Cours 3: Grands théorèmes de la logique. Incomplétude de la

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Cours 3: Grands théorèmes de la logique.
Incomplétude de la logique du premier ordre.
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Olivier Bournez
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• semaine suivante: PC notée. Amphi Arago.
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Ecole Polytechnique
INF412
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1
Retour sur l’épisode précédent
2
Théories
On a introduit le calcul des prédicats :
I
Une théorie T est un ensemble de formules closes sur
une signature donnée. Les formules d’une théorie sont
appelées des axiomes de cette théorie.
Syntaxe :
• Etant fixée une signature Σ = (C, F, R),
• On définit la notion de terme, terme clos, formule
atomique, formule, formule close sur cette signature.
I
Une structure M est un modèle de la théorie T si M est
un modèle de chacune des formules de la théorie.
Sémantique :
Une théorie est dite consistante si elle possède un
modèle.
• Etant donnée une structure (réalisation) M de signature Σ
de domaine M,
• et pour une valuation v , on définit l’interprétation d’un
terme, d’une formule atomique et d’une formule pour
cette valuation.
3
4
Graphe
Un graphe orienté peut se voir comme un modèle de la
théorie sans axiome sur la signature (∅, ∅, {R}).
Un graphe non-orienté peut se voir comme un modèle de
la théorie sur la même signature avec l’unique axiome
∀x∀y (R(x, y ) ⇔ R(y , x)).
Pour la signature (∅, ∅, {=, R}), la formule
(1)
∃x∀y (¬(x = y ) ⇒ R(x, y ))
est satisfaite sur le premier et pas sur le second.
(Remarque : Sur cette signature comme sur la signature
Σ = (∅, ∅, {R}), il n’y a aucun terme).
5
6
Groupe
On considère la signature ({a, b, c}, ∅, {R})
Un groupe est un modèle égalitaire 1 de la théorie
constituée des deux formules :
∀x∀y ∀z x ∗ (y ∗ z) = (x ∗ y ) ∗ z
est un modèle de R(a, b) ∧ R(b, c) ∧ R(a, c).
∃e∀x (x ∗ e = e ∗ x = x ∧ ∃y (x ∗ y = y ∗ x = e))
Attention :
(2)
(3)
sur la signature Σ = (∅, {∗}, {=}), où ∗ et = sont d’arité 2.
aussi.
1. On impose à l’interprétation de = de correspondre à l’égalité.
7
8
Corps
Corps de caractéristique p :
Un corps commutatif est un modèle égalitaire de la
théorie constituée des formules
I
∀x∀y ∀z (x + (y + z) = (x + y ) + z)
(4)
∀x(x + 0 = x)
(6)
∀x∀y ∀z x ∗ (y + z) = x ∗ y + x ∗ z
(8)
∀x∀y (x ∗ y = y ∗ x)
(10)
∀x∃y (x = 0 ∨ x ∗ y = 1)
(12)
∀x∀y (x + y = y + x)
(5)
∀x∃y (x + y = 0)
(7)
∀x∀y ∀z ((x ∗ y ) ∗ z) = (x ∗ (y ∗ z))
Corps de caractéristique 0 :
I
(11)
¬1 = 0
(13)
On ajoute à la théorie précédente l’union des formules
¬F2 , · · · , ¬Fp pour p un nombre premier.
Corps algébriquement clos :
(9)
∀x (x ∗ 1 = x)
On ajoute à la théorie précédente la formule Fp définie par
1 + · · · + 1 = 0, où 1 est répété p fois.
I
Pour chaque entier n, on considère la formule Gn
∀x0 ∀x1 · · · ∀xn−1 ∃x(x0 +x1 ∗x+x2 ∗x 2 +· · ·+xn−1 ∗x n−1 +x n ) = 0
où x k est x ∗ · · · ∗ x avec x répété k fois.
sur une signature avec deux symboles de constantes 0 et
1, deux symboles de fonctions + et ∗ d’arité 2, et le
symbole de relation = d’arité 2.
