Текст книги "Новый ум короля: О компьютерах, мышлении и законах физики"

Автор книги: Роджер Пенроуз

сообщить о нарушении

Текущая страница: 11 (всего у книги 47 страниц)

Формальные математические системы

Необходимо будет несколько уточнить, что мы понимаем под «формальными математическими системами аксиом и правил вывода». Мы должны предположить наличие некоторого алфавита символов, через которые будут записываться математические выражения. Эти символы в обязательном порядке должны быть адекватны для записи натуральных чисел с тем, чтобы в нашу систему могла быть включена «арифметика». По желанию, мы можем использовать общепринятую арабскую запись 0, 1, 2, 3…, 9, 10, 11, 12… хотя при этом конкретные выражения для правил вывода становятся несколько более сложными, чем требуется. Гораздо более простые выражения получаются, скажем, при использовании записи вида 0, 01, 011, 0111, 01111… для обозначения последовательности натуральных чисел (или, в качестве компромисса, мы могли бы использовать двоичную запись). Однако, поскольку это могло бы стать источником разночтений в дальнейших рассуждениях, я буду для простоты придерживаться обычной арабской записи независимо от способа обозначения, которая может на самом делеиспользоваться в данной системе. Нам мог бы понадобиться символ «пробел» для разделения различных «слов» или «чисел» в нашей системе, но, так как это тоже может вызвать путаницу, то мы будем по мере необходимости использовать для этих целей просто запятую (,). Произвольные («переменные») натуральные числа (равно как и целые, рациональные и т. д.; но давайте здесь ограничимся натуральными) мы станем обозначать буквами, например, t , u , v , ω , х , у , z , t' , t'' , t'''  и т. п. Штрихованные буквы t' , t'', … вводятся нами в употребление, дабы не ограничивать число переменных, которые могут встретиться в произвольном выражении. Мы будем считать штрих( ' ) отдельным символом формальной системы, так что действительное количество символов в системе остается конечным. Помимо этого нам также потребуются символы для базовых арифметических операций =, +, х(«умножить») и т. д.; для различных видов скобок (, ), [, ], и для обозначения логических операций, таких как & (« и»), => (« следует»), V (« или»), <=> (« тогда и только тогда»), ~ (« не»). Дополнительно нам будут нужны еще и логические« кванторы»: квантор существования  E _к.с. (« существует… такое, что») и квантор общности  A _к.о. (« для любого… выполняется»). Тогда мы сможем такие утверждения, как, например, «последняя теорема Ферма», привести к виду:

–  E _к.с. ω , х , у , z [( x + 1 ) ^ω+3 +

+ ( у + 1 ) ^ω+3 = ( z + 1 ) ^ω+3 ]

(см. главу 2, «Неразрешимость проблемы Гильберта»). (Я мог бы написать « 0111 » для « 3 », и, возможно, использовать для «возведения в степень» обозначение, более подходящее к рассматриваемому формализму; но, как уже говорилось, я буду придерживаться стандартной системы записи во избежании ненужной путаницы.) Это утверждение (если читать его до левой квадратной скобки) звучит как:

« Не существует таких натуральных чисел ω, х, у, z, что… ».

Мы можем также переписать последнюю теорему Ферма при помощи A _к.о.:

A _к.о. ω , х , у , z [~ ( х + 1 ) ^ω+3 + ( у + 1 ) ^ω+3 = ( z + 1 ) ^ω+3 ],

которое будет читаться следующим образом (заканчивая символом « не» после левой квадратной скобки):

« Для любых натуральных чисел ω, х, у, z не может быть выполнено… »,

что логически эквивалентно написанному ранее.

Нам понадобятся еще и буквы, обозначающие целые утверждения, для чего я буду использовать заглавные буквы Р , Q , R , S … Таким утверждением может, к примеру, служить и вышеприведенная теорема Ферма:

F = ~ E _к.с. ω , х , у , z [( x + 1 ) ^ω+3 + ( у + 1 ) ^ω+3 = ( z + 1 )  ^ω+3 ].

