A排序,所以不能像證明健全性那樣用數學歸納法做證明。不過,P→Q若且唯若¬Q→¬P,因此證明了
如果並非Γ├A,那麼並非Γ ⊧A
也就是證明了完備性。

另外,有人證明了
  • 並非Γ├A,若且唯若,Γ∪{¬A}是一致的,以及
  • 並非Γ ⊧A,若且唯若,Γ∪{¬A}有一個模型(model)。Γ∪{¬A}有一個模型的意思是,有個真值設定v,它的unique extension v'給Γ裡的語句和¬A的值都是1。
因此,證明了
如果Γ∪{¬A}是一致的,那麼Γ∪{¬A}有一個模型
 也就是證明了完備性。

假設前件(Γ∪{¬A}是一致的)為真,然後把Γ∪{¬A}擴充成最大化一致集合(maximal consistent set)Γ*,再根據Γ*做出一個真值設定v,而這個v會是Γ∪{¬A}的模型。得證如果Γ∪{¬A}是一致的,那麼Γ∪{¬A}有一個模型。得證語句邏輯的完備性。
  • 最大化一致集合的定義:Γ是最大化一致集合,若且唯若,Γ是一致的,而且對任何合法的語句A而言,如果A∉Γ,那麼Γ∪{A}是不一致的。
證明:

先證明跟最大化一致集合有關的兩個的引理(lemma)放著備用。
  1. 如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,要嘛A∈Γ,要嘛¬A∈Γ(Γ是最大化一致集合,所以不會有A∈Γ而且¬A∈Γ的情況)。

    使用反證法,假設前件成立而且後件不成立,如果能根據這些假設推導出矛盾的結果,就能得證前件成立時後件會成立。

    假設Γ是最大化一致集合,而且有個語句A,A∉Γ、¬A∉Γ。根據最大化一致集合的定義,Γ∪{A}和Γ∪{¬A}都是不一致的。根據一致的定義,從Γ∪{¬A}是不一致的這件事可以推論出會有某個語句B,Γ∪{¬A}├B而且Γ∪{¬A}├¬B。根據之前證明過的Γ, A├B若且唯若Γ├A→B定理,從Γ∪{¬A}├B而且Γ∪{¬A}├¬B,可以推論出Γ├¬A→B和Γ├¬A→¬B。

    根據├(¬A→B)→((¬A→¬B)→A)這條我目前還不知道是怎麼推論出來的定理,以及上一段最後一句的Γ├¬A→B和Γ├¬A→¬B,用MP規則可以推論出Γ├A。

    根據一致的定義,從Γ∪{A}是不一致的這件事可以推論出會有某個語句C,Γ∪{A}├C而且Γ∪{A}├¬C。根據A├B若且唯若Γ├A→B定理,從Γ∪{A}├C而且Γ∪{A}├¬C,可以推論出Γ├A→C和Γ├A→¬C。根據├A→¬¬A定理、Γ├A→C和Γ├A→¬C和MP規則,可以得到Γ├¬¬A→C和Γ├¬¬A→¬C。

    根據├(¬A→B)→((¬A→¬B)→A)定理,以及上一段最後一句的Γ├¬¬A→C和Γ├¬¬A→¬C,用MP規則可以推論出Γ├¬A。

    因此Γ├A而且Γ├¬A,Γ 不一致,Γ 不會是最大化一致集合。這個結果和我們的假設矛盾,得證如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,要嘛A∈Γ,要嘛¬A∈Γ。
    .
  2. 如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,如果Γ├A,那麼A∈Γ。

    用反證法。假設Γ是最大化一致集合,而且Γ├A而且A∉Γ。A∉Γ,根據最大化一致集合的定義,Γ∪{A}是不一致的。Γ∪{A}不一致,因此會有某個語句B,Γ∪{A}├B而且Γ∪{A}├¬B。根據A├B若且唯若Γ├A→B,可以得到Γ├A→B和Γ├→A¬B。根據Γ├A(假設)、Γ├A→B、Γ├→A¬B和MP,可以得到Γ├B和Γ├¬B。因此Γ不是最大化一致集合,和假設矛盾。
用Lindenbaum's lemma把Γ∪{¬A}擴充成最大化一致集合。
Lindenbaum's lemma:任何一致的集合Γ都可以擴充成最大化一致集合Γ*
證明:

找一個函數f,它的功能是把所有合法的語句從1開始編號。每個編號都不一樣。把Γ擴充成最大化一致集合Γ*的程序如下:
  • Γ0 = Γ(Γ0就是Γ)。
  • Γn+1 = Γn∪φn+1,如果Γn∪φn+1是一致的
    (如果Γn∪φn+1是一致的,那麼Γn+1 = Γn∪φn+1)。
    Γ1 = Γn,如果Γn∪φn+1是不一致的
    (如果Γn∪φn+1是不一致的,那麼Γn+1 = Γn)。
  • Γ* = ∪n∈ωΓn(Γ* = Γ0∪Γ1∪Γ2∪...Γn∪...,ω是指自然數的集合。根據定義不能聯集一串無限大的集合,所以Γ* = Γ0∪Γ1∪Γ2∪...Γn∪...的寫法是不合法的)。
證明對任何屬於ω的n來說,Γn是一致的(弱數學歸納法):
  • B.C.:Γ0根據預設是一致的。
  • I.H.:假設Γn是一致的。
  • I.C.:從Γn變成Γn+1有兩種情況。一,Γn∪φn+1是一致的,那麼Γn+1 = Γn∪φn+1,在這種情況下Γn+1是一致的。二,Γn∪φn+1是不一致的,那麼Γn+1 = Γn,根據I.H.,Γn+1是一致的。
故得證對任何屬於ω的n來說(for any n∈ω),Γn是一致的。

證明每個Γ*的子集合都是某些Γn的子集合(反證法):
假設有個Γ*的子集合α,α不是任何Γn的子集合,因此,α裡的某些語句φ不屬於任何Γn。然而,Γ* = ∪n∈ωΓn,所以屬於Γ*的語句一定會屬於某個Γn