I
on ajoute à la théorie précédente l’union des formules Gn
pour n ∈ N.
10
9
Exercice : corps réel clos
Un système de déduction
Un corps réel clos est un corps totalement ordonné F tel
que tout élément positif soit un carré et que tout polynôme
de degré impair à coefficients dans F ait au moins une
racine dans F.
I
Il nous faut définir une notion de démonstration
I
R est un corps réel clos.
Les systèmes de déduction (Hilbert-Fregge, déduction
naturalle, résolution, tableaux) du calcul propositionnel se
généralisent au calcul des prédicats.
Cela correspond à une théorie du calcul des prédicats.
I
c’est-à-dire T ` F .
voir PC semaine dernière.
11
12
Règle de généralisation
Axiomes logiques
Par rapport au calcul propositionnel, on n’utilise plus
seulement la règle de modus ponens, mais aussi une règle
de généralisation :
I
Les axiomes logiques du calcul des prédicats sont :
1. toutes les instances des tautologies du calcul
propositionnel ;
si F est une formule et x une variable, la règle de
généralisation déduit ∀xF de F .
2. les axiomes des quantificateurs, c’est-à-dire
F
∀xF
2.1 les formules de la forme (∃xF ⇔ ¬∀x¬F ), où F est une
formule quelconque et x une variable quelconque ;
2.2 les formules de la forme (∀x(F ⇒ G) ⇒ (F ⇒ ∀xG)) où F
et G sont des formules quelconques et x une variable qui n’a
pas d’occurrence libre dans F ;
2.3 les formules de la forme (∀xF ⇒ F (t/x)) où F est une
formule, t un terme et aucune occurrence libre de x dans F
ne se trouve dans le champ d’un quantificateur liant une
variable de t, où F (t/x) désigne la substitution de x par t.
Règle troublante ?
I
non, c’est ce que l’on fait dans le raisonnement courant
régulièrement :
• si on arrive à prouver F (x) sans hypothèse particulière sur
x, alors on saura que ∀xF (x).
13
14
Preuve par modus ponens et généralisation
Exemple
Voici une preuve de ∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v1 ∀v0 F (à partir de T = ∅).
F1 : ∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v1 F
Soit T une théorie et F une formule.
I
(axiome des quantificateur 2.3) ;
F3 : (∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v1 F ) ⇒ ((∀v1 F ⇒ F ) ⇒ (∀v0 ∀v1 F ⇒ F ))
tautologie) ;
Une preuve de F à partir de T est une suite finie
F1 , F2 , · · · , Fn de formules telle que
I
(axiome des quantificateurs 2.3) ;
F2 : ∀v1 F ⇒ F
F4 : ((∀v1 F ⇒ F ) ⇒ (∀v0 ∀v1 F ⇒ F ))
F5 : (∀v0 ∀v1 F ⇒ F )
Fn est égale à F ,
et pour tout i,
(modus ponens à partir de F1 et F 3) ;
(modus ponens à partir de F2 et F 3) ;
F6 : ∀v0 (∀v0 ∀v1 F ⇒ F )
• ou bien Fi est dans T ,
• ou bien Fi est un axiome logique,
• ou bien Fi s’obtient par modus ponens à partir de deux
formules Fj , Fk avec j < i et k < i,
• ou bien Fi s’obtient à partir d’un formule Fj avec j < i par
généralisation.
(par généralisation) ;
F7 : ∀v0 (∀v0 ∀v1 F ⇒ F ) ⇒ (∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v0 F )
F8 : (∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v0 F )
F9 : ∀v1 (∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v0 F )
(instance d’une
(axiome des quantificateurs 2.2) ;
(modus ponens à partir de F 6 et F 7) ;
(par généralisation) ;
F10 : (∀v1 (∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v0 F )) ⇒ (∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v1 ∀v0 F )
(axiome des quantificateurs 2.2) ;
Et on note T ` F dans ce cas.