Утверждение может также зависеть от одной или более переменных; например, нас может интересовать формулировка теоремы Ферма для некоторого конкретного [71]71
  Хотя справедливость теоремы Ферма в обшем случае пока не доказана, ее справедливость для некоторых частных случаев, таких как G(0), G(l), G(2), G(3), доказана вплоть до G(125 000). Другими словами, доказано, что куб никакого числа не может быть суммой кубов двух других положительных чисел, четвертая степень числа не может быть суммой четвертых степеней других чисел и т. д. вплоть до степени 125000. (Несколько лет назад теорема Ферма была доказана в обшем виде. См. гл. 2 «Неразрешимость проблемы Гильберта» примечание 51 – Прим. верст. fb2)


[Закрыть]значения степени ω + 3

G ( ω ) = ~ E _к.с. x , y , z [( x + 1 ) ^ω+3 + ( y + 1 ) ^ω+3 = ( z + 1 ) ^ω+3 ],

так что G ( 0 ) утверждает, что «куб не может быть суммой кубов положительных чисел»; G ( 1 ) говорит о том же применительно к четвертым степеням и так далее. (Обратите внимание на отсутствие ω после символа  E _к.с. ). Тогда теорема Ферма гласит, что G ( ω ) выполняется для любого ω :

F =  A _к.о. ω [ G ( ω )].

G () является примером так называемой функции исчисления высказываний, т. е. утверждением, которое зависит от одной или более переменных.

Аксиомынашей системы будут представлять из себя перечень утверждений общего характера, чья справедливость в рамках принятого символизма предполагается самоочевидной. Например, для произвольных утверждений или функций исчисления высказываний Р , Q , R () мы могли бы указать среди прочих аксиом системы такие, как

( P&Q ) => Р ,

– ( ~ Р ) <=> Р ,

– E _к.с. х [ R ( x )] <=>A _к.о. x [ ~ R ( x )],

«априорная истинность» которых уже заключена в их смысловых значениях. (Первое утверждение означает лишь, что «если выполняется Р и Q , то выполняется и Р »; второе устанавливает равносильность утверждений «неверно, что не выполняется Р » и « Р выполняется»; а третье может быть проиллюстрировано эквивалентностью двух способов формулировки теоремы Ферма, данных выше.) Мы можем также включить основные аксиомы арифметики:

A _к.о. х, у [ х + у = у + х ],

A _к.о. х , у , z [( x + у ) х z = ( x х z ) + ( у х z )],

хотя некоторые предпочитают определять арифметические операции через более простые понятия и выводить вышеуказанные утверждения как теоремы. Правила выводамогут вводиться в виде (самоочевидных) процедур типа

«Из Р и Р => Q следует Q ».

«Из A _к.о. x [ R ( x )] мы можем вывести любое утверждение, получающееся путем подстановки конкретного натурального числа x в R ( x )».

Такие правила являются инструкциями, следуя которым, можно с помощью утверждений, чья истинность уже доказана, получать новые утверждения.

Теперь, отталкиваясь от системы аксиом и раз за разом применяя правила вывода, мы имеем возможность построить достаточно длинные цепочки новых утверждений. На любой стадии этого процесса мы можем использовать снова и снова любую из аксиом, а также обратиться к любому из уже выведенных нами производных утверждений. Каждое утверждение из корректно выстроенной цепочки называется теоремой (несмотря на то, что многие из них достаточно тривиальны и неинтересны с точки зрения математики). Если у нас есть некое утверждение Р , которое мы хотим доказать, то мы должны подобрать такую цепочку, выстроенную в согласии с действующими правилами вывода, которая заканчивается утверждением Р . Такая цепочка предоставит нам доказательство Р в рамках системы; а Р тогда будет являться, соответственно, теоремой.

Идея программы Гильберта состояла в том, чтобы найти применительно к любой отдельно взятой области математики набор аксиом и правил вывода, который был бы достаточно полным для всех возможных в данной области корректных математических рассуждений. Пусть такой областью будет арифметика (с добавленными кванторами E _к.с. и A _к.о. , позволяющими формулировать утверждения, подобные последней теореме Ферма). То, что мы не рассматриваем более общую область математики, не умаляет нашу задачу: арифметика и сама по себе обладает общностью, достаточной для применения процедуры Геделя. Если мы допустим, что благодаря программе Гильберта мы действительно располагаем такой всеобъемлющей системой аксиом и правил вывода для арифметики, то мы тем самым обретаем и определенный критерий для выявления «корректности» математического доказательства любого утверждения в области арифметики. Возлагались надежды на то, что подобная система аксиом и правил может быть полной в смысле предоставляемой нам принципиальной возможности решать, истинно или ложно произвольноеутверждение, сформулированное в рамках этой системы.

