LOGICA MATEMATICA PER INFORMATICA (A.A. 12/13)

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1 LOGICA MATEMATICA PER INFORMATICA (A.A. 12/13) DISPENSA N. 4 Sommario. Dimostriamo il Teorema di Completezza per il Calcolo dei Predicati del I ordine. 1. Teorema di Completezza Dimostriamo il Teorema di Completezza di Gödel. Dimostriamo l equivalenza dei punti (A) e (B) seguenti. (A) L enunciato E è deducibile dalla teoria T (i.e., T E). (B) L enunciato E è valido in tutti i modelli di T (i.e., T = E). In particolare, se T è la teoria vuota, abbiamo l equivalenza tra Osserviamo che E è un teorema del calcolo dei predicati E è vero in tutte le strutture. E abbrevia una quantificazione esistenziale su un insieme numerabile di oggetti finiti: Esiste una derivazione formale (D 1,..., D n ) con conclusione E. = E abbrevia una quantificazione universale su un insieme non numerabile di oggetti anche infiniti: Per ogni struttura A (adeguata per il linguaggio di E), E è vero in A. Abbiamo inoltre la seguente riformulazione. Sono equivalenti i punti (C) e (D) seguenti: (C) La teoria T non deduce contraddizioni (i.e., T è coerente). (D) La teoria T ha un modello (i.e., T è soddisfacibile). Le due doppie implicazioni ( A se e solo se B e C se e solo se D ) sono due formulazioni del Teorema di Completezza. Le formulazioni sono equivalenti. In particolare, A B è equivalente a D C e B A è equivalente a C D. Premettiamo due osservazioni elementari. Osservazione 1.1. Per definizione, una teoria T è coerente se non esiste un enunciato F tale che T F e T F. Questo equivale a dire che esiste un enunciato E tale che T E. In altre parole, una teoria è coerente se e solo se non dimostra tutti gli enunciati (se e solo se esiste un enunciato che la teoria non dimostra). Basta osservare che (A ( A E)) è una tautologia (detta ex falso quodlibet). Osservazione 1.2. T {E} è coerente se e solo se T E. Supponiamo T {E} coerente e supponiamo per assurdo che T E. Allora T {E} E E ed è incoerente. Contraddizione. Supponiamo ora che T E ma che, per assurdo, T {E} è incoerente. Allora T {E} E. Dunque T E E. Dunque T E (per logica proposizionale). Questo contraddice l ipotesi. Contraddizione. Dimostriamo ora l equivalenza delle due formulazioni del Teorema di Completezza. La seconda formulazione si ottiene dalla prima formulazione così: Da (D) a (C): supponiamo che T dimostri una contraddizione. Allora ogni modello di T è modello di una contraddizione. Ma una contraddizione non ha un modello. Note preparate da Lorenzo Carlucci, [email protected]. 1

2 2 DISPENSA N. 4 Dunque T non ha un modello. Da (C) a (D): Supponiamo ora che T non abbia un modello. Allora è vero (a vuoto) che tutti i modelli di T soddisfano una contraddizione. Dunque T deduce una contraddizione. La prima formulazione si ottiene dalla seconda così: Da (B) a (A): supponiamo che T E. Allora T { E} è coerente. Allora ha un modello. Dunque non vale T = E (da notare esiste almeno un modello di T dato che ne esiste uno di T { E}). Da (A) a (B): Supponiamo che T E. Sia A un modello di T ma non di E. Allora A = E. Dunque la teoria T { E} ha un modello. Dunque T { E} non deduce contraddizioni. Dunque T E. L implicazione difficile è C D. Si tratta di dedurre da Non esiste una deduzione formale di una contraddizione da premesse in T, l esistenza di un insieme con certe proprietà (una struttura che soddisfa T ). 