Текст книги "Принцесса или тигр"

Автор книги: Рэймонд М. Смаллиан

сообщить о нарушении

Текущая страница: 13 (всего у книги 15 страниц)

Решения

1. Предположим, система действительно удовлетворяет условию G3. Пусть S—любое множество, именуемое в данной системе. Тогда, согласно условию G3, множество S* тоже именуемо в этой системе. Значит, существует такое число b, для которого Аb = 8*. Далее, число х принадлежит множеству S* только в том случае, если число х*х принадлежит множеству S.

Поэтому х принадлежит множеству Аb только в том случае, если х*х принадлежит S. В частности, если в качестве х выбрать число b, то это число принадлежит; множеству Ab, только в том случае, если число b* принадлежит множеству S. Кроме того, число b принадлежит Ab в том и только том случае, если утверждение b Є Аb истинно. Поэтому утверждение b Є Аb истинно тогда и только тогда, когда b*b принадлежит множеству S. Но число b*b есть гёделев номер утверждения b Є Ab. Следовательно, мы имеем, что утверждение b Є Ab будет истинным тогда и только тогда, когда гёделев номер этого утверждения принадлежит множеству S. Итак, если утверждение b Є A истинно, то его гёделев номер принадлежит S; если ж это утверждение ложно, то его гёделев номер принадлежит S. Таким образом, утверждение b Є A является гёделевым утверждением для S.

2. В системе Фергюссона при любом заданном числе n множество а3n+i представляет собой множество An*. Поэтому множество A301 – это есть множество A Воспользуемся теперь результатом предыдущей задачи, положив b равным 301. Тогда утверждение 301 Є А301 будет гёделевым утверждением для множества Аb. Вообще для любого числа n, выбрав d = 3n+1, мы получим, что утверждение b Є Ab, является гёделевым для множества Ab в системе Фергюссона.

3. Да. Предположим, что данная система является гёделевой и что условия G1 и G2 выполняются; предположим также, что система правильна. Согласно условию G1, множество R именуемо в этой системе; поэтому, согласно условию G1, именуемо также и множество Р – дополнение R. Тогда, поскольку исходная система гёделева, то существует гёделево утверждение X для Р. Это означает, что X истинно в том и только том случае, если гёделев номер утверждения X принадлежит Р. Однако если гёделев номер утверждения X принадлежит Р, то тем самым он не принадлежит R, а это значит, что утверждение X недоказуемо. Таким образом, гёделево утверждение для R – это ни больше ни меньше как утверждение, которое истинно в том и только том случае, если оно недоказуемо в (данной системе, а такое утверждение (как мы уже видели) как раз и должно быть истинным, но недоказуемым в этой системе (если система правильна).

Итак, фактически суть доказательства Гёделя состоит в построении гёделева утверждения для множества Р.

4. Очевидно, что всякое утверждение X является гёделевым утверждением для множества Т, потому что если X истинно, то его гёделев номер принадлежит Т, а если оно ложно, то его гёделев номер не принадлежит Т. (cследовательно, ни одно утверждение не может оказаться гёделевым для Т, потому что не может существовать ни истинного утверждения Х, гёделев номер которого принадлежал бы множеству Т, ни ложного утверждения X, гёделев номер которого не принадлежал бы множеству Т.

Читателю будет поучительно убедиться, что для любого множества чисел А и для любого утверждения X это X может являться гёделевым утверждением либо для А, либо для А, но никак не для обоих множеств сразу.

5. Рассмотрим сначала произвольную систему, удовлетворяющую условию G3. В соответствии с решением задачи 1 для любого множества, именуемого в рамках данной системы, существует гёделево утверждение. Кроме того, согласно решению задачи 4 не существует гёделева утверждения для множества Т. Следовательно, если система удовлетворяет условию G3, то множество Т не допускает имени в этой системе. Если система удовлетворяет к тому же условию G3, то множество Т не именуемо в этой системе – потому что ли бы это было так, то тогда, согласно условию G3, допускало бы имя и его дополнение Т, что на самом деле не имеет места. Это доказывает, что в системе, удовлетворяющей условиям G2 и G3, множество Т не именуемо.

Окончательно:

а) если выполняется условие G 3, то множество Т не именуемо в данной системе;

б) если выполняются условия G1 и G3, то ни множество Т, ни его дополнение Т в этой системе не именуемы.

6. Как только теорема Т доказана, теорему G можно получить следующим образом.