Гильберт рассчитывал, что для любой строки символов, представляющих математическое утверждение, скажем, Р , можно будет доказать либо Р , либо ~ Р , если Р истинно или ложно, соответственно. Здесь мы в обязательном порядке оговариваем, что строка должна быть синтаксически корректна, где «синтаксически корректна» по сути означает «грамматически корректна» – то есть удовлетворяет всем правилам записи, принятым в данном формализме, среди которых будет правильное попарное соответствие скобок и т. п. – так чтобы Р всегда имело четко определенное значение «ложь» или «истина». Если бы надежды Гильберта оправдались, то можно было бы вообще не задумываться о том, что означает то или иное утверждение! Р было бы просто-напросто синтаксически корректной строкой символов. Строке было бы приписано значение ИСТИНА, если бы Р являлось теоремой (другими словами, если бы Р было доказуемо в рамках системы); или же ЛОЖЬ, если бы теоремой было ~ Р . Чтобы такой подход имел смысл, мы должны дополнительно к условию полноты наложить еще и условие непротиворечивости, гарантирующее отсутствие такой строки символов Р , для которой как Р , так и ~ Р были бы теоремами. Ведь в противном случае Р могло бы быть одновременно и ИСТИНОЙ, и ЛОЖЬЮ!

Такой подход, согласно которому можно пренебрегать смысловыми значениями математических выражений и рассматривать их лишь как строки символов некоторой формальной математической системы, в математике получил название формализма. Некоторым нравится эта точка зрения, с которой математика превращается в своего рода «бессмысленную игру». Однако я сам не являюсь сторонником таких идей. Все-таки именно «смысл» – а не слепые алгоритмические вычисления – составляет сущность математики. К счастью, Гедель нанес формализму сокрушающий удар! Давайте посмотрим, как он это сделал.

Теорема Геделя

Часть доказательства, приведенного Геделем, содержало некий очень сложный и детализированный кусок. Однако нам не обязательно разбираться во всех его тонкостях. Основная идея, в то же время, была проста, красива и глубока. И ее мы сможем оценить по достоинству. В «сложной» части (которая, впрочем, содержит много остроумных рассуждений) подробно показано, каким образом частные правила вывода и использование различных аксиом формальной процедуры могут быть представлены в виде арифметических операций. (Хотя в сложной части становится понятной плодотворность этих действий!) Для этого представления нам необходимо будет найти какой-нибудь удобный способ нумерации утверждений при помощи натуральных чисел. Один из способов мог бы заключаться в том, чтобы использовать своего рода «алфавитный» порядок для строчек символов формальной системы, имеющих одинаковую длину, упорядочить заранее строчки по длине. (Таким образом, за выстроенными в алфавитном порядке строками из одного символа будут следовать строки длиной в два символа, также упорядоченные по алфавиту; за ними идут строки из трех символов и так далее.) Это называется лексикографическим порядком [72]72
  Мы можем представить себе лексиграфический способ упорядочивания как обычный способ, используемый для натуральных чисел, только сделанный «по основанию k + 1 », где для k + 1 чисел берутся различные символы формальной системы, вместе с новым «нулем», который никогда не используется. (Последняя сложность возникает в связи с тем, что числа, начинающиеся с нуля, и те, где он опущен – равны.) Простое лексикографическое упорядочивание в строчках из девяти символов осуществляется при помощи натуральных чисел, которые могут быть выписаны в стандартной десятичной системе без нуля: 1,2, 3,4…,8,9, 11, 12 19,21,22 99, 111, 112…


[Закрыть]. В действительности Гедель использовал более сложную систему нумерации, но различия в данном случае для нас несущественны. Нас же должны в особенности интересовать функции исчисления высказыванийодной переменной, наподобие введенной выше G ( ω ). Пусть n – я(из пронумерованных выбранным способом строк символов) такая функция от аргумента ω обозначается

P _n ( ω ).