證明Γ*是一致的(反證法):
假設Γ*是不一致的,因此對某個語句A而言Γ*├A而且Γ*├¬A。在推導是有限長的情況下,被拿來當前提的語句也會是有限多個。把推導出A的前提們稱做α,α是Γ*的子集合;把推導出¬A的前提們稱做β,β是Γ*的子集合。讓Γ等於α聯集β,Γ也會是Γ*的子集合,此外,Γ├A而且Γ├¬A。出現了有個Γ*的子集合是不一致的情況。然而根據之前證明過的,
  • 每個Γ*的子集合都是某些Γn的子集合
  • 對任何屬於ω的n來說,Γn是一致的
因此Γ會是一致的。產生矛盾,因此Γ*是一致的。

證明Γ*是最大化的(反證法):
假設Γ*不是最大化的,因此,會有某個語句A,A∉Γ*,而且Γ*∪{A}是一致的。然而,A會被標上某個編號,例如Am,因為Γ*∪{A}是一致的,所以A∈Γm,所以A∈Γ*。產生矛盾,因此Γ*是最大化的。
於是就證明了任何一致的集合Γ都可以擴充成最大化一致集合Γ*
用Γ*做出一個特別的真值設定v。
這個特別的真值設定v是長這樣的:
  • v(A) = 1,若且唯若,φ是原子語句而且φ∈Γ*
  • v(A) = 0,若且唯若,φ是原子語句而且φ∉Γ*
Henkin Lemma:這個特別的真值設定v的v',對任何合法語句φ而言,φ∈Γ*若且唯若v'(φ) = 1。
證明(強數學推納法,用φ裡的連接詞數量做排序):
  • B.C.:φ是原子語句,根據那個特別的真值設定v的定義,φ∈Γ*若且唯若v'(φ) = 1。
  • I.H.:假設,對所有連接詞數量小於n的合法語句而言,φ∈Γ*若且唯若v'(φ) = 1。
I.C.:當φ的連接詞數量是n的時候,要嘛φ = ¬ψ,要嘛φ = ψ→χ。
  1. φ = ¬ψ
    ψ的連接詞數量是n-1,根據I.H.,ψ∈Γ*若且唯若v'(ψ) = 1。v'(φ) = 1若且唯若v'(ψ) = 0,v'(ψ) = 0若且唯若ψ∉Γ*。因為Γ*是最大化一致集合,根據之前證的「如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,要嘛A∈Γ,要嘛¬A∈Γ」,ψ∉Γ*所以¬ψ∈Γ*。因此φ∈Γ*。 
  2. .
  3. φ = ψ→χ
    ψ和χ的連接詞數量都小於n。

    (如果φ∈Γ*則v'(φ) = 1)(反證法)
    假設φ∈Γ*而且v'(φ) = 0。v'(φ) = 0,所以v'(ψ) = 1而且v'(χ) = 0。v'(ψ) = 1而且v'(χ) = 0,根據I.H.,ψ∈Γ*而且χ∉Γ*。根據χ∉Γ*和「如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,要嘛A∈Γ,要嘛¬A∈Γ」,可以推論出¬χ∈Γ*。因為ψ∈Γ*和¬χ∈Γ*,所以Γ*├ψ而且Γ*├¬χ。根據定理├ψ→(¬χ→¬(ψ→χ))和MP,得到Γ*├¬(ψ→χ)。根據Γ*├¬(ψ→χ)和之前證的「如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,如果Γ├A,那麼A∈Γ」,可以得到¬(ψ→χ)∈Γ*。因此¬φ∈Γ*。因此φ∈Γ*而且¬φ∈Γ*,所以Γ*├φ而且Γ*├¬φ,Γ*是不一致的。這個結果和Γ*是一致的預設矛盾。
    .
    (如果v'(φ) = 1則φ∈Γ*
    假設v'(φ) = 1,所以v'(ψ) = 0或v'(χ) = 1。根據I.H.,ψ∉Γ*或χ∈Γ*

    1.ψ∉Γ*
    根據「如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,要嘛A∈Γ,要嘛¬A∈Γ」,¬ψ∈Γ*,因此Γ*├¬ψ。根據Γ*├¬ψ、定理├¬ψ→(ψ→χ)和MP可以得到Γ*├ψ→χ。根據Γ*├ψ→χ和「如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,如果Γ├A,那麼A∈Γ」,可以得到ψ→χ∈Γ*,也就是φ∈Γ*

    2.χ∈Γ*
    χ∈Γ*,所以Γ*├χ。根據公理├χ→(ψ→χ)和Γ*├χ和MP可以得到Γ*├ψ→χ。根據Γ*├ψ→χ和「如果Γ是最大化一致集合,那麼對任何合法的語句A而言,如果Γ├A,那麼A∈Γ」,可以得到ψ→χ∈Γ*,也就是φ∈Γ*
得證Henkin Lemma。
完備性:Γ ⊧A則Γ├A。
Γ ⊧A則Γ├A,若且唯若,並非Γ├A則並非Γ ⊧A,若且唯若,Γ∪{¬A}是一致的則Γ∪{¬A}有一個模型。

Γ∪{¬A}是一致的,所以可以用Lindenbaum's lemma把Γ∪{¬A}擴充成最大化一致集合Γ*,然後用Γ*做出一個特別的真值設定v。根據Henkin Lemma,因為Γ∪{¬A}裡的語句都屬於Γ*,所以這個v的v'給Γ∪{¬A}裡的語句的值都會是1,因此Γ∪{¬A}有一個模型。
得證語句邏輯的完備性。

參考資料:中正哲學所九十九學年度第一學期進階邏輯Kiki的講義。

2.14.2011

語句邏輯的健全性

如果你不太能理解這篇文章在幹嘛,建議先讀過下列文章。
健全性(soundness):如果Γ├A,那麼Γ ⊧A。如果某組語句Γ可以推導出某個語句A,那麼不管語句們的真值設定是什麼,都不會出現Γ裡的語句都為真但A為假的情況(Γ可以是空集合)(健全性是後設定理)。

PS系統的健全性證明:

