Logique
Logique intuitionniste et s´emantique de Kripke
Lucie Le Briquer
1 D´ eduction naturelle intuitionniste
Pr´ecedemment : on a montr´e la correction de la d´eduction naturelle, i.e. si un jugement est prouvable, il est valide.
Remarque.
D´eduction naturelle N K0 diff`ere deN J0(intuitionniste) qui correspond `a N K0−(Abs) + (⊥E) Γ` ⊥
Γ`ϕ(⊥E) Γ,¬ϕ` ⊥ Γ`ϕ (Abs)
Si Γ`ϕest prouvable dansN K0 alors Γ`ϕest valide Th´eor`eme 1 (correction)
Si Γ`ϕest valide dansN K0alors Γ`ϕest prouvable Th´eor`eme 2 (compl´etude)
Soit Γ`ϕvalide tel que ∀var propAde Γ`ϕ,{A,¬A} ∩Γ6= ø Alors Γ¬ϕest prouvable dansN J0
Lemme 3
Preuve.
Par r´ecurrence sur (|Γ|,|ϕ|) o`u
|Γ|= nombre de formules dans Γ
|ϕ|= taille (= nombre de connecteurs logiques dansϕ)
• ϕ=T
• ϕ=⊥
– Cas 1 : ..
– Cas 2 : ∃ψ∈Γ−Lit(P) On pose Γ0= Γ− {ψ}
Γ0` ¬ψest valide alors par r´ecurrence il est prouvable Γ0` ¬ψ
Γ0, ψ` ¬ψ(Aff)
Γ0, ψ`ψ(Ax) Γ0, ψ` ⊥ (¬E)
• ϕ∈Lit(P)
• ϕ=¬T
• ϕ=¬⊥
• ϕ=ψ1∧ψ2: Γ`ψ1et Γ`ψ2 sont valides donc par r´ec prouvables + (∧I)
• ϕ=¬(ψ1∧ψ2) : Γ` ¬ψ1 ou Γ` ¬ψ2 est valide
supposons par sym´etrie Γ` ¬ψ1 est valide donc prouvable par r´ecurrence
Γ, ψ1∧ψ2`ψ1∧ψ2
(Ax) Γ, ψ1∧ψ2`ψ1
(∧E1) Γ` ¬ψ1 Γ, ψ1∧ψ2` ¬ψ1
(Aff)
Γ, ψ1∧ψ2` ⊥ (¬E)
Γ` ¬(ψ1∧ψ2) (¬I)
• etc.
Γ`ϕ Γ,¬ϕ` ⊥(¬L) est d´erivable dansN J0
Lemme 4
Preuve.
Γ`ϕ Γ,¬ϕ`ϕ(Aff)
Γ,¬ϕ` ¬ϕ(Ax)
Γ,¬ϕ` ⊥ (¬E)
Remarque.
On note :
Γ,¬ϕ` ⊥ Γ`ϕ (Abs) Γ` ¬¬ϕ
Γ`ϕ (DN)
Γ`ϕ∨ ¬¬ϕ(TE)
N J0+ (Abs), N J0+ (DN), N J0+ (TE) sont ´equivalents Lemme 5
Preuve.
(du th´eor`eme)
On suppose Γ`ϕvalide.
On montre par r´ecurrence surA(Γ`ϕ) =|{A|Aapparaˆıt dans Γ`ϕet {A,¬A} ∩Γ = ø}|
• siA(Γ`ϕ) = 0 : lemme pr´ec´edent
• sinon soit Atq{A,¬A} ∩Γ = ø
Γ, A`ϕet Γ,¬A`ϕsont valides, par rec sont prouvables
Γ`A∨ ¬A(TE)
Γ, A`ϕ(HR)
Γ,¬A`ϕ(HR)
Γ`ϕ (∨E)
2 Calcul des s´ equents
Un s´equent Γ`∆ o`u Γ,∆ sont des multi-ensembles de formules PourI⊆P : IΓ`∆ si ou bien∃ϕ∈T I 2ϕou bien∃ϕ∈∆Iϕ D´efinition des r`egles deLK0
Γ`∆ est valide ssi Γ`∆ est prouvable enLK0
Th´eor`eme 6 (correction et compl´etude)
Γ`∆ est prouvable dansLK0+cut ssi Γ`∆ est prouvable dansLK0 O`u :
Γ`ϕ,∆ Γ, ϕ`∆
Γ`∆ (cut)
Th´eor`eme 7 (´elimination des coupures)
Preuve.
Supposons Γ`∆ est prouvable dansLK0+cut. Par correction de LK0+cut, Γ`∆ est valide.
Par compl´etude deLK0, Γ`∆ est prouvable dansLK0.
Si Π est une preuve de Γ ` ∆ dans LK0 (sans cut) et si Γ0 ` ∆0 apparait dans Π alors
∀ϕ0 ∈Γ0∪∆0, ∃ϕ∈Γ∪∆ telle queϕ0 est une sous-formule deϕ.
Th´eor`eme 8 (propri´et´e de la sous-formule)
Preuve.
DansLK0, on ne fait que ”casser” des formules. On fait apparaˆıtre une nouvelle ϕavec la r`egle Cut.
Remarque.
Ce th´eor`eme permet de montrer qu’on ne peut avoir de preuve de ⊥.