Мы можем допустить, чтобы наша нумерация по желанию была несколько «либеральна» в отношении синтаксически некорректных выражений. (Это позволит значительно упростить перевод системы на язык арифметических операций по сравнению со случаем, когда мы будем стараться исключить из рассмотрения синтаксически некорректные выражения.) Если P _n (ω) синтаксически корректно, то оно будет представлять из себя некоторое совершенно определенное арифметическое выражение, в котором фигурируют два натуральных числа п и ад. Каков будет конкретный видэтого выражения – зависит от особенностей системы нумерации, которую мы выбрали. Но эти детали рассматриваются в «сложной» части и сейчас нас не касаются. Пусть П _n будет n -м доказательством. (Опять же мы можем использовать «либеральную нумерацию», когда для некоторых значений n выражение П _n не является синтаксически корректным и, тем самым, не доказывает никакую теорему.)

А теперь рассмотрим следующую функцию исчисления высказыванийот натурального числа ω :

– E _к.с. x [ П _x доказывает P _ω ( ω )].

В выражении в квадратных скобках частично присутствуют слова, но, тем не менее, это – абсолютно точно определенное выражение. Оно говорит о том, что доказательство номер х является доказательством утверждения Р _ω (), примененного к самому ω . Находящийся за скобками квантор существования с отрицанием позволяет исключить из рассмотрения одну из переменных («не существует такого х , что…»), приводя нас в конечном счете к арифметической функции исчисления высказываний, зависящей только от ω . В целом данное выражение утверждает, что не существует доказательства Р _ω ( ω ). Я буду предполагать, что оно оформлено синтаксически корректным образом (даже если Р _n ( ω ) некорректно – поскольку тогда выражение было бы истинным за невозможностью существования доказательства синтаксически некорректного утверждения). На самом деле, в результате сделанного нами перевода на язык арифметики, написанное выше будет в действительности неким арифметическимвыражением, включающим натуральное число ω (тогда как в квадратных скобках окажется четко определенное арифметическое выражение, связывающее два натуральных числа х и ω ). Конечно, возможность представления этого выражения в арифметическом виде далеко не очевидна, но она существует. Рассуждения, приводящие к этому заключению, составляют наиболее трудную задачу в «сложной» части доказательства Геделя. Как и ранее, непосредственныйвид арифметического выражения будет зависеть от способа нумерации и в еще большей степени от конкретной структуры аксиом и правил вывода, принятых в нашей системе. Поскольку все это входит в «сложную» часть доказательства, то в данном случае нас не интересует.

Мы пронумеровали все функции исчисления высказываний, зависящие от одной переменной, поэтому той, которую мы ввели выше, также должен быть приписан номер. Пусть этот номер будет k . Наша функция будет в таком случае k -й в общем списке. То есть

– E _к.с. x [ П _х доказывает P _ω ( ω )] = Р _k ( ω ).

Теперь исследуем эту функцию при определенном значении: ω = k . Мы получаем:

E _к.с. х [ П _х доказывает P _k ( k )] = P _k ( k )

Данное утверждение P _k ( k ) является абсолютно точно определенным (синтаксически корректным) арифметическим выражением. Может ли оно быть доказано в рамках нашей формальной системы? А его отрицание ~ P _k ( k ) – имеет ли оно такое доказательство? Ответ в обоих случаях будет отрицательный. Мы можем убедиться в этом путем исследования смысла, который лежит в основании процедуры Геделя. Хотя P _k ( k ) является просто арифметическим выражением, последнее было построено нами таким образом, что написанное в левой части утверждает следующее: «внутри системы не существует доказательства P _k ( k )». Если мы были аккуратны в определении аксиом и процедур вывода, и не ошиблись при нумерации, то тогда в рамках системы такого доказательства найти невозможно. Если же доказательство существует, то значение утверждения, содержащегося в P _k ( k ) – о том, что такого доказательства нет, – будет ложным, а вместе с ним будет ложным и арифметическое выражение, отвечающее P _k ( k ). Но наша формальная система не может быть построена настолько плохо, чтобы включать в себя ложные утверждения, которые могут быть доказаны! Таким образом, в действительности, доказательство P _k ( k ) быть не может. Но это в точности то самое, о чем говорит нам P _k ( k ). То, что утверждает P _k ( k ), обязано, следовательно, быть верным, а поэтому P _k ( k ) должно быть верным как арифметическое выражение. Значит, мы нашли истинноеутверждение, которое недоказуемо в рамках системы!

