Logika dla informatyków/Rachunek zdań

Wnioskowanie o prawdziwości rozmaitych stwierdzeń jest powszednim zajęciem matematyków i nie tylko matematyków. Dlatego filozofowie i matematycy od dawna zajmowali się systematyzacją metod wnioskowania i kryteriów ich poprawności. Oczywiście ostatecznym kryterium poprawności rozumowania pozostaje zawsze zdrowy rozsądek i przekonanie o słuszności wywodu. Logika, która narodziła się jako nauka o rozumowaniu, jest jednak ważnym i potrzebnym narzędziem, które to przekonanie ułatwia.

Szczególną rolę wśród rozmaitych działów logiki zajmuje logika matematyczna, poświęcona opisowi i analizie języka matematyki oraz poprawności wnioskowań matematycznych. Jest to dyscyplina w pewnym sensie paradoksalna: będąc sama częścią matematyki, traktuje matematykę jako swój przedmiot zainteresowania. Dla uniknięcia, "błędnego koła" musimy więc tutaj zauważyć, że logika formalna nieopisuje rzeczywistych wywodów matematyka, ale ich uproszczone modele, które bez zastrzeżeń można uważać za zwykłe obiektymatematyczne. Mimo tego ograniczenia, logika matematyczna dostarcza niezwykle ważnych wniosków o charakterze filozoficznym i metamatematycznym.

Logika formalna była kiedyś ezoteryczną nauką z pogranicza filozofii imatematyki, potem stała się pełnoprawnym działem czystej matematyki.Jeszcze później, wraz z narodzinami informatyki, zaczęła być coraz bardziej postrzegana jako dziedzina matematyki stosowanej, a zwłaszcza podstaw informatyki.

Logika matematyczna stosowana jest dziś szeroko w informatyce. Semantyka i weryfikacja programów, teoria złożoności i teoria automatów, programowanie funkcyjne i programowanie w logice --- to tylko niektórez działów informatyki, w których metody logiki formalnej stały się standardowym narzędziem zarówno badacza jak i praktyka.

Rachunek zdań

Jak powiedzieliśmy wyżej, logika matematyczna zajmuje się badaniem rozmaitych systemów formalnych, modelujących rzeczywiste sposoby wnioskowania matematycznego. Do najprostszych takich systemów należą różne warianty logiki zdaniowej zwanej też rachunkiem zdań . Język rachunku zdań jest bardzo prosty. Nie ma w nim wyrażeń stwierdzających jakiś stan rzeczy, zajście jakichś faktów, czy też wyrażeń orzekających o własnościach obiektów. Przedmiotem naszego zainteresowania są tu tylko możliwe zależności pomiędzy stwierdzeniami (zdaniami orzekającymi), oraz to w jaki sposób prawdziwość zdań złożonych zależy od prawdziwości ich składowych. Sens samych składowych pozostaje tu całkowicie dowolny i nieistotny. Dlatego w rachunku zdań odpowiadają im po prostu zmienne zdaniowe . Zdania złożone budujemy ze zmiennych za pomocąspójników logicznych takich jak alternatywa  $\vee$,koniunkcja  $\wedge$, negacja $\mathrm{\neg }$, czy implikacja $\to$. Wygodne są też stałe logiczne  $\mathrm{\perp }$ (fałsz) i $\mathrm{\top }$ (prawda),które można uważać za zeroargumentowe spójniki logiczne.Dlatego nasza pierwsza definicja jest taka:

Definicja

Ustalamy pewien przeliczalnie nieskończony zbiór Parser nie mógł rozpoznać (błąd składni): {\displaystyle \\mbox{\small ZZ}} symboli, które będziemy nazywać zmiennymi zdaniowymi i zwykle oznaczać literami $p$, $q$, itp. Pojęcie formuły zdaniowej definiujemy przez indukcję:

• Zmienne zdaniowe oraz $\mathrm{\perp }$ i $\mathrm{\top }$ są formułami zdaniowymi;
• Jeśli napis Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest formułą zdaniową, to także napis Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi} jest formułą zdaniową;
• Jeśli napisy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} i $\psi$ są formułami zdaniowymi to napisy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle (\var\varphi\to\psi)} , Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle (\var\varphi\vee\psi)} i Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle (\var\varphi\wedge\psi)} też są formułami zdaniowymi.

