Научная статья на тему 'Традиционная силлогистика с отрицательными терминами'

Традиционная силлогистика с отрицательными терминами Текст научной статьи по специальности «Математика»

CC BY
285
49
i Надоели баннеры? Вы всегда можете отключить рекламу.
Журнал
Логические исследования
ВАК
zbMATH
Область наук
Ключевые слова
ТРАДИЦИОННАЯ СИЛЛОГИСТИКА / НЕГАТИВНЫЕ ТЕРМИНЫ / АКСИОМАТИЗАЦИЯ / КАТЕГОРИЧЕСКИЕ ВЫСКАЗЫВАНИЯ / TRADITIONAL SYLLOGISTIC / NEGATIVE TERMS / AXIOMATIZATION / CATEGORICAL PROPOSITIONS

Аннотация научной статьи по математике, автор научной работы — Ильин Алексей Алексеевич

Мы задаем следующие схемы аксиом для тредиционной силлогистики с отрицательными терминами: (MaP &SaM) ⊃ SaP, SiP ⊃ PiS, SaS, SaP ⊃ SiP , SeP ≡ ¬SiP , SoP ≡ ¬SaP, SaP ≡ SeP ′ , SiP ≡SiP ′′. Доказывается, что данная система подгружаема в предикатное исчисление посредством интерпретации категорических высказываний, предложенной М.Н. Бежанишвили и Л.И. Мчедлишвили.

i Надоели баннеры? Вы всегда можете отключить рекламу.
iНе можете найти то, что вам нужно? Попробуйте сервис подбора литературы.
i Надоели баннеры? Вы всегда можете отключить рекламу.

We set out the following axiom schemes for traditional syllogistic with negative terms: (MaP &SaM) ⊃ SaP, SiP ⊃ PiS, SaS, SaP ⊃ SiP , SeP ≡ ¬SiP , SoP ≡ ¬SaP, SaP ≡ SeP ′ , SiP ≡SiP ′′. We prove that this system embeds into the predicate calculus by the interpretation of categorical propositions made by M. Bejanishwili. and L. Mchedlishwili

Текст научной работы на тему «Традиционная силлогистика с отрицательными терминами»

Традиционная силлогистика с отрицательными терминами

А. А. Ильин

abstract. We set out the following axiom schemes for traditional syllogistic with negative terms: (MaP & SaM) D SaP, SiP D PiS, SaS, SaP D SiP, SeP = -SiP, SoP = -SaP, SaP = SeP' , SiP = SiP' '. We prove that this system embeds into the predicate calculus by the interpretation of categorical propositions made by M. Bejanishwili and L. Mchedlishwili:

SaP — (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px) DVx(Sx D Px), SiP — (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px) D 3x(Sx & Px), SeP — (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px) D Vx(Sx D Px), SoP — (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px) D 3x(Sx & Px).

Ключевые слова: традиционная силлогистика, негативные термины, аксиоматизация, категорические высказывания

В работе предлагается аксиоматизация системы традиционной силлогистики, содержащей отрицательные термины. Традиционная силлогистика — это теория, описывающая отношения между ассерторическими высказываниями; данные высказывания содержат только общие термины, а среди самих общих терминов выделяют содержащие отрицание и неотрицательные.

В язык традиционной силлогистики (ТС) входят нелогические термины единственного типа — параметры для простых неотрицательных терминов. Для обозначения терминов такого рода используем символы S, P, Q, M,... Кроме того, в язык негативной силлогистики входят силлогистические константы a, i, e, o, пропозициональные связки У, —, D, =, знак терминного отрицания ' и скобки.

Любые параметры для неотрицательных общих терминов — S, P, Q, M,... — есть термы, а также если S — терм, то S' — тоже терм. Формулами являются выражения вида SaP, SiP, SeP, SoP, где S и Р — произвольные термы. Сложные формулы образуются из простых с помощью пропозициональных связок. (При

работе со схемами аксиом мы различаем обозначения для неотрицательных общих терминов — Б, Р^, М,..., и для тех же общих терминов с произвольным количеством отрицаний — В, Г, Q, М,... Тем самым Б, Р, Q, М,... есть соответственно неотрицательные общие термины Б, Р, Q, М,... с произвольным числом отрицаний.)