А как насчет ~ P _k ( k )? Из предыдущих рассуждений видно, что доказательство этому утверждению внутри системы мы найти не сможем. Мы только что установили, что ~ P _k ( k ) должно быть ложным (ибо P _k ( k ) является истинным), а мы, по определению, не имеем возможности доказывать ложные утверждения в рамках системы! Таким образом, ни P _k ( k ), ни ~ P _k ( k ) недоказуемы в нашей формальной системе, что и составляет теорему Геделя.

Математическая интуиция

Обратите внимание, что мы здесь сталкиваемся с одной примечательной особенностью. Часто думают, что теорема Геделя имеет, в некотором роде, отрицательный смысл, поскольку она указывает на принципиальные ограничения в применении формальных математических рассуждений. Независимо от нашего мнения об универсальности применяемого подхода, всегда найдутся утверждения, которые не попадают в сферу его действия. Но насколько, в действительности, нас могут затрагивать частные случаи типа P _k ( k )? В ходе предыдущих рассуждений мы установили, что P _k ( k ) – истинноеутверждение! Мы смогли это сделать несмотря на то, что это утверждение формально недоказуемо в рамках системы. А вот математических формалистов это должноволновать, потому что наши рассуждения с необходимостью приводят к выводам о неполноте их понятия «истины». Какая бы (непротиворечивая) формальная система не использовалась для арифметики, в ней будут содержаться утверждения, понимаемые нами как истинные, но которым не может быть приписано значение ИСТИНАпри помощи вышеописанной формальной процедуры. Способ, при помощи которого формалист сумел бы обойти подобные трудности, мог бы состоять в том, чтобы не говорить о понятии истины, а только лишь о доказуемости внутри конкретнойформальной системы. Однако же, такой подход весьма ограничен. Он не позволил бы даже сформулировать утверждение Геделя и осуществить его доказательство, как это было сделано выше, поскольку в значительной части рассуждений речь идет как раз об определении того, что есть ложь, а что – истина [73]73
  В действительности ход рассуждений в теореме Геделя может быть представлен таким образом, чтобы не зависеть от полностью привнесенного извне понятия «истины» для утверждений, подобных P _k ( k ). Однако, он по-прежнему будет зависеть от интерпретации фактического «значения» некоторыхсимволов: в частности, « ~ E _к.с.» должно означать«не существует (натурального числа)…такого, что…».


[Закрыть]. Некоторые формалисты встают на более «прагматическую» точку зрения, заявляя, что их не волнуют утверждения, подобные P _k ( k ), поскольку они исключительно сложны и не интересны в качестве арифметических выражений. Отстаивают они свою точку зрения примерно так:

«Да, есть странные утверждения, вроде P _k ( k ), для которых мое понятие доказуемости или ИСТИНЫрасходится с вашим интуитивным понятием истинности, но подобные выражения едва ли встречаются в серьезной математике (по крайней мере не в такой, которая меня интересует), поскольку они абсурдно усложнены и неестественны для математики».

Несомненно, что утверждения вида P _k ( k ), будучи полностью выписанными, были бы чрезвычайно громоздки и выглядели бы странно для числовых математических выражений. Однако за последнее время были выдвинуты сравнительно простые выражения приемлемого с точки зрения математики характера, которые эквивалентны утверждениям Геделя [74]74
  В нижеследующем прописные буквы будут представлять натуральные числа, а заглавные – конечные множества натуральных чисел. Пусть m → [ n , k , r ] представляет такое утверждение: «Если X = { 0 , 1 …., m }, каждое из подмножеств которого длиной в k элементов приписано к r ящикам, то существует „большое“ подмножество Y , принадлежащее X и имеющее по крайней мере n элементов, такое, что все подмножества Y из k элементов попадут в один ящик». Здесь «большое» означает, что число элементов, входящих в Y , больше самого маленького из натуральных чисел, принадлежащих Y . Рассмотрим теперь следующее утверждение: «При любых k , r , n существует m ₀ такое, что при m >  m ₀ утверждение m  → [ n , k , r ] всегда справедливо». Дж. Парисом и Л. Харрингтоном [1977] было доказано, что это положение эквивалентно геделевскому утверждению для стандартных (введенных Пеано) аксиом арифметики, которое не выводится из этих аксиом и которое позволяет делать утверждения о тех аксиомах, которые «очевидно верны» (в данном случае оно говорит, например, о том, что утверждения, выведенные из аксиом, сами будут справедливыми).