Предположим, что мы имеем правильную систему, удовлетворяющую условиям G1; G2 и G3 – Из условий G2 и G3, согласно теореме Т, следует, что множество Т не допускает имени в данной системе. Но, согласно условию G1, множество Р допускает имя в данной системе. Поэтому раз Р допускает имя в рамка системы, а Т нет, то, значит, это должны быть разные множества. Однако каждое число, принадлежащее множеству Р, входит также и в множество Т, поскольку нам дано, что система является правильной в том смысле, что каждое доказуемое утверждение в ней истинно. Стало быть, поскольку множество Т не совпадает с множеством Р, в множестве Т должно существовать хотя бы одно число n, которое не принадлежит Р. Вместе с тем, поскольку это n принадлежит Т, оно должно быть гёделевым номером некоего истинного утверждения X. Но поскольку это число n не принадлежит Р, то утверждение X должно быть недоказуемым в данной системе. Значит, утверждение X истинно, но недоказуемо в данной системе. Итак, теорема G действительно имеет место.

7. Пусть теперь нам даны условия G1 и G3.

а. Согласно условию G1, множество R именуемо в данной системе. Тогда, согласно условию G5, множество R* также допускает имя в рамках этой системы. Следовательно, существует такое число Н, при котором Ah = R*. Далее, по определению множества R* число х принадлежит R* в том и только том случае, если число х*х принадлежит множеству R. Поэтому для любого а это х принадлежит Ah в том и только том случае, если число х*х входит в множество R. В частности, если к качестве x выбратьh, то число h будет принадлежать, Ah, в том и только том случае, если число h*h входит в R. Далее, h принадлежит Ah в том и только том случае, если утверждение h Є Ah, истинно. С другой стороны, поскольку число h*h есть гёделев номер утверждения h Є Ah, то h*h входит в R в том и только в том случае, если утверждение h Є Ah опровержимо. Значит, утверждение h Є Ah истинно в том и только в том случае, если оно опровержимо. Отсюда следует, что данное утверждение либо истинно и опровержимо, либо ложно и неопровержимо. Однако оно не может быть истинным и опровержимым, поскольку наша система правильна по условию задачи; следовательно, оно должно быть ложным и неопровержимым. Наконец, раз это утверждение ложно, оно не может быть и доказуемым (опять же потому, что система правильна). Таким образом, утверждение h Є Ah, недоказуемо и неопровержимо (и, кроме того, оно ложно).

б. Пусть нам дано, что множество а10 – это К и что А5n при любом числе n совпадает с множеством An*. Значит, A50 есть множество R*. Тогда, согласно решению «а», если принять h = 50, то утверждение 50 Є A50 будет недоказуемым и неопровержимым. Кроме того, это утверждение будет ложным.

Машины, рассказывающие о себе

Рассмотрим теперь доказательство Гёделя с несколько иной точки зрения, которая позволяет увидеть основную идею особенно ярко.

Возьмем четыре символа Р, N, А, – , и рассмотрим всевозможные комбинации этих символов. Произвольную комбинацию указанных символов мы будем называть выражением. Например, выражением является комбинация Р-NA-Р; точно так же выражением будет комбинация – PN-А-Р-. Некоторым выражениям мы будем приписывать определенный смысл – такие выражения в дальнейшем будут называться утверждениями.

Предположим, что у нас имеется машина, которая может выдавать нам (распечатывать) одни выражения и не может выдавать другие. При этом те выражения, которые машина может напечатать, мы будем называть Допускающими распечатку. Предполагается, что любое выражение, которое может напечатать машина, рано или поздно обязательно будет ею напечатано. Если нам задано выражение X и мы хотим высказать суждение, что X допускает распечатку, то будем записывать это как Р-X. Так, например, запись Р-ANN означает, что выражение ANN допускает распечатку (при этом неважно, является ли это утверждение истинным или ложным). Если же мы хотим сказать, что выражение X не допускает распечатки, то будем писать NP-X. (Символ N – от англ. not – отрицание «не», а символ Р – от англ. printable – допускающий распечатку.) Таким образом, запись вида NP-X следует читать как «не допускающее распечатки X», или, что по существу то же самое, «выражение X не допускает распечатки».

