一阶逻辑完备性定理的新代数证明
离散数学第二章一阶逻辑知识点总结
离散数学第二章一阶逻辑知识点总结数理逻辑部分第2章一阶逻辑2.1 一阶逻辑基本概念个体词（个体）: 所研究对象中能够独立存在的具体或抽象的客体个体常项：具体的事物，用a, b, c表示个体变项：抽象的事物，用x, y, z表示个体域: 个体变项的取值范围有限个体域，如{a, b, c}, {1, 2}无限个体域，如N, Z, R, …全总个体域: 宇宙间一切事物组成谓词: 表示个体词性质或相互之间关系的词谓词常项：F(a)：a是人谓词变项：F(x)：x具有性质F一元谓词: 表示事物的性质多元谓词(n元谓词, n2): 表示事物之间的关系如L(x,y)：x与y有关系L，L(x,y)：x y，…0元谓词: 别含个体变项的谓词, 即命题常项或命题变项量词: 表示数量的词全称量词: 表示任意的, 所有的, 一切的等如x 表示对个体域中所有的x存在量词: 表示存在, 有的, 至少有一具等如x表示在个体域中存在x一阶逻辑中命题符号化例1 用0元谓词将命题符号化要求：先将它们在命题逻辑中符号化，再在一阶逻辑中符号化(1) 墨西哥位于南美洲在命题逻辑中, 设p:墨西哥位于南美洲符号化为p, 这是真命题在一阶逻辑中, 设a：墨西哥，F(x)：x位于南美洲符号化为F(a)例2 在一阶逻辑中将下面命题符号化(1) 人都爱美; (2) 有人用左手写字分不取(a) D为人类集合, (b) D为全总个体域.解：(a) (1) 设G(x)：x爱美, 符号化为x G(x)(2) 设G(x)：x用左手写字, 符号化为x G(x)(b) 设F(x)：x为人，G(x)：同(a)中(1) x (F(x)G(x))(2) x (F(x)G(x))这是两个基本公式, 注意这两个基本公式的使用.例3 在一阶逻辑中将下面命题符号化(1) 正数都大于负数(2) 有的无理数大于有的有理数解注意: 题目中没给个体域, 一律用全总个体域(1) 令F(x): x为正数, G(y): y为负数, L(x,y): x>y x(F(x)y(G(y)L(x,y))) 或x y(F(x)G(y)L(x,y)) 两者等值(2) 令F(x): x是无理数, G(y): y是有理数,L(x,y)：x>yx(F(x)y(G(y)L(x,y)))或x y(F(x)G(y)L(x,y)) 两者等值几点注意：1元谓词与多元谓词的区分无特殊要求，用全总个体域量词顺序普通别能随便颠倒否定式的使用考虑：①没有别呼吸的人②别是所有的人都喜爱吃糖③别是所有的火车都比所有的汽车快以上命题应怎么符号化？2.2 一阶逻辑合式公式及解释字母表定义字母表包含下述符号：(1) 个体常项：a, b, c, …, a i, b i, c i, …, i1(2) 个体变项：x, y, z, …, x i, y i, z i, …, i 1(3) 函数符号：f, g, h, …, f i, g i, h i, …, i1(4) 谓词符号：F, G, H, …, F i, G i, H i, …, i1(5) 量词符号：,(6) 联结词符号：, , , ,(7) 括号与逗号：(, ), ，定义项的定义如下：(1) 个体常项和个体变项是项.(2) 若(x1, x2, …, x n)是任意的n元函数，t1,t2,…,t n是任意的n个项，则(t1, t2, …, t n) 是项.(3) 所有的项基本上有限次使用(1), (2) 得到的.个体常项、变项是项，由它们构成的n元函数和复合函数依然项定义设R(x1, x2, …, x n)是任意的n元谓词，t1,t2,…, t n 是任意的n个项，则称R(t1, t2, …, t n)是原子公式.原子公式是由项组成的n元谓词.例如，F(x,y), F(f(x1,x2),g(x3,x4))等均为原子公式定义合式公式（简称公式）定义如下：(1) 原子公式是合式公式.(2) 若A是合式公式，则(A)也是合式公式(3) 若A, B是合式公式，则(A B), (A B), (A B),(A B)也是合式公式(4) 若A是合式公式，则xA, xA也是合式公式(5) 惟独有限次地应用(1)~(4)形成的符号串是合式公式.请举出几个合式公式的例子.定义在公式xA和xA中，称x为指导变元，A为相应量词的辖域. 在x和x的辖域中，x的所有浮现都称为约束浮现，A中别是约束浮现的其他变项均称为是自由浮现的.例如, 在公式x(F(x,y)G(x,z)) 中,A=(F(x,y)G(x,z))为x的辖域，x为指导变元, A中x的两次浮现均为约束浮现，y与z均为自由浮现.闭式: 别含自由浮现的个体变项的公式.给定公式A=x(F(x)G(x))成真解释: 个体域N, F(x): x>2, G(x): x>1代入得A=x(x>2x>1) 真命题成假解释: 个体域N, F(x): x>1, G(x): x>2 代入得A=x(x>1x>2) 假命题咨询: xF(x)x F(x) 有成真解释吗？xF(x)x F(x) 有成假解释吗？被解释的公式别一定全部包含解释中的4部分.闭式在任何解释下基本上命题，注意别是闭式的公式在某些解释下也也许是命题.永真式（逻辑有效式）：无成假赋值矛盾式（永假式）：无成真赋值可满脚式：至少有一具成真赋值几点讲明：永真式为可满脚式，但反之别真谓词公式的可满脚性（永真性,永假性)是别可判定的利用代换实例可判某些公式的类型定义设A0是含命题变项p1, p2, …,p n的命题公式，A1,A2,…,A n是n个谓词公式，用A i处处代替A0中的p i (1i n)，所得公式A称为A0的代换实例.例如:F(x)G(x), xF(x)yG(y) 等基本上p q的换实例，x(F(x)G(x)) 等别是p q 的代换实例.定理重言式的代换实例基本上永真式，矛盾式的代换实例基本上矛盾式.2.3 一阶逻辑等值式等值式定义若A B为逻辑有效式，则称A与B是等值的，记作A B，并称A B 为等值式.