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67 Cards in this Set
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Proposizioni atomiche |
Predicati completamente istanziati: Possono essere solo Vere o False. In FOL si comportano come lettere proposizionali (P, Q, ...) |
Più semplici frasi con senso compiuto: Vere o False in una data circostanza. Si ottengono riempendo i posti dei predicati con dei sintagmi nominali |
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Contesto |
Un insieme di circostanze. Gli si associa un linguaggio |
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Sintagmi nominali |
Nomi o gruppi di nomi considerati come costanti |
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Costanti |
Denotano gli oggetti del discorso. (Nomi per indicare gli oggetti) |
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Predicati (n-ari) |
Si usano per denotare relazioni fra oggetti. (o per definire delle proprietà) |
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Linguaggio |
Dato da: costanti, predicati e funzioni |
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Connettivi |
_ ∧ _ , _ ∨ _ , ¬ _ , ⊥ , _ ⟶ _ , _ ⟷ _ Costruiscono enunciati composti a partire da enunciati più semplici. |
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Connettivo vero-funzionale |
Il valore di un enunciato è funzione dei valori di verità degli enunciati componenti. È quindi derivabile da una tavola di verità |
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Conseguenza logica |
Q consegue logicamente da P₁ , ... , Pₙ in un contesto sse è vera in tutte le interpretazioni nel contesto in cui P₁ , ... , Pₙ sono vere: P₁ , ... , Pₙ ⊨C Q. |
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Conseguenza tautologica |
Q segue tautologicamente da P₁ , ... , Pₙ sse Q é vera in ogni interpretazione Booleana in cui P₁, ... , Pₙ sono vere: P₁ , ... , Pₙ ⊨T Q. |
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∧ Intro |
P₁ , ... , Pₙ ⊨ P₁ ∧ ... ∧ Pₙ |
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∧ Elim |
P₁ , ... , Pₙ ⊨ P₁ ∧ ... ∧ Pₙ |
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∨ Intro |
P₁ ⊨ P₁ ∨ ... ∨ Pₙ |
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∨ Elim |
Dato P ∨ Q Se P ⊨ C e Q ⊨ C Allora C |
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¬ Intro |
Se P ⊨ ⊥ Allora ¬P |
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¬ Elim |
¬¬P ⟺ P |
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⊥ Intro |
P, ¬P ⊨ ⊥ |
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⊥ Elim |
⊥ ⊨ qualsiasi enunciato |
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Teorema di deduzione |
P₁ , ... , Pₙ ⊨ Q sse ⊨ (P₁ ∧ ... ∧ Pₙ) ⟶ Q |
L'implicazione cattura la conseguanza (tauto)logica. |
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De Morgan |
⊨ ¬(P ∧ Q) ⟷ (¬P ∨ ¬Q) |
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Contrapposizione |
⊨ (P ⟶ Q) ⟷ (¬Q ⟶ ¬P) |
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Modus Tollens |
¬Q, P ⟶ Q ⊨ ¬P |
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Modus Ponens |
P, P ⟶ Q ⊨ Q |
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Teorema di validità |
Se P₁ , ... , Pₙ ⊢ Q allora P₁ , ... , Pₙ ⊨ Q Se abbiamo una prova in Fitch di Q da P₁ , ... , Pₙ è certo che Q è conseguenza tautologica di P₁ , ... , Pₙ |
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Teorema di completezza |
Se P₁ , ... , Pₙ ⊨ Q allora P₁ , ... , Pₙ ⊢ Q Se sappiamo che Q è conseguenza tautologica di P₁ , ... , Pₙ siamo certi che esiste una prova in Fitch di Q a partire da P₁ , ... , Pₙ |
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Teoria (Γ) |
Insieme, eventualmente infinito, di euniciati. |
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Quantificatori (FOL) |
∃: esiste almeno un, qualche, un, ... ∀: ogni, tutti, un (in senso qualsiasi) Per essere usati hanno bisogno di una variabile e una formula |
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Variabili |
Insieme finito di simboli, fissato arbitrariamente. |
Sono dei "segnaposto" che servono a riferirsi allo stesso individuo in diverse parti di una formula. |
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Funzioni |
Denotano oggetti in maniera indiretta |
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Termini |
Dato un linguaggio L, sia C(L)={c₁, c₂, ...} l'insieme delle sue costanti e F(L)={f₁, f₂, ...} l'insieme dei suoi simboli di funzione. L'insieme T(L) dei termini di L è definito induttivamente come segue: -Ogni variabile x è un termine di L. -Ogni costante c in C(L) è un termine di L. -Se f è un simbolo di funzione n-ario e t₁, ... , tₙ sono termini di L, allora anche f(t₁, ... , tₙ) è un termine di L. -Null'altro è un termine di L |