Ассоциатом выражения X мы будем называть выражение X–X; при этом вместо слова «ассоциат» нами будет использоваться символ А (от англ. associate). Таким образом, если нам задано некоторое выражение X и мы хотим сказать, что ассоциат выражения X допускает распечатку, то будем записывать это как РА-X. Если мы теперь хотим сказать, что ассоциат утверждения X не допускает распечатки, то это будет записываться как NPA-X.

Читателя, быть может, удивляет, что мы используем тире в качестве своеобразного символа. В самом деле, почему, когда нам нужно высказать суждение о том, что выражение X допускает распечатку, вместо записи Р-X не писать просто РХ? Это делается для того, чтобы избежать определенной двусмысленности. В самом деле, что, например, может означать запись PAN, если мы откажемся от тире? Она может означать либо что ассоциат выражения N допускает распечатку, либо что допускает распечатку выражение AN. Если же мы пользуемся тире, то подобной двусмысленности не возникает. Так, если мы хотим сказать, что ассоциат выражения N допускает распечатку, то записываем этот факт как РА-N; если же хотим сказать, что допускает распечатку выражение AN, то пишем Р-AN. Предположим теперь, нам нужно сказать, что выражение – X допускает распечатку. Правильно ли будет записать эту фразу как Р-Х? Нет, ведь запись Р-X означает, что выражение X допускает распечатку. Поэтому чтобы сказать, что допускает распечатку выражение – X, нужно написать Р-X.

Рассмотрим еще несколько примеров: запись Р– означает, что «-» допускает распечатку, запись РА– означает, что выражение (ассоциат выражения-) допускает распечатку; запись Р– также означает, что «-» допускает распечатку; запись NРА-Р-А означает, что ассоциат выражения – Р-А не допускает распечатки, или, другими словами, что не допускает распечатки выражение – Р-А-Р-А. То же самое означает и запись вида NP-Р-А-Р-А.

Утверждением будем называть любое выражение одного из следующих четырех типов: Р-X, NP-X, РА-X или NPA-X, где X – любое выражение. Утверждение Р-X мы будем называть истинным, если X допускает распечатку, и ложным, если X с допускает распечатки. Утверждение NP-X мы будем называть истинным, если X не допускает распечатки, и ложным, если X эту распечатку допускает, утверждение РА-X будет называться истинным, если ассоциат выражения X допускает распечатку, и ложным, если ассоциат этого X распечатки не допускает. Наконец, утверждение NA-X мы будем называть истинным, если ассоциат выражения X не допускает распечатки, и ложным, если ассоциат этого X распечатку допускает. Итак, мы дали точное определение истинности и ложности для утверждений всех четырех видов. Отсюда следует, что для любого выражения X справедливы:

Правило 1. Утверждение Р-X истинно тогда и только тогда, когда выражение X допускает распечатку (на машине).

Правило 2. Утверждение РА-X истинно тогда и только тогда, когда выражение X–X допускает распечатку.

Правило 3. Утверждение NP-X истинно тогда и только тогда, когда выражение X не допускает распечатки.

Правило 4. Утверждение NPA-X истинно тогда и только тогда, когда выражение X–X не допускает распечатки

Удивительное дело! Машина печатает утверждения, которые представляют собой не что иное, как суждения о том, что она сама может и что не может напечатать! В этом смысле машина говорит о себе (или точнее, печатает утверждения о самой себе).

Пусть теперь нам известно, что машина на 100 % точна, то есть она не может выдать нам ложное утверждение, печатая только истинные утверждения. Отсюда вытекает ряд следствий. Например, если машина в один прекрасный день напечатает утверждение Р-X, то, значит, она должна напечатать и выражение X, потому что раз она может напечатать утверждение Р-X, то, стало быть, это утверждение истинно, а это означает, что выражение X допускает распечатку. Значит, действительно, машина рано или поздно должна распечатать выражение X.

Аналогично, если машина выдаст нам утверждение РА-X, тогда (поскольку утверждение РА-X должно быть истинным) она должна напечатать нам также и выражение X–X. Помимо этого, если машина напечатает утверждение NP-X, тогда она не сможет напечатать утверждение Р-X, поскольку эти два высказывания не могут одновременно являться истинными: ведь первое из них утверждает, что машина не может напечатать выражение X, а второе – что машина может его напечатать.

Следующая задача высвечивает идею Гёделя так хорошо, что лучше трудно себе представить.

1. На редкость гёделева задача.

Найдите истинное утверждение, которое машина не может напечатать!

2. Дважды гёделева головоломка.