基本等值式:命题逻辑中16组基本等值式的代换实例如，xF(x)yG(y) xF(x)yG(y)(xF(x)yG(y)) xF(x)yG(y) 等消去量词等值式设D={a1,a2,…,a n} xA(x)A(a1)A(a2)…A(a n)xA(x)A(a1)A(a2)…A(a n)量词否定等值式设A(x)是含x自由浮现的公式xA(x)x A(x)xA(x)x A(x)量词分配等值式x(A(x)B(x))xA(x)xB(x)x(A(x)B(x))xA(x)xB(x)注意：对无分配律，对无分配律例将下面命题用两种形式符号化(1) 没有别犯错误的人(2) 别是所有的人都爱看电影解(1) 令F(x)：x是人，G(x)：x犯错误.x(F(x)G(x))x(F(x)G(x))请给出演算过程，并讲明理由.(2) 令F(x)：x是人，G(x)：爱看电影.x(F(x)G(x))x(F(x)G(x))给出演算过程，并讲明理由.前束范式定义设A为一具一阶逻辑公式, 若A具有如下形式Q1x1Q2x2…Q k x k B, 则称A为前束范式, 其中Q i(1i k)为或，B为别含量词的公式.例如，x y(F(x)(G(y)H(x,y)))x(F(x)G(x))是前束范式, 而x(F(x)y(G(y)H(x,y)))x(F(x)G(x))别是前束范式.定理（前束范式存在定理）一阶逻辑中的任何公式都存在与之等值的前束范式注意:公式的前束范式别惟一求公式的前束范式的办法: 利用重要等值式、置换规则、换名规则、代替规则举行等值演算.换名规则: 将量词辖域中浮现的某个约束浮现的个体变项及对应的指导变项，改成其他辖域中未曾浮现过的个体变项符号，公式中其余部分别变，则所得公式与原来的公式等值.代替规则: 对某自由浮现的个体变项用与原公式中所有个体变项符号别同的符号去代替，则所得公式与原来的公式等值.例求下列公式的前束范式(1) x(M(x)F(x))解x(M(x)F(x))x(M(x)F(x)) （量词否定等值式）x(M(x)F(x))两步结果基本上前束范式，讲明前束范式别惟一.(2) xF(x)xG(x)解xF(x)xG(x)xF(x)x G(x) （量词否定等值式）x(F(x)G(x)) （量词分配等值式）另有一种形式xF(x)xG(x)xF(x)x G(x)xF(x)y G(y) ( 换名规则) x y(F(x)G(y)) ( 量词辖域扩张) 两种形式是等值的(3) xF(x)xG(x)解xF(x)xG(x)xF(x)x G(x)x(F(x)G(x)) （为啥？）或x y(F(x)G(y)) （为啥？）(4) xF(x)y(G(x,y)H(y))解xF(x)y(G(x,y)H(y))zF(z)y(G(x,y)H(y)) （换名规则）z y(F(z)(G(x,y)H(y))) （为啥？）或xF(x)y(G(z,y)H(y)) （代替规则）x y(F(x)(G(z,y)H(y)))(5) x(F(x,y)y(G(x,y)H(x,z)))解用换名规则, 也可用代替规则, 这个地方用代替规则 x(F(x,y)y(G(x,y)H(x,z)))x(F(x,u)y(G(x,y)H(x,z)))x y(F(x,u)G(x,y)H(x,z)))注意：x与y别能颠倒。
实数完备性定理的等价性证明及其应用
实数完备性定理的等价性证明及其应用一、实数完备性定理的等价性证明：1.柯西收敛准则证明实数完备性：我们假设存在一个无穷序列{an}，满足对于任意的正实数ε，都存在正整数N，使得当m > n > N时，有，am - an，< ε。
由于{an}是有序序列，它必然有上确界和下确界。
我们将上确界记为A，下确界记为B。
首先，我们来证明A和B是相等的。
假设A > B，那么A - B > 0，根据柯西收敛准则，我们可以找到正整数N1，使得当p > q > N1时，有，ap - aq， < A - B。
由于A是上确界，所以存在一个正整数n1，使得an1 > A - (A - B) = B。
同样地，我们可以找到正整数N2，使得当r >s > N2时，有，ar - as， < A - B。
由于A是上确界，所以存在一个正整数n2，使得an2 > A - (A - B) = B。
由于n1和n2是正整数，所以我们可以取N = max{N1, N2}，使得当p > q > N时，有，ap - aq， < A- B。
但是，同时存在正整数n1和n2，使得an1 > B和an2 > B，与前面所述矛盾。
因此，A和B必然相等，记为C。
接下来，我们证明C是这个序列的极限。
假设对于任意的正实数ε，存在一个正整数N，使得当n > N时，有，an - C，< ε。
我们取ε =ε/2，那么根据柯西收敛准则，必然存在一个正整数N，使得当p > q >N时，有，ap - aq，< ε/2、由于C就是上确界和下确界，所以必然存在正整数n > N，使得，an - C，< ε/2、根据三角不等式，我们有，ap - C，≤ ，ap - aq， + ，aq - C，< ε/2 + ε/2 = ε。
因此，C就是这个序列的极限，这就证明了实数完备性。
《数学分析》实数完备性七大定理证明与七大定理相互证明
《数学分析》实数完备性七大定理证明与七大定理相互证明在数学分析中，实数完备性是一个非常重要的概念。
实数完备性是指实数轴上不存在任何空缺的性质，即任何实数序列都有收敛的子序列。
实数完备性可由七大定理进行证明，并且这七个定理之间也可以相互证明。
下面将对这七大定理进行证明，并且展示它们之间的相互证明。
第一个定理是确界定理（或称上确界定理）。
它的表述是：有上界的非空实数集必有上确界。
证明如下：先证明存在性，假设S是有上界的非空实数集，令M为S的一个上界，那么对于S中的任意元素x，都有x≤M。
接下来我们来证明M是S的上确界。
首先，我们要证明M是S的一个上界，即对于任意x∈S，x≤M。
其次，我们要证明对于任意ε>0，存在一个元素s∈S，使得M-ε<s≤M。