Inaczej mówiąc, formuły zdaniowe to\Delta\vdashlementy najmniejszego zbiorunapisów Parser nie mógł rozpoznać (błąd składni): {\displaystyle \\F_{{\sc Z}}} , zawierającego Parser nie mógł rozpoznać (błąd składni): {\displaystyle \\mbox{\small ZZ}\cup\{\bot,\top\}} i takiego, że dla dowolnych </math>\var\varphi,\psi\in\\F_Szablon:\sc ZParser nie mógł rozpoznać (błąd składni): {\displaystyle także } \neg\var\varphi,(\var\varphi\to\psi),(\var\varphi\vee\psi), (\var\varphi\wedge\psi)</math> należą do Parser nie mógł rozpoznać (błąd składni): {\displaystyle \\F_{{\sc Z}}} .

Konwencje notacyjne: Dla pełnej jednoznaczności składni nasze formuły są w pełni nawiasowane. W praktyce wiele nawiasów pomijamy, stosując przy tym następujące priorytety:

1. Negacja;

1. Koniunkcja i alternatywa;

1. Implikacja.

Zatem na przykład wyrażenie Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi\vee\psi\to\vartheta} oznacza Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle ((\neg\var\varphi\vee\psi)\to\vartheta)} , ale napis Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\vee\psi\wedge \vartheta} jest niepoprawny.

Znaczenie formuł

formuły jest wartość logiczna tj. ,,prawda (1) lub ,,fałsz (0).Aby określić wartość formuły zdaniowej trzeba jednak najpierwustalić wartości zmiennych.

Definicja

{{{3}}}

Łatwo można zauważyć, że </math>\wf\prooftree \var\varphi\to\psi \justifies \varrho \using \textrm{(W)}\endprooftree = \max\{\wfz\psi\varrho,1-\wfz\var\varphi\varrho\}</math>, czyli Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz{\var\varphi\to\psi}\varrho=\wfz{\neg\var\varphi\vee\psi}\varrho} , dladowolnego $\varrho$. A zatem zamiast formuły Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\to\psi} moglibyśmy z równym powodzeniemużywać wyrażenia Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi\vee\psi} , lub też odwrotnie: zamiast alternatywy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\vee\psi} pisać Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi\to\psi} .Nasz wybór spójników nie jest więc ,,najoszczędniejszy, w istocie w logice klasycznej wystarczyużywać np. \rightarrowlikacji i fałszu (Ćwiczenie #udacczleka). Czasem i my będziemy korzystać z tego wygodnegouproszczenia, przyjmując, że ,,oficjalnymi spójnikami są tylko \rightarrowlikacja i fałsz, a pozostałe to skróty notacyjne, tj. że napisy\begin{tabbing}\hspace{3.0cm}\quad \= Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi} \qquad \= oznaczają odpowiednio \quad\=Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\to\bot} ;\\\hspace{2.0cm}\ \ \ \> $\mathrm{\top }$\> \ \ \ \ \> $\mathrm{\neg }\mathrm{\perp }$;\\ \hspace{2.0cm}\ \ \ \> Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\vee\psi} \> \ \ \ \ \> Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi\to\psi} ;\\ \hspace{2.0cm}\ \ \ \> Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\wedge\psi} \> \ \ \ \ \> Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg(\var\varphi\to\neg\psi)} .\end{tabbing}Będziemy też czasem pisać Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\\leftrightarrow\psi} zamiast Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle (\var\varphi\to\psi)\wedge(\psi\to\var\varphi)} . Zauważmy, że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz{\var\varphi\\leftrightarrow\psi}\varrho=1} \wtw, gdy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz{\var\varphi\to\psi}\varrho=\wfz{\psi\to\var\varphi}\varrho} .