2. Estensione Completa Mostriamo ora che nello spazio delle estensioni di una teoria esiste sempre un oggetto massimale. Diciamo che una teoria T estende una teoria T se T T. Diciamo che una teoria T è completa se, per ogni enunciato E nel linguaggio di T, vale T T oppure T E. Lemma 2.1 (Lemma di Lindenbaum). Ogni teoria coerente ha un estensione coerente e completa. Dimostrazione. Sia T una teoria coerente nel linguaggio L (numerabile). Sia {E 1, E 2,..., } una enumerazione di tutti gli enunciati di L. Sia S 0 = T. Dato S n, per n 0, definiamo S n+1 come segue. { S n {E n+1 } se S n {E n+1 } è coerente, S n+1 = altrimenti. S n La definizione è ben posta perché uno solo tra S n {E n+1 } e S n { E n+1 } è coerente. S n {E n+1 } è coerente è equivalente a S n E n+1. Sia S = n N S n. S è un insieme di enunciati coerente e completo. (Esercizio). La condizione Vediamo che in un senso molto preciso una teoria coerente è completa è quasi un modello. Per la discussione che segue ci concentriamo sul Calcolo dei Predicati senza uguaglianza. Sia T una teoria coerente e completa. Definiamo una struttura M (detto il modello dei termini di T ) come segue. (1) Il dominio M del modello è l insieme dei termini chiusi nel linguaggio di T. (2) L interpretazione di una costante c è data dalla costante c stessa. (3) L interpretazione di un simbolo di relazione R è data dall insieme delle sequenze di termini chiusi di cui T dimostra che soddisfano la relazione, i.e., (t 1,..., t n ) R M se e solo se T R(t 1,..., t n ). (4) L interpretazione di un simbolo di funzione f è l associazione t 1,..., t d f(t 1,..., t d ). Si osserva facilmente che l intepretazione in M di un termine chiuso t coincide con il termine stesso, i.e., t M = t. (Esercizio). Per induzione sul numero dei connettivi e dei quantificatori proviamo a dimostrare che, per ogni enunciato E nel linguaggio di T, vale M = E T E. Nella dimostrazione usiamo in modo essenziale la coerenza e la completezza di T. Vedremo che è possibile trattare tutti i casi tranne quello dei quantificatori. (Caso 1) Se E è un enunciato atomico R(t 1,..., t k ) abbiamo: se T R(t 1,..., t k ) allora t 1,..., t k è in R M. (Caso 2) Se E è G. Se M = E allora M G e per ipotesi induttiva T G. Dato che T è completa segue T G. Se M E, allora M = G e per ipotesi induttiva T G. Dato che T è coerente segue T G. (Caso 3) E è (G H). Se M (G H) allora A = G e M H. Per ipotesi induttiva T G e T H. Per completezza di T segue T H. Usando la tautologia (G ( H (G H))) ottengo T (G H). Dato che T è coerente, segue T (G H). Supponiamo ora che M = (G H). Allora: se M = G allora M = H. Per ipotesi induttiva, M = G se e solo se T G, e M = H se e solo se T H. Abbiamo quindi che: se T G allora T H. In genere questo non basta a concludere che T G H.