Γϕ`ϕ(Ax)
Γ, ϕ1, ϕ2`ψ
Γ, ϕ1∧ϕ2`ψ(∧L) Γ`ϕ1 Γ`ϕ2
Γ`ϕ1∧ϕ2
(∧R)
Γ, ϕ1, ϕ2`ψ
Γ, ϕ1∧ϕ2`ψ(∧L) Γ`ϕ1 Γ`ϕ2
Γ`ϕ1∧ϕ2
(∧R)
Γ, ϕ1`ψ Γ, ϕ2`ψ
Γ, ϕ1∨ϕ2`ψ (∨L) Γ`ϕi Γ`ϕ1∨ϕ2
(∨Ri)
Γ`ϕ1 Γ, ϕ2`ψ
Γ, ϕ1→ϕ2`ψ (⇒L) Γϕ1`ϕ2 Γ`ϕ1→ϕ2
(⇒R)
Γ`ϕ
Γ,¬ϕ`ψ(¬L) Γ, ϕ` ⊥
Γ` ¬ϕ(¬R) Γ`ψ
Γ, ϕ`ψ(WL) Γ` ⊥
Γ`ϕ(WR) Γ, ϕ, ϕ`ψ
Γ, ϕ`ψ (CL) Γ`ϕ Γ, ϕ`ψ
Γ`ψ (cut) D´efinition 1(LJ0)
1. LJ0+cut=LJ0
2. LJ0 a la propri´et´e de la sous-formule Th´eor`eme 9
Exemples.
A`A(Ax) A`A∧B(∧R1)
¬(A∧B), A` ⊥(¬L)
¬(A∨B)` ¬A (¬R)
¬(A∨B)` ¬B
¬(A∨B)` ¬A∧ ¬B (∧R)
` ¬(A∨B)⇒(¬A∧ ¬B) (⇒R)
3 Mod` eles de Kripke
• W est un ensemble de mondes
• ≤K est un ordre (partiel) sur les mondes
• αK :W −→2p,αK est croissante : siW ≤KW0, alorsαK(W)⊂αK(W0) S´emantique de Kripke.
w∈W, K, wϕest d´efini par r´ecurrence surϕ
• K, w⊥jamais
• K, w>toujours
• K, wAssiA∈αK(w)
• K, wϕ1∧ϕ2 siK, wϕ1 etK, wϕ2
• K, wϕ1∨ϕ2 siK, wϕ1 ouK, wϕ2
• K, wϕ1⇒ϕ2si∀w0≥KwsiK, w0ϕ1 alorsK, w0 ϕ2
• ... compl´eter
• K, wΓ si pour toutϕ∈Γ, K, wϕ
• K, w(Γ`ϕ) si (K, wΓ impliqueK, w`ϕ)
• Γ`ϕest valide si pour toutK, pour toutw∈K, K, w(Γ`ϕ)
si Γ`ϕest prouvable enLJ0 alors Γ`ϕest valide.
Th´eor`eme 10(correction)
Preuve.
Par r´ecurrence sur la taille de la preuve de Γ`ϕ. Autrement dit pour toute r`egle, si les pr´emisses sont valides alors la conclusion est valide.
• (⇒R) supposons Γ, ϕ1`ϕ2est valide, montrons que Γ`ϕ1⇒ϕ2 est valide.
SoitK= (W,≤, α) un mod`ele de Kripke, soitw∈W. SupposonsK, wΓ, montrons queK, wϕ1⇒ϕ2
Soitw0≥w. Supposons K, w0 ϕ1, montrons queK, wϕ2
K, w0(Γ, ϕ1`ϕ2) par hypoth`ese alorsK, w0Γ par lemme de monotonie doncK, w0 ϕ2
Si w≤w0 etK, wϕalorsK, w0 ϕ Lemme 11(de monotonie)
Γ, ϕ`ϕ(Ax) Γ`ϕ2 Γ, ϕ2`ψ
Γ, ϕ2⇒ϕ2`ψ (⇒L) Γϕ1`ϕ2 Γ`ϕ1⇒ϕ2
+ structurelles D´efinition 2(LJ0⇒)
si Γ`ϕest valide et Γ, ϕne comportent que⇒alors Γ`ϕest prouvable enLJ0⇒ Th´eor`eme 11(compl´etude deLJ0⇒)
Preuve.
SiS ⊂ F(P), on noteS∗={ϕ| ∃Γ⊆S Γ`ϕprouvable en LJ0⇒}
• S⊆S∗ par (Ax)
• (S∗)∗=S∗en utilisant (cut, WL) On dit queS est satur´e siS=S∗. On poseKU = (W,≤, α) o`u :
• W est l’ensemble des ensembles de familles satur´ees
• ≤=⊆
• α(S) =S∩P
C’est un mod`ele de Kripke (αest monotone)
KU, Sϕssiϕ∈S Lemme 12
Par r´ecurrence surϕ:
• siϕ∈P : KU, Sϕ ⇔ ϕ∈α(S) ⇔ ϕ∈S∩P ⇔ ϕ∈S
• siϕ=ϕ1⇒ϕ2
⇐: supposonsϕ1⇒ϕ2∈S montrons queKU, Sϕ1⇒ϕ2 SoitS0⊇S, supposons KU, S0ϕ1 montrons queKU, S0ϕ2 Par hypoth`ese de r´ecurrenceϕ1∈S0
Par monotonieϕ1⇒ϕ2∈S0 (S⊆S0)
ϕ1`ϕ1 (Ax)
ϕ1, ϕ2`ϕ2(Ax)
ϕ1, ϕ1⇒ϕ2`ϕ2 (⇒L)
Retour `a la preuve du th´eor`eme : Soit Γ`ϕvalide. Γ⊆Γ∗, Γ∗ est satur´e.
Montrons queKU,Γ∗Γ. Soitϕ∈Γ⊆Γ∗, par le lemmeKU,Γ∗ϕdoncKU,Γ∗ϕ.
Par le lemmeϕ∈Γ∗. Par d´efinition,∃Γ1⊆Γ tel que Γ1`ϕest prouvable.