[Закрыть]. Они недоказуемы на основании обычных аксиом арифметики, однако же следуют из некоего свойства «самоочевидности», которым обладает сама система аксиом.

Отсутствие интереса к «математической истине», исповедуемое формалистами, кажется мне очень странной позицией в приложении к философии математики. Более того: она совсем не так прагматична, как представляется. Когда математики проводят свои выкладки, они не намерены постоянно проверять, могут ли они быть сформулированы посредством аксиом и правил вывода некоторой сложной формальной системы. Единственно, что необходимо – быть уверенным в правомерности использования этих рассуждений для установления истины. Доказательство Геделя удовлетворяет этому требованию, так что P _k ( k ) является математической истиной с таким же правом, как и любое другое утверждение, полученное более стандартным путем с использованием изначально заданных аксиом и правил вывода.

Процедура, которая напрашивается сама собой, заключается в следующем. Давайте положим, что P _k ( k ) – совершенно верное утверждение (переобозначим его здесь как G ₀ ). Тогда мы можем присоединить его к нашей системе в качестве дополнительной аксиомы. Естественно, что наша новая система будет, в свою очередь, содержать новоеутверждение Геделя, скажем, G ₁ , которое также будет истинным числовым выражением. Соответственно, мы можем и  G ₁ добавить в нашу систему. Это даст нам новую улучшенную систему, которая также содержит новое утверждение Геделя G ₂ (опять же совершенно справедливое); и мы сможем снова добавить его к системе, получая следующее утверждение Геделя G ₃ , которое мы тоже присоединяем – и так далее, повторяя этот процесс неограниченно. Что мы можем сказать о получившейся в результате системе, где мы используем весь набор G ₀, G ₁, G ₂, G ₃…. как дополнительные аксиомы? Может ли эта система быть полной? Поскольку мы теперь имеем неограниченную (бесконечную) систему аксиом, то возможность применения процедуры Геделя совсем не очевидна. Однако, это последовательное включение утверждений Геделя является в высшей степени систематичной схемой, результат применения которой может быть истолкован как обычная конечная система аксиом и правил вывода. Эта система будет иметь свое собственное утверждение Геделя  G _ω  которое мы также сможем к ней присоединить, получая новую систему и с ней – еще одно утверждение Геделя G _ω+1 . Продолжая, как и ранее, мы получаем набор утверждений G _ω , G _ω+1 , G _ω+2 , G _ω+3 , каждое из которых истинно и может быть включено в нашу формальную систему. Сохраняя свойство строгой систематичности, этот процесс вновь приводит нас к созданию новой системы, которая охватывает все созданные к этому моменту аксиомы. Но и эта система, в свою очередь, имеет свое собственное утверждение Геделя, скажем, G _ω+ω – которое можно переписать как G _ω2 , и мы можем начать всю процедуру заново. В результате этого мы получим новый бесконечный, но систематический, набор аксиом G _ω2 , G _ω2+1 , G _ω2+2 , и т. д., приводящий к еще одной новой системе – и новому утверждению Геделя G _ω3 . Воспроизводя весь процесс, мы получаем G _ω4 , потом – G _ω5 и так далее. И эта схема также будет полностью систематичной и даст свое собственное утверждение Геделя G _{ω ²} .