3 LOGICA MATEMATICA PER INFORMATICA (A.A. 12/13) 3 Supponiamo però che T (G H). Dato che T è completa segue che T (G H). Allora (per logica proposizionale) T G e T H. Contraddizione. (Caso 4) Proviamo a considerare il caso di un enunciato predicativo, e.g., xf. Abbiamo due casi. F è un enunciato oppure F ha qualche variabile libera. Nel primo caso, vale M = F se e solo se T F. Inoltre T F x, e M = F se e solo se M = xf. Consideriamo ora il secondo caso. Se F ha qualche variabile libera, allora F ha x come unica variabile libera (dato che xf è un enunciato). Proviamo dimostrare che se M = xf allora T xf. Se M = xf allora, per definizione di soddisfazione, per ogni m M vale M = F (x)[ ( x m) ]. Dato che M è l insieme dei termini chiusi, si ha che per ogni termine chiuso t, M = F (x)[ ( x t) ]. Si può dimostrare (Esercizio!) che M = F (x)[ ( x t) ] se e solo se M = F (t). Dunque abbiamo che per ogni termine chiuso t vale M = F (t). Per ipotesi induttiva segue che per ogni termine chiuso t vale T F (t). Ma da questo non si può concludere in generale che T xf (x). Proviamo invece a ragionare per assurdo: supponiamo M = xf e T xf. Per completezza di T vale T E. Dunque T x F (x). Qui non possiamo andare avanti, perché non siamo in grado di ridurci ad una formula di complessità più semplice alla quale poter applicare l ipotesi di induzione! Se fossimo in grado di dedurre dal fatto che T x F (x), che T F (t) per qualche termine chiuso t, potremmo procedere con la dimostrazione. Vediamo di seguito che è sempre possibile estendere una teoria a una teoria che permette questo passaggio. 3. Teorie con testimoni Definizione 3.1 (Teoria con testimoni). T è una teoria con testimoni se per ogni formula F (x) con x unica variabile libera esiste un termine chiuso t tale che t è un testimone dell enunciato x F (x). T ( x) F (x) F (t). Prima di dimostrare che è possibile estendere ogni teoria coerente a una teoria coerente con testimoni (aggiungendo solo una quantità numerabile di nuovi simboli al linguaggio), facciamo vedere che, se la teoria T è coerente, con testimoni e completa, possiamo concludere la dimostrazione che il modello M costruito sopra è un modello di T. Restava da concludere il caso di un enunciato xf (x) con F (x) aperta. Dimostriamo che, se M = xf, allora T xf. Per assurdo, supponiamo M = xf e T xf. Per completezza di T vale T E. Dunque T x F (x). Dato che T è una teoria con testimoni, esiste un termine chiuso t tale che T x F (x) F (t). Dunque T F (t). Per ipotesi induttiva M = F (t). Ma da M = xf (x), e vale M = xf (x) F (t) (vale per qualunque termine chiuso). Dunque M = F (t), una contraddizione con M = F (t). Supponiamo ora che M xf ma T xf (x). Esiste un assegnamento α in M tale che M = xf (x)[α]. Dunque esiste un elemento del dominio t (t è un termine chiuso) tale che M = F (x)[α ( x t) ]. Allora M F (t), dato che l interpretazione di t sotto qualunque assegnamento in M è proprio t. D altra parte T xf (x) e quindi T F (t). Per ipotesi induttiva vale M = F (t). Contraddizione. La dimostrazione è conclusa. Teorema 3.2. Per ogni teoria T coerente esiste una teoria T tale che (1) T è un estensione di T, (2) T è una teoria con testimoni, (3) Il linguaggio di T è numerabile ed estende quello di T, (4) T è coerente. Dimostrazione. Estendiamo il linguaggio di T con nuove costanti {b 1, b 2,... }. Sia T 0 uguale a T con l aggiunta di tutti gli assiomi logici nel nuovo linguaggio. Ovviamente T 0 è coerente. Sia F 1 (x 1 ), F 2 (x 2 ),...

