Demostración de consistencia

De Wikipedia, la enciclopedia libre
(Redirigido desde «Prueba de consistencia»)
Saltar a: navegación, búsqueda

En lógica matemática, una demostración de consistencia, o prueba de consistencia, es una demostración formal de que un sistema formal es consistente. Un sistema formal es consistente si no contiene una contradicción, o, en forma más precisa, no existe una proposición φ tal que se puede demostrar o deducir simultáneamente la proposición A y su contraria ¬A o no-A.

Referido a un argumento, la consistencia es la necesidad de que todas las premisas tengan que ser necesariamente y a la vez, como producto, todas verdaderas, para que el argumento, si es consistente, pueda ser válido o no válido. Referido al discurso la consistencia tiene que ver con que las implicaciones lógicas del mismo no sean autocontradictorias.

El desarrollo inicial de la teoría de la demostración matemática fue motivado por el deseo de proveer demostraciones de coherencia finita para toda la matemáticas como parte del programa de Hilbert. El programa de Hilbert cumple con las observaciones de Gödel, tal como se expresa en sus dos teoremas de incompletitud de Gödel, de que las teorías de demostración robustas no son capaces de probar su propia consistencia.

A pesar de que es posible demostrar la consistencia mediante teoría de modelos, por lo general se realiza de una manera puramente sintáctica, sin la necesidad de proveer una referencia a algún modelo de la lógica. La eliminación de corte (o en forma equivalente la normalización del cálculo subyacente si es que existe uno) implica la consistencia del cálculo: dado que obviamente no existe prueba de falsedad que sea libre de corte, no existe por lo tanto contradicción en general.

Consistencia y completitud[editar]

Los principales resultados relacionados con la consistencia y completitud fueron demostrados por Kurt Gödel:

Mediante la aplicación de estas ideas, se pueden encontrar cuatro tipos distintos de teorías de primer orden:

  1. Teorías inconsistentes, que no poseen modelos.
  2. Teorías que no pueden analizar su propia relación de demostración, tales como la axiomatización de Tarski de la geometría del punto y la línea, y la aritmética de Presburg. Dado que estas teorías son descriptas en forma satisfactoria por el modelo que se obtiene mediante el teorema de completitud, entonces estos sistemas son completos.
  3. Teorías capaces de analizar su propia consistencia, y que incluyen la negación de la proposición que asevera su propia consistencia. Este tipo de teorías son completas con respecto al modelo que se obtiene a partir del teorema de completitud, pero contienen como teorema la implicancia de una contradicción, en contradicción al hecho de que son consistentes.
  4. Teorías esencialmente incompletas.

En forma adicional, se ha descubierto recientemente que existe un quinto tipo de teoría, las teorías auto verificables, que son lo suficientemente robustas como para analizar su propia relación de demostración, pero son demasiado débiles como para realizar una diagonalización de Gödel, y que por lo tanto pueden demostrar en forma consistencia su propia consistencia. Sin embargo, una teoría que demuestra su propia consistencia no permite obtener ninguna información interesante, dado que las teorías inconsistentes también demuestran su propia consistencia.

Fórmulas[editar]

Un conjunto de fórmulas \Phi en lógica de primer orden es consistente (expresado como Con\Phi) si y solo si no existe una fórmula \phi tal que \Phi \vdash \phi y \Phi \vdash \lnot\phi. De lo contrario \Phi es inconsistente y se expresa Inc\Phi.

\Phi es simplemente consistente si y solo si para ninguna fórmula \phi de \Phi son tanto \phi como la negación de \phi teoremas de \Phi.

\Phi es absolutamente consistente si por lo menos una fórmula de \Phi no es un teorema de \Phi.

\Phi es máximamente consistente si y solo si para toda fórmula \phi, si Con \Phi \cup \phi entonces \phi \in \Phi.

\Phi se dice contiene testigos si y solo si para cada fórmula de la forma \exist x \phi existe un término t tal que (\exists x \phi \to \phi {t \over x}) \in \Phi.

Resultados básicos[editar]

1. Los siguientes son equivalentes:

(a) Inc\Phi

(b) Para todo \phi,\; \Phi \vdash \phi.

2. Todo conjunto de fórmulas satisfactible es consistente, un conjunto de fórmulas \Phi es satisfactible si y solo si existe un modelo \mathfrak{I} tal que \mathfrak{I} \vDash \Phi .

3. Para todo \Phi y \phi:

(a) si no  \Phi \vdash \phi, entonces Con \Phi \cup \{\lnot\phi\};

(b) si Con \Phi y \Phi \vdash \phi, entonces Con \Phi \cup \{\phi\};

(c) si Con \Phi, entonces Con \Phi \cup \{\phi\} o Con \Phi \cup \{\lnot \phi\}.

4. Sea \Phi un conjunto de fórmulas consistentes y que poseen testigos. Para todo \phi y  \psi :

(a) si  \Phi \vdash \phi, entonces \phi \in \Phi,

(b) o bien \phi \in \Phi o bien \lnot \phi \in \Phi,

(c) (\phi \or \psi) \in \Phi si y solo si \phi \in \Phi o \psi \in \Phi,

(d) si (\phi\to\psi) \in \Phi y \phi \in \Phi , entonces \psi \in \Phi,

(e) \exists x \phi \in \Phi si y solo si existe un término t tal que \phi{t \over x}\in\Phi.

Teorema de Henkin[editar]

Sea \Phi un conjunto de fórmulas máximamente consistentes testigos.

Define una relación binaria en el conjunto de términos S  t_0 \sim t_1 \! si y solo si \; t_0 = t_1 \in \Phi; y sea \overline t \! la clase de términos de equivalencia conteniendo t \!; y sea T_{\Phi} := \{ \; \overline t \; |\; t \in T^S \} donde T^S \! es el conjunto de términos basados en el conjunto de símbolo S \!.

Define la estructura S \mathfrak T_{\Phi} sobre  T_{\Phi} \! el término-estructura correspondiente a \Phi mediante:

(1) Para el n-ésimo R \in S, R^{\mathfrak T_{\Phi}} \overline {t_0} \ldots \overline {t_{n-1}} si y solo si \; R t_0 \ldots t_{n-1} \in \Phi,

(2) Para el n-ésimo f \in S, f^{\mathfrak T_{\Phi}} (\overline {t_0} \ldots \overline {t_{n-1}}) := \overline {f t_0 \ldots t_{n-1}},

(3) Para c \in S, c^{\mathfrak T_{\Phi}}:= \overline c.

Sea \mathfrak I_{\Phi} := (\mathfrak T_{\Phi},\beta_{\Phi}) el término-interpretación an asociado con \Phi, donde \beta _{\Phi} (x) := \bar x.

(*) \; Para todo \phi,\; \mathfrak I_{\Phi} \vDash \phi si y solo si  \; \phi \in \Phi.

Véase también[editar]

Referencias[editar]

  • H. D. Ebbinghaus; J. Flum; W. Thomas (1994). Mathematical Logic (en inglés) (Second Edition edición). Springer-Verlag. ISBN 0-387-94258-0.