Skip to main content
LibreTexts - Ukrayinska

10.9: Теорема компактності

Template:MathJaxZach

Одним з важливих наслідків теореми повноти є теорема компактності. Теорема компактності стверджує, що якщо кожна скінченна підмножина множини речень задовольняється, вся множина є задовільною, навіть якщо сама множина нескінченна. Це далеко не очевидно. Ніщо, здається, не виключає, принаймні, на перший погляд, можливість існування нескінченних наборів речень, які суперечливі, але протиріччя виникає лише, так би мовити, з нескінченного числа. Теорема компактності говорить про те, що такий сценарій можна виключити: немає незадовільних нескінченних множин пропозицій, кожне скінченне підмножина яких задовольняється. Як і теорема повноти, вона має версію, пов'язану з тягненням: якщо нескінченний набір речень тягне за собою щось, вже кінцева підмножина робить.

Визначення10.9.1

НабірΓ формул кінцево задовольняється тоді і тільки тоді, коли коженΓ0Γ скінченний задовольняється.

Теорема10.9.1: Compactness Theorem

Наступне утримання для будь-яких реченьΓ іA:

  1. Γ\EntailsAякщо є кінцевеΓ0Γ таке, щоΓ0\EntailsA.

  2. Γє задовільним тоді і тільки тоді, коли він кінцево задовольняється.

Доказ. Доводимо (2). ЯкщоΓ задовольняється, то є будова\StructM така, що\SatMA для всіхAΓ. Звичайно, це\StructM також задовольняє кожну скінченну підмножинуΓ, так щоΓ це кінцево задовольняється.

Тепер припустимо, щоΓ це остаточно задовольняється. Тоді кожне скінченне підмножинаΓ0Γ задовольняється. За обґрунтованості (Слідства 9.11.2 та 8.12.3) кожна кінцева підмножина є послідовною. ТодіΓ сама повинна відповідати Пропозиціям 8.8.5 та 9.7.5. За повнотою (теорема 10.8.1), оскількиΓ є послідовним, вона задовольняється. ◻

Проблема10.9.1

Доведіть (1) теореми10.9.1.

Приклад10.9.1

У кожній моделі\StructM теорії кожен термінΓ,t звичайно, виділяє елемент\DomainM. Чи можемо ми гарантувати, що це також правда, що кожен елемент\DomainM вибирається тим чи іншим терміном? Іншими словами, чи існують теорії,Γ всі моделі яких висвітлюються? Теорема компактності показує, що це не так, якщоΓ має нескінченні моделі. Ось як це побачити: Дозвольте\StructM бути нескінченною моделлюΓ, і нехайc буде постійним символом не мовоюΓ. ΔДозволяти множина всіх речень\eqN[c][t] дляt терміна мовою\LangLΓ, тобтоΔ=\Setabs\eqN[c][t]t\Trm[L].

кінцева підмножинаΓΔ може бути записана якΓΔ, зΓΓ іΔΔ. ОскількиΔ є кінцевим, він може містити лише скінченно багато термінів. a\DomainMДозволяти бути елементом\DomainM не вибрано жодним з них, і нехай\StructM буде структура, яка так само\StructM, як, але також\AssigncM=a. Так якa\ValuetM за всеt відбувається вΔ,\SatMΔ. Так як\SatMΓΓΓ, іc не зустрічається вΓ, теж\SatMΓ. Разом,\SatMΓΔ для кожного кінцевогоΓΔ підмножиниΓΔ. Таким чином, кожен кінцевийΓΔ підмножина задовольняється. За компактностіΓΔ сама по собі задовольняється. Так з'являються моделі\SatMΓΔ. Кожен такий\StructM є зразкомΓ, але не покривається, так як\ValuecM\ValuetM для всіхt умов\LangL.

Приклад10.9.2

Розглянемо мову,\LangL що містить символ присудка<, постійні символи\Obj0\Obj1, і символи функції+,×,,÷. ΓДозволяти бути сукупністю всіх речень в цій мові істинно в\StructQ області\Rat і очевидних тлумачень. Γце сукупність всіх речень\LangL істинних про раціональні числа. Звичайно, в\Rat (і навіть в\Real), немає чисел, які більше,0 але менше, ніж1/k для всіхk\PosInt. Таке число, якби воно існувало, було б нескінченно малим: ненульовим, але нескінченно маленьким. Теорема компактності показує, що існують моделі,Γ в яких існують нескінченності:Δ Дозволяти бути{0<c}\Setabsc<(\Obj1÷\numk)k\PosInt (де\numk=(\Obj1+(\Obj1++(\Obj1+\Obj1))) зk\Obj1). Для будь-якогоΔ0 скінченного підмножиниΔ існуєK таке, що всі пропозиціїc<(\Obj1÷\numk) вΔ0 havek<K. Якщо ми розширимо\StructQ до\StructQ з\AssigncQ=1/K ми маємо\SatQΓΔ0, що, і так кінцевоΓΔ задовольняється (Вправа: доведіть це детально). За компактності,ΓΔ задовольняється. Будь-яка модель\StructSΓΔ містить нескінченно мале, а саме\AssigncS.

Проблема10.9.2

У стандартній моделі арифметики немає елемента\StructN,k\DomainN який задовольняє кожну формулу\numn<x (де\numn\Obj0n with's). Використовуйте теорему компактності, щоб показати, що набір речень в мові арифметики, які є істинними в стандартній моделі арифметики, також\StructN вірні в структурі\StructN, яка містить елемент, який задовольняє кожній формулі. \numn<x.

Приклад10.9.3

Ми знаємо, що логіка першого порядку з присудком ідентичності може висловити, що розмір домену повинен мати якийсь мінімальний розмір: реченняAn (яке говорить «є принаймніn різні об'єкти») вірно лише в структурах, де\DomainM має принаймні nоб'єкти. Так що, якщо ми візьмемо,Δ=\SetabsAnn1

то будь-яка модельΔ повинна бути нескінченною. Таким чином, ми можемо гарантувати, що теорія має лише нескінченні моделі, додавшиΔ до неї: моделіΓΔ - це все і лише нескінченні моделіΓ.

Таким чином, логіка першого порядку може виражати нескінченність. Теорема компактності показує, що вона не може виражати кінцевість, однак. Бо припустимо, що деякі сукупності пропозиційΛ були задоволені у всіх і тільки кінцевих структурах. ТодіΔΛ кінцево задовольняється. Чому? ПрипустимоΔΛΔΛ, є кінцевим зΔΔ іΛΛ. nДозволяти найбільшу кількість таких, щоAnΔ. Λ, будучи задоволеним у всіх кінцевих структурах, має модель\StructM з скінченно багатьма, алеn елементами. Але потім\SatMΔΛ. За компактності,ΔΛ має нескінченну модель, що суперечить припущенню, щоΛ задовольняється тільки в скінченних структурах.

  • Was this article helpful?