F11 : (∀v0 ∀v1 F ⇒ ∀v1 ∀v0 F )
15
(modus ponens à partir de F9 et F10 ) ;
16
Théorème de complétude
Déduction naturelle
La notion de démonstration précédente est pénible à
utiliser en pratique.
Ce système de déduction est valide et complet.
I
I
Rappel : T ` F pour “F se prouve à partir de T ” dans ce
système.
Notons : T |= F pour “tout modèle de T est un modèle de
F .”
Une alternative : la déduction naturelle.
Principe :
I
C’est-à-dire :
• Motivation sous-jacente : Γ ` A exprime le fait que sous les
hypothèses Γ, on a A.
Théorème de Validité : Soit T une théorie. Soit F une
formule close.
Si T ` F alors T |= F .
I
17
Γ`A
Γ`>
>-intro
Γ`⊥
⊥-élim
Γ`A
Γ`A Γ`B
∧-intro
Γ`A∧B
Γ`A∧B
∧-élim
Γ`A
Γ`A∧B
∧-élim
Γ`B
Γ`A
∨-intro
Γ`A∨B
On utilise les règles de déduction du transparent suivant
• i.e. : on définit inductivement l’ensemble des séquents
dérivables par les règles du transparent suivant.
• Ici, on considère que les formules incluent aussi ⊥,
interprété par faux, et > interprété par vrai.
Théorème de Complétude. Soit T une théorie. Soit F une
formule close.
Si T |= F alors T ` F .
axiome pour chaque A ∈ Γ
On manipule des couples (appelés séquents) Γ ` A, où Γ
est un ensemble fini de formules (propositionnelles) et A
est une formule (propositionnelle).
On dit que F est prouvable à partir de T , noté T ` F si
T ` F est un séquent dérivable. F est dite prouvable si
elle est prouvable à partir de T = ∅.
18
Exemple
Γ`B
∨-intro
Γ`A∨B
Γ ` A ∨ B Γ, A ` C Γ, B ` C
∨-élim
Γ`C
Γ, A ` B
⇒-intro
Γ`A⇒B
Γ`A⇒B Γ`A
⇒-élim
Γ`B
¬∃x¬A, ¬A ` ¬∃x ¬A
Γ, A ` ⊥
¬-intro
Γ ` ¬A
¬∃x¬A ` A ∨ ¬A
Γ ` A Γ ` ¬A
¬-élim
Γ`⊥
Γ ` A ∨ ¬A
tiers exclu
tiers exclu
¬∃x¬A, A ` A
axiome
axiome
¬∃x¬A, ¬A ` ¬A
¬∃x¬A, ¬A ` ∃x ¬A
¬∃x¬A, ¬A ` ⊥
¬∃x¬A ` A
∀-intro
¬∃x¬A ` ∀x A
⇒-intro
` ¬∃x¬A ⇒ ∀x A
¬∃x¬A, ¬A ` A
⊥-élim
axiome
∃-intro
¬-élim
∨-élim
Γ ` (t/x)A
∃-intro
Γ`A
Γ ` ∃x A
∀-intro x non libre dans Γ
Γ ` ∀x A
Γ ` ∃x A Γ, A ` B
Γ ` ∀x A
∃-élim x non libre dans Γ, B
∀-élim
Γ`B
Γ ` (t/x)A
19
20
Théorème de complétude
Ce système de déduction est valide et complet.
I
I
Rappel : T ` F pour “F se prouve à partir de T ” dans ce
système.
Notons : T |= F pour “tout modèle de T est un modèle de
F .”
Autre façon de comprendre ce qu’on obtient :
prouvabilité et conséquence (sémantique) sont les mêmes
notions.
C’est-à-dire :
T ` F si et seulement si T |= F .
Théorème de Validité : Soit T une théorie. Soit F une
formule close.
Si T ` F alors T |= F .