Я. Лукасевичем на базе классического исчисления высказываний была построена реконструкция чистого позитивного фрагмента традиционной силлогистики [4]. Им было показано, что аналоги всех законов чистой позитивной силлогистики являются теоремами построенной им системы, а все остальные силлогистические утверждения, кроме тавтологий логики высказываний, недоказуемы в системе.

Адекватная интерпретация силлогистических формул, детерминирующая класс законов традиционной позитивной силлогистики, была найдена в 1971 г. румынским логиком С. Виеру. Иной перевод силлогистических формул в исчисление предикатов был предложен В.А. Бочаровым [2].

Нами будет рассмотрена модификация погружающей операции позитивного фрагмента трдиционной силлогистики, предложенной М.Н. Бежанишвили и Л.И. Мчедлишвили [1], более наглядно, в отличие от переводов Виеру и Бочарова, проясняющая смысл категорических высказываний. В ее основе лежит стандартный лейбницевкий перевод категорических высказываний 1, обычным образом распространенный на сложные силлогистические формулы:

БаР ^ Ух(Бх э Рх)

Б1Р ^ Зх(Вх & Рх)

БеР ^ Ух(Бх э -Рх)

БоР ^ Зх(ях & -Рх).

Посредством преревода 1 определяется погружающая операция Т. Пусть .., 8га — все термины, содержащиеся в формуле В.

Тогда Т(В) = ((ВДх & Зх-^х) & ... & (Зх8гах& Зх-8гах))э 1(В).

Силлогистическая теория, законами которой являются формулы, Т-переводы которых доказуемы в исчислении предикатов, аксиоматизируется посредством системы ТС.

Схемами аксиом ТС являются:

T0. Схемы аксиом классического исчисления высказываний

T1. (MaP & SaM)D SaP T5. SeP = -SiP

T2. SiP D PiS T6. SoP = -SaP

T3. SaS T7. SaP = SeP'

T4. SaP D SiP T8. SiP = SiP"

R1. modus ponens

Теорема о погружаемости системы ТС в исчисление предикатов посредством перевода Т будет доказываться на основе погружаемости данной системы в систему негативной фундаментальной силлогистики (НФС), для которой погружаемость в исчисление предикатов доказана [3].

При доказательстве погружаемости системы традиционной силлогистики в систему негативной фундаментальной силлогистики будем использовать критерий, предложенный В.А. Смирновым [7]:

Исчисление Si погружается в исчисление S2 посредством функции Ф1 (из множества формул S1 в множество формул S2), если и только если:

(1) для каждой формулы А языка Si имеет место Si Ь А ^

S2 Ь ^(А);

существует функция Ф2 из множества формул S2 в множество формул Si, такая что

(2) для каждой формулы А языка S2 имеет место S2 Ь А ^ Si Ь Ф2(А),

(3) для каждой формулы А языка Si имеет место Si Ь (А = ^!(А))).

Воспользуемся данным критерием применительно к случаю, когда 81 есть система ТС, а — система НФС. Постулатами исчисления НФС являются:

Ф0. Схемы аксиом классического исчисления высказываний.

Ф1. (МаР & БаМ)Э БаР Ф6. БоР = —БаР

Ф2. Б1Р Э Р1Б Ф7. БаР = БеР'

Ф3. БаБ Ф8. Б1Р = Б1Р''

Ф4. Б1Р Э Б1Б Ф9. Б1Б V Б'1Б'

Ф5. БеР = — Б1Р И1. тойив роивив

Определим перевод ф1 из ТС в НФС:

Пусть имеется произвольное утверждение В языка ТС; 51,..., 5п — все простые неотрицательные термины, содержащиеся в утверждении В.

Тогда ^(В) = ((5^ & 51*51) & ...&(5п*5п & 5'пг5'п)) Э В. Например, если В есть 5аР Э 5о5', то ^1(5аР Э 5о5') = ((515 & 5' 15')&(Р 1Р & Р'1Р')) Э (5аР Э 5о5').

Индукцией по длине доказательства формулы А в системе ТС покажем, что часть (1) критерия Смирнова выполняется: V А(ТСЬ А ^ НФС ^1(А)).