Często stosowanym skrótem jest notacja Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \bigvee_{i\in I}\var\varphi_i} oznaczająca alternatywę wszystkich formuł Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi_i} , gdzie $i$przebiega skończony zbiór $I$. Analogicznie stosuje sięzapis Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \bigwedge_{i\in I}\var\varphi_i} .

Notacja i terminologia: Jeśli Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\kl”): {\displaystyle \kl\var\varphi_\varrho=1} to piszemy też Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \varrho\models\var\varphi} lub Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \models\var\varphi[\varrho]} i mówimy, że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest spełniona przez wartościowanie $\varrho$. Jeśli $\mathrm{\Gamma }$ jest zbiorem formuł zdaniowych, oraz $\varrho \models \gamma$ dla wszystkich $\gamma \in \mathrm{\Gamma }$, to piszemy $\varrho \models \mathrm{\Gamma }$.Wreszcie Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \Gamma\models\var\varphi} oznacza, że każde wartościowanie spełniające wszystkie formuły z $\mathrm{\Gamma }$ spełnia także formułę Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} . Mówimy wtedy, że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest semantyczną konsekwencją zbioru $\mathrm{\Gamma }$. Jeśli $\mathrm{\Gamma }=\mathrm{\varnothing }$ to zamiast Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \Gamma\models\var\varphi} piszemy po prostu Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \models\var\varphi} . Oznacza to, że formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest spełnionaprzez każde wartościowanie. Na koniec powiedzmy jeszcze, że formułami równoważnymi nazywamy takie formuły Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} i $\psi$, których wartości przy każdym wartościowaniu są takiesame (tj. takie, że równoważność Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\\leftrightarrow\psi} jest tautologią ---patrz niżej).

Definicja

Formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest spełnialna, gdy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \varrho\models\var\varphi} zachodzi dla pewnego wartościowania $\rho$. Jeśli zaś Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \models\var\varphi} to mówimy, że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jesttautologią (klasycznego) rachunku zdań. Oczywiście Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi} jest spełnialna \wtw, gdy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} nie jest tautologią.

Niech $S$ będzie funkcją przypisujacą symbolom zdaniowym pewne formuły.Jeśli Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest formułą zdaniową, to przez Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle S(\var\varphi)} oznaczymy formu\lę otrzymaną z Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} przez jednoczesną zamianę każdego wystąpienia zmiennej zdaniowej $p$ na formu\lę $S(p)$. Mówimy, że formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle S(\var\varphi)} jest instancją schematu zdaniowego Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} . Używamy oznaczenia $S(\mathrm{\Gamma })=\{S(\psi )|\psi \in \mathrm{\Gamma }\}$.

Fakt

Jeżeli\/ $\mathrm{\Gamma }$ jest zbiorem formu\l\ rachunku zdań i Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \Gamma\models\var\varphi} , to także Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle S(\Gamma)\models S(\var\varphi)} . W szczególności, jeśli Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest tautologią to Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle S(\var\varphi)} jest też tautologią.

Dowód

{{{3}}}

Przykład

Następujące formuły (i wszystkie ich instancje) są tautologiami rachunku zdań:%

$(\mathrm{\neg }q\to \mathrm{\neg }p)\to (p\to q)$;

$(p\to r)\to ((q\to r)\to (p\vee q\to r))$;

$(r\to p)\to ((r\to q)\to (r\to (p\wedge q)))$;

(p\leftrightarrow(q\leftrightarrow r))</math>;

Parser nie mógł rozpoznać (błąd składni): {\displaystyle p\wedge\top\\leftrightarrow p} .