Есть ли логическое завершение у этого процесса? В определенном смысле – нет; но это приводит нас к ряду трудных математических рассуждений, которые здесь не могут быть нами рассмотрены во всех деталях. Вышеуказанная процедура обсуждалась Аланом Тьюрингом в статье [75]75
  Статья называлась «Система логики, основанная на порядковых числах», и некоторые читатели будут уже знакомы со способом записи Канторовых порядковых чисел, который я применял для субиндексов. Иерархия логических систем, которые получаются с помощью приведенной мной процедуры, описывается с помощью вычислимых порядковых чисел.
  Есть несколько довольно естественных и легко формулируемых математических теорем, которые, если их пытаться доказать путем использования стандартных (введенных Пеано) правил арифметики, привели бы к «гипертрофированной» геделевской процедуре (по числу шагов многократно превосходящей ту, что я описал ранее). Математические доказательства этих теорем по природе своей не зависят от туманных и сомнительных рассуждений, выходящих за рамки аппарата нормального математического доказательства (см. Сморински [1983]).


[Закрыть], опубликованной в 1939 году. Примечательно, что на самом деле любое истинное(в общепринятом смысле) утверждение в арифметике может быть получено путем повторения процедуры «геделизации» такого рода (см. Феферман [1988]). Однако это может вызвать вопрос о том, как мы в действительности решаем, является ли утверждение истинным или ложным. Исключительно важным будет также понять, как на каждом этапе нужно выполнять присоединение бесконечного семейства утверждений Геделя, чтобы они порождали единственную дополнительную аксиому (или конечное число аксиом). Для выполнения такого присоединения требуется определенная алгоритмическая систематизация нашего бесконечного семейства. Чтобы быть уверенным в том, что подобная систематизация корректнаи приводит к желаемому результату, нам придется опереться на интуитивные представления, выходящие за рамки системы – точь-в-точь, как мы это сделали для установления истинности P _k ( k ). Именно эти «прозрения» и не могут быть систематизированы, не говоря о том, что они должны лежать вне сферы действия любойалгоритмической процедуры!

Интуитивная догадка, которая позволила нам установить, что утверждение Геделя P _k ( k ) является на самом деле истинным, представляет собой разновидность общей процедуры, известной логикам как принцип рефлексии: посредством нее, размышляя над смыслом системыаксиом и правил вывода и убеждаясь в их способности приводить к математическим истинам, можно преобразовывать интуитивные представления в новые математические выражения, невыводимые из тех самых аксиом и правил вывода. То, как нами была выше установлена истинность P _k ( k ), как раз базировалось на применении этого принципа. Другой принцип рефлексии, имеющий отношение к доказательству Геделя (хотя и не упомянутый выше), опирается на вывод новых математических истин исходя из представления о том, что система аксиом, которую мы полагаем априори адекватной для получения математических истин, является непротиворечивой. Применение принципов рефлексии часто подразумевает размышления о бесконечных множествах, и при этом нужно быть всегда внимательным и остерегаться рассуждений, которые могут привести к парадоксам наподобие расселовского. Принципы рефлексии полностью противопоставляются рассуждениям формалистов. Если использовать их аккуратно, то они позволяют вырваться за жесткие рамки любой формальной системы и получить новые, основанные на интуитивных догадках, представления, которые ранее казались недостижимыми. В математической литературе могло бы быть множество приемлемых результатов, чье доказательство требует «прозрений», далеко выходящих за рамки исходных правил и аксиом стандартной формальной системы арифметики. Все это свидетельствует о том, что деятельность ума, приводящая математиков к суждениям об истине, не опирается непосредственно на некоторую определенную формальную систему. Мы убедились в истинности утверждения Геделя P _k ( k ), хотя мы и не можем вывести ее из аксиом системы. Этот тип «вйдения», используемый в принципе рефлексии, требует математической интуиции, которая не является результатом чисто алгоритмических операций, представимых в виде некоторой формальной математической системы. Мы вернемся к этому вопросу в главе 10.