^-перевод аксиом Т0, Т1, Т2, Т3, Т5, Т6, Т7, Т8 системы ТС суть формулы вида ((51151 & 51151) & ... & (5п15п & 5П15П)) Э А, где А — соответствующая аксиома НФС (для ТО — это Ф0, для Т1 — Ф1 и т.д.). Тогда схема доказательства для ^-переводов указанных аксиом системы ТС имеет вид:

1. А (соотв. аксиома

системы НФС)

2. ((51151 & 51151) & ... & (5п15п & 5п15п)) Э А 1, ЛВ

Т4. БаР Э Б1Р

^(БаРЭБ1Р) = ((Б1Б& Б'1Б')&(Р1Р&Р'1Р'))Э(БаР Э Б1Р)

1. (РаБ' & БаР)Э БаБ' Ф1

2. (БаР & —БаБ') Э -РаБ 1, ЛВ

3. БаБ = БеБ Ф7

4. РаБ' = РеБ'' Ф7

5. БеБ'' = —-Б1Б'' Ф5

6. РеБ'' = —Р1Б'' Ф5

7. 818 = 818"

8. Р18 = Р18''

9. Р18 э 81Р

Ф8 Ф8 Ф2

10. (8аР & 818) э 81Р

11. 818 э (8аР э 81Р)

2-9, ЛВ 10, ЛВ

12. ((818 & 8' 18') &(Р 1Р & Р'1Р')) э (8аР э 81Р) 11, ЛВ

В системе НФС справедлив закон 818 = 8'18' (введения/снятия двойного отрицания):

1. 818 = 818'' Ф8

2. 8''18 = 8''18'' Ф8

3. 8''18 э 818'' Ф2

4. 818'' э 8''18 Ф2

5. 818 = 8''18'' 1-4, ЛВ

Тогда произвольная формула Р1Р эквивалентна Р1Р, если Р содержит четное число отрицаний; если же число отрицаний в Р нечетно, то Р1Р эквивалентна Р'1Р'.

14. ((515 & 5'1Б')&(Р 1Р & Р'1Р')) э(8аР э 81Р) 12, 13, ЛВ

Покажем справедливость следующего утверждения: НФС Ь фг(А э В) и НФС Ь фг(А) ^ НФС Ь фг(В). Пусть имеем: НФС Ь фг(А э В) и НФС Ь фг(А).

фг(А)=А° э А, где А° есть конъюнкция вида ((5г15г&5115') & ... & (5 к 1Sk & 1Б'к)), а ..., >вк — все простые неотрицательные термины, содержащиеся в формуле А.

фг(В)=В° э В, где В° есть конъюнкция вида ((Рг1Рг&Р' 1Р') & ... & (Рт1Рт & Р'т 1Рт)), а Рг,..., Рт — все простые неотрицательные термины, содержащиеся в формуле В. Ясно, что фг(А э В) = (А°&В°) э (А э В).

Множества {5г,..., >вк} и {Рг,..., Рт} всех простых неотрицательных терминов формул А и В непусты по определению формулы НФС.

13. 818 8''18''

Теорема НФС

Таким образом, из того, что НФС Ь(А° & B°) Э (А Э В) и НФС Ь А° Э А, необходимо получить НФС Ь B° Э В.

1. (А° & B°) э (А э В) Теорема НФС (допущение)

2. А° э А Теорема НФС (допущение)

3. (А° & B°) э В 1, 2, ЛВ

Рассмотрим множество всех простых неотрицательных терминов Si,..., Sk, содержащихся в формуле А.

Пусть множество {Mi,..., Mi} есть множество всех тех простых неотрицательных терминов формулы А, которые не содержатся в формуле В. И пусть множество {Qi,... ,Qj} есть множество всех тех простых неотрицательных терминов формулы А, которые содержатся в формуле В. Ясно, что {M1,..., Mi} П {Pi,...,Pm} = 0, {Mi,...,Mi} и {Qi,...,Qj} = {Si,...,Sk}, {Qi,...,Qj }U{Pi,...,Pm} = {Pi,...,Pm}.

