Le codage des formules

Les termes et les formules de l’arithmétiques sont des objets syntaxiques, des suites de caractères, que l’on va représenter par des entiers de la même façon que l’on a codé les suites de calcul sur machine à registre par des entiers.

Les prédicats utiles, par exemple celui qui dit d’une formule qu’elle est close, doivent être définis-sables par des formules de l’arithmétique, et les fonctions qui manipulent ces formules, par exemple celle qui substitue un terme à une variable libre, doivent avoir leur graphe définissable par une formule de l’arithmétique, ce qui va permettre de refléter dans l’arithmétique les calculs sur les formules.

3.2. Le codage des formules (v. provisoire 4 novembre 2021 20: 34) 67

Les fonctions et les prédicats dont on a besoin sont intuitivement calculables. Si on vérifie que leurs équivalents sur les codes de formules le sont également, on aura montré qu’elles se définissent dans l’arithmétique par des formulesΣ1.

Les méthodes sont analogues à celles déjà utilisées pour coder les machines. La principale diffé-rence vient de la structure des formules, qui est arborescente, et de la liaison de variable, dont il faut tenir compte pour la substitution.

Le choix et les détails du codage n’ont pas grande importance : l’essentiel du travail a été fait en montrant que la fonctionβpermettait de coder la récurrence. Le reste, qui était tout à fait nouveau en 1930 quand Gödel présentait pour la première fois son théorème, est devenu banal à l’époque de l’informatique : on sait bien que l’on peut représenter des structures syntaxiques par des entiers et les manipuler par des fonctions calculables.

Çà n’est aujourd’hui qu’un exercice, proche d’un exercice de programmation (ou de préparation à celle-ci puisque l’on n’exécute rien), mais sans aucun souci d’efficacité. Le langage est juste un peu contraint, du moins si on veut être précis et ne pas faire appel à la thèse de Church. Le codage des for-mules présenté ci-dessous passe par un codage des arbres binaires : les définitions syntaxiques usuelles par induction sur la structure des formules se traduisent alors directement en des définitions récursives primitives.

3.2.1 Codage des arbres binaires

Les arbres binaires étiquetés

Les termes et les formules peuvent être vus comme des arbres binaires finis étiquetés. L’ensemble

B

des arbres binaires étiquetés est défini inductivement : arbre vide ()∈

B

^;

nœud Sie∈Nest un entier, siT₁∈

B

^etT2∈

B

^{, alors (T}1,T₂)e∈

B

^.

L’arbre (T₁,T₂)ea pour fils gaucheT₁, pour fils droitT₂et pour étiquetten. Les feuilles sont les arbres dont les deux fils sont l’arbre vide. Les nœuds unaires sont ceux dont un des deux fils est l’arbre vide.

Codage des arbres binaires étiquetés

Il y a une seule façon d’écrire un arbre de

B

, soit comme l’arbre vide, soit comme un arbre d’éti-quetten, de fils gaucheT₁, et de fils droitT₂, ce qui autorise les définitions par induction sur la structure des arbres de

B

. Pour le codage, On introduit, de façon analogue au codage des listes page8, une nou-velle fonction ternaire (pour les notations des couples etn-uplets voir page8) :

〈t₁,t₂〉e=1+ 〈e,t₁,t₂〉. On définit inductivement une fonction :T7→p^Tq^de

B

^dansN.

arbre vide p⁽⁾q=0 ;

nœud p^(T1,T₂)eq= 〈p^T1q^,p^T2q〉e(=1+ 〈e,p^T1q^,p^T2q〉).

Comme la fonction de codage des couples de Cantor est bijective, pour tout entier natureln, un et un seul des cas suivants est réalisé :

— soitn=0 ;

— soitn= 〈n₁,n₂〉eoùe,n₁,n₂∈Nsont déterminés de façon unique parn.

Lemme 3.2.1 la fonction:T7→p^Tqest bijective de

B

^dansN.

Démonstration. Par induction sur

B

, en utilisant la remarque qui précède.