Théorème de Complétude. Soit T une théorie. Soit F une
formule close.
Si T |= F alors T ` F .
21
22
Axiomes de l’arithmétique
Autre façon de le comprendre :
F est prouvable ssi F est vraie dans tous les modèles
Considérons une signature constituée du symbole de
constante 0, d’une fonction unaire s, et de deux fonctions
binaires + et ∗, et de la relation binaire =.
On souhaite que (N, =, s, +, ∗, 0) en soit un modèle.
F est prouvable à partir des axiomes T ssi F est vraie
dans tous les modèles de T .
23
24
1ière tentative
Conséquence/Non-conséquence
On considère les axiomes
∀x ¬s(x) = 0
Rappel : une formule F est dite une conséquence d’un
ensemble de formules T si tout modèle de la théorie T est
un modèle de F .
(14)
∀x∀y (s(x) = s(y ) ⇒ x = y )
(15)
∀x 0 + x = x
(17)
∀x 0 ∗ x = 0
(19)
∀x (x = 0 ∨ ∃y s(y ) = x)
(16)
∀x s(x) + y = s(x + y )
(18)
∀x s(x) ∗ y = x ∗ y + y
(20)
I
se note : T |= F
Comment se persuader qu’une formule close n’est pas
une conséquence de T ?
I
en exhibant un modèle de T qui n’est pas un modèle de F .
26
25
Faits
Un modèle où l’addition n’est pas commutative
Soit X un ensemble avec au moins deux éléments.
On considère la structure M dont l’ensemble de base est
M = N ∪ (X × Z),
Pour chaque entier n et m, la formule
et où les symboles s, +, ∗, = sont interprétés par les
conditions suivantes :
sn (0) + sm (0) = sn+m (0),
I
est une conséquence des axiomes précédents, où sn (0)
est s(s(· · · s(0))) avec s répété n fois.
I
Mais
∀x∀y x + y = y + x
I
n’est pas une conséquence de ces axiomes.
= est interprété par l’égalité. s, +, ∗ étendent les fonctions
correspondantes sur N ;
pour a = (x, n) :
•
•
•
•
s(a) = (x, n + 1) ;
a + m = m + a = (x, n + m) ;
a ∗ m = (x, n ∗ m) si m 6= 0, et (x, n) ∗ 0 = 0 ;
m ∗ a = (x, m ∗ n) ;
pour a = (x, n) et b = (y , m) :
• (x, n) + (y , m) = (x, n + m) ;
• (x, n) ∗ (y , m) = (x, n ∗ m).
Ce modèle est un modèle des axiomes précédents.
L’addition n’y est pas commutative.
27
28
Idée des axiomes de Peano
Axiomes de Peano
ajouter une famille (un schéma) d’axiomes pour permettre
les preuves par récurrence.
Les axiomes de l’arithmétique de Peano sont :
I
cette fois l’addition sera bien nécessairement commutative,
i.e.
I
∀x1 · · · ∀xn
∀x∀y x + y = y + x
sera bien toujours satisfaite.
I
les axiomes précédents + ceux de l’égalité ;
et l’ensemble de toutes les formules de la forme
et on capture en pratique toutes les propriétés de
l’arithmétique.
F (0, x1 , · · · , xn )∧
∀x0
(F (x0 , x1 , · · · , xn ) ⇒ F (s(x0 ), x1 , · · · , xn ))
⇒ ∀x0 F (x0 , x1 , · · · , xn )
où n est n’importe quel entier et F (x0 , · · · , xn ) est n’importe
quelle formule de variables libres x0 , · · · , xn .
30
29
Retour sur l’énoncé
On peut construire un (des) système(s) de preuve valide(s)
et complet(s) :
I
I
Notons : T ` F pour “F se prouve à partir de T ” dans ce
système.
Notons : T |= F pour “tout modèle de T est un modèle de
F .”
Autre façon de comprendre ce qu’on obtient :
prouvabilité et conséquence sémantique sont les mêmes
notions.