Тогда А° есть (А1 &А°), где А° есть конъюнкция вида ((MiiMi & MiiMi) & ... & (MiiMi & M'M')), а А2 есть конъюнкция вида вида ((QiiQi & QiiQi) & ... & (QjiQj & QjiQj)). Следовательно,

4. (А° & А° & B°) э В 3, в силу определения А°, А° и А°

5. (А2 & B°) = В° ЛВ, в силу определения А2 и B°

6. (А1 & B°) э В 5, ЛВ

Итак, НФС Ь ((MiiMi & MiiMi) & ... &(MiiMi & M' iM' )& B°) э В, причем ни B°, ни В не содержат простых неотрицательных терминов Mi, . . . , M .

Индукцией по построению вывода не составляет труда доказать производность правила подстановки в системе НФС. Для этого показывается, что подстановка в схему аксиом есть аксиома, а также что результат применения правила modus ponens к теоремам также есть теорема.

Выберем произвольный простой неотрицательный термин Pe, входящий в формулу В, и осуществим г-раз подстановку данного термина вместо простых неотрицательных терминов Mi , . . . , M .

В результате данной подстановки получаем:

НФС Ь ((PeiPe & P£iPe') & ... & (PeiPe & P^P'e)) & B°) Э В).

В силу того, что B° по определению содержит все термины, входящие в В, а Pe входит в В, имеем, что B° содержит конъюнкт вида (PeiPe & ВД).

Тогда ((Ре1Ре & Р' 1Р') & ... & (Ре1Ре & Р'е1Р'е)) & В°) эквивалентно В° (в силу ЛВ). Таким образом:

7. В° э В 6, из доказанного, ЛВ Следовательно, НФС Ь В° э В.

Итак, имеем: НФС Ь фг(А э В) и НФС Ь фг(А) ^ НФС Ь фг(В).

Таким образом, часть (1) критерия Смирнова выполняется. Для доказательства частей (2) и (3) указанного критерия необходимо сформулировать обратный перевод из системы НФС в систему ТС. Определим функцию ф из НФС в ТС следующим образом: ф2(А) = А ф2—А) = -ф2(А) ф2(А • В) = ф2(А) • ф2(В)

Покажем выполнение части (2) критерия Смирнова: VА(НФС Ь А ^ ТС Ь ф2 (А)).

Переводы аксиом Ф0 также являются аксиомами исчисления высказываний, поэтому они доказуемы в ТС.

iНе можете найти то, что вам нужно? Попробуйте сервис подбора литературы.

ф2-переводы аксиом Ф1, Ф2, Ф3, Ф5, Ф6, Ф7, Ф8 системы НФС суть аксиомы Т1, Т2, Т3, Т5, Т6, Т7, Т8 системы ТС. Ф4. 81Р э 818 ф2(81Р э 818) = 81Р э 818

1. 2.

3.

4.

8а8

8а8 э 818 818

81Р э 818

Т3 Т4

1, 2, ЛВ 3, ЛВ

Ф9. 818 V 8'18'

ф2(818 V 8'18') = 818 V 8'18'

1. 8а8 Т3

2. 8а8 э 818 Т4

3. 818 1, 2, ЛВ

4. 818 V 8'18' 3, ЛВ

Легко показать также справедливость следующего утверждения:

ТС Ь ф2(А э В) и ТС Ь ф2(А) ^ ТС Ь ф2(В).

Действительно, ^2(А D В) = А D В, ^2(А) = A, ^2(В) = В, а правило modus ponens имеется в ТС. Доказательство части (2) критерия Смирнова завершено.

Докажем часть (3) указанного критерия — VA(TC h(A = ^2(^i(A)))). В связи с тем, что ^2(А) = А, нам необходимо доказать VА(ТС h (А = ^i(A))).

Пусть имеется произвольное утверждение B языка ТС; Si,..., Sn — все термины, содержащиеся в утверждении B. Тогда ^(В) = ((SiiSi & siisi) &... & (SniSn & snisn)) D B.

Покажем: В = ((SiiSi & SiiSi) & ... & (SniSn & SniSn)) D B.

