9.11: Охоронність
Система деривації, така як природний дедукція, є здоровою, якщо вона не може вивести речі, які насправді не слідують. Таким чином, надійність є своєрідним гарантованим властивістю безпеки для систем деривації. Залежно від того, про яку теоретичну властивість доказу йде мова, ми хотіли б знати, наприклад, що
- кожне похідне речення є дійсним;
- якщо вирок випливає з деяких інших, то воно також є їх наслідком;
- якщо сукупність пропозицій суперечлива, вона незадовільна.
Це важливі властивості дериваційної системи. Якщо хтось із них не тримається, система деривації є недостатньою - вона призведе до занадто багато. Отже, встановлення надійності системи деривації має першорядне значення.
ЯкщоA виводиться з нерозряджених припущеньΓ, тоΓ\EntailsA.
Доказ. δДозволяти бути виведеннямA. Приступаємо по індукції за кількістю умовиводів вδ.
Для індукційної основи показуємо претензію, якщо кількість умовиводів дорівнює0. В даному випадкуδ складається тільки з єдиного реченняA, тобто припущення. Це припущення є нерозрядженим, оскільки припущення можуть бути виписані лише умовиводами, а висновків немає. Отже, будь-яка структура,\StructM яка задовольняє всім нерозрядженим припущенням доказу, також задовольняєA.
Тепер про індуктивному кроці. Припустимо, щоδ міститьn висновки. Передумова (и) самого нижнього висновку походять з використанням піддеривацій, кожне з яких містить менше, ніжn умовиводів. Ми припускаємо індукційну гіпотезу: Передумови самого нижнього висновку випливають з нерозряджених припущень про суб-похідні, що закінчуються в цих приміщеннях. Ми повинні показати, що висновокA випливає з нерозряджених припущень всього доказу.
Розрізняємо відмінки за типом самого нижнього висновку. Спочатку розглянемо можливі висновки тільки з однією передумовою.
-
Припустимо, що останній висновок\Intro¬: деривація має вигляд
За індуктивною гіпотезою,\lfalse випливає з нерозрядженихΓ∪{A} припущеньδ1. Розглянемо структуру\StructM. Ми повинні показати, що, якщо\SatMΓ, то\SatM¬A. Припустимо, для скорочення що\SatMΓ, але\SatNM¬A, т. Е\SatMA. Це означало б, що\SatMΓ∪{A}. Це суперечить нашій індуктивній гіпотезі. Отже,\SatM¬A.
-
Останній висновок\Elim∧: Є два варіанти:A абоB може бути виведений з передумовиA∧B. Розглянемо перший випадок. Виведенняδ виглядає наступним чином:
За індуктивною гіпотезою,A∧B випливає з нерозрядженихΓ припущеньδ1. Розглянемо структуру\StructM. Ми повинні показати, що, якщо\SatMΓ, то\SatMA. Припустимо\SatMΓ. За нашою індуктивною гіпотезою (Γ\EntailsA∧B) ми це знаємо\SatMA∧B. За визначенням,\SatMA∧B якщо\SatMA і\SatMB. (Випадок, з якогоB виводитьсяA∧B, обробляється аналогічно.)
-
Останній висновок\Intro∨: Є два варіанти:A∨B може бути виведений з приміщенняA або приміщенняB. Розглянемо перший випадок. Похідний має вигляд
За індуктивною гіпотезою,A випливає з нерозрядженихΓ припущеньδ1. Розглянемо структуру\StructM. Ми повинні показати, що, якщо\SatMΓ, то\SatMA∨B. Припустимо\SatMΓ; то\SatMA з тих пірΓ\EntailsA (індуктивна гіпотеза). Так що це також повинно бути так\SatMA∨B. (Випадок, з якогоA∨B виводитьсяB, обробляється аналогічно.)
-
Останній висновок\Intro\lif:A\lifB виводиться з піддоказу з припущеннямA і висновкомB, тобто,
За індуктивною гіпотезою,B випливає з нерозряджених припущеньδ1, т. ЕΓ∪{A}\EntailsB. Розглянемо структуру\StructM. Нерозряджені припущенняδ справедливіΓ, так якA розряджається на останньому висновку. Тому нам потрібно показати, щоΓ\EntailsA\lifB. Для reductio, припустимо, що для якоїсь структури\StructM,\SatMΓ але\SatNMA\lifB. Отже,\SatMA і\SatNMB. Але за гіпотезою,B є наслідкомΓ∪{A}, тобто\SatMB, що є протиріччям. Отже,Γ\EntailsA\lifB.