使用強數學歸納法,用推論出A需要幾行證明為Γ├A排序。

B.C.當證明行數為1的時候,A要嘛是公理,要嘛是前提。
  • A是公理:
    1. 公理1:├A→(B→A)
      如果有個真值設定v讓v'(A→(B→A)) = 0(讓A→(B→A)為假),那麼v'(A) = 1而且v'(B→A) = 0。想讓v'(B→A) = 0,那麼v'(B) = 1而且v'(A) = 0。但是v'(A)在之前設定的值是1(畫底線的地方),所以找不到讓v'(A→(B→A)) = 0的真值設定。因此 ⊧A→(B→A)成立。
      .
    2. 公理2:├(A→(B→C))→((A→B)→(A→C))
      如果有個真值設定v讓v'((A→(B→C))→((A→B)→(A→C))) = 0,那麼v'(A→(B→C)) = 1而且v'((A→B)→(A→C)) = 0。讓v'((A→B)→(A→C)) = 0,那麼v'(A→B) = 1而且v'(A→C) = 0。讓v'(A→C) = 0,那麼v'(A) = 1而且v'(C) = 0。v'(A) = 1,所以要讓v'(A→B) = 1的話,v'(B) = 1。但是v'(A) = 1而且v'(C) = 0而且v'(B) = 1的話,v'(A→(B→C)) = 0,和之前v'(A→(B→C)) 設定的值(畫底線處)不同。因此找不到讓v'((A→(B→C))→((A→B)→(A→C))) = 0的真值設定。⊧(A→(B→C))→((A→B)→(A→C))成立。
      .
    3. 公理3:├(¬A→¬B)→(B→A)
      如果有個真值設定v讓v'((¬A→¬B)→(B→A)) = 0,那麼v'(¬A→¬B) = 1而且v'(B→A) = 0。讓v'(B→A) = 0,那麼v'(B) = 1而且v'(A) = 0。但是如此一來會讓v'(¬A→¬B) = 0,所以⊧(¬A→¬B)→(B→A)成立。
      .
  • A是前提:
    當前提裡的所有語句φ在某個真值設定v底下,v'(φ) = 1,那麼v'(A)當然也會是1。
I.H.假設,當Γ├A的證明長度小於n時,如果Γ├A則Γ ⊧A。

I.C.當Γ├A的證明長度等於n時,A要嘛是公理,要嘛是前提,要嘛是用MP規則推論出來的。
A是公理的話,在B.C.已經證明公理都是恆真句了,所以Γ⊧A(A是公理)。

A是前提的情況,證明方式和B.C.差不多。

A是用MP規則推論出來的,也就是說,A是如下推論出來的:
第1行:Γ├某個句子
第2行:Γ├某個句子

第 i 行:Γ├B→A

第 j 行:Γ├B

第 n 行:Γ├A(根據第i行、第j行及MP)

因為第 i 行和第 j 行的推論長度都小於第 n 行,所以它們都可以使用I.H.做推論。所以可以得到Γ⊧B→A和Γ⊧B。Γ⊧B→A的意思是,在任何真值設定v下,如果有v'讓Γ裡所有語句的值都是1,那麼那個v'也會讓B→A的值是1(v'(B) = 0 或v'(A) = 1)。Γ⊧B的意思是,在任何真值設定v下,如果有v'讓Γ裡所有語句的值都是1,那麼那個v'也會讓B的值是1

根據上一段畫了底線的那兩句話,可以知道,在Γ⊧B→A和Γ⊧B都成立的情況裡,
在任何真值設定v下,v'(A) = 1。因此,在Γ⊧B→A和Γ⊧B都成立的情況裡,Γ⊧A也成立。
得證PS這個證明系統的健全性。

參考資料:中正哲學所九十九學年度第一學期進階邏輯Kiki的講義。

2.13.2011

數學歸納法

數學歸納法(proof by induction)是集合論裡的定理(theorem)。這個定理用在語句邏輯上大概是這個樣子:
想證明某一類型的合法語句都具有某個性質P,就得先為該類型的語句們用自然數排序(例如句子裡面沒有連接詞的語句們的排序是0,有一個連接詞的語句們的排序是1之類的),然後就可以用數學歸納法了。

先證明排序中最小的語句們(例如,如果是用語句的連接詞數量來排序,那麼最小的排序是0;如果是用推論的長度來排序,那麼最小的排序是1)有性質P(base case),然後假設排序n的語句們有性質P(inductive hypothesis),再利用假設證明排序為n+1的語句們也有性質P(inductive case)。這樣就能得到我們想要的結論:任何排序的語句都有性質P。
有三種使用數學歸納法的方式,弱歸納法(weak induction)、強歸納法(strong induction)和良序歸納法(well-ordering induction)。但是我不清楚良序歸納法是什麼就不寫了。

弱歸納法
  • Base Case:證明最小的排序有性質P。
  • Inductive Hypothesis:假設排序為n的語句有性質P。
  • Inductive Case:用IH證明排序為n+1的語句有性質P。
    得證任何排序的語句都有性質P。
強歸納法
  • Base Case:證明最小的排序有性質P。
  • Inductive Hypothesis:假設排序小於n的語句都有性質P。
  • Inductive Case:用IH證明排序為n的語句有性質P。
    得證任何排序的語句都有性質P。(強歸納法的範例可以在這篇文章裡找到)

數學歸納法的部分我沒有讀得很清楚,所以這篇不是寫得很好。Kiki有在講義附上參考書目(Causey R. (2001), Logic, Sets, and Recursion.),有興趣的人可以找來看看。

參考資料:中正哲學所九十九學年度第一學期進階邏輯Kiki的講義。

2.12.2011

語句邏輯的證明系統

 (這裡用的A、B、C可以替換成其他合法的語句)

證明系統裡有公理(axiom)和推論規則(rule of inference)這兩個部分。

Kiki上課時用的證明系統(PS系統)裡只用了兩個連接詞,¬和→。不過我忘記要怎麼證明這兩個連接詞就夠用了。另外,Kiki有提到其實只要「|」這個連接詞*1就夠用。證明系統的公理越少,以後在證明健全性和完備性時會比較簡單,但是做推論時會比較麻煩,要寫好幾行才能推論出想要的東西。

PS系統裡會用到「├」這個符號,如果我沒記錯的話這個符號的名字是single term style。
證明(proof):├A
意思是A是公理,或A是由公理和推論規則產生的。A不需要任何前提就能堆論出來。

推導(deduction):Γ├A
意思是A是由Γ這組前提,以及公理和推論規則產生的語句。Γ是由語句們形成的集合。當Γ├A裡的Γ是空集合時,它就是├A。

一致(consistency):
Γ 是個一致的集合,若且唯若,對於某個語句A而言,不會有Γ├A而且Γ├¬A的情況發生。
PS系統的公理:
  1. ├A→(B→A)
  2. ├(A→(B→C))→((A→B)→(A→C))
  3. ├(¬A→¬B)→(B→A)
PS系統的推論規則:Modus Ponens(MP)
  • 由├A→B和├A可以得到├B,或者
  • A→B, A├B
有了公理和推論規則後,就可以推論出其它定理(theorem)(因為還沒證明語句邏輯的健全性完備性,所以不能用語句的真假值來證明這些定理):