4 4 DISPENSA N. 4 una enumerazione di tutte le formule di T 0 con una sola variabile libera. Sia una lista di nuovi simboli di costante tale che b jk non appare in F 1 (x 1 ),..., F k (x k ) b jk è diverso da b j1,..., b jk 1 Sia W k l enunciato seguente Sia b j1, b j2,... x k F k (x k ) F k (b jk ). T n = T 0 {W 1,..., W n }, e sia T = T n. n Dimostriamo che T è coerente. Basta dimostrare che tutti i T n sono coerenti. T 0 è coerente. Supponiamo T n 1 coerente e dimostriamo coerente T n. Se T n è incoerente, in particolare Dunque e dunque Ma allora T n 1 W n, ossia Si dimostra allora che T n W n. W n, T n 1 W n, T n 1 W n W n. T n 1 ( x n F n (x n ) F n (b jn )). T n 1 ( x n ) F n (x n ) e T n 1 F n (b jn ). Dunque anche T n 1 F n (b jn ). Sia y una variabile che non occorre nella dimostrazione di F n (b jn ) in T n 1. Dato che T n 1 è T 0 {W 1,..., W n 1 }, e b jn non appare in W 1,..., W n 1, possiamo concludere che (Esercizio). Allora abbiamo T n 1 F n (y) T n 1 yf n (y) e dunque rinominando le variabili vincolate abbiamo T n 1 x n F n (x n ), dato che x n è libera per y in F n (y) e F n (y) non ha occorrenze libere di x n. D altra parte però Dunque T n 1 è incoerente. Contraddizione. T n 1 x n F n (x n ) = T n 1 x n F n (x n ) Abbiamo già visto come dimostrare il seguente teorema. numerabile. = T n 1 x n F n (x n ). Il modello M costruito sopra è ovviamente Teorema 3.3. Sia T una teoria con testimoni coerente e completa. Allora T ha un modello numerabile. Teorema 3.4 (Esistenza del Modello). Ogni teoria coerente ha un modello numerabile. Dimostrazione. Da T coerente passiamo a una sua estensione T coerente e con testimoni. I termini chiusi di T cono in quantità numerabile. Da T passiamo a T una sua estensione coerente e completa. Dato che il linguaggio non cambia, T è una teoria con testimoni. Il modello dei termini di T è un modello numerabile di T.

5 LOGICA MATEMATICA PER INFORMATICA (A.A. 12/13) 5 4. Completezza, Coerenza, Decidibilità Il Teorema di Completezza ha importanti conseguenze per il Problema della Decisione. In primo luogo, dal Teorema di Completezza segue che il Problema della Decisione (che abbiamo formulato in termini di Validità o Soddisfacibilità) è equivalente al problema seguente. (Dimostrabilità) Dato un enunciato E del I ordine, decidere se E è dimostrabile dagli assiomi della logica del I ordine. In secondo luogo, la seguente osservazione individua una condizione sufficiente alla decidibilità dei teoremi di una teoria T. Osservazione 4.1. Se T è coerente e completa e l insieme dei teoremi di T è algoritmicamente enumerabile, allora l insieme dei teoremi di T è decidibile. L osservazione di sopra spiega l importanza di trovare assiomatizzazioni coerenti, complete e con teoremi algoritmicamente enumerabili: se abbiamo una assiomatizzazione di questo tipo per una certa teoria matematica (e.g., teoria dei numeri), allora esiste un algoritmo per decidere le verità matematiche in quella teoria. Quando si studiano gli enunciati veri in una particolare struttura matematica, come per esempio i naturali (con la loro struttura moltiplicativa e additiva) o i reali (con la loro struttura di campo), è naturale sperare di poter formulare una teoria completa, ossia un insieme S di enunciati (assiomi) tali che, per ogni enunciato E, o E è dimostrabile da S oppure E è dimostrabile da S. Se la teoria è anche tale che l insieme dei suoi teoremi è algoritmicamente enumerabile, allora l insieme dei teoremi è decidibile. È dunque importante individuare condizioni sufficienti affinché i teoremi di una teoria (ossia le conseguenze logiche di un insieme di enunciati) siano effettivamente enumerabili. Osservazione 4.2. Se T è un insieme finito allora i teoremi di T sono effettivamente enumerabili. Sia T = {S 1,..., S t }. E è dimostrabile dagli assiomi S se e solo se (S 1 S t E) è un teorema del Calcolo dei Predicati. Non sempre è possibile individuare un numero finito di assiomi per catturare una teoria matematica. In alcuni casi è necessario usare