Dowód

{{{3}}}

Niektóre z powyższych formu\l\ wskazują na analogię pomiędzy\rightarrowlikacją iuporządkowaniem (np. zawieraniem zbiorów). Implikację$p\to q$ można odczytać tak: ,,warunek $p$ jest silniejszy (mniejszy lub równy) od $q$. Formu\lę (#1) czytamy wtedy: ,,fałsz jest najsilniejszym warunkiem (najmniejszym\Delta\vdashlementem). Formuły (#8) stwierdzają, że alternatywa $p\vee q$ jest najsilniejszym warunkiem, który wynika zarówno z $p$ jak i z $q$ (czyli jest kresem górnym pary $\{p,q\}$, jak suma zbiorów). Formuły (#9) wyrażają dualną własność koniunkcji: to jest kres dolny, czyli najsłabszy warunek \rightarrowlikujący oba argumenty.Prawa de Morgana (#11,#12) wskazują też na analogie koniunkcja -- iloczyn, alternatywa -- suma, negacja -- dopełnienie. Ta ostatnia widoczna jest też w prawach wyłączonego środka (#5), podwójnej negacji (#6) i kontrapozycji (#7).

O ile (#9) wskazuje na analogię pomiędzy koniunkcją i iloczynemmnogościowym, o tyle warto zauważyć, że koniunkcja ma teżwłasności podobne do iloczynu kartezjańskiego. Jeśli zbiór funkcjiz $A$ do $B$ oznaczymy przez $[A\to B]$, to mamy (bardzo naturalną)równoliczność $[A\times B\to C]\sim [A\to [B\to C]]$. Podobieństwo tego związku do formuły (#10) nie jest wcale przypadkowe. Wrócimy do tego w Rozdziale #logint.

Formuła (#12a) wyraża \rightarrowlikację z pomocą negacji i alternatywyi jest często bardzo przydatna, gdy np. chcemy przekształcić jakąśformułę do prostszej postaci.

Formuła (#2) mówi, że dodatkowe założenie można zawsze zignorować. Formuła (#3) (prawo Frege) wyraża dystrybutywność \rightarrowlikacji względem siebie samej i może być odczytywana tak:jeśli $r$ wynika z $q$ w kontekście $p$, to ten kontekst może być włączony do założenia i konkluzji. Formuła (#4) (prawo Peirce'a) wyraża przy pomocy samej \rightarrowlikacji zasadniczą własnośćlogiki klasycznej: możliwość rozumowania przez zaprzeczenie. Sensprawa Peirce'a widać najlepiej gdy $q$ jest fałszem, otrzymujemy wtedyprawo Claviusa: $(\mathrm{\neg }p\to p)\to p$.

Warto zauważyć, że formuły w parach (#6) i (#7) nie są wcale tak symetryczne jak się wydaje na pierwszy rzut oka. Na przykład, pierwsza z formu\l (#6) to w istocie $p\to ((p\to \mathrm{\perp })\to \mathrm{\perp })$.Wiedząc, że $p$ i $p\to \mathrm{\perp }$, natychmiast zgadzamy się na $\mathrm{\perp }$. Intuicyjneuzasadnienie drugiej formuły jest zaś w istocie związane z prawem (#5).

Własnością, która częstouchodzi naszejuwagi, jest łączność równoważności (#13). W zwiazku z tym, wyrażenie Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi \\leftrightarrow \psi \\leftrightarrow \vartheta} można z czystym sumieniem pisać bez nawiasów. Zwróćmy jednakuwagę na to, że oznacza ono zupełnie co innego niż stwierdzenie że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} , $\psi$ i $\vartheta$ są sobie nawzajem równoważne!

Ostatnie na liście są dwie równoważności wyrażające taką myśl: fałsz jest,,elementem neutralnym dla alternatywy, a prawda dla koniunkcji.Dlatego $\mathrm{\perp }$ możemyuważać za ,,pustą alternatywę a $\mathrm{\top }$ za ,,pustą koniunkcję. Powyżej pominięto dobrze znane prawa: łączność i przemienność koniunkcji i alternatywy, ich wzajemną dystrybutywność, przechodniość,zwrotność \rightarrowlikacji itp.

Definicja

{{{3}}}

Fakt

Dla każdej formuły zdaniowej istnieje równoważna jej formuław koniunkcyjnej postaci normalnej.