这两点都可以使用导致上确界的性质来证明。
因此，我们证明了确界定理。
第二个定理是区间套定理。
它的表述是：若{[an,bn]}是一个递减的闭区间序列，并且满足an≤bn，则存在一个唯一的实数x同时含于所有闭区间[an,bn]中。
证明如下：首先，我们证明了区间套的任意两个闭区间之间的交集不为空。
其次，我们证明了{an}是一个递增有上界的实数序列，{bn}是一个递减有下界的实数序列。
因此，根据实数完备性的定义，存在唯一的实数x满足an≤x≤bn，即x属于所有闭区间的交集。
第三个定理是柯西收敛准则。
它的表述是：一个实数序列是收敛的充分必要条件是它满足柯西收敛准则，即对于任意ε>0，存在自然数N，使得当m,n≥N时，有，am-an，<ε。
证明如下：首先，我们证明了柯西收敛准则蕴含了实数序列的有界性。
其次，我们证明了柯西收敛准则蕴含了实数序列的单调性。
因此，根据实数完备性的定义，实数序列的柯西收敛准则是实数序列收敛的充分必要条件。
第四个定理是实数域的离散性。
它的表述是：任意两个实数之间必存在有理数和无理数。
证明如下：假设a和b是两个实数，并且a<b。
一阶逻辑推理理论
一阶逻辑推理实例
命题逻辑中的推理规则及在一阶逻辑中
的代换实例，在一阶逻辑推理中仍然使 用 量词消去和引入规则
例1: 证明苏格拉底三段论“凡人都是要死的。 苏格拉底是人.所以苏格拉底是要死的。” 命题符号化：F（x）：x是人（特性谓词）； G（x）：x是要死的； a：苏格拉底 前提：x（F(x)→G(x)），F(a) 结论：G(a) 证明： （1）x（F(x)→G(x)） 前提引入 （2）F(a)→G(a) UI(1) （3）F(a) 前提引入 （4）G(a) (2)(3)假言推理
xA(x) A(y)中， y应为任意的不在A(x)中约束 出现的个体变项。
全称量词引入规则（简称UG规则） A(y) xA(x) ③ 公式成立的条件是 1.y在A(y)中自由出现，且y取任何值时A均为真 2.取代y的x不在A(y)中约束出现。
例:设定义域为实数， 取F(x,y)为x>y，A(y)=xF(x,y)=x(x>y)， A对任意给定的y都是真的。 如下推理是否正确 : ①xF(x,y) 前提引入 ②xxF(x,x) ①UG xx(x>x)是假命题，推理出错。 出错的原因是违背了条件2：取代y的x不在A(y) 中约束出现 ②zxF(x,z) ①UG √
例: 在自然数集中，设F(x)为x是奇数，G(x)是x 是偶数，则xF(x)∧xG(x)是真命题. 以下推理 是否正确： (1) xF(x)∧xG(x) 前提引入 (2) xF(x) (1)化简规则 (3) xG(x) (1)化简规则 (4) F(a) (2)EI (5) G(b) (3)EI (6) F(a)∧G(b) (4)(5)合取规则 (7) x(F(x)∧G(x)) (6)EG
前提: x ( F(x) → G(x)) ，x ( F(x) ∧ H(x) ) 结论: x ( G(x) ∧ H(x) )
一阶逻辑公式及解释
引入量化
一阶逻辑可以通过引入全称量词和存在量词来扩展其表达能力，使其能够描述更复杂的概念和关系。
函数符号
通过引入函数符号，一阶逻辑可以表达更丰富的语义信息，例如集合的运算和关系。
约束变量
通过引入约束变量，一阶逻辑可以表达更复杂的约束关系，例如集合的约束和时序约束。
语义解释
语义解释关注公式所表达的逻辑关系和意义，即公式在何种情况下为真或假。语义解释通常涉及对公式中命题变元的解释以及它们之间逻辑关系的理解。
总结词
语义解释着重于理解公式所表达的逻辑关系和意义，需要结合具体情境和背景知识进行解释。
详细描述
在语义解释中，我们需要对公式中的命题变元进行解释，明确它们所代表的实体或概念。此外，我们还需要理解公式中各个逻辑运算符的含义和作用，以及它们所表达的逻辑关系。通过结合具体情境和背景知识，我们可以深入理解公式的意义和真观察和实验数据推导出结论。
科学推理
在法律领域，推理规则用于根据法律条文和事实判断案件的合法性。
法律推理
在数学、哲学和计算机科学等领域，推理规则用于证明定理和推导结论。
逻辑推理
一阶逻辑的应用场景
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05
知识表示
一阶逻辑是知识表示的常用工具，能够将知识以结构化的方式进行表达和存储，为推理提供基础。
公式的有效性：判断一个逻辑公式是否在所有情况下都为真。如果公式在所有可能的情况下都为真，则称为有效公式。
一阶逻辑推理规则
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04
演绎推理
从一般到特殊的推理方式，即从普遍性前提推出特殊性结论。
归纳推理
从特殊到一般的推理方式，即从特殊性前提推出普遍性结论。
逻辑学研究方法在中医领域中的应用论文
逻辑学研究方法在中医领域中的应用论文中医是中国传统文化的组成部分,在悠久的历史中曾经创造出了灿烂的辉煌“观今宜鉴古，无古不成今”当今中医事业进一步发展在于如何准确的理解古人的医学思想,思维方式,如何继承前人的医疗经验。
随着现在医学的发展,科学实验的兴起，中医理论，医疗模式受到了极大的影响和冲击,支撑中医理论的科学性问题,诊疗过程的规范化,流程化问题，中药作用靶向问题都需要我们在准确继承古人思想精髓的基础上做出合理的解释。
继承是发展的基础,但古今思维方式的巨大差异可能会导致我们思想认识上的误区，究其原因，是由于一个人的思维方式不仅与其所受到的教育文化有关,还与其所处的时代背景,所生活的地理环境条件,所处之处的生产方式,个人的身份地位，心理变化,关注焦点,所接触的病人疾病种类等因素相关。
在曰常生活工作中，人们说话,做事都是在遵循一定的逻辑基础下的行为，它是一种先天能力，是基于语言的思维模式和推理方法,是人们为了实现自己意图的做事方式。