1. SaS Т3

2. SaS D SiS Т4

3. SiS 1, 2, ЛВ

4. SiiSi,..., SniSn, SiiSi,..., SniSn — теоремы

системы ТС 3

5. (SiiSi & SiiSi) & ... & (SniSn & SniSn) 4, ЛВ

6. В = B ЛВ

7. В = & 51151) & ... & (5га15га & 5^)) э В 5, 6, ЛВ

Таким образом, все три части критерия Смирнова выполняются. Следовательно, ТС погружается в НФС посредством ф1. В работе [3] показана погружаемость системы НФС в систему обобщенной позитивной силлогистики (ОФС) посредством функции В свою очередь, доказана погружаемость системы ОФС в исчисление предикатов посредством перевода * [5]. Из данных утверждений получаем, что ТС погружается в исчисление предикатов посредством композиции функций ф1, *. Остается показать, что данная композиция равносильна переводу силлогистических формул, предложенному М.Н. Бежани-швили и Л.И. Мчедлишвили.

Напомним, что язык ОФС содержит новые силлогистические константы: и — аналог отношения исчерпываемости и д — аналог отношения неисчерпываемости. В результате появляются два новых типа формул: 5иР — «Всякий объект есть 5 или Р» и — «Некий объект не есть ни 5, ни Р».

Перевод * силлогистических формул ОФС в язык исчисления

предикатов задан следующим образом:

(5аР)* = Ух(5х Э Рх) (51Р)* = Зх(5х& Рх) (5еР)* = Ух(5х Э —Рх) (5оР)* = Зх(5х& —Рх) (5иР)* = Ух(5х V Рх) (5(\Р)* = Зх(—5х& —Рх) (—А)* = —(А)* (А • В)* = (А)**(В)*,

где • — любая бинарная связка.

Для определения перевода из НФС в ОФС на термах языка негативной фундаментальной силлогистики задается функция f:

f (Б)=0 е.т.е. число терминных отрицаний в терме Б четно

или Б не содержит терминных отрицаний; f (Б)=1 е.т.е. число терминных отрицаний в терме Б нечетно.

Полагается, что 5 и Р — это неотрицательные общие термины, входящие в состав Б и Р соответственно.

В связи с тем, что в НФС мы имеем дело со схемами формул и каждый параметр для терма в них представляет собой простой неотрицательный термин с произвольным количеством отрицаний, то для каждой из формул мы будем иметь количество переводов в язык ОФС, равное 2п, где п — число термов.

ЯаР, если /(Я)=0 и /(Р)=0 Я1Р, если /(Э)=0 и /(Р)=0

^(ЭаР) = ^' если ! @)=0 и f (Р) = 1 ^-¡т = ЯсР, если ! (Б)=0 и f (Р) = 1

5иР, если f (Э) = 1 и f (Р)=0 РсЯ, если f (Э) = 1 и f (Р)=0

РаЯ, если f (Э) = 1 и f (Р) = 1 SqP, если f (Э) = 1 и f (Р) = 1

ЯеР, если f (Э)=0 и f (Р)=0 ЯсР, если f (Э)=0 и f (Р)=0

^1(8еР) = ^аР> если f (Б)=0 и f (Р) = 1 .1(8ср) = Я1Р, если f (Б)=0 и f (Р) = 1

РаЯ, если f (Э) = 1 и f (Р)=0 ЯцР, если f (Э)=1 и f (Р)=0

5иР, если f (Э) = 1 и f (Р) = 1 РсЯ, если f (Э)=1 и f (Р) = 1

А) = —(А) (А • В) = ^(А) . ^1(В),

где • — любая бинарная связка.

Покажем, что композиция функций ф1, * равносильна модификации перевода силлогистических формул, предложенного М.Н. Бежанишвили и Л.И. Мчедлишвили.

Если f (Б) = 0, f (Р) = 0, то

(^1(^1 (БаР)))* = (^х(((515&5'15')&(Р1Р&Р'1Р')) э БаР))* =

= (((515 & 5'15') & (Р1Р & Р'1Р')) э 5аР)* = =(Зх(5х&5х) & Зх(-5X&-5х) & Зх(Рх & Рх) & Зх(-Рх & -Рх))э Ух(5х э Рх) = (Зх5х & Зх-5х& ЗхРх& Зх-Рх) эУх(5хэ Рх)

Если / (8) = 0, / (Р) = 1, то

(^х(ф1(8аР)))* = (фг(((5№& ^О & (Р1Р& Р'1Р')) э 8аР))* =

= (((515 & 5'15') & (Р1Р & Р'1Р')) э 5еР)* = =(Зх(5х&5х) & Зх(-5х&-5х) & Зх(Рх & Рх) & Зх(-Рх & -Рх))э Ух(5х э -Рх) = (Зх5х & Зх-5х & ЗхРх & Зх-Рх)э Ух(5х э -Рх)

