14 1 VÝROKOVÁ A PREDIKÁTOVÁ LOGIKAtotiž nevýhodnou vlastnost, že neumožňuje určit, z kterých dvou formulí je danáformule odvozena. Dvojic ψ 1 , ψ 2 , ze kterých lze jedním použitím pravidla MPodvodit danou formuli ϕ, je nekonečně mnoho. Některé důkazové systémy tutonevýhodnou vlastnost nemají. I pro fregovský systém ale platí, že důkazů, kterémají nejvýše daný počet symbolů, je jen konečně mnoho. Na základě tohotopozorování by bylo možné sestrojit mechanickou proceduru (tj. program, aleponěkud netypický: nepožaduje žádný vstup a je-li jednou spuštěn, nikdy senezastaví), která postupně probírá všechny důkazy a tiskne jejich poslední členy.Množiny, které lze tímto způsobem vygenerovat, se v teorii rekurzivních funkcínebo v teorii formálních jazyků nazývají rekurzivně spočetné. Jiný termín proalgoritmicky rozhodnutelné množiny je rekurzivní množiny. Je známo, že každárekurzivní množina je rekurzivně spočetná, ale opačná inkluze neplatí. Úvahyo algoritmické rozhodnutelnosti uvedené v tomto a v předchozím paragrafu lzetedy shrnout takto. Z definice důkazu je zřejmé, že množina všech dokazatelnýchformulí je rekurzivně spočetná. Z věty o úplnosti a z existence tabulkové metodypro rozpoznávání tautologií vyplývá, že je dokonce rekurzivní.Uveďme na závěr poznámku, která může být zajímavá pro příznivce výpočtovésložitosti, ale která je nepodstatná pro pochopení dalšího textu a čtenář jimůže klidně přeskočit, zejména pokud neví, co je třída coNP a coNP-úplnost.V předcházejícím odstavci jsme se dotkli otázky, zda nalezení důkazu formulenení rychlejší cestou k ověření, že je tautologií, než probrání všech příslušnýchpravdivostních ohodnocení. V jednotlivých případech tomu tak můžebýt. Kdyby ale platilo, že každá tautologie s n symboly má důkaz s nejvýšep(n) symboly, kde p je nějaký polynom, znamenalo by to, že množina TAUTvšech tautologií je v NP. O množině TAUT je ale známo, že je coNP-úplná, ajejí současná příslušnost do NP by znamenala rovnost NP=coNP. Není známo,zda tato rovnost platí, ale odborníci považují za pravděpodobné spíš to, že neplatí.Pokud je tomu tak, znamená to, že některé krátké tautologie mají jenvelmi dlouhé důkazy. Analýzou důkazu věty o úplnosti lze ale ověřit, že každátautologie délky nejvýše n má důkaz délky O(n · 2 n ), kde délka znamená početsymbolů.Cvičení1. Dokažte (s použitím věty o dedukci, ale bez použití věty o úplnosti), ženásledující schemata jsou dokazatelná v systému s A3*.(a) ¬¬ϕ → ϕ (f) (ϕ → ψ) → (¬ψ → ¬ϕ)(b) ¬¬¬ϕ → ¬ϕ(g) ϕ → (¬ψ → ¬(ϕ → ψ))(c) ϕ → ¬¬ϕ (h) ¬ϕ → (ϕ → ψ)(d) (¬ψ → ¬ϕ) → (ϕ → ψ) (i) (¬ψ → ϕ) → ((ψ → ϕ) → ϕ)(e) (ϕ → ψ) → (¬¬ϕ → ¬¬ψ)
1.2 Důkazový systém pro výrokovou logiku 152. Je-li v libovolné pravdivostní ohodnocení, pak ϕ v je ϕ pokud v(ϕ) = 1 a ϕ vje ¬ϕ v opačném případě. Schemata (c), (g), (h) cvičení 1 jsou dostatečnák důkazu tvrzení, že pro každou formuli ϕ neobsahující jiné atomy nežp 1 , . . , p n a pro každé pravdivostní ohodnocení v platíp v 1, . . , p v n ⊢ ϕ vNajděte podobná schemata i pro případ, že se za základní považují i spojky& a ∨ a dokažte je z axiomů A4–A7.3. Pravidlo substituce ϕ / ϕ p (χ) umožňuje z libovolné formule ϕ odvodit formuli,která z ní vznikne nahrazením všech výskytů některého atomu toutéž(libovolnou) formulí. Rozhodněte, zda pro kalkulus, který vznikne přidánímpravidla substituce ke kalkulu z tohoto paragrafu, platí věta o korektnostia věta o silné korektnosti.4. Dokažte, že množina všech tautologií je maximální bezesporná množinaformulí, která je uzavřená na pravidlo substituce.5. Představte si modifikovanou sémantiku výrokové logiky, ve které logickéspojky nemají dvouhodnotové, ale následující tříhodnotové tabulky:¬0 21 02 0→ 0 1 20 2 2 21 0 2 22 0 1 2Uvažujte výrokový logický systém s jediným pravidlem modus ponens as následujícími schematy axiomů:ϕ → (ψ → ϕ)(ϕ → (ψ → χ)) → ((ϕ → ψ) → (ϕ → χ))(ϕ → ψ) → ((ϕ → ¬ψ) → ¬ϕ)ϕ → (¬ϕ → ψ)Dokažte, že tento systém je korektní vůči uvedené sémantice v tom smyslu,že každá dokazatelná formule má při každém pravdivostním ohodnoceníhodnotu 2. Dokažte, že formule ¬¬p → p, (¬p → ¬q) → ((¬p → q) → p) a(¬p → ¬q) → (q → p) nejsou v tomto systému dokazatelné (protože existujepravdivostní ohodnocení, které jim dává jinou hodnotu než 2).6. Rozhodněte, které formule z cvičení 1 jsou dokazatelné v kalkulu z cvičení 5.Návod. Narozdíl od cvičení 1 je tentokrát asi výhodnější dokázat dřív (c)než (b) a dřív (f) než (e).