逻辑学是研究思维形式,思维规律的学科，它既是一门基础性学科，又是一门工具性学科,人们思维方式正确与否,表达的思想是否周密,是否具有可论证性，是否是必然性的推理都是通过逻辑学这一工具去衡量。
古代中国曾经是世界逻辑发展的三大源流之由于历史上种种原因的限制，没有形成形式化,系统化的逻辑学建构体系，未能进入世界逻辑发展的主流之中，这只能说明中国没有形成完备的逻辑学框架，而并不能质疑中国是否有逻辑。
既然逻辑是人们大脑中的思维方式，而中医学继承和发展的关键在于合理的理解古代医者的思维方式，将逻辑学研究方法引入到中医领域中来，以期更好的解读古人的思维方式和当今的临床诊疗思维模式，就显得十分的必要了。
本文首先对中医领域中已采用的逻辑学方法进行了分类梳理，通过从古至今逻辑学自身发展变化的过程，结合前人的工作经验，分析各阶段逻辑方法的优势和应用点，通过比较为研究中医思维方式找到了合适的逻辑学研究方法：语言逻辑中的言语行为理论。
实数完备性基本定理的相互证明
实数完备性基本定理的相互证明实数完备性基本定理是数学分析课程中的重要定理之一，它刻画了实数的重要性质。
本文将从两个角度介绍实数完备性基本定理的证明，即从实数的有序性和上确界性质出发进行证明，相互补充，帮助读者更好地理解该定理。
一、从实数的有序性进行证明实数完备性基本定理可以通过比较序列与实数性质的关系来证明。
首先引入柯西序列的概念。
柯西序列是指一列实数序列，其满足对于任意正实数ε，存在正整数N，当n，m≥N时，|an-am|<ε。
柯西序列的定义即表明了序列中的元素越来越接近，它与实数的有序性相对应。
接下来，我们需要证明实数集合所有的柯西序列都是收敛的。
假设{an}是一个柯西序列，为了证明该序列的收敛性，我们需要构造出一个实数α，使得该序列收敛于α。
为此，我们可以构造一个新的序列{bn}，其中bn=sup{am: m≥n}。
首先，根据实数的上确界性质，该集合非空且有上界，因此sup存在。
其次，易知bn递增且有界（因为其满足an≤bn），所以该序列收敛于某一个实数α。
接下来，我们证明an收敛于α。
根据柯西序列的定义，对于任意给定的ε>0，存在正整数N，使得当m，n≥N时，有|am-an|<ε。
那么对于给定的ε>0，根据序列{bn}的收敛性，存在正整数M，使得当n≥M时，有|bn-α|<ε/2，同时根据序列{bn}的递增性质，有bn≥an。
于是可以得到：|an-α|=|an-bn+bn-α|≤|an-bn|+|bn-α|<ε/2+ε/2=ε这表明对于任意给定的ε>0，总存在正整数N=M，使得当n≥N 时，有|an-α|<ε。
因此，an收敛于α，柯西序列收敛于实数α。
这样，我们就证明了任意柯西序列都是收敛的，即实数集合中的柯西序列都有收敛性。
由此可得实数集合是完备的。
二、从实数的上确界性质进行证明实数完备性基本定理也可以通过实数的上确界性质进行证明。
实数的上确界性质是指，非空有上界的实数集合必有上确界。
henkin 完备定理
henkin 完备定理Henkin 完备定理是数理逻辑中一个重要的定理，它为一阶逻辑系统提供了一种方法，使得在这个系统中可以构建出一切可满足的公式。
Henkin 完备定理的证明依赖于一种特殊的模型，称为 Henkin 模型。
在本文中，我们将对 Henkin 完备定理进行详细的介绍和解释。
首先，让我们回顾一下一阶逻辑。
一阶逻辑是一种扩展了命题逻辑的逻辑体系，它包括了一阶变量、量词和谓词。
一阶逻辑是数理逻辑的基础，广泛应用于数学、计算机科学和哲学等领域。
在一阶逻辑中，我们可以定义公式和推导规则。
公式由常量、变量、谓词和逻辑连接词组成。
推导规则描述了如何由已知的公式推导出新的公式。
通过应用推导规则，我们可以进行一系列的推理，以证明某个公式是否成立。
Henkin 完备定理说明了一阶逻辑系统的可靠性。
它断言，对于任意一阶公式集合，如果存在一个模型，使得该公式集合在该模型下成立，则可以构造出一个证明，证明该公式集合在一阶逻辑系统中是可满足的。
证明 Henkin 完备定理的关键在于构造适当的 Henkin 模型。
Henkin 模型是一种特殊的模型，它可以被用来证明任意一阶公式集合的可满足性。
具体地，Henkin 模型包括一个论域、一个解释函数和一个赋值函数。
论域是由常量和变量构成的集合，解释函数将谓词符号映射到论域中的元素，赋值函数将变量映射到论域中的元素。
通过定义解释函数和赋值函数，我们可以为公式集合中的每个公式赋予一个真值。
构造 Henkin 模型的关键是对论域进行适当的扩展。
通过扩展论域，我们可以确保存在一个元素，它可以是公式集合中的任何一个谓词的解释。
通过这种方式，我们可以构造一个满足公式集合的 Henkin 模型。
Henkin 完备定理的证明分为两个步骤。
首先，我们根据公式集合的结构构造一个 Henkin 模型。
其次，我们使用归纳法证明该公式集合在该模型中是可满足的。
在第一个步骤中，我们通过扩展论域来构造 Henkin 模型。
一阶逻辑表达式
一阶逻辑表达式一阶逻辑表达式：存在 x, 对于所有 y, P(x, y)在数理逻辑中，一阶逻辑是一种形式系统，用于描述命题与谓词之间的关系。
一阶逻辑表达式可以用来表达一个特定的命题形式，即存在一个元素 x，对于所有元素 y，满足某个谓词 P(x, y)。
一阶逻辑表达式的形式为：存在 x, 对于所有 y, P(x, y)。
其中，存在量词"存在" 表示存在至少一个满足谓词P(x, y) 的元素x；全称量词 "对于所有" 表示对于任意一个元素 y，都满足谓词 P(x, y)。
通过一阶逻辑表达式，我们可以描述一些普遍的命题形式，从而推导出一些有关关系的结论。
下面将通过一个例子来说明一阶逻辑表达式的应用。
假设有一群学生，我们想要表达的命题是：存在一个学生，对于所有的课程，该学生都取得了优秀的成绩。
我们可以用一阶逻辑表达式来描述这个命题：存在一个学生 x，对于所有的课程 y，满足 P(x, y)，其中 P(x, y) 表示学生 x 在课程 y 上取得了优秀的成绩。