Если / (8) = 1, / (Р) = 0, то

(^х(ф1(8аР)))* = (фг(((5№& ^О & (Р1Р& Р'1Р')) э 8аР))* =

= (((515 & 5'15') & (Р1Р & Р'1Р')) э 5иР)* = =(Зх(5х&5х) & Зх(-5х&-5х) & Зх(Рх & Рх) & Зх(-Рх & -Рх))э Vx(SxVPх)= (Зх5х & Зх-5х & ЗхРх & Зх-Рх) э Ух(-5х э Рх)

Если / (8) = 1, / (Р) = 1, то

(^х(ф1(8аР)))* = (фг(((5№& ^О & (Р1Р& Р'1Р')) э 8аР))* =

= (((515 & 5'15') & (Р1Р & Р'1Р')) э Ра5)* = =(Зх(5х&5х) & Зх(-5х&-5х) & Зх(Рх & Рх) & Зх(-Рх & -Рх))э Vx(Px э 5х) = (Зх5х & Зх-5х & ЗхРх & Зх-Рх)э Vx(-Sx э-Рх)

Если / (8) = 0, /(Р) = 0, то

(■01 (ф1 (81Р)))* = (фг(((5№&5'15')&(Р1Р&Р'1Р')) э 81Р))* =

= (((515 & 5'15') & (Р1Р & Р'1Р')) э 51Р)* = =(Зх(5х&5х) & Зх(-5х&-5х) & Зх(Рх & Рх) & Зх(-Рх & -Рх))э Зх(5х & Рх) = (Зх5х & Зх-5х & ЗхРх & Зх-Рх)э Зх(5х & Рх)

Если /(8) = 0, /(Р) = 1, то

(01 (ф1 (81Р)))* = (01(((515& 5'15')&(Р1Р& Р'1Р')) э 81Р))* =

= (((515 & 5'15') & (Р1Р & Р'1Р')) э 5оР)* = =(Зх(5х&5х) & Зх(-5х&-5х) & Зх(Рх & Рх) & Зх(-Рх & -Рх))э Зх(5х & -Рх) = (Зх5х & Зх-5х & ЗхРх & Зх-Рх) э Зх(5х &-Рх)

Если /(8) = 1, /(Р) = 0, то (01 (ф1 (81Р)))* = (01(((515& 5'15')&(Р1Р& Р'1Р')) э 81Р))* =

= (((SiS к S'iS') к (PiP к P'iP')) D PoS)* = =(Зx(SxkSx) к Зx(-Sx k-Sx) к Зx(Px к Px) к Зx(-Px k-Px))D Зx(P x к -Sx) = (ЗxS x к Зx-Sx к ЗxPx к Зx-P x) D Зx(-S x к P x)

Если f(S) = l, f(P) = l, то

(^l(^l(SiP)))* = (^l(((SiS к S'iS')k(PiP к P 'iP' )) D SiP))* =

= (((SiS к S'iS') к (PiP к P'iP')) D SqP)* = =(Зx(S xkS x) к Зx(-S x к -S x) к Зx(P x к P x) к Зx(-P x к -P x)) D Зx(-Sx k-Px) = ^xSx к Зx-Sx к ЗxPx к Зx-Px) D Зx(-Sx к -Px)

Если f(S) = G, f(P) = G, то

(^l(^l(SeP)))* = (^l(((SiS к S'iS') к (PiP к P'iP')) D SeP))* =

= (((SiS к S'iS')k(PiP к P'iP')) D SeP)* = =(Зx(S xkS x) к Зx(-S x к -S x) к Зx(P x к P x) к Зx(-P x к -P x)) D Vx(SxD -Px) = (ЗxSx к Зx-Sx к ЗxPx к Зx-Px) D Vx(Sx D -Px)