-
Останній висновок\FalseInt: Тутδ закінчується
За індукційною гіпотезою,Γ\Entails\lfalse. Ми мусимо це показатиΓ\EntailsA. Припустимо, ні; тоді для деяких у\StructM нас є\SatMΓ і\SatNMA. Але у нас завжди є\SatNM\lfalse, так що це означало бΓ\EntailsN\lfalse, що, всупереч індукційній гіпотезі.
-
Останній висновок\FalseCl: Вправа.
-
Останній висновок\Intro\lforall: Тодіδ має форму
ПередумоваA(a) є наслідком нерозряджених припущеньΓ індукційної гіпотезою. Розглянемо якусь структуру\StructM, таку, що\SatMΓ. Нам потрібно це показати\SatM\lforallxA(x). Оскільки\lforallxA(x) це речення, це означає, що ми повинні показати, що для кожного присвоєння змінноїs,\Sat[,s]MA(x) (Пропозиція 5.12.4). ОскількиΓ складається повністю з речень,\Sat[,s]MB для всіхB∈Γ за визначенням 5.11.4. Нехай\StructM′ буде як\StructM хіба що\AssignaM′=s(x). Оскількиa не відбувається вΓ,\SatM′Γ Слідство 5.13.1. З тих пірΓ\EntailsA(a),\SatM′A(a). ОскількиA(a) є реченням,\Sat[,s]M′A(a) за пропозицією 5.12.3. \Sat[,s]M′A(x)iff\SatM′A(a) за пропозицією 5.13.3 (нагадаємо, щоA(a) це просто\SubstA(x)ax). Отже,\Sat[,s]M′A(x). Оскількиa не відбувається вA(x), за пропозицією 5.13.1,\Sat[,s]MA(x). Алеs була довільна змінна присвоєння, так що\SatM\lforallxA(x).
-
Останній висновок\Intro\lexists: Вправа.
-
Останній висновок\Elim∀: Вправа.
Тепер розглянемо можливі висновки з декількома приміщеннями:\Elim∨,\Intro∧,\Elim\lif, and \Elim\lexists.
-
Останній висновок -\Intro∧. A∧Bвиводиться з приміщенняAB іδ має вигляд
За індукційною гіпотезою,A випливає зΓ1 нерозряджених припущеньδ1 іB випливає зΓ2 нерозряджених припущеньδ2. Нерозряджені припущенняδ єΓ1∪Γ2, тому ми повинні показати цеΓ1∪Γ2\EntailsA∧B. Розглянемо структуру\StructM с\SatMΓ1∪Γ2. Так як\SatMΓ1, це повинно бути так, що\SatMA якΓ1\EntailsA, і\SatMB так\SatMΓ2, зΓ2\EntailsB. Разом,\SatMA∧B.
-
Останній висновок\Elim∨: Вправа.
-
Останній висновок -\Elim\lif. Bвиводиться з приміщенняA\lifB іA. Виведенняδ виглядає наступним чином:
За індукційною гіпотезою,A\lifB випливає зΓ1 нерозряджених припущеньδ1 іA випливає зΓ2 нерозряджених припущеньδ2. Розглянемо структуру\StructM. Ми повинні показати, що, якщо\SatMΓ1∪Γ2, то\SatMB. Припустимо\SatMΓ1∪Γ2. З тих пірΓ1\EntailsA\lifB,\SatMA\lifB. З тих пірΓ2\EntailsA, у нас є\SatMA. Це означає, що\SatMB (Бо якщо\SatNMB, так як\SatMA, ми б мали\SatNMA\lifB, суперечить\SatMA\lifB).
-
Останній висновок\Elim¬: Вправа.
-
Останній висновок\Elim\lexists: Вправа.
◻
Проблема9.11.1
Завершіть доказ теореми9.11.1.
ЯкщоΓ задовольняється, значить, послідовно.
Доказ. Доводимо контрапозитив. Припустимо, щоΓ це не послідовно. ПотімΓ\Proves\lfalse, тобто відбувається виведення\lfalse з нерозряджених припущень вΓ. За теоремою будь-яка структура9.11.1,\StructM яка задовольняє,Γ повинна задовольняти\lfalse. Так як\SatNM\lfalse для кожної\StructM споруди ніяка не\StructM може задовольнитиΓ,Γ тобто не задовольняє. ◻