推導├A→A。
  1. ├A→((A→A)→A)                                          公理1
  2. ├(A→((A→A)→A))→((A→(A→A))→(A→A))   公理2
  3. ├(A→(A→A))→(A→A)                                  1,2,MP
  4. ├A→(A→A)                                                  公理1
  5. ├A→A                                                          3,4,MP
推導Γ, A├B若且唯若Γ├A→B(這是後設定理,因為在語句邏輯的語法裡沒有說「Γ」、「若且唯若」是合法的語句邏輯符號)。
1.如果Γ├A→B則Γ, A├B。
當Γ├A→B時,如果在前提裡加進A,讓前提從Γ變成Γ, A,那麼除了
Γ, A├A→B以外我們還可以得到Γ, A├A。根據MP規則,從Γ, A├A→B和Γ, A├A我們可以推論出Γ, A├B。
2.如果Γ, A├B則Γ├A→B。
這時候要用到數學歸納法。用推導的長度為Γ, A├B的推導們排序(例如之前推導├A→A時推導的長度是五行)。
Base Case:
證明當Γ, A├B推導的長度是一行時,Γ, A├B則Γ├A→B會成立。

Γ, A├B推導的長度是一時,要嘛B和A是同一個語句,要嘛B是公理或Γ裡的某個語句。
  1. B和A是同一個語句:
    那麼根據├A→A這個定理,Γ├A→B會成立。
  2. B是公理:
    因此Γ├B。加上公理1Γ├B→(A→B),使用MP規則可以得到Γ├A→B。
  3. B是Γ裡的某個語句:
    因此Γ├B。加上公理1Γ├B→(A→B),使用MP規則可以得到Γ├A→B。
Inductive Hypothesis:
假設當Γ, A├B的推導長度小於n時,Γ, A├B則Γ├A→B會成立。

Inductive Case:
利用Inductive Hypothesis證明當Γ, A├B推導的長度是n行時,Γ, A├B則Γ├A→B會成立。

Γ, A├B推導的長度是n時,要嘛B和A是同一個語句,要嘛B是公理或Γ裡的某個語句,要嘛B是用MP規則推論出來的。
  1. B和A是同一個語句:證明方式和Base Case一樣。
  2. B是公理:同上。
  3. B是Γ裡的某個語句:同上。
  4. B是用MP規則推論出來的:
    也就是說,B是這樣推論出來的:
    第1行:Γ, A├某個句子
    第2行:Γ, A├某個句子

    第 i 行:Γ, A├C→B

    第 j 行:Γ, A├C

    第 n 行:Γ, A├B(根據第i行、第j行及MP)

    因為第 i 行和第 j 行的推論長度都小於第 n 行,所以它們都可以使用Inductive Hypothesis做推論。所以Γ, A├C→B使用IH後我們得到Γ├A→(C→B)。Γ, A├C使用IH後得到Γ├A→C。再使用公理2Γ├(A→(C→B))→((A→C)→(A→B))和MP規則,就可以得到Γ├A→B。
其他PS系統裡的後設定理(大概不只這些):
  • Idempotence:Γ, A├A
  • Monotonicity(單調性):如果Γ├A,那麼Γ, Σ├A
  • Cut:如果Γ, A├B而且Γ, A, B, Σ├C,那麼Γ, A, Σ├C
其他PS系統裡的定理:
  • →的傳遞性:A→B, B→C├A→C
  • ├¬A→(A→B)
    如果某組前提可以推論出A也可以推論出¬A(也就是說,這組前提不一致),那麼根據MP規則及這個定理,這組前提可以推論出任何語句。
  • ├¬¬A→A
  • ├A→¬¬A
  • ├A→((A→B)→B)
  • ├(A→B)→(¬B→¬A)
  • ├(A→¬A)→¬A
  • 懶得列了,就這樣。有興趣的人可以試試看自己推導這些定理。不過我幾乎都證不出來,嘛哈。
參考資料:中正哲學所九十九學年度第一學期進階邏輯Kiki的講義。

Note:
  1. 這個連接詞的真值表如下:
    A|B
    T F T
    T T F
    F T T
    F T F

2.02.2011

語句邏輯的語法和語意

(用φ、ψχ代表合法的語句,用Γ、Σ、Φ、Δ代表合法語句的集合 )
語法(syntax)

定義合法的邏輯符號:
  • ¬、∧、∨、→、↔ (邏輯連接詞)
  • A、A1、A2、…B、B1、B2、… (有可數無限大那麼多的語句符號)
  • (、) (括號)
定義合法的語句(well-formed formula,wff):
  1. A、A1、A2、…、B、B1、B2、…這些都是合法的語句。
  2. 如果φ和ψ都是合法的語句,那麼下列這些也是:
    ¬φ、¬ψ
    φ∧ψ
    φ∨ψ
    φ→ψ
    φ↔ψ
  3. 只有符合前兩點的才是合法的句子。
這樣的定義被稱為遞迴定義(recursive definition)。當你要確定某串符號是不是符合定義,就得一直往前追朔其他東西是不是符合定義。例如,要檢查(A∧C)→(↔B)是不是wff,就得檢查(A∧C)和↔B是不是wff(根據定義2)。要檢查A∧C是不是wff,就得看A和C是不是wff(根據定義2);A和C是wff(根據定義1),所以A∧C是wff。而↔B不符合定義1也不符合定義2,所以它不是wff(根據定義3)。因此,(A∧C)→(↔B)不是wff。

使用遞迴定義的好處是只要寫幾行字就夠了,而且以後可以用數學歸納法做推論。

語意(semantics)