Если f(S) = G, f(P) = l, то

(^l(^l(SeP)))* = (^l(((SiS к S'iS') к (PiP к P'iP')) D SeP))* =

= (((SiS к S'iS')k(PiP к P'iP')) D SaP)* = =(Зx(S xkS x) к Зx(-S x к -S x) к Зx(P x к P x) к Зx(-P x к -P x)) D Vx(Sx D P x) = (ЗxSx к Зx-S x к ЗxP x к Зx-P x)D Vx(Sx D--P x)

Если f(S) = l, f(P) = G, то

(^l(^l(SeP)))* = (^l(((SiS к S'iS') к (PiP к P'iP')) D SeP))* =

= (((SiS к S'iS')k(PiP к P'iP')) D PaS)* = =(Зx(S xkS x) к Зx(-S x к -S x) к Зx(P x к P x) к Зx(-P x к -P x)) D Vx(P x D S x) = (ЗxSx к Зx-S x к ЗxP x к Зx-P x)D Vx(-Sx D-Px)

Если f(S) = l, f(P) = l, то

(^l(^l(SeP)))* = (^l(((SiS к S'iS') к (PiP к P'iP')) D SeP))* =

= (((SiS к S'iS')k(PiP к P'iP')) D SuP)* = =(Зx(S xkS x) к Зx(-S x к -S x) к Зx(P x к P x) к Зx(-P x к -P x)) D Vx(SxVPx) = ^xSx к Зx-Sx к ЗxPx к Зx-Px) D Vx(-Sx D --Px)

Если f(S) = G, f(P) = G, то (^l(^l(SoP)))* = (^l(((SiS к S'iS')k(PiP к P 'iP' )) D SoP))* =

= (((SiS & S'iS') & (PiP & P'iP')) D SoP)* = =(3x(Sx&Sx) & 3x(-Sx & -Sx) & 3x(Px & Px) & 3x(-Px & -Px))D 3x(Sx & -Px) = (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px) D 3x(Sx & -Px)

Если f (S) = 0, f (Р) = 1, то

(0x(0i(SoP)))* = (0x(((SiS & S'iS')&(PiP & P'iP')) D SoP))* =

= (((SiS & S'iS') & (PiP & P'iP')) D SiP)* = =(3x(Sx&Sx) & 3x(-Sx & -Sx) & 3x(Px & Px) & 3x(-Px & —Px))D 3x(Sx & Px) = (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px) D 3x(Sx & --Px)

Если f (S) = 1, f (Р) = 0, то

(0x(0i(SoP)))* = (0x(((SiS & S'iS')&(PiP & P'iP')) D SoP))* =

= (((SiS & S'iS') & (PiP & P'iP')) D SqP)* = =(3x(Sx&Sx) & 3x(-Sx & -Sx) & 3x(Px & Px) & 3x(-Px & -Px))D 3x(-Sx & -Px)= (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px)D 3x(-Sx & -Px)

Если f (S) = 1, f (Р) = 1, то

(0x(0i(SoP)))* = (0x(((SiS & S'iS')&(PiP & P'iP')) D SoP))* =

= (((SiS & S'iS') & (PiP & P'iP')) D PoS)* = =(3x(Sx&Sx) & 3x(-Sx & -Sx) & 3x(Px & Px) & 3x(-Px & -Px))D 3x(Px & -Sx) = (3xSx & 3x-Sx & 3xPx & 3x-Px)D 3x(-Sx & --Px)

Литература

[1] Бежанишвили М.Н., Мчедлишвили Л.И. Позитивная силлогистика и логика предикатов // Логика Аристотеля. Тбилиси, 1985.

[2] Бочаров В.А. Алгебраические реконструкции силлогистики // Логико-методологические исследования. М., 1980.

iНе можете найти то, что вам нужно? Попробуйте сервис подбора литературы.

[3] Ильин А.А. Негативная фундаментальная силлогистика // Труды научно-исследовательского семинара логического центра Института философии РАН. Вып. 15. М., 2000.

[4] Лукасевич Я. Аристотелевская силлогистика с точки зрения современной формальной логики. М., 1983.

[5] Маркин В.И. Обобщенная позитивная силлогистика // Логические исследования. Вып. 6. М., РОССПЭН, 1999.

[6] Маркин В.И. Силлогистические теории в современной логике. М.: МГУ, 1991.

[7] Смирнов В.А. Логические методы анализа научного знания. М., 1987.

i Надоели баннеры? Вы всегда можете отключить рекламу.