Введение кванторов

и , а также их отрицаний наводит на мысль о связи исчисления предикатов и силлогистики Аристотеля. Вспомним еще раз смысл кванторов, использованных в силлогистике: Asp – «Всякое s есть р»; Esp – «Ни одно s не есть р», Isp – «Некоторые s есть р» и Osp – «Некоторые s не есть р». Представляется вполне справедливым заменить эти выражения силлогистики следующими четырьмя формулами исчисления предикатов:

На первый взгляд такая замена вполне законна. Но для того, чтобы убедиться в этом, необходимо показать, что в исчислении предикатов могут быть выведены все модусы силлогистики Аристотеля.

Система аксиом и правила вывода в исчислении предикатов могут быть заданы следующим образом. В качестве системы аксиом берется любая известная система аксиом исчисления высказываний и к ней добавляются специфические для исчисления предикатов аксиомы, например, такие:

Смысл их очевиден. Первая аксиома говорит о том, что если Р(х) истинен для любых х, то и для некоторого у из того же универсума истинность предиката должна сохраняться. Вторая аксиома говорит о том, что если найдется такое у, что Р(у) будет истинным, то верно, что существует х, для которого Р(х) истинно.

К правилам вывода, используемым в исчислении высказываний, в исчислении предикатов добавляются еще три правила.

1. Пусть F₁ и F₂ – две формулы исчисления предикатов. И пусть в F₁ переменная х не входит, а в F₂ входит в качестве свободной переменной. Пусть, наконец, формула F₁

F₂ является выводимой. Тогда выводима и формула F₁xF₂.

2. Если х содержится в качестве свободной переменной в F₁ и не содержится в таком виде в F₂ и если F₁

F₂ – выводимая формула, то xF₁F₂ также является выводимой.

3. Если F – выводимая формула и в F есть кванторы общности и существования, то любая из связанных ими переменных может быть заменена на другую связанную переменную одновременно во всех областях действий квантора и в самом кванторе. Полученная после этого формула также является выводимой.

Использование такой системы аксиом и такого множества правил вывода позволяет в исчислении предикатов из тождественно истинных формул получать тождественно истинные.

Вернемся теперь к попытке вложения силлогистических утверждений в исчисление предикатов. Исследование выводимости 24 модусов, верных в силлогистике Аристотеля, в исчислении предикатов привело к следующему результату. Если предполагать, что все классы сущностей непусты, т.е. рассуждения не касаются мыслимых сущностей (например, драконов или русалок), то приведенная выше замена силлогистических выражений выражениями логики предикатов будет полностью справедлива. Другими словами, при непустых классах сущностей все модусы силлогистики Аристотеля выводятся в исчислении предикатов.

Иная ситуация возникает при допущении пустых классов сущностей. В исчислении предикатов предикаты с пустыми областями для аргументов ведут себя совсем не так, как такие же предикаты с непустыми областями. В этих условиях оказываются невыводимыми все модусы силлогистики, в которых вывод носит частный характер, а обе посылки носят общий характер. Например, оказываются невыводимыми модусы AAI и ЕАО первой фигуры:

Хотелось бы обратить внимание читателей на только что полученный результат моделирования. Даже в области дедуктивных рассуждений, дающих всегда достоверные результаты, характер человеческих рассуждений может быть различным. И он не обязан совпадать (как это показывает случай с силлогистикой) с теми схемами рассуждений, которые демонстрирует исчисление предикатов.

Общая схема вывода

Опишем общую схему выводов, лежащую в основе большого количества моделей человеческих достоверных рассуждений. Она приведена на рис. 19. Обратим сначала внимание на рис. 19, а. На нем показано некоторое дерево вывода. Вершинам этого дерева соответствуют определенные утверждения F_i, а дуги определяют порядок получения новых утверждений. Те дуги, которые сходятся в зачерненные точки, образуют конъюнктивные условия вывода, а те дуги, которые между собой соединены «дужкой», образуют дизъюнктивные условия вывода. Например, получение утверждения F₉ возможно двумя путями. Если доказаны утверждения F₂ и F₃, то F₇ следует из их доказанности, F₆ из доказанности F₂ и F₉ из доказанности F₆ и F₇. Другой путь доказательства F₉ вытекает из априорной доказанности F₃ или F₄. Любого из этих фактов достаточно для вывода F₈, который обеспечивает выводимость F₉.

Рис. 19.

Дерево вывода с такими условиями переходов от вершины к вершине носит название И-ИЛИ дерева. В И-ИЛИ дереве ориентация дуг показывает направление вывода. Естественное разбиение вершин дерева по ярусам отражает глубину вывода (число шагов, необходимых для получения утверждений данного яруса). Первый ярус дерева образуют вершины (на рис. 19, а это вершины F₁, F₂, F₃, F₄), играющие роль аксиом или утверждений, истинность которых задается извне.

Схема вывода не обязательно описывается в виде дерева. Она может иметь вид произвольной сети, ориентированной, неориентированной или частично ориентированной. На рис. 19, б показан пример неориентированной сети. Такая сеть (наличие или отсутствие ориентации не играет здесь роли) называется И-ИЛИ сетью. Процесс вывода на И-ИЛИ сети протекает следующим образом. Пусть мы хотим доказать утверждение ƒ₆ (на рис. 19, б этому соответствует целевая вершина). В качестве априорно доказанного задано утверждение ƒ₁ (ему соответствует начальная вершина, которая на рис. 19, б заштрихована). Как из ƒ₁ можно получить ƒ₆? Если считать, что все связи допускают ориентацию в нужную сторону, то из ƒ₁ можно получить ƒ₃, затем ƒ₅ и, наконец, ƒ₆. Но этот путь нам удалось отыскать потому, что сеть, показанную на рис. 19, б, мы видим «с птичьего полета». Лабиринт поиска лежит в виде чертежа перед нами. Именно это позволяет нам не делать лишних попыток, не двигаться в ненужную сторону, а идти кратчайшим путем к цели.