un numero infinito di assiomi. Una richiesta ragionevole è che deve essere possibile riconoscere algoritmicamente se una certa formula è un assioma o no. In altre parole, richiedere che l insieme degli assiomi sia decidibile. Osservazione 4.3. Se T è un insieme decidibile allora i teoremi di T sono effettivamente enumerabili. Se T è un insieme decidibile (i.e., esiste un algoritmo che, data una stringa di simboli, decide se è in T o no) allora si può decidere algoritmicamente se una stringa è una dimostrazione con premesse in T. Si possono allora enumerare le dimostrazioni formali con premesse in T e per ciascuna identificare la conclusione. Questi sono tutti e soli i teoremi di T. Cosa succede se T è un insieme soltanto algoritmicamente enumerabile (ma non necessariamente decidibile)? Si dimostra che anche in questo caso, l insieme dei teoremi è algoritmicamente enumerabile. La dimostrazione è istruttiva. Proposizione 4.4 (Lemma di Craig). Sia S un insieme algoritmicamente enumerabile di enunciati. Esiste un insieme decidibile di enunciati S tale che l insieme delle conseguenze di S coincide con l insieme delle conseguenze di S. Dimostrazione. Per ipotesi S è algoritmicamente enumerabile. Fissiamo un programma che enumera S. Questo programma produce, su input i N, un enunciato S i in S e è una enumerazione di tutti e soli gli enunciati in S. Definiamo S come segue. Definiamo S 1, S 2,..., S i,... S 1 = S 1, S 2 = (S 2 S 2 ), S 3 = (S 3 (S 3 S 3 )),... In generale, S i è il risultato di una congiunzione iterata i volte dell enunciato S i.

6 6 DISPENSA N. 4 L insieme S è l insieme che cerchiamo! Dimostriamo che le conseguenze di S coincidono con quelle di S. A tale fine basta dimostrare i due punti seguenti. (a) Per ogni i, S i è una conseguenza di S. (b) Per ogni i, S i è una conseguenza di S. Per il punto (a), basta osservare che S i = (S i (S i... )) è una conseguenza di S e che (A B) A è una verità logica. Per il punto (b), basta osservare che S i è una conseguenza di S e che A (A A) è una verità logica e che A, B = (A B). Dunque S i è deducibile da S i. Resta da dimostrare che S è decidibile. Data una formula F, come decidere se F è in S? Se F è S 1, siamo a posto. Altrimenti, verifichiamo se F è di forma (G (G... )) per qualche formula G. Si vede chiaramente che questo controllo è algoritmico. Se F non è della forma desiderata, allora non è in S. Altrimenti, sia i il numero di volte che G è ripetuto in F. Allora F è in S se e solo se G è uguale a S i. Per verificare se questo è il caso, basta produrre l i-esimo elemento nell enumerazione di S e confrontarlo con G. Osservazione 4.5. Se l insieme degli assiomi di T è decidibile, non è detto che lo sia quello della sua estensione completa costruita come nel Lemma di Lindenbaum. In effetti, non è detto che questa abbia un insieme di assiomi effettivamente enumerabile. Ad ogni passo non è detto che si possa determinare effettivamente se S n {E n+1 } è coerente, ossia se S n {E n+1 } oppure no. Si può però dimostrare che ogni teoria coerente il cui insieme di teoremi è decidibile (in questo caso la teoria si dice decidibile) ha un estensione coerente e completa il cui insieme dei teoremi è decidibile. Osservazione 4.6 (Teorema di Completezza Effettivo). Si può dimostrare una versione effettiva del Teorema di Completezza. Se A è una struttura per un linguaggio L, consideriamo un estensione del linguaggio L ottenuta aggiungendo una nuova costante c a per ogni elemento a del dominio A (i.e., un nome proprio per ogni elemento). Otteniamo da A una struttura adeguata al nuovo linguaggio aggiungendo l interpretazione ovvia per le nuove costanti, ossia c a è interpretata come a. Denotiamo questa nuova struttura con (A, a) a A. Diciamo che un modello A è decidibile se esiste un algoritmo per decidere, dato un enunciato E nel nuovo linguaggio L {c a } a A, se E è vero in (A, a) a A. Si può dimostrare che ogni teoria coerente e decidibile (i.e., il cui insieme di teoremi è decidibile) ha un modello decidibile.