Читатель может заметить определенное сходство между рассуждениями, устанавливающими, вопреки «недоказуемости», истинность P _k ( k ), и парадоксом Рассела. Помимо этого, наблюдается сходство и с доказательством Тьюринга о невозможности существования «машины Тьюринга», которая могла бы решить проблему остановки. Эти сходства не случайны. Между этими тремя событиями имеется прочная историческая нить. Тьюринг пришел к своему доказательству после изучения работ Геделя. Сам Гедель был очень близко знаком с парадоксом Рассела и смог преобразовать те парадоксальные рассуждения, которые уводили слишком далеко в область логических абстракций, в состоятельное математическое доказательство. (Все эти утверждения уходят корнями к диагональному процессу Кантора, описанному в предыдущей главе)

Почему мы должны принимать доказательства Геделя и Тьюринга и в то же время сбрасывать со счетов рассуждения, ведущие к парадоксу Рассела? Первые являются более ясными и безупречными с точки зрения математики, тогда как парадокс Рассела строится на более туманных рассуждениях об «огромных» множествах. Но нужно признать, что различия здесь не настолько очевидны, как нам хотелось бы. Попытка придать этим различиям ясность была лейтмотивом всей идеи формализма. Доказательство Геделя, с одной стороны, показывает, что строгий формальный подход не выдерживает критики, но с другой стороны, оно не приводит нас к абсолютно надежной альтернативе. По-моему, этот вопрос до сих пор не разрешен. Процедура, используемая в современной математике с целью избежать рассуждений, вовлекающих в рассмотрение «огромные» множества и приводящих к парадоксу Рассела, не является полностью удовлетворительной [76]76
  Делается различие между «множествами» и «Классами», где «множества» могут быть собраны вместе для образования других множеств или классов; а классы не могут образовывать сколько-нибудь более крупные объединения, будучи для этого «слишком большими». Однако не существует правила, согласно которому можно было бы решать, какие объединения могут рассматриваться как множества, а какие с необходимостью должны быть только классами – если не считать «порочно» замкнутое правило, гласящее, что множествами являются те объединения, которые можно составлять вместе, чтобы получать новые объединения!


[Закрыть]. Более того, она, как правило, формулируется в чисто формалистских терминах – или же в терминах, которые не дают нам полной уверенности, что в результате их использования не возникнет противоречий.

Как бы там ни было, мне кажется, что из доказательства Геделя следует с очевидностью, что понятие математической истины не может быть заключено ни в. одну из формальных систем. Математическая истина выходит за рамки любого формализма. Возможно, это ясно даже без теоремы Геделя. Иначе как бы мы решали, какие аксиомы и правила вывода брать в расчет при построении формальной системы? Нашим руководством в принятии такого решения должно всегда служить интуитивное понимание о том, что является «самоочевидно верным» с учетом «смысловых значений» символов системы. Как нам решить, какие формальные системы стоит использовать (в соответствии с нашим интуитивным ощущением «самоочевидности» и «смысла»), а какие – нет? Понятие «внутренней непротиворечивости» явно не подходит для этой цели. Можно иметь много внутренне непротиворечивых систем, которые «бессмысленны» с точки зрения их практического использования, в которых аксиомы и правила вывода имеют ложные в нашем понимании значения или же не имеют никаких. «Самоочевидность» и «смысл» – это понятия, которые потребовались бы даже без теоремы Геделя.

Однако, без этой теоремы могло бы сложиться впечатление, что интуитивные понятия «самоочевидность» и «смысл» могли бы быть использованы только в самом начале раз и навсегда, просто чтобы изначально задать формальную систему, а затем мы могли бы отказаться от них при построении строгого математического доказательства для определения истины. Тогда, в соответствии с формалистскими воззрениями, эти «расплывчатые» интуитивные понятия задействовались бы только в «предварительных» размышлениях математиков, направленных на отыскание подходящего формального доказательства; а потом, когда дело дойдет до определения математической истины, они уже не играли бы никакой роли. Теорема Геделя демонстрирует, что такой подход в действительности не является логически состоятельным в рамках фундаментальной философии математики. Понятие математической истины выходит за пределы всей теории формализма. В этом понятии есть нечто абсолютное и «данное свыше». И это как раз то, о чем трактует математический платонизм, обсуждаемый в конце предыдущей главы. Всякая формальная система имеет свойство сиюминутности и «человеко-зависимости». Такие системы, безусловно, играют очень важную роль в математических рассуждениях, но они могут указывать только частично верное (или приблизительное) направление к истине. Настоящая математическая истина выходит за пределы сотворенного человеком.