通过一阶逻辑表达式，我们可以推导出一些结论。
例如，如果存在一个学生x，对于所有的课程y，满足P(x, y)，那么我们可以得出结论：每个课程都有至少一个学生取得了优秀的成绩。
这是因为一阶逻辑表达式要求对于所有的课程y，都满足P(x, y)，即每个课程都存在至少一个学生x，使得学生x 在该课程上取得了优秀的成绩。
除了描述命题之间的关系，一阶逻辑还可以用来推理和证明。
通过一阶逻辑表达式，我们可以推导出一些逻辑结论，从而得到新的命题。
例如，如果存在一个学生x，对于所有的课程y，满足P(x, y)，那么我们可以得出结论：存在一个学生 y，对于所有的课程 x，满足P(y, x)。
这是因为一阶逻辑表达式要求对于所有的课程y，都满足P(x, y)，即每个课程都存在至少一个学生x，使得学生x 在该课程上取得了优秀的成绩。
根据逻辑推理，我们可以得出存在一个学生y，对于所有的课程 x，都满足 P(y, x)。
计算机人工智能的预测
计算机人工智能的发展及前沿摘要人工智能（Artificial Intelligence，简称AI）是计算机学科的一个分支，二十世纪七十年代以来被称为世界三大尖端技术之一（空间技术、能源技术、人工智能）。
也被认为是二十一世纪（基因工程、纳米科学、人工智能）三大尖端技术之一。
这是因为近三十年来它获得了迅速的发展，在很多学科领域都获得了广泛应用，并取得了丰硕的成果，人工智能已逐步成为一个独立的分支，无论在理论和实践上都已自成一个系统。
人工智能是研究使计算机来模拟人的某些思维过程和智能行为（如学习、推理、思考、规划等）的学科，主要包括计算机实现智能的原理、制造类似于人脑智能的计算机，使计算机能实现更高层次的应用。
人工智能将涉及到计算机科学、心理学、哲学和语言学等学科。
可以说几乎是自然科学和社会科学的所有学科，其范围已远远超出了计算机科学的范畴，人工智能与思维科学的关系是实践和理论的关系，人工智能是处于思维科学的技术应用层次，是它的一个应用分支。
从思维观点看，人工智能不仅限于逻辑思维，要考虑形象思维、灵感思维才能促进人工智能的突破性的发展，数学常被认为是多种学科的基础科学，数学也进入语言、思维领域，人工智能学科也必须借用数学工具，数学不仅在标准逻辑、模糊数学等范围发挥作用，数学进入人工智能学科，它们将互相促进而更快地发展。
关键词：人工智能；数学基础；发展预测；一、什么是人工智能智能是知识与智力的总合。
知识是智能行为的基础；智力是获取知识并运用知识求解问题的能力。
智能具有以下特征：(1)具有感知能力——指人们通过视觉、听觉、触觉、味觉、嗅觉等感觉器官感知外部世界的能力；(2)具有记忆与思维的能力——这是人脑最重要的功能，亦是人之所以有智能的根本原因；(3) 具有学习能力及自适应能力；(4) 具有行为能力。
人工智能是计算机科学的一个分支，是智能计算机系统，即人类智慧在机器上的模拟，或者说是人们使机器具有类似于人的智慧（对语言能理解、能学习、能推理）。
一阶谓词演算的完备性(南京大学宋方敏老师提供)(数理逻辑)
⇒σ(P)(σ(t1),σ(t2),……,σ(tn))=T ⇒σ(P)(t1,t2,……,tn)=T 同理 P(t1,t2,……,tn)∉Ψ⇒σ(P)([t1],[t2],……,[tn])=F ⇒σ(P)(σ(t1),σ(t2),……,σ(tn))=F ⇒σ(P)(t1,t2,……,tn)=F case 2：φ 为命题变元 Q (atomic case) 显然有 Q∈Ψ⇔σ(Q)=T Q∉Ψ⇔σ(Q)=F case 3：φ 为┐α use(2) case 4：φ 为 α⊃β use(3) case 5：φ 为∀xα use(4) case 6：φ 为∃xα ∃xα∈Ψ⇒α(ξ)∈Ψ ⇒σ(α(ξ PK 公式集， 反设 con(Ψ),取β∈Ψ-Φ，从而β∉Φ，故┐β∈Φ,从而┐β∈Ψ 与 con(Ψ)矛盾,从而(2)成立 Q.E.D. 命题.9： 若Φ极大相容且 Φ⊢α，则 α∈Φ 证明：反设 α∉Φ，从而由上命题知┐α∈Φ，从而 Φ⊢(α∧┐α),与 con(Φ)矛盾# 命题.10： 设Ψ极大相容 (0)α∈Ψ或┐α∈Ψ (1)非(φ∈Ψ且┐φ∈Ψ) (2) ┐┐α∈Ψ⇒α∈Ψ (3)α⊃β∈Ψ⇒┐α∈Ψ或β∈Ψ (4) ┐(α⊃β)∈Ψ⇒α∈Ψ或┐β∈Ψ (5)∀xα∈Φ⇒对任何ξ，使 α[x:=ξ]∈Ψ 定义.11： Ψ为 Henkin 集指 (1)Ψ极大相容 (2)若∃xα∈Ψ，则有ξ，使 α[x:=ξ]∈Ψ 定义.12： Lpk 个体常元：{ci|i∈I1} 个体变元：{xi|i∈I2} 函数变元：{fi|i∈I3} μ(i)为 fi 的 arity where μ: I3 → N+ 定义.13： PK 之 term（项） (1)个体常元为项
证明：Φ⊨α⇒Φ, ┐α 不可满足 从而 Incon(Φ, ┐α)，故 Φ⊢α# 定理.20：(Compactness) 若 Φ 的每个有穷子集可满足，则 Φ 可满足 证明：Φ 的每个有穷子集可满足 ⇒Φ 的每个有穷子集相容 ⇒Φ 相容 ⇒Φ 可满足#
数学逻辑中的一阶逻辑和二阶逻辑的应用
数学逻辑是研究数学推理和证明的基础工具，它通过形式化的语言和符号系统，对数学问题进行严密的分析和建模。
在数学逻辑中，一阶逻辑和二阶逻辑是两个重要的推理和证明工具。
本文将从一阶逻辑和二阶逻辑的定义、特点以及应用方面进行讨论。
首先，一阶逻辑是一种形式系统，用来描述和刻画命题、谓词以及它们之间的关系。
一阶逻辑的基本组成部分包括：逻辑符号、变量、量词、命题符号和谓词。
其中，逻辑符号主要包括逻辑连接词（如与、或、非等）、条件符号和等同符号等，用于连接命题。
变量用来表示未知对象，量词用来限定变量的取值范围。
命题符号用于表示命题，而谓词则用来描述关于变量的陈述。