Все исходные условия остаются прежними – и, в частности, то, что машина абсолютно точна. Пусть у нас имеются утверждение X и утверждение Y; одно из них является истинным, но не допускающим распечатки; однако, пользуясь лишь условиями, вытекающими из правил 1–4, мы не можем сказать, какое именно это утверждение, X или Y. Можете ли вы найти такие утверждения X и Y? (Подсказка: найти такие утверждения X и Y, чтобы утверждение X говорило нам о том, что Y допускает распечатку, а в утверждении Y говорилось бы о том, что X не допускает распечатки. Существуют два способа построения таких утверждений, причем оба они связаны с законами Фергюссона!)

3. Трижды гёделева проблема.

Построить такие утверждения X, Y и Z, чтобы X говорило о том, что Y допускает распечатку, Y говорило бы о том, что не допускает распечатки, a Z – о том, что X в свою очередь вновь допускает распечатку, и показать, что по крайней мере одно из этих утверждений (правда, нельзя сказать, какое именно) должно быть истинным, но не допускающим распечатки на машине.

Две машины, толкующие о себе, а также друг о друге

Добавим к четырем нашим символам еще один – символ R. Таким образом, теперь у нас пять символов: Р, R, N, А, – . Пусть нам даны две машины, М1 и М2, каждая из которых может печатать различные выражения, составленные из этих пяти символов. При этом под символом Р в данном случае мы будем подразумевать «допускающий распечатку первой машиной», а под символом R – «допускающий распечатку второй машиной». Таким образом, запись Р-X означает, что выражение X допускает распечатку первой машиной, а запись R-X – что выражение X допускает распечатку второй машиной. Запись РА-X означает, что ассоциат выражения X допускает распечатку первой машиной, а запись RA-X показывает, что ассоциат выражения X допускает распечатку второй машиной. Наконец, «фразы» NP-X, NR-X, NPA-X, NRA-X говорят соответственно о следующем: выражение X не допускает распечатки первой машиной; выражение X не допускает распечатки второй машиной; выражение X–X не допускает распечатки первой машиной; выражение X–X не допускает распечатки второй машиной. Под утверждением мы будем теперь понимать любое выражение одного из следующих восьми типов: Р-X, R-X, NP-X, NR-X, РА-Х, RA-X, NPA-X, NRA-X. Кроме того, пусть нам известно, что первая машина печатает только истинные утверждения, а вторая – только ложные. Условимся называть некоторое утверждение доказуемым в том и только том случае, если оно допускает распечатку первой машиной, и ложным – в том и только том случае, если оно: может быть напечатано второй машиной. Таким образом, символ Р означает «доказуемый» (от англ. provable), а символ R – «опровержимый» (от англ. refutable).

4. Найдите утверждение, которое было бы ложным, но неопровержимым.

5. Имеются такие два утверждения X и Y, что одно из них (правда, нам не известно, какое именно) должно быть либо истинным, но недоказуемым, либо ложным, но неопровержимым (мы не знаем, каким именно). Такие пары можно строить двумя способами, и соответственно я предлагаю вашему вниманию две задачи:

а. Найдите такие высказывания X и Y, чтобы X утверждало доказуемость Y, a Y утверждало опровержимость X. Далее, покажите, что одно из них (мы не можем сказать, какое именно) либо истинно, но недоказуемо, либо ложно, но неопровержимо.

б. Найдите такие высказывания X и Y, чтобы Х утверждало недоказуемость Y, а Y утверждало неопровержимость X. Далее покажите, что одно из этих высказываний, X или Y (мы не можем сказать, какое именно), либо истинно, но недоказуемо, либо ложно, но неопровержимо.

6. А теперь рассмотрим задачу с четырьмя неизвестными! Пусть нам требуется найти такие высказывания X, Y, Z и W, чтобы X утверждало доказуемость Y, Y утверждало опровержимость Z. Z утверждало опровержимость W, a W утверждало бы неопровержимость X. Покажите, что одно из этих четырех высказываний должно быть либо истинным, но недоказуемым, либо ложным, но неопровержимым (хотя, какое из этих четырех будет именно таким высказыванием, сказать невозможно).

Машина Мак-Каллоха и теоремы Геделя

Возможно, читатель уже отметил определенное сходство приведенных выше задач с некоторыми свойствами первой машины Мак-Каллоха. В самом деле, работа этой машины оказывается связанной с теоремой Гёделя, и вот каким образом.