C’est-à-dire :
T ` F si et seulement si T |= F .
Théorème de Validité : Soit T une théorie. Soit F une
formule close.
Si T ` F alors T |= F .
Théorème de Complétude. Soit T une théorie. Soit F une
formule close.
Si T |= F alors T ` F .
31
32
Autres formulations équivalentes du théorème de
complétude
Autre façon de le comprendre :
Une théorie T est dite cohérente s’il n’existe pas de
formule F telle que T ` F et T ` ¬F .
3 formulations équivalentes du théorème de Complétude.
F est prouvable ssi F est vraie dans tous les modèles
1. Si T |= F alors T ` F .
2. Si F n’est pas prouvable à partir de T alors T ∪ {¬F }
possède un modèle.
3. Si T est cohérente, alors T possède un modèle.
F prouvable à partir des axiomes T ssi F est vraie dans
tous les modèles de T .
Démonstration
Equivalences :
I
I
I
Entre 1. et 2. trivial (contraposé).
2. implique 3. : trivial.
3. implique 2. :
• soit F non prouvable dans T .
• T ∪ {¬F } est cohérente.
• T ∪ {¬F } possède donc un modèle M.
33
Effet de bord 2
34
Effet de bord 3
Théorème de Löwenheim-Skolem.
I
Théorème de Compacité.
Si T une théorie sur une signature dénombrable possède
un modèle, alors elle possède un modèle dont l’ensemble
de base est dénombrable.
I
Soit T une théorie.
I
T possède un modèle si et seulement si toute partie finie
de T possède un modèle.
(voir aussi PC semaine dernière).
2. De la preuve du théorème de complétude.
35
3. De la nature de ce que l’on appelle une preuve :
du fait qu’une preuve fait intervenir un nombre fini de formules.
36
Entiers non-standards
On note Th(N) l’ensemble des formules closes F qui sont
vraies sur les entiers.
Théorème d’incomplétude.
I
Il y a d’autres modèles que N des axiomes de Peano.
Il existe des formules closes de Th(N) qui ne sont pas
prouvables, à partir des axiomes de Peano, ou de toute
axiomatisation “raisonnable” 4 des entiers.
I
il existe des modèles non-standards de l’arithmétique.
Second théorème d’incomplétude.
I
La cohérence de l’arithmétique (ou sa négation) est un
exemple de telle formule.
4. Formellement, “récursivement énumérable” : voir suite du cours.
37
38
Corps réels clos
Entiers non-standards
Il y a d’autres modèles que N des axiomes de Peano :
I
considérons un nouveau symbole de constante c.
I
considérons T défini comme l’union des axiomes de Peano
et des formules ¬c = sn (0), pour n un entier.
I
Tout sous-ensemble fini de T admet un modèle, car il est
inclus dans l’union des axiomes de Peano et des formules
¬c = sn (0) pour 1 ≤ n ≤ N pour un certain entier N :
Application du théorème de Löwenheim-Skolem :
I
il existe des corps réels clos dénombrables.
• (exemple : les réels algébriques Q ∩ R).
• il suffit d’interpréter c par N + 1.
I
Donc T admet un modèle.
Ce modèle contient donc un élément qui n’est pas un
entier standard.
39
40
Deux autres utilisations de la logique
..
.
Comment prouver qu’un axiome F est indépendant d’une
théorie T ?
Analyse non-standard
I
..
.
I
On utilise un modèle de T pour construire un modèle de
T ∪ {F }.
On prouve en fait la cohérence relative : si T cohérent,
alors T ∪ {F } cohérent.
Définissabilité :
. . .f est continue si et seulement si pour tout y infiniment
petit et pour tout réel x standard, f (x + y ) − f (x) est
infiniment petit . . .
I
I
..
.
On se donne un modèle d’une théorie sur une signature
contenant un symbole de relation R binaire.
Peut-on définir :
• la relation “être accessible en deux coups” par une formule ?