一阶逻辑的最重要的特点是具有完备性，即所有的合法推理都可以在一阶逻辑中得到正确的证明。
在实际应用中，一阶逻辑常常用于数学的推理与证明。
例如，著名的哥德巴赫猜想就是通过一阶逻辑进行证明的。
哥德巴赫猜想主要是指任何一个大于2的偶数都可以表示成两个素数之和。
通过使用一阶逻辑的命题和谓词，可以很方便地对哥德巴赫猜想进行形式化的表达和推理。
相比之下，二阶逻辑是一种更为强大和复杂的逻辑系统。
在二阶逻辑中，不仅可以描述和刻画命题和谓词，还可以定义集合、函数、关系等较为复杂的数学对象。
通过引入二阶量词，二阶逻辑可以进行更加深入的数学分析和证明。
与一阶逻辑相比，二阶逻辑具有更高的表达能力，能够描述和刻画更加复杂的数学现象。
在实践中，二阶逻辑常常用于数学的形式化和建模。
例如，集合论中的扩充公理系统就是利用了二阶逻辑来进行描述和分析。
扩充公理系统对集合的性质进行了严密的定义和陈述，通过使用二阶逻辑的工具，可以对集合论问题进行更加深入和形式化的研究。
总结起来，一阶逻辑和二阶逻辑是数学逻辑中的两个重要工具。
一阶逻辑用于描述和分析简单的命题和谓词，常常用于数学的推理与证明。
而二阶逻辑具有更高的表达能力，能够描述和分析复杂的数学对象和关系，常常用于数学的形式化和建模。
无论是一阶逻辑还是二阶逻辑，它们都为数学推理和证明提供了重要的理论基础和工具。
2.2 一阶逻辑合式公式及解释
2.2 一阶逻辑合式公式及解释
Def. Lp的一个解释I由下面4部分组成： ①非空个体域DI； ②DI中一部分特定元素: a‛, b‛, …； ③DI上一些特定的函数: f‛, g‛, …； ④DI上一些特定的谓词；P‛, Q‛, …． ——解释、赋值 谓词公式à命题 Ø "x(F(x)∧G(x,a))
Ø 2.2
一阶逻辑推理理论 Ø 2.5 题例分析
Ø 2.4
2.2 一阶逻辑合式公式及解释
1. 谓词公式
Def. 字母表如下：
1).个体常项：a, b, c, ai, bi, ci, ... 2).个体变项：x, y, z, xi, yi, zi, ... 3).函数符号：f, g, h, fi, gi, hi, ... 4).谓词符号：F, G, H, Fi, Gi, Hi, ... 5).量词符号：", $ 6).联结词符： ¬, ∧, ∨, →, « 7).括号和逗号：(, ), ，。
Ø Ø
命题公式是合式谓词公式的一个特例． 在不引起混淆时，也可以将谓词公式的最外层括号可 省略．但是，量词后面的括号是不能省略的．Βιβλιοθήκη 2.2 一阶逻辑合式公式及解释
Def. 在合式公式"xA(x)或$xA(x)中，称x为指导变 项，称A(x)为相应量词的辖域．在辖域中，x的所有 出现称为约束出现，A中不是约束出现的其它个体变 元的出现称为自由出现． Ø 通常，一个量词的辖域是某公式A的一部分，称为A的 子公式．因此，确定一个量词的辖域即是找出位于该 量词之后的相邻接的子公式： ①若量词后有括号，则括号内的子公式就是该量词 的辖域； "x(A(x)…)… ②若量词后无括号，则与量词邻接的子公式为该量 词的辖域． "xA(x)…
逻辑代数基本定理的证明
逻辑代数基本定理的证明α邹泽民(梧州师专 数学系,广西 贺州 542800)[摘 要] 本文分别给出逻辑函数基本定理的三种论证方法。
[关键词] n 元逻辑函数;范式定理;n 元“与-或”范式;n 元“或-与”范式;最小项由n 元逻辑函数F (A 1,A 2,…A n )的定义可知,每个逻辑变量A i (i =1,2,…n )及其逻辑函数的取值集合均为L ={0,1},于是显然有[引理] 对于n 元逻辑函数F (A 1,A 2,…A n ),则有F (A 1,A 2,…A n )=A 1F (1,A 2,A 3,…A n )+A ϖ1F (0,A 2,A 3,…A n )( )F 面给出n 元逻辑函数基本定理,并分别给出三种证明方法。
[基本定理] 全体n 元逻辑函数共有22n种不同形式。
一、数学归纳法证明下面对变元个数n 施行数学归纳证明:1.当n =1时,不难看出,由引理知,一元逻辑函数F (A )可表示为F (A )=A F (1)+A ϖF (0)因为逻辑函数的定义域和值域都是集合L ={0,1}。
因此,对于A =1,有F (1)=0或F (1)=1;对于A =0,有F (0)=0或F (0)=1,即一元逻辑函数F (A )存在有两种不同形式的函数值表示式F (1)、F (0),从而F (1),F (0)搭配有四种不同的取值组(情况),于是有F (1)F (0)A F (1)A ϖF (0)F (A )=A F (1)+A ϖF (0)0000F 1(A )=0010A ϖF 2(A )=A ϖ10A 0F 3(A )=A 11AAϖF 4(A )=A +A ϖ=1从而一元逻辑函数F (A )有且只有以下四种不同形式:F 1(A )=A ·A ϖ=0,F 2(A )=A ϖ,F 3(A )=A ,F 4(A )=A +A ϖ=1即一元逻辑函数F (A )共有221=22=4种不同形式。
哥德尔完备性定理
哥德尔完备性定理目录定理哥德尔完备性定理是数理逻辑中重要的定理，在1929年由库尔特·哥德尔首先证明。
它的最熟知的形式声称在一阶谓词演算中所有逻辑上有效的公式都是可以证明的。
上述词语“可证明的”意味着有着这个公式的形式演绎。
这种形式演绎是步骤的有限列表，其中每个步骤要么涉及公理要么通过基本推理规则从前面的步骤获得。
给定这样一种演绎，它的每个步骤的正确性可以在算法上检验(比如通过计算机或手工)。
一个公式被称为“逻辑上有效”的，如果它在这个公式的语言的所有模型中都为真。
为了形式的陈述哥德尔完备性定理，你必须定义这个上下文中词语“模型”的意义。
这是模型论的基本定义。
在另一个方向上，哥德尔完备性定理声称一阶谓词演算的推理规则是“完备的”，在不需要额外的推理规则来证明所有逻辑上有效的公式的意义上。
完备性的逆命题是“可靠性”。