語意談論的是語句的真假值。賦予語句真假值的是函數v(被稱為structure或interpretation)和函數v'(v的unique extension)。

函數v的定義域是語句符號(sentence letter,SL)的集合;對應域則是{0,1},1代表真,0代表假。換句話說,v會給每個原子語句(atomic sentence,原子語句是沒有用到任何邏輯連接詞的wff)設定真假值。(相關文章:Number of Structures in Sentential Logic - 哲學與思方)

v'的定義域是wff,對應域是{0,1}。詳情如下:
  • v'(φ)=1 iff v(φ)=1
    v'(φ)=0 iff v(φ)=0
    v'給φ的真值設定為真,若且唯若,v給φ的真值設定為真。
    v'給φ的真值設定為假,若且唯若,v給φ的真值設定為假。
  • v'(¬φ)=1 iff v'(φ)=0
    v'(¬φ)=0 iff v'(φ)=1
    v'給¬φ的真值設定為真,若且唯若,v'給φ的真值設定為假。
    v'給¬φ的真值設定為假,若且唯若,v'給φ的真值設定為真。
  • v'(φ∧ψ)=1 iff v'(φ)=1 and v'(ψ)=1
    v'(φ∧ψ)=0 iff v'(φ)=0 or v'(ψ)=0
    .
  • v'(φ∨ψ)=1 iff v'(φ)=1 or v'(ψ)=1
    v'(φ∨ψ)=0 iff v'(φ)=0 and v'(ψ)=0
    .
  • v'(φ→ψ)=1 iff v'(φ)=0 or v'(ψ)=1
    v'(φ→ψ)=0 iff v'(φ)=1 and v'(ψ)=0
    .
  • v'(φ↔ψ)=1 iff v'(φ)=v'(ψ)
    v'(φ↔ψ)=0 iff v'(φ)¹v'(ψ)
v只能為原子語句設定真假值,但是v的unique extension v'可以(根據v對原子語句的真值設定)為任何wff設定真假值。

定義完v和v'以後,就可以定義語句邏輯裡的恆真句(tautology)和蘊含(tautological consequence)了:
  • tautological consequence:
    Γ ⊧φ iff ∀v, if ∀x∈Γ , v'(x)=1, then v'(φ)=1
    某一組語句Γ 邏輯蘊含語句φ,若且唯若,對所有的v而言(不同的v會給原子語句們不同的真假值),如果有v的unique extension v'使的Γ 裡的語句全部為真時,該v'也會讓φ為真。
    換句話說,某一組語句Γ 邏輯蘊含語句φ,若且唯若,不管Γ 和φ裡包含的原子語句們的真值設定是什麼,當Γ 裡的語句都為真時,φ也會為真。
    再換句話說,某一組語句Γ 邏輯蘊含語句φ,若且唯若,找不到可以讓Γ 裡的語句都為真而且φ為假的真值設定。
    .
  • tautology:
    ∅⊧φ
    某個語句φ是恆真句,若且唯若,對所有的v而言,v的unique extension v'都會讓φ為真。
    換句話說,某個語句φ是恆真句,若且唯若,不管φ裡包含的原子語句們的真值設定是什麼,φ都會為真。
根據上述對⊧這個關於語句之間的關係(relation)的定義,我們可以發現它有幾個有趣的性質:
  • 自反性(reflexivity):φ⊧φ
  • 喀嚓*1(cut):if Γ, φψ and Σ, ψ⊧χ, then Γ, Σ, φ⊧χ
  • 單調性(monotonicity):if Γ⊧φ, then Γ,Σ⊧φ
  • conditionalization:⊧φ→ψ iff φ⊧ψ
    (有修過蔡行健老師的基礎邏輯一的同學,這個就是(⊧,→)規則)
  • clourse under MP:if Γ⊧φ→ψ and Γ⊧φ, then Γψ
不相信的人可以自己檢查看看。


在這篇文章裡,我們用中文、英文、希臘字母和集合論描述語句邏輯。因此,中文、英文、希臘字母和集合論是後設語言(metalanguage),語句邏輯是目標語言(object language)。⊧不是邏輯符號,v和v'也不是,因為語法在定義合法的邏輯符號時沒有說它們是邏輯符號。⊧、v和v'是後設語言,不是目標語言。

參考資料:中正哲學所九十九學年度第一學期進階邏輯Kiki的講義。

Note:
  1. 來自老胡的可愛翻譯。

2.01.2011

一百年中正哲學碩班甄試邏輯試題試答

小丸子昨天傳了這份試題給我看,寫完以後順便放上來討建議。

是非題
  1. [(A∧¬B)∨(B∧¬C)∨(C∧¬A)]→[(A∧B∧C∧D)→(E↔F)] is a tautology.

    T。
    要讓條件句為假,(A∧¬B)∨(B∧¬C)∨(C∧¬A)得為T,(A∧B∧C∧D)→(E↔F)得為F。要讓(A∧B∧C∧D)→(E↔F)是F,那麼A∧B∧C∧D要為T、E↔F為F。A∧B∧C∧D要為T的話,(A∧¬B)∨(B∧¬C)∨(C∧¬A)就會為F,所以找不到讓題幹的句子為假的真值設定。
    .
  2. ∃x(P(x)↔R(x)) is logically equivalent to ∃xP(x)↔∃xR(x).

    F。反例:Domain = {0,1} P = {0} R = {1},此時∃xP(x)↔∃xR(x)為T,∃x(P(x)↔R(x))為F。
    .
  3. Assume that only one of the following two sentences is true: (1) Pigs can fly unless Kant is not right; (2) Kant is not right only if pigs can fly. Based on this assumption, it is true that (3) if pigs can fly, then I will cry.

    T。
    P:Pigs can fly。K:Kant is right。I:I will cry。
    (1)P∨¬K (2)¬K→P (3)P→I
    因為(1)和(2)裡只有一句話為真,所以P要為假(P為真的話兩句話都會為真)。因此P→I為真。
    .
  4. If P and S are consistent and S and Q are inconsistent, then P cannot imply Q.

    T。
    在P和Q是一致的,而且S和Q是不一致的,而且P蘊含Q的情況下,當P為真時Q也會為真(P蘊含Q)、P和S可以同時為真(P和Q是一致的),所以會有個情況是P、Q和S同時為真。但是這結果和S和Q是不一致的預設矛盾,所以P不蘊含Q。
    .
  5. Suppose that most philosophers are truth-pursuers and that most truth-pursuers are smart. Then we can conclude that most philosophers are smart.

    F。反例:











給反例
  1.  ∃x(Px→∀yRy) /\∃xPx→∀yRy

    Model = (D, PM, RM), Domain = {0,1}, PM = {0}, RM = ∅
    .
  2.  ∀x¬R(x, x)∧∀x∃yR(x, y)∧∀x∀y∀z(R(x, y)→(R(y, z)→R(x, z))) /\∃x∀y(¬x=y→R(x, y))

    Model = (D, RM),Domain = 整數的集合,RM = 我們平常對小於符號「<」的解釋
符號化

Let “Lxy”stand for “x loves y”,
      “Hxy”stand for “x hates y”and
      “Px”stand for “x is a philosopher”.
Please symbolize the following sentence.