Costruiti a partire da variabili, costanti e simboli di funzione. Servono a denotare oggetti del discorso. |
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Formule |
Dato un linguaggio L, sia T(L) l'insieme dei suoi termini e P(L)={P₁, P₂, ...} l'insieme dei suoi predicati. L'insieme FBLF(L) delle fbf è definito induttivamente come segue: -Se P è un predicato n-ario in P(L) e t₁, ... , tₙ sono termini di L allora P(t₁, ... , tₙ) è una fbf detta atomica. -Se P e Q sono fbf di L, allora anche e x è una variabile, allora anche P∧Q, P∨Q, ¬P, P⟶Q, P⟷Q, P, ⊥, sono fbf di L. -Se P è una fbf di L, e x è una variabile, allora ∀x P e ∃x P sono fbf di L. -Null'altro è fbf di L. |
Vengono costruiti solo a partire dai termini usando: predicati, connettivi e quantificatori. Servono a denotare frasi che possono essere vere o false in una data circostanza. |
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Occorrenze di variabili libere |
Definizione induttiva: Base: Le occorrenze di variabili libere in una atomica P(t₁, ... , tₙ) sono tutte le occorrenze di variabili in t₁, ... , tₙ (⊥ non ha occorenze di variabili libere) Passo: -Le occorenze di variabili libere in P∧Q, P∨Q, ¬P, P⟶Q, P⟷Q, sono tutte le occorrenze variabili in P e Q. -Le occorenze di variabili libere in ∀x P e ∃x P sono tutte le occorenze di variabili libere in P, ad eccezione di x; ogni occorrenza di x in P è vincolata in ∀x P o ∃x P. |
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Fbf chiuse |
Una fbf che non contiente variabili libere si dice chiusa. (aperta altrimenti) Nota! Non è possibile interpretare il significato di una fbf aperta in una data circostanza. |
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Proposizione (o enunciato) |
Una fbf è detta enunciato sse è chiusa. Le proposizioni atomiche sono fbf chiuse. |
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L-strutture |
Sia L un linguaggio dato da C(L), F(L), P(L). Allora una L-struttra è una coppia di (U, I) dove: -U è un'insieme non vuoto (uiniverso del discorso). -I è la funzione "interpretazione" definita come segue: -∀c ∈ C(L), I(c) ∈ U (I(c) è un elemento di U). - ∀f ∈ F(L), I(f): Uⁿ⟶U (I(f) è una funzione n-aria su U). -∀P ∈ P(L), I(P) ⊆ Uⁿ (I(P) è una relazione n-aria su U). |
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Termini chiusi su Lu |
Sia L un linguaggio e S=(U, I) una L-struttura. L'insieme GT(Lu) dei termini chiusi di Lu è definito induttivamente come segue: -Ogni costante c ∈ C(Lu)=C(L) ∪ {ca: a∈ U} è un termine chiuso di Lu. -Se f ∈ F(L) e t₁, ... , tₙ sono termini chiusi di Lu, allora anche f(t₁, ... , tₙ) è un termine chiuso di Lu. -Null'altro è un termini chiuso di Lu. |
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Interpretazione dei termini chiusi su Lu |
Sia L un linguaggio e S=(U, I) una L-struttura. l'interpretazione I(t) con t∈ GT(Lu), è data induttivamente come segue: -∀c ∈ C(L), I(c) è già definita -∀a ∈ U, si pone I(ca) := a -Se f ∈ F(L) e t₁, ... , tₙ∈ GT(Lu), allora I(f(t₁, ... , tₙ)) := I(f)(I(t₁), ... , I(tₙ)). |
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Ogni P è Q |
∀x (P(x)⟶Q(x)) |
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Qualche P è Q |
∃x (P(x)∧Q(x)) |
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Nessun P è Q |
∀x (P(x)⟶¬Q(x)) |
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Qualche P non è Q |
∃x (P(x) ∧¬Q(x)) |
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Modello |
Una struttura S = (U,I) è un modello di un L-enunciato A sse A è vero in S, cioè I(A) = T. Si scrive: S ⊨ A. |
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L-teoria |
Un insieme di L-enunciati Γ è detto L-teoria. |
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Modello di una teoria |
Una struttura S = (U,I) è un modello di una teoria Γ sse A è vero in S, ∀A ∈ Γ. Si scrive: S ⊨ A. |
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Contromodello di una teoria |
Una struttura S = (U,I) è un contromodello di una teoria Γ sse A è falsa in S perqualche A ∈ Γ. |
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Verità logica (in FO) |
Un L-enunciato A è una verità logica (in FO) sse S ⊨ A per ogni L-struttura S = (U,I). In tal caso, si scrive: ⊨FO A. |
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Vero in una L-teoria (in FO) |
Un L-enunciato A è vero in una L-teoria Γ (in FO) sse, per ogni l-struttura S = (U,I), vale che: Se S ⊨ Γ , allora S ⊨ A.In tal caso si scrive: Γ ⊨FO A. |
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Atomica generalizzata |
Una fbf A è una atomica generalizzata sse A non è di una delle seguenti forme: A = ¬B, A = B∧C, A = B∨C, A = B⟶C, A = B⟷C, A = Ʇ. |
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Forma verofunzionale di un enunciato |
-fvf(P(t1, … ,tn)) = Q, dove Q è una lettera proposizionale fissata. -fvf(Ʇ) = Ʇ -fvf(¬A) = ¬fvf(A) -fvf(A ∧ B) = fvf(A) ∧ fvf(B), fvf(A ∨ B) = fvf(A) ∨ fvf(B) -fvf(A ⟶ B) = fvf(A) ⟶ fvf(B), fvf(A ⟷ B) = fvf(A) ⟷ fvf(B) -fvf(∀x B ) = Q, dove Q è una lettera proposizionale . -fvf(∃x B) = Q, dove Q è una lettera proposizionale. |
La forma verofunzionale fvf(A) di un enunciato (o di una fbf) A si ottiene rimpiazzando ogni atomica generalizzata di A con una lettera proposizionale |
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TAUT CON |
Permette di inferire un enunciato che segue dagli enunciati selezionati unicamente in virtù della semantica dei connettivi vero-funzionali. |
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FO CON |
Permette di inferire un enunciato che segue dagli enunciati selezionati unicamente in virtù della semantica dei connettivi vero-funzionali, dei quantificatori e del predicato di identità. |
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ANA CON |
Permette di inferire un enunciato che segue dagli enunciati selezionati in virtù della semantica dei connettivi vero-funzionali, dei quantificatori, del predicato di identità e dei predicati di TW. |
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Particolarizzazione universale ∀ Elim |
Da ∀x P(x) possiamo inferire P(c). Dove c è un termine chiuso (costante o composto) |
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Generalizzazione esistenziale ∃ Intro |
Da P(c) possiamo inferire ∃x P(x). Dove c è un termine chiuso (costante o composto) |
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Generalizzazione universale ∀ Intro |
Si usa un nuovo nome per denotare un generico elemento del dominio che sia rappresentativo di «tutti». In una sotto-prova dimostriamo P(c) con c generico, in modo da poter inferire ∀x P(x). |
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Particolarizzazione esistenziale ∃ Elim |
Si usa un nuovo nome per denotare un generico elemento del dominioche esiste ma non conosciamo. Eliminando ∃x P(x) assumiamo, in una sotto-prova, P(c) e il ragionamento deve andare bene per qalunque elemento. |
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Rimpiazzamento (o riscrittura) |
Se P ⟺ Q, possorimpiazzare P con Q in una formula F, ottenendo unaformula G tale che G ⟺ F |
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De Morgan per i quantificatori |
¬∀x P(x) ⟺FO ∃x ¬P(x) ¬∃x P(x) ⟺FO ∀x ¬P(x) ∀x P(x) ⟺FO ¬∃x ¬P(x) ∃x P(x) ⟺FO ¬∀x ¬P(x) |
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Spostare i quantificatori |
∀x (P(x) ∧ Q(x)) ⟺FO ∀x P(x) ∧ ∀x Q(x) ∃x (P(x) ∨ Q(x)) ⟺FO ∃x P(x) ∨ ∃x Q(x) |
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De Morgan per i quantificatori, forme aristoteliche Qualche P non è Q |
∃x (P(x) ∧ ¬Q(x)) ⟺FO ∃x (¬P(x) ∨ ¬Q(x)) ⟺FO ∃x ¬(P(x) ⟶ Q(x)) ⟺FO ¬∀x (P(x) ⟶ Q(x)) |
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Scambiare i quantificatori |
∀x ∀y P(x,y) ⟺FO ∀y ∀x P(x,y) ∃x ∃y P(x,y) ⟺FO ∃y ∃x P(x,y) |
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De Morgan per i quantificatori, forme aristoteliche Nessun P è Q |
∀x (P(x) ⟶ ¬Q(x)) ⟺FO ∀x (¬P(x) ∨ ¬Q(x)) ⟺FO ∀x ¬(P(x) ∧ Q(x)) ⟺FO ¬∃x (P(x) ∧ Q(x)) |
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Quantificazione vacua |
Se x non occorre libera in P allora: ∀xP ⟺FO P ⟺FO ∃xP. Dunque: ∀x P(x) ⟺FO x P(x) ⟺FO x P(x) e ∃x P(x) ⟺FO x x P(x) ⟺FO x P(x). x (P Q(x)) ⟺FO P x Q(x)x (P Q(x)) ⟺FO P x Q(x) |
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Completezza formale |
Una teoria T si dice formalmente completa sse per ogni enunciato Q: T |–FO Q o T |–FO ~Q |
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Modello standard dell'aritmetica |
Il modello standard dell'aritmetica è N=(N,I) dove: -I(0) = 0, I(s) = {(n, n+1) : n N}, -I(+) = {(m, n, m+n) : n, m N}, -I(×) = {(m, n, mn) : n, m N}. |
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Teorema di Semidecidibilità |
Il teorema di semidecidibilità prova che non vi può essere un metodo algoritmico per elencare gli enunciati Q che non sono verità logiche. Se ci fosse potrei decidere, per ogni enunciato Q, se è verità logica o no. |
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Teorema di compattezza |
Sia T un insieme di l-enunciati (una teoria), eventualmente infinito, per qualche linguaggio L. Se ogni sotto insieme di T ha un modello, allora anche T stesso ha un modello. (Il viceversa è banale) |
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