一阶谓词演算的实情是可靠的，就是说，只有逻辑上有效的陈述可以在一阶逻辑中证明，这是可靠性定理断言的。
处理在不同的模型中什么为真的数理逻辑分支叫做模型论。
研究在特定形式系统中什么为可以形式证明的分支叫做证明论。
完备性定理建立了在这两个分支之间的基本联系。
给出了在语义和语法之间的连接。
但完备性定理不应当被误解为消除了在这两个概念之间的区别；事实上另一个著名的结果哥德尔不完备定理，证实了对“在数学中什么是形式证明可以完成的”有着固有的限制。
不完备定理的名声与另一种意义的“完备”有关，参见模型论。
更一般版本的哥德尔完备性定理成立。
它生成对于任何一阶理论T 和在这个理论中的任何句子 S，有一个 S 的自 T 的形式演绎，当且仅当S 被T 的所有模型满足。
这个更一般的定理被隐含使用，例如，在一个句子被证实可以用群论的公理证明的时候，通过考虑一个任意的群并证实这个句子被这个群所满足。
完备性定理是一阶逻辑的中心性质，不在所有逻辑中成立。
比如二阶逻辑就没有完备性定理。
完备性定理等价于超滤子引理，它是弱形式的选择公理，在不带有选择公理的Zermelo–Fraenkel 集合论中有着等价的可证明性。
一阶逻辑基本概念讲解
一阶逻辑在处理多主体系统时可能存在挑战，需要借助其他逻辑系 统如交互逻辑或认知逻辑等来扩展其表达能力。
一阶逻辑的未来发展方向与趋势
扩展表达能力
为了克服一阶逻辑的局限性，未来的研究可以探索扩展其表达能力和推理规则，例如通过引入新的量词或扩展模态、 时态等逻辑系统。
融合其他逻辑系统
为了更好地处理复杂问题，未来的研究可以探索一阶逻辑与其他逻辑系统的融合，例如将一阶逻辑与模态、时态、认 知等逻辑系统相结合。
02
CATALOGUE
一阶逻辑的基本概念
命题与量词
命题
表示一个陈述句，具有真假性，是逻 辑推理的基本单位。
量词
表示数量的符号，如“所有”、“存 在”等，用于限定命题的范围。
逻辑联结词
逻辑联结词
表示命题之间关系的符号，如“并且”、“或者”、“如果...那么...”等。
否定词
表示否定关系的符号，用于改变命题的真假性。
推理过程
通过否定某个命题，根据逻辑规则或推理规则，推导出结论。
归结推理
归结推理
将复杂命题逐步简化为简单命题，然后 通过简单命题的推理得出结论的推理方
法。
结论
根据前提条件推导出的结果或结论。
前提条件
已知的前提或命题。
推理过程
将复杂命题逐步简化为简单命题，然 后通过简单命题的直接推理或间接推 理，得出结论。
一阶逻辑的重要性
逻辑基础
一阶逻辑是形式化逻辑的基础， 为数学、计算机科学和哲学等领 域提供了逻辑推理的框架。
精确表达
一阶逻辑能够精确地表达命题之 间的逻辑关系，有助于避免歧义 和误解。
推理工具
一阶逻辑是进行逻辑推理和数学 证明的重要工具，有助于发现和 证明新的数学定理。
逻辑系统MTL▽及其完备性
逻辑系统MTL▽及其完备性
时慧娴;王国俊
【期刊名称】《计算机工程与应用》
【年(卷),期】2011(047)006
【摘要】在逻辑系统MTL(Monoidal t-norm based Logic)中引入一元逻辑连接词▽,并在原有公理模式的基础上添加若干新公理,构建了一种新的MTL的扩张MTL<,▽>逻辑系统.为了进行相应的语义研究,在MTL代数的基础上,引入一元算子▽,提出MTL<,▽>代数的概念,并证明了MTL<,▽>代数的同构定理.基于线性
MTL<,▽>代数证明了逻辑系统MTL<,▽>的完备性.
【总页数】4页(P30-33)
【作者】时慧娴;王国俊
【作者单位】陕西师范大学数学与信息科学学院,西安,710062;陕西师范大学数学与信息科学学院,西安,710062;华东师范大学,上海市高可信计算重点实验室,上海,200062
【正文语种】中文
【中图分类】O141.1
【相关文献】
1.中介时序逻辑系统MTL的模型性性质 [J], 施庆生
2.n值S-MTL命题逻辑系统中公式真度的统一理论 [J], 李骏;邓富喜
3.n值S-MTL逻辑系统中命题的Borel概率真度理论 [J], 李骏;郑刚
4.中介时序逻辑系统MTL的完备性 [J], 施庆生;张东摩;朱梧木
5.逻辑系统MTL(BL)的新的模式扩张系统GNMTL(GNBL) [J], 张兴芳
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反过来 , 设 v 不满足 A , 则 v 满足 ( ϖ x n +1 ) ? B ( x 1 , …, x n , x n +1 ) . 在 L 中添加个体常元 c = c ( v ) 使 v 满足 ? ( B ( x 1 , …, x n , c) ( 见文献 [ 2 ] 命题 3 . 2 . 14) . 由归 纳 假 设 知 φ( [ ? B ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) , c ]) =
φ( [ A ( t 1 , …, t k ) ]) = 1 [ F ]/
并且当 [ A ] = inf { [ B n ] | n = 1 , 2 , … } 时, φ( [ A ]) = inf { φ( [ B n ]) | n = 1 , 2 , … }.
二式得 φ( [ A ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) ) ]) = φ( inf { [ B ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) , t ) ] t ∈T0 ) =
f ( t 1 , …, t k ) = f ( t 1 , …, t k ) , t 1 , …, t k ∈T; ( 4)
φ( [ B ( v′ ( x 1 ) , …, v′ ( x n ) , v′ ( x n +1 ) ) ]) = 1 [ F) ]/ .