Un sous-arbre d’un arbre binaire étiquetéTest un arbre qui apparaît dans la construction inductive de celui-ci, la définition de l’ensemble des sous-arbres apr induction est immédiate. Un sous-arbre strict deT est un sous-arbre deTdifférent deT.

Le lemme suivant est une propriété de « croissance » du codage assez évidente mais plusieurs fois utilisée ensuite.

Lemme 3.2.2 (croissance du code)

— Si S est un sous-arbre de T , alorsp^Sq<p^Tq^;

— si une étiquette e apparaît dans la construction de T , alors e<p^Tq^.

Démonstration. Induction immédiate sur la définition des sous-arbres pour l’inégalité large, dont on déduit l’inégalité stricte pour les sous-arbres stricts.

Fonctions sur les arbres

Lemme 3.2.3 Les trois fonctions deN→N, qui au code d’un arbre de

B

associent pour chacune0si l’arbre est vide, et sinon son étiquette pour la première, le code de son fils droit pour la seconde, le code de son fils gauche pour la troisième, sont récursives primitives.

Démonstration. Par composition des projectionsπ1,π2et du prédécesseur.

On a besoin de représenter les définitions usuelles sur les termes et les formules qui sont presque toutes des définitions par récurrence structurelle, et s’avèrent être des cas particuliers d’un schéma de recur-rence primitive sur les arbres.

Lemme 3.2.4 (Récurrence primitive structurelle sur les arbres) Si g est une fonction récursive primi-tive deN^p→N, h une fonction récursive primitive deN^p+5→N, alors la fonction f :N^p+1→Ndéfinie ci-dessous est récursive primitive.

— f(n₁, . . . ,n_p, 0)=g(n₁, . . . ,n_p);

— f(n₁, . . . ,n_p,〈a,b〉e)=h¡

n₁, . . . ,n_p,e,a,b,f(a),f(b)¢ .

Démonstration. On peut réécrire cette définition par récurrence avec les fonctions récursives primi-tives fournies par le lemme3.2.3précédent. C’est alors un cas particulier de la récurrence sur la suite des valeurs (section1.1.4 page 9), puisquea< 〈a,b〉e,b< 〈a,b〉eeta,betese calculent de façon récursive primitive à partir de〈a,b〉e.

Par exemple la fonctionh:N→N, qui calcule la hauteur d’un arbre codé par son argument, se définit de façon récursive primitive, de façon strictement analogue à la définition sur les arbres :

h(())=0 ; h(〈t1,t2〉n)=1+sup(t1,t2) .

En logique, on utilise parfois des définitions par récurrence sur la hauteur d’un arbre, qui est plus géné-rale que celle qui précède car l’appel récursif peut se faire sur un arbre de hauteur plus petite qui n’est pas nécessairement un sous-arbre, et n’a donc pas un code forcément plus petit. On ne l’utilisera pas pour les résultats qui nous intéressent, mais on pourrait obtenir celle-ci comme cas particulier d’une définition par récurrence primitive sur la suite des valeurs avec substitution de paramètre¹(la variable de récurrence est la hauteur de l’arbre, le paramètre substituable est le code de l’arbre) dont on montre facilement qu’elle reste récursive primitive.

1. Voir exercice7 page 11pour la substitution de paramètre

3.2. Le codage des formules (v. provisoire 4 novembre 2021 20: 34) 69

3.2.2 Codage des expressions arithmétiques

On code les expressions du langage, c’est à dire les termes et les formules, via le codage précédent des arbres binaires étiquetés. Un exemple est donné ci-contre. il suffit donc de décider d’un choix d’étiquettes pour les opérateurs du langage. Le langage considéré est le langage (égalitaire) de l’arithmétique de Peano, de signatureLP =(0, s,+,×,≤). Il a la syntaxe suivante :

— les termes utilisent des symboles de constantes et de fonctions 0, s,+et×, et une infinité dénombrable de symboles de variables, {x_i}_i∈N;

— les formules atomiques utilisent=ou≤;

— les formules du calcul des prédicats utilisent les connecteurs→et⊥et le quantificateur∀.