7. Пусть у нас имеется некоторая математическая система, приводящая к набору утверждений, одни из которых называются истинными, а другие – доказуемыми. Мы предполагаем также, что эта система правильная, то есть каждое доказуемое в ней утверждение является истинным. Далее, пусть каждому числу N ставится в соответствие некоторое утверждение, которое мы будем называть утверждением N. Предположим наконец, что наша система удовлетворяет следующим двум условиям.

Условие Мс1. Для любых чисел X и Y, если число X порождает число Y в первой машине Мак-Каллоха, утверждение 8Х истинно тогда и только тогда, если утверждение Y доказуемо. (Напомним, что число 8Х это не 8, умноженное на X, а цифра 8, за которой стоит число X.)

Условие Мс2. Для любого числа X утверждение 9X истинно тогда и только тогда, если утверждение X не является истинным.

Найдите такое число N, при котором утверждение N истинно, но недоказуемо в данной системе.

8. Предположим, что в условии Mс1 говорится не о «первой машине Мак-Каллоха», а о «третьей машине Мак-Каллоха». Попробуем теперь найти такое утверждение, которое было бы истинным, но недоказуемым.

9. Парадокс ли это?

Вернемся вновь к задаче 1, однако внесем в нее некоторые изменения. Вместо символа Р мы будем использовать символ В (в силу определенных психологических причин – каких именно, станет ясно из дальнейшего). Определение «утверждения» остается тем же, что и раньше, только на этот раз символ Р везде заменяется на символ В. Таким образом, наши утверждения принимают теперь вид: В-X, NB-X, ВА-X, NBA-X. Все утверждения, как и прежде, делятся на две группы – истинные и ложные, причем нам не известно, какие именно из утверждений истинны, а какие – ложны. Далее, вместо машины, печатающей различные утверждения, у нас теперь имеется ученый-логик, который верит одним утверждениям и не верит другим. Когда мы говорим, что наш логик не верит какому-то утверждению, мы вовсе не имеем в виду, что он обязательно сомневается в нем или отвергает его; просто неверно, что он верит в это утверждение. Другими словами, он либо считает его ложным, либо вообще не имеет о нем никакого мнения. Таким образом, символ В (от англ. believe – верить) означает «то, во что верит логик». Тогда для любого выражения X у нас есть четыре интерпретации выражений, содержащих X:

В1: утверждение В-X истинно тогда и только тогда когда логик верит в X;

В2: утверждение NB-X истинно тогда и только тогда когда логик не верит в X;

В3: утверждение ВА-X истинно тогда и только тогда когда логик верит в X–X;

В4: утверждение ВА-X истинно тогда и только тогда, когда логик не верит в X–X.

Предполагая, что наш логик точен, то есть что он не верит в ложные утверждения, мы можем, разумеется, найти некое утверждение, которое является истинным, но о котором логик не знает, что оно истинно. Таким утверждением будет высказывание NBA-NBA (которое говорит нам о том, что логик не верит в ассоциат выражения NBA, имеющий вид NBA-NBA).

А дальше начинается нечто интересное. Предположим, нам известно об этом ученом-логике следующее.

Обстоятельство 1. Наш ученый-логик знает логику не хуже нас с вами. Предположим, что он обладает абсолютными логическими способностями; это означает, что если ему заданы какие-нибудь логические посылки, то он может вывести из них все возможные суждения.

Обстоятельство 2. Логику известно, что выполняются условия В1, В2, В3 и В 4.

Обстоятельство 3. Логик всегда точен, то есть он не верит в ложные утверждения.

Далее, раз логику известно, что имеют место условия В1, В2, В3 и В4, и он может рассуждать так же логично, как мы с вами, ничто не мешает ему провести те же рассуждения, которые провели мы, прежде чем доказали, что утверждение NBA-NBA должно быть истинным. Ясно, что, как только он это проделает, он сразу поверит в утверждение NBA-NBA. Но как только он в него поверит, это утверждение становится опровергнутым, ибо смысл данного утверждения как раз и заключается в том, что наш логик в него не верит, – тем самым в конце концов окажется, что наш логик неточен!

Итак, не приходим ли мы к некоему парадоксу, если принимаем обстоятельства 1, 2 и 3? Конечно, нет, никакого парадокса здесь нет. Просто в последнем абзаце моего рассуждения допущена намеренная неточность! Не могли бы вы ее обнаружить?