( x n +1 ) 可取 T 注意 v′ 与 v ( n + 1) 2 等价 , 且 t = v′
第 32 卷 第4期 2004 年 12 月
陕西师范大学学报 ( 自然科学版) Journal of Shaanxi Normal University ( Nat ural Science Edition)
Vol. 32 No. 4 Dec. 2004
・ 专题研究・
文章编号 :167224291 ( 2004) 0420001203
2 φ( a) = 1 B /
[3 ]
陕西师范大学学报 ( 自然科学版) 当且仅当 a ∈
. ( 3) A 知 v 不满足 B , 那么由 [ F ]/
第 32 卷
引理 3 设 B 是可数的 Boole 代数 , a ∈ B , a ≠0 , 则 B 中有素滤子 满足条件 (ⅰ ) a ∈ ; (ⅱ ) 设 b1 , b2 , … ∈ B 且 b = inf { b n | n = 1 , 2,… } ( b = sup { b n | n = 1 , 2 , … } ) , 则 φ( b) = inf { φ( b n ) | n = 1 , 2 , … } (φ( b) = sup { φ( b n ) | n =
.
( 5)
设 T0 = { t ∈T | t 关于 B ( x 1 , …, x n +1 ) 中的 x n +1 自 由} [ 4 ] , 则易证 [ A ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) ) ] =
[ ( Π x n +1 ) B ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) , x n +1 ) ] =
完备性问题是逻辑演算理论中的重要课题. 为 了使非数理逻辑专业的读者容易理解和接受 , 我们 在文献 [ 1 , 2 ] 中给出了一阶逻辑完备性定理的代数 证明 , 那里用到 Boole 代数的表示定理 . 因为关于 Boole 代数表示定理的证明用到与选择公理等价的 Zorn 引理 , 所以那里的证明依赖于选择公理 . 本文 提出一种更简捷的不涉及 Boole 代数表示定理的一 阶逻辑完备性的代数证明 , 但仍依赖于选择公理 .
A ne w algebra ic proof of completeness of f irst order logic
WAN G Guo2jun , ZHOU Hong2jun ( College of Mat hematics and Information Science , Shaanxi Normal University , Xi′ an 710062 , Shaanxi , China) Abstract : A new algebraic proof of t he completeness of first order logic is obtained , of which t he use of γ 2interpretation based on t he representation t heorem of Boolean algebra is avoided , but t he proof is based on t he concept of 2interpretation wit h respect to certain Q2filter and t he axiom of choice is employed. Moreover , certain shortcomings of t he already existing algebraic proof are pointed out and amended. Key words : first order logic ; completeness ; algebraic proof ; axiom of choice ; Q2filter MR Subject classif ication : 03B10
) ,男 ,陕西渭南人 ,陕西师范大学教授 ,博士研究生导师 . 作者简介 : 王国俊 ( 1935 —
© 1994-2009 China Academic Journal Electronic Publishing House. All rights reserved.
( 0 [ F ]/ ) ′= 1 [ F ]/ ,
且逆向推理也成立 , 所以 ( 8) 式对 A 仍成立 . 最后设
A = B → C , 类似可证明 ( 8 ) 式对 A 也成立 . 由此可
为 Q2 滤子 .
2
2 解释
知 ( 8) 式对所有不含量词的公式都成立 . 现在考虑有量词出现的情形 , 不妨设 A 已化为 前束范式 . 按 A 中量词的个数进行归纳证明. 设 (8) 式 对量词个数少于 k 的公式成立 ,今 A 中含有 k 个量词. (ⅰ ) 设 A = ( Π x n +1 ) B ( x 1 , …, x n , x n +1 ) , 这 里 x 1 , …, x n +1 是 B 中全体自由变元 , 且 B 中量词个 数少于 k . 设 v 满足 A , 则每个与 v ( n + 1) 2 等价的 赋值 v′ 都满足 B . 这时 v′ 也满足条件 { x i ∈ X |
inf { φ( [ B ( v ( 1 [ F ]/ .
t ∈T 0 =
定理 1 设 L 是一阶语言 , X = { x 1 , x 2 , … }是 L 中全体变元之集 , 是 [ F] 中的 Q2 滤子 , I ( ) 是 L 的 2 解释 , 赋值 v : X → T 满足条件 { x i ∈ X | v ( x i ) ≠ x i } 为有限集 . 设 A ( x 1 , …, x n ) ∈ F , x 1 , …, x n 是 A 中全体自由变元 , 那么 v 满足 A ( x 1 , …, x n ) 当且仅当 φ( [ A ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) ) ]) = 1 [ F] / . ( 8) 证明 先设 A 是不含量词的公式 , 则 ( 8) 式对 A 成立 . 事实上 , 若 A 是原子公式 , 则因为 v 满足 A 可写为 A ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) ) = 1 , 所以由 ( 6) 式即 得 ( 8) 式 . 设 A = ? B 且 ( 8) 式对 B 成立 . 由 v 满足
(ⅲ ) 设 A 为 k 元谓词符号 , 则其解释 A < Tk
定义为
( t 1 , …, t k ) ∈ A 当且仅当
中的任一值 , 所以有 φ( [ B ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) , t ) ]) = 1 [ F ]/
t ∈T.
, ( 9)
[ A ( t 1 , …, t k ) ] ∈
这里 [ A ( t 1 , …, t k ) ] ∈ [ F] , 即 [ A ( t 1 , …, t k ) ] 是 A ( t 1 , …, t k ) 所在的可证等价同余类 . 为方 便 起 见 , 以 下 把 ( t 1 , …, t k ) ∈ A 记 为 A ( t 1 , …, t k ) = 1 . 设 φ 由 ( 3) 式定义 , 则由 为 Q2
1 若干引理
设 B 是 Boole 代数 , ≠ F < B , F ≠B . 若 F 是对有限交封闭的上集 , 则称 F 为 B 中的滤子 . 滤子 F 叫素的 , 若当 a ∨ b ∈ F 时有 a ∈ F 或 b ∈ F. 又 在 Boole 代数 B 中规定 a → b = a′∨ b. 下面的引理
一阶逻辑完备性定理的新代数证明
王国俊 , 周红军
( 陕西师范大学 数学与信息科学学院 , 陕西 西安 710062)
摘 要 : 给出了一阶逻辑完备性定理的一个新的代数证明 ,这个证明不使用依赖于 Boole 代数表示 定理的γ 2解释 ,但使用关于 Q2滤子 的 2解释 , 也需要用到选择公理 . 另外指出了已有代数证明 的不足之处 ,并作了修正 . 关键词 : 一阶逻辑 ; 完备性 ; 代数证明 ; 选择公理 ; Q2滤子 中图分类号 : O141. 12 文献标识码 : A
) 知 滤子和引理 3 ( ⅱ A ( t 1 , …, t k ) = 1 当且仅当
inf { [ B ( v ( x 1 ) , …, v ( x n ) , t ) ] t ∈T 0 } . ( 10 )