<span id="

Dowód jest przez indukcję \zwn długość formuły. Symbole zdaniowe są oczywiście w postaci normalnej. Zgodnie z naszą definicją, także stałe logiczne są postaciami normalnymi. Jeśli Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest w postaci (*), to Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\var\varphi} można przekształcić w koniunkcyjną postać normalną stosując prawa De Morgana i prawa dystrybutywności:

\hfil </math>\psi\vee(\vartheta\wedge\zeta)\\leftrightarrow(\psi\vee\vartheta)\wedge(\psi\vee\zeta)</math>\hfil</math>\psi\vee(\vartheta\vee\zeta)\\leftrightarrow(\psi\vee\vartheta)\vee(\psi\vee\zeta)</math>.

Podobnie postępujemy z alternatywą dwóch formuł w postaci normalnej.\footnote{Ta procedura jest niestetywykładnicza (Ćwiczenie [[#wziawszy}).]]Przypadek koniunkcji jest oczywisty, a \rightarrowlikacjęeliminujemy z pomocą prawa #taut-rz(#12a). Szczegóły pozostawiamy Czytelnikowi." style="font-variant:small-caps">Dowód

{{{3}}}

\subsection*{Ćwiczenia}\begin{small}

1. 1. Zbadać, czy następujące formuły są tautologiami rachunku zdańi czy są spełnialne:

1. 1. 1. $(p\to r)\wedge (q\to s)\wedge (\mathrm{\neg }p\vee \mathrm{\neg }s)\to (\mathrm{\neg }p\vee \mathrm{\neg }q)$;
      2. $(p\to q)\vee (q\to r)$;
      3. $((p\to q)\to r)\wedge \mathrm{\neg }(((q\to r)\to r)\to r))$;
      4. $(p\to q)\wedge (\mathrm{\neg }p\to r)\to (r\to \mathrm{\neg }q)$;
      5. $((\mathrm{\neg }p\to q)\to r)\to \mathrm{\neg }(p\to q)$;
      6. $p\vee (\mathrm{\neg }p\wedge q)\vee (\mathrm{\neg }p\wedge \mathrm{\neg }q)$;
      7. $(p\to q)\vee (p\to \mathrm{\neg }q)$;
      8. $q\vee r\to (p\vee q\to p\vee r)$;
      9. </math>(p\vee q\vee r)\wedge(q\vee(\neg p\wedge s))\wedge (\neg s\vee q\vee r)\to q</math>.

1. Czy następujące zbiory formuł są spełnialne?
   1. $\{p\to \mathrm{\neg }q,q\to \mathrm{\neg }r,r\to \mathrm{\neg }p\}$;
   2. $\{p\to q,q\to r,r\vee s\leftrightarrow \mathrm{\neg }q\}$;
   3. $\{\mathrm{\neg }(\mathrm{\neg }q\vee p),p\vee \mathrm{\neg }r,q\to \mathrm{\neg }r\}$;
   4. $\{s\to q,p\vee \mathrm{\neg }q,\mathrm{\neg }(s\wedge p),s\}$.

\item Czy zachodzą następujące konsekwencje?

1. $p\wedge q\to \mathrm{\neg }r,p\models r\to \mathrm{\neg }q$;
2. $p\to q,p\to (q\to r)\models p\to r$;
3. $p\to (q\to r),p\to q\models q\to r$;
4. $(p\to q)\to r,\mathrm{\neg }p\models r$;
5. $(p\to q)\to r,\mathrm{\neg }r\models p$;
6. $p\to q,r\to \mathrm{\neg }q\models r\to \mathrm{\neg }p$.

\item Dla dowolnej formuły Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} niech Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \hat{\var\varphi}} oznaczadualizację formuły Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} , tzn. formułę powstającą z Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi } przez zastąpienie każdego wystąpienia $\wedge$ symbolem $\vee$ orazkażdego wystąpienia $\vee$ symbolem $\wedge$. \begin{renumerate}\item Dowieść,że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest tautologią wtw, gdy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\hat{\var\varphi}} jest tautologią.\item Dowieść, że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\\leftrightarrow\psi} jest tautologią wtw, gdy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \hat{\var\varphi}\\leftrightarrow\hat{\psi}} jest tautologią.\end{renumerate}

\item Znależć formułę zdaniową Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} , która jest spełniona dokładnieprzy wartościowaniach $\varrho$ spełniających warunki:

1. Dokładnie dwie spośród wartości $\varrho (p)$, $\varrho (q)$ i $\varrho (r)$ są równe 1.
2. $\varrho (p)=\varrho (q)=\varrho (r)$.