There is some philosopher who hates exactly two persons who are not philosophers and who love each other but no one else.

∃x(Px∧∃y∃z(Hxy∧Hxz∧∀w(Hxw→(w=y∨w=z))∧¬Py∧¬Pz∧Lyz∧Lzy∧∀w(Lyw→w=z)∧∀w(Lzw→w=y)))

證明

1. ∀x¬[(Px↔Rx)↔Qx]
2. ∃x∃y(¬Rx∨Sxy)                  /\∃x∃y[Qx→(¬Sxy→Px)]
3. ¬∃x∃y[Qx→(¬Sxy→Px)]          AIP
4. ∀x∀y¬[Qx→(¬Sxy→Px)]        3,QN
5. ¬Rx∨Sxy                                  2,EI
6. ¬[(Px↔Rx)↔Qx]                    1,UI
7. ¬[Qx→(¬Sxy→Px)]                  4,UI
8. Qx∧¬Sxy∧¬Px                         7,DN, Impl, DeM
9. ¬Sxy                                         8,Simp
10. ¬Rx                                         5,9,DS
11. (Px↔Rx)↔¬Qx                    6,¬(A↔B)≡A↔¬B
12. ((Px→Rx)∧(Rx→Px))→¬Qx  11,Equiv, Simp
13. (Px→Rx)→((Rx→Px)→¬Qx)  12,Exp
14. ¬Px∨Rx                                  8,Simp, Add
15. Px→Rx                                   14,Impl
16. Rx→Px                                   10,Add, Impl
17. ¬Qx                                        13,15,16,MP
18. Qx                                          8,Simp
19. ¬Qx∧Qx                                 17,18,Conj
20. ∃x∃y[Qx→(¬Sxy→Px)]          3-19,IP

相關文章:
九十九年中正哲學碩班甄試邏輯試答 - 啊啊哲學

12.04.2010

符合邏輯規則但不符合直覺的推論

上邏輯課時Kiki提到的幾個推論。

Gillies在2004發表的文章*1裡提到:
豪宅裡發生了謀殺案,在豪宅裡的雇員有在屋外工作的司機和園丁,以及在屋內工作的管家。這三個人都是嫌疑犯。已知管家有不在場證明。菜鳥助理判斷,「如果是在屋外工作的人殺了人,那麼兇手就是司機。」老練的偵探糾正他:「你說的條件句不成立。」
  1. 要嘛兇手是司機,要嘛兇手是園丁。(根據司機、園丁和管家都是嫌疑犯,而管家有不在場證明)
  2. 並非,如果是在屋外工作的人殺了人,那麼兇手就是司機。(根據老練偵探對新手的糾正)
  3. 在屋外工作的人殺了人,而且兇手不是司機。(根據2和語句邏輯的推論規則)
  4. 兇手是園丁。(根據3、在屋外工作的人只有司機和園丁)
可是,偵探想說的只是根據現有的線索兇手也可能是園丁,而非兇手一定是園丁。
Free choice permission:
剛剛才發現國小老師已經寫了,在這邊
礦工案例:
十個礦工因為礦道崩塌被困在裡面。這十個礦工要嘛全部都在A坑道要嘛全部都在B坑道,但外面的人不知道他們到底在哪個坑道。已知明天會下大雨,而且沙包的數量只夠封住一個坑道,如果用沙包封住其中一個坑道,沒封的坑道裡如果有人的話那些人都會被淹死;如果都不封的話那十個人裡最矮的會被淹死。這時候我們通常會選擇不封坑道,可是:
  1. 不封A坑道而且不封B坑道。(根據我們的選擇)
  2. 如果礦工全部都在B坑道,那麼封A坑道。(根據案例中的設定和前件成立時我們的選擇)
  3. 如果礦工全部都在A坑道,那麼封B坑道。(根據案例中的設定和前件成立時我們的選擇)
  4. 礦工全部都在B坑道,或者礦工全部都在A坑道。(根據案例中的設定)
  5. 封A坑道或封B坑道。(根據2、3、4和語句邏輯推論規則)
  6. 並非,不封A坑道而且不封B坑道。(根據5和和語句邏輯推論規則)
1和6矛盾。
Joe之前跟我說的:
從(P∧Q)→R,我們可以用語句邏輯推論規則得到(P→R)∨(Q→R)。

然而,想像有個同時按兩個開關才會亮的奇怪電燈。「如果我按A開關而且我按B開關,那麼電燈會亮」不代表「如果我按A開關那麼電燈會亮,或者,如果我按B開關那麼電燈會亮」。
Note:
  1. Anthony S. Gillies (2004). Epistemic Conditionals and Conditional Epistemics。感謝國小老師,我找到這篇文章啦。


相關文章:古典邏輯的實質條件句紛爭 - 哲學與思方

4.26.2010

好吃的上帝

侯維之在講本體論論證的時候,學長提供了一個論證:
  1. 好吃是一個完美的性質。
  2. 上帝擁有所有完美的性質,因此
  3. 上帝是好吃的。
侯維之說,不對不對,應該是這樣:
  1. 上帝不是好吃的。
  2. 上帝擁有所有完美的性質,因此
  3. 好吃不是一個完美的性質。

來亂的題外話:又沒有人吃過上帝,為什麼上帝不是好吃的?還是因為我們根本沒辦法吃上帝,所以上帝談不上是好吃的?

相關文章:
吃都吃不完的上帝 - 哲學哲學雞蛋糕

4.17.2010

量限詞的推論規則

在量限詞的推論規則裡,搞清楚量限詞量限的範圍是很重要的事,以免在使用規則的時候不小心把被其他量限詞限制(bound)的變元也替代了,例如:
∀x(Ax∨∀x(Bx))
在這個例子裡右邊的∀x的量限範圍是Bx,因為Bx已經被別的量詞限制了,所以左邊的∀x量限的範圍只有到Ax。對左邊的∀x做替換的時候只能替換Ax的部分,不要撈過界去管右邊∀x家的Bx。
搞清楚量限詞量限的範圍也可以幫助我們選擇適合的變元來替代,以免改變量限詞的限制範圍,例如:
∀x∃y(Ax→By)
在這個例子裡∀x的量限範圍是Ax,∃y的範圍是By,當我們要對∀x做替代的時候如果是用y來替代,變成∃y(Ay→By),那麼∃y的量限範圍就會是Ay→By。為了避免替代後∃y的量限域改變,對∀x做替代的時候不要用y。
(2010年春修蔡行健基礎邏輯二的同學,以上就是那張講義上UI、EG、EI、UG的第一個規則講的事)

替代的時候,量限詞的量限域有多大,替代的範圍也要一樣大。例如:
∀x(Ay∧Bx∧Cx∧Dx)
如果我想把∀x用a替代,那麼替代後的結果會是Ay∧Ba∧Ca∧Da,不是Ba∧Ca∧Da,也不是Ax∧Bx∧Ca∧Da。

Aa∧Ba∧Cb∧Db
如果我想把這個語句替代成存在語句,我可以改成∃x(Ax∧Bx∧Cb∧Db),或∃x(Aa∧Ba∧Cx∧Dx),或連用兩次規則變成∃x∃y(Ax∧Bx∧Cy∧Dy),但是不能改成∃x(Ax∧Ba∧Cb∧Db)或∃x(Ax∧Bx∧Cx∧Dx)。
我們接著看UI、EG、EI和UG規則。

UI:全稱個例化(universal instantiation)

這個規則的意思是,從「所有的東西都是怎樣怎樣的」,我們可以有效地推論出「某個特定的東西是怎樣怎樣的」,也可以有效地推論出「不特定的東西是怎樣怎樣的」。

例如,從「所有的東西都是由原子構成的」,我們可以有效地推論出阿三是由原子構成的、電子是由原子構成的(我知道電子不是由原子構成的,謝謝,對這個推論有疑問的話請點上一段的連結)、不特定的東西也是原子構成的。

把這個規則寫成述詞邏輯會是這樣(用ω代表任何變元,用α代表任何變元或常元,用Φ代表該量限詞的量限域):
∀ωΦω
/∴Φα
EG:存在通則化(existential generalization)

這個規則的意思是,從「某個特定的東西是怎樣怎樣的」或「不特定的東西是怎樣怎樣的」,我們可以推論出「至少有一個東西是怎樣怎樣的」。

例如,從「武則天的鬍子是粉紅色的」或「不特定的東西是粉紅色的」,我們可以推論出「至少有個東西是粉紅色的」。

把這個規則寫成述詞邏輯會是這樣:
Φα
/∴∃ωΦω
EI:存在個例化(existential instantiation)

從「至少有個東西是怎樣怎樣的」,我們可以推論出「不特定的東西是怎樣怎樣的」。例如,從「至少有一個東西是兇手」,我們可以推論出「歪歪、阿姆斯特朗炫風噴射阿姆斯特朗砲、丁丁或…可能是兇手,雖然不曉得是兇手是哪些東西,但是兇手就在這些東西之中」。

把規則用述詞邏輯表示會是這樣:
∃ωΦω
/∴Φα
這個規則有兩個額外限制,
  1. α只能是變元不能是常元。因為從「至少有一個東西是兇手」我們最多只能推論出兇手在這些東西之中,沒辦法確定兇手到底是哪個特定的東西。
  2. 如果在之前的推論過程裡出現過沒有被量限到的自由(free)變元,那麼用EI規則做替代時,α不可以再用之前已經出現過的自由變元。
會有第二個限制是因為,如果推論過程裡出現了「不特定的x邏輯被當掉」,然後我們又用EI從「至少有一個東西是兇手」推論出「不特定的x是兇手」,這樣就會出現「不特定的x邏輯被當掉而且是兇手」的情況,邏輯被當掉已經很慘了不要再誣告他啦;如果有人堅持要陷害這個可能是無辜的傢伙,那麼就換他的邏輯被當掉了,科科。這時要用EI的話,選x以外的變元就可以了。

註:推論時如果要用到EI和UI,那麼EI要先用,以免犯了EI的第二個限制。

UG:全稱通則化(universal generalization

從「不特定的東西是怎樣怎樣的」,我們可以推論出「所有的東西都是怎樣怎樣的」。例如,我們國中還是高中在寫數學歸納法的時候,會先算n=1時該命題成立,然後假設n=k時該命題為真,從假設推論出n=k+1時命題也為真,中間經過一堆拉哩啦雜的步驟最後證明對所有的自然數來說該命題都成立。(不過我還是覺得UG規則有點奇怪,這看起來比較像歸納法而不是演繹法)

寫成述詞邏輯就是:
Φα
/∴∀ωΦω
UG有額外三個限制:
  1. α不可以是常元,只可以是變元。畢竟我們沒辦法從「n=1時該命題成立」直接推論出「對所有的自然數來說該命題都成立」。
  2. 如果在做UG之前有做過EI,那麼在EI那行出現過的自由變元UG都不能撿來用。
  3. 使用條件證法(conditional proof)或歸謬證法(indirect proof)的時候,我們會畫有點像「ㄈ」字形的東西。如果假設的前提裡有自由變元,那麼在「ㄈ」範圍內不可以對那些自由變元使用UG。
會有第二個限制的其中一個理由是,如果不這麼限制,我們就可以從「至少有個東西是兇手」推論出「不特定的東西是兇手」(EI),然後從「不特定的東西是兇手」推論出「所有的東西都是兇手」(UG),真是見鬼了。

此外,如果不這麼限制,我們就可以從「所有人都至少被一個人喜歡(∀y∃xLxy)」推論出「有個人喜歡所有人(∃x∀yLxy)」。

會有第三個限制是因為,如果不這麼限制,我們就可以從假設「不特定的東西是兇手」推論出「如果不特定的東西是兇手,那麼所有的東西都是兇手」。

註:UI、EG、EI、UG要用在整個命題上,不可以只用在命題的局部,例如,∀x(Ax)→∀x(Bx)不能用UI推出(Ax)→∀x(Bx)。∀x(Ax)→∀x(Bx)是一個條件句,不是全稱命題,遇上這種東西要先用十八條規則而不是量限推論規則。

QN:量限詞互換規則(quantificational negation)

QN比較簡單的記法:把∀和∃互換,然後在量限詞的左右邊都加上negation。


題外話:關於條件證法,如果結論裡出現選言句,例如¬P∨Q,可以試試看用條件證法推出P→Q或¬Q→¬P,然後就可以用Impl推出結論了。


參考書目:
<第十二章,述詞邏輯的證明>,彭孟堯,《符號邏輯》,心理,2000。

這是我在準備中正哲學轉學考時讀的邏輯書,作者在書裡提供很多例子告訴我們為什麼這樣推論是錯的、推論時哪些地方要小心、推論時的小技巧,中文術語都會附上英文原文,真是非常貼心,還附有很多練習題(不過都沒給解答,所以那時我寫完習題後有些會拿給白鹿改)。唯一的缺點是大多數的時候他只告訴我們有哪些規則或限制要遵守,而沒說明為什麼要定這些規則或限制。書上在舉例或出練習題時有幾個小地方寫錯了,不曉得是排版的問題還是筆誤什麼的,但是有好好讀的話一定可以自己把錯誤揪出來的。

4.10.2010

烏鴉悖論和我的意見

科學哲學裡有一派立場叫邏輯經驗論(logical empiricism),他們其中一個主張是用邏輯系統翻譯經驗科學的理論,也就是說,把經驗科學的理論用邏輯表達;用邏輯表達的內容包括,怎麼知道一個命題有沒有意義,如果有意義的話,怎麼判斷這個命題是不是真的。

例如,如果我們有個科學理論是這樣的:
所有的烏鴉都是黑色的。
用「Rx」代表「x是烏鴉」,用「Bx」代表「x是黑色的」,我們可以把這個命題用述詞邏輯改寫成:
∀x(Rx→Bx)
我們要怎麼判斷這個命題有沒有意義?只要命題裡提到的事物理上有可能被觀察到,我們可以藉著直接或間接的感官經驗知道這個命題為不為真,這個命題就是有意義的命題。「所有的烏鴉都是黑色的」是個有意義的命題,因為我們能觀察到烏鴉,也能觀察烏鴉是不是黑色的。

我們要怎麼知道這個命題是不是真的?嗯,只要把世界上從過去到未來的所有烏鴉都找來,看看牠們是不是黑色的就好啦。可是要把世界上從過去到未來的所有烏鴉都找出來似乎不是我們能力所及的事,我們只能盡量檢查多一點的烏鴉來提高這個命題的可信度,但永遠沒辦法完全證明這個命題為真,此外,只要出現了一隻不是黑色的烏鴉,這個命題馬上就被證明是錯的。所以經驗科學理論通常沒辦法被完全驗證,只能被完全否證。

但韓培爾(Hempel)提出了烏鴉悖論(Raven paradox)告訴我們這樣的驗證方法好像會不符合我們的直覺。

根據古典命題邏輯,P:「所有的烏鴉都是黑色的」和Q:「不是黑色的東西都不是烏鴉」表達的是同一件事。黑色的烏鴉可以提高P的可信度;不是黑色的而且不是烏鴉的東西可以提高Q的可信度。但P和Q講的根本是同一件事,所以非黑的非烏鴉也可以當驗證P的例子。

欸,有沒有搞錯啊,用不是烏鴉的東西來支持「所有的烏鴉都是黑色的」噢?我們乾脆在一間破爛倉庫裡堆滿聖誕樹、多啦A夢、藍白拖、百香果然後歡呼「所有的烏鴉都是黑色的!」算了。

韓培爾認為其實這裡沒有悖論,不是烏鴉的東西的確可以當驗證例,理由有二。
  1. 當我們說「所有的烏鴉都是黑色的」的時候,其實我們不只是在談論烏鴉;我們說的其實是「就算找遍了世界上所有時間點的所有東西,你也找不到不是黑色的烏鴉」,我們談論的是世界上所有的東西,因此拿不是烏鴉的東西當驗證例一點也不奇怪。
  2. 尋找「所有的烏鴉都是黑色的」的驗證例時,我們只考慮那個東西是不是烏鴉、是不是黑色的,黑色烏鴉、黑色非烏鴉、非黑非烏鴉都是驗證例,非黑烏鴉是否證例;至於那個不是烏鴉的東西到底是聖誕樹還是拖鞋、那個不是黑色的東西到底是綠色的還是藍白色的一點都不重要。
我支持韓培爾的看法,不過他只說明了為什麼把不是烏鴉的東西當驗證例是合理的,沒說明為什麼我們直覺上不會把不是烏鴉的東西當驗證例,這可能會讓其他人難以接受烏鴉悖論被解決了。我想到另一個方式可以說明為什麼這樣的驗證方法會違反我們的直覺:

考慮這兩個命題以及(根據古典命題邏輯)它們的驗證例:
P:所有的烏鴉都是黑的(黑色烏鴉、黑的非烏鴉、非黑的非烏鴉)
R:所有的烏鴉都不是黑的(非黑烏鴉、黑的非烏鴉、非黑的非烏鴉)
非烏鴉的東西都可以驗證P,但他們同時也可以驗證R,因此這種驗證例沒辦法告訴我們,P和R到底哪個可信度比較高。然而黑色烏鴉可以驗證P並否證R;非黑烏鴉可以驗證R否證P。因此,當我們在檢查命題P時,只會把黑色烏鴉當驗證例,把非黑烏鴉當否證例,不考慮黑的非烏鴉、非黑的非烏鴉。

阿尿問我為什麼是拿「所有的烏鴉都不是黑的」而不是拿「有些烏鴉不是黑色的」跟「所有的烏鴉都是黑的」比較;因為當我們問一個命題為不為真時,我們問的是命題P和與P矛盾的命題¬P哪個是對的。

我試著用比較P和R的方式來比較「有些烏鴉不是黑色的」跟「所有的烏鴉都是黑的」,可是目前還沒成功;所以我想了一個理由說明為什麼我不比較P和¬P:
這裡要討論的是,在還沒有否證例出現的情況下(否證例出現的話真假立辨就不用玩了啊),根據現有的經驗證據,理論P和理論R哪個可信度比較高。所以我不用拿P和¬P來比較。

3.12.2010

所有的東西都是X能推出有些東西是X

今天邏輯課時老師說,
所有的X都是Y推不出有些X是Y
所有的東西都是X可以推出有些東西是X。
之所以會有這種差別是因為,我們目前學的邏輯系統有個公理是:
「所有的東西」這個集合不能是空集合。
因此所有的東西都是X可以推出有些東西是X。但公理沒規定X不能是空集合,所以X仍可能是空集合,因此所有的X都是Y推不出有些X是Y。