Les étiquettes des symboles primitifs du langage, notées

#©

On notep^Eqle code d’une expression (terme ou formule). Celui-ci est défini inductivement : Termes

Il s’agit bien d’un cas particulier du codage des arbres binaires étiquetés vu au dessus.

Lemme 3.2.5 Les ensembles suivants sont récursifs primitifs :

— l’ensemble des codes de variablesVar₌{p^xiq|i∈N};

— l’ensemble des codes de termesTerm;

— l’ensemble des codes de formulesForm.

Démonstration. PourVaron remarque que :i7→p^xiqest récursive primitive et croissante.

Les fonctions caractéristiques deTermetFormse définissent par récurrence sur les arbres, en utili-sant le lemme3.2.4.

Démonstration. La fonctionvarse définit par composition de fonctions récursives primitives, la fonc-tionnumpar itération dex7→ 〈x, 0〉#{s}en partant dep⁰q^.

Lemme 3.2.7 Il existe une fonction récursive primitivelibre:N²→Ntelle que

— libre(i,p^Eq⁾est le nombre d’occurrences libres de la variable x_idans l’expression E ; les ensembles suivants sont récursifs primitifs :

— Libre₌{(i,n)|xi apparait libre dans l’expression E de code n};

— l’ensembleClos₌{n|n est le code d’une formule close};

Démonstration. La première assertion se démontre par récurrence primitive sur les arbres (lemme3.2.4).

Il suffit de suivre la définition inductive habituelle de variable libre, sachant que la fonction :i 7→p^xiq est récursive primitive (lemme3.2.7) :

libre(i, 0)=0 libre(i,p^xiq⁾=1 libre^¡i,〈p^xiq^,n2〉#{∀}

¢=0 libre^¡i,〈p^xjq^,n2〉#{∀}¢

=libre(i,n2) sij6=i

libre(i,〈n₁,n₂〉e)=libre(i,n₁)+libre(i,n₂) dans tous les autres cas.

On a alors :

(i,n)∈Libre ssi n∈Term_∪Formetlibre(i,n)>0 .

Pour la seconde assertion (codes de formules closes), il suffit de remarquer que le code d’une variable qui apparait dans une expression est strictement inférieur au code de celle-ci. L’ensemble des formules closes se définit par quantification bornée :

(i,n)∈Clos ssi n∈Formet∀i<n(i,n)∉Libre. Il est donc récursif primitif.

On aura besoin d’une fonction qui code la substitution d’un termet à toute occurrence libre d’une variablex_i dans une expressionE, terme ou formule, notéeE[t/x_i]. On va se contenter d’une fonction qui ne renomme pas les variables en cas de capture, c’est-à-dire que la substitution n’est correcte que si les variables libres dans le termetne sont pas capturées lors de la substitution par des quantificateurs deE(on dira qu’une telle substitution est propre). Les occurrences liées de la variablexi ne sont bien-sûr pas substituées.

Lemme 3.2.8 Il existe une fonction récursive primitivesubst:N³→N, telle que si E est une expression où la variable x_i n’apparait pas libre dans le champ d’un quantificateur sur une variable qui apparait dans t :

subst(p^Eq^,p^tq^,i)=p^E[t/xi]q^.

Démonstration. La définition de la fonctionsubstqui suit est récursive primitive d’après le lemme3.2.4, sachant que la fonction :i7→p^xiqest récursive primitive (lemme3.2.7).

subst^¡0,p,i¢

=0 subst^¡p^xiq^,p,i¢=p

subst^¡p^xjq^,p,i¢=p^xjq ^sip^xjq6=p^xiq subst^¡_〈p^xiq^,n2〉#{∀},p,i¢

= 〈p^xiq^,n2〉#{∀}

subst^¡_〈p^xjq^,n2〉#{∀},p,i¢

= 〈p^xjq^,subst^¡n2,p,i¢

〉#{∀} sip^xjq6=p^xiq subst^¡_〈n1,n2〉e,p,i¢

= 〈subst^¡n1,p,i¢

,subst^¡n2,p,i¢

〉e dans tous les autres cas.

Dans le document Calculabilité et incomplétude - Notes de cours (Page 66-70)