Rozwiązanie: Można to robić na różne sposoby, ale najprościej po prostu wypisać alternatywę koniunkcji, np. </math>(p\wedge q\wedge \neg r)\vee(p \wedge\neg q \wedge r)</math>.

\item Udowodnić, że dla dowolnej funkcji $f:\{0,1{\}}^k\to \{0,1\}$istnieje formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} , w której występują tylko spójniki $\to$ i $\mathrm{\perp }$oraz zmienne zdaniowe ze zbioru $\{p_1,\dots ,p_k\}$, o tej własności, że dladowolnego wartościowania zdaniowego $\varrho$ zachodzi równośćParser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\var\varphi\varrho = f(\varrho(p_1),\ldots, \varrho(p_k))} . (Inaczej mówiąc, formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} definiuje funkcję zerojedynkową $f$.)

Wskazówka: Indukcja \zwn $k$.

\item Niech $X$ będzie dowolnym zbiorem niepustym. Dowolną funkcję Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\warpi”): {\displaystyle \warpi:\\mbox{\small ZZ}\to\pot X} nazwijmy wartościowaniem w zbiorze Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\pot”): {\displaystyle \pot X} . Każdej formule zdaniowej Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} przypiszemy teraz pewien podzbiór Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\var\varphi\warpi} zbioru $X$, który nazwiemy jej wartością przy wartościowaniu Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\warpi”): {\displaystyle \warpi} .

• Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\bot\warpi=\emptyset} oraz Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\top\warpi=X} ;
• Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wf”): {\displaystyle \wf\prooftree p \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree=\warpi(p)} , gdy $p$ jest symbolem zdaniowym;
• Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz{\neg\var\varphi}\warpi= X-\wfz{\var\varphi}\warpi} ;
• </math>\wf\prooftree \var\varphi\vee\psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree=\wf\prooftree \var\varphi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree\cup\wf\prooftree \psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree</math>;
• </math>\wf\prooftree \var\varphi\wedge\psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree=\wf\prooftree \var\varphi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree\cap\wf\prooftree \psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree</math>;
• </math>\wf\prooftree \var\varphi\to\psi \justifies \warpi}= (X-\wfz{\var\varphi \using \textrm{(W)}\endprooftree\warpi)\cup\wfz\psi\warpi</math>.

Udowodnić, że formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest tautologią rachunku zdań \wtw, gdy jest prawdziwa w Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\pot”): {\displaystyle \pot X} , tj. gdy dla dowolnego Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\warpi”): {\displaystyle \warpi} jej wartością jest cały zbiór $X$.%%Rozwiazanie

\item Uzupełnić szczegóły dowodu Faktu #pania.Pokazać, że długość postaci normalnej może wzrosnąć wykładniczo w stosunku do rozmiaru formuły początkowej.

\item Niech formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\to\psi} będzie tautologią rachunku zdań. Znaleźć taką formułę $\vartheta$, że:

• Zarówno Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\to\vartheta} jak i $\vartheta \to \psi$ są tautologiami rachunku zdań.
• W formule $\vartheta$ występują tylko te zmienne zdaniowe,które występują zarówno w Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jak i w $\psi$.

\item Niech Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)} będzie pewną formułą, w którejwystępuje zmienna zdaniowa $p$ i niech $q$ będzie zmienną zdaniową niewystępującą w Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)} . Przez Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(q)} oznaczmy formułę powstałą z Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)} przez zamianę wszystkich $p$ na $q$. Udowodnić, że jeśli

\hfil Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p), \var\varphi(q) \models p\leftrightarrow q} \hfil

to istnieje formuła $\psi$, nie zawierająca zmiennych $p$ ani $q$,taka że

\hfil Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)\models p\leftrightarrow\psi} .\hfil