• la relation “être accessible par un chemin” ?
I
. . .applications aux requêtes dans les bases de données . . .
42
41
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43
Plus formellement : étape 1.
Renommage de variables
Substitutions
Début d’une parenthèse : que signifie exactement F (t/x) ?
I
F (4/x) pour F = ∀xP(x) :
• ∀x P(4)
• ∀x P(x) ?
Règle 1 : ne substituer que les variables libres.
Mais cela ne suffit pas :
I
F (x/y ) pour F = ∀x P(x + y ) ?
• si on écrit ∀x P(x + x), l’occurence libre de x a été capturée.
Règle 2 : éviter les captures de variables
I
F (x/y ) pour F = ∀x P(x + y ) est ∀w P(w + x).
I
besoin de renommer.... équivalence alphabétique.
Plus formellement : étape 2.
Substitutions
Etape 1 : définir ce qu’est le renommage d’une variable
liée, appelé α-conversion.
I
on définit pour cela l’échange de deux variables sur F .
I
Notation : (xy )F :
• partout où l’on a écrit x lié ou non-lié, on met y et vice-versa.
• ∃x F est identifié avec ∃y (xy )F si y 6∈ `(F ).
• ∀x F est identifié avec ∀y (xy )F si y 6∈ `(F ).
Théorème de validité
Etape 2 : définir F (t/x) inductivement.
I
sur les termes : trivial.
I
sur les formules qui ne sont pas de la forme ∃yG ou ∀yG :
inductif.
I
(∃y G)(t/x) est ∃y G(t/x) si x 6= y et y 6∈ `(t).
I
(∀y G)(t/x) est ∀y G(t/x) si x 6= y et y 6∈ `(t).
I
sinon, renommer y
• remplacer (∃y G) par (∃z (zy )G) ou (∀y G) par (∀z (zy )G)
où z est une variable fraiche (qui n’apparaît nul par ailleurs).
• et réappliquer ces règles.
Fin de cette parenthèse.
Théorème de Validité : Soit T une théorie. Soit F une
formule.
Si T ` F , alors tout modèle de T est un modèle de la
clôture universelle de F .
Rappel : la clôture universelle de F est la formule
∀x1 ∀x2 · · · ∀xn F (x1 , · · · , xn ), où x1 , · · · , xn sont les variables
libres de F .
Théorème de complétude : comment le prouver ?
Théorème de Complétude. Soit T une théorie cohérente.
Alors T possède un modèle.
On se donne une signature Σ, une théorie T cohérente.
On veut construire un modèle M de T .
Comment faire ?
I
Pas grand chose à se mettre sous la dent. . .
I
Idée 1 : considérer les termes clos sur la signature Σ
comme ensemble de base.
I
Idée 2 : arriver à obtenir que pour toute formule close F ,
Idée 1
Son ensemble de base (le domaine) est l’ensemble M des
termes clos sur la signature Σ de la théorie.
Interprétations ?
1. si c est une constante, l’interprétation c M de c est la
constante c elle-même.
2. si f est un symbole de fonction d’arité n, son interprétation
f M est la fonction qui aux termes clos t1 , · · · , tn associe le
terme clos f (t1 , · · · , tn ).
3. si R est un symbole de relation d’arité n, son interprétation
R M est le sous-ensemble de M n constitué des (t1 , · · · , tn )
tels que T ` R(t1 , · · · , tn ).
M est un modèle de F ssi T ` F
Trop naïf sans hypothèses sur T
Cela ne suffit pas.
Illustration d’un premier problème : un seul axiome
P(c) ∨ Q(c).
I
I
I
Les formules P(c), ¬P(c), Q(c), ¬Q(c) sont
non-démontrables.
Il faut forcer à avoir P(c) ou ¬P(c).
Remarque : si l’on fixe le choix ¬P(c), alors Q(c) sera
prouvable, et donc on aura fixé Q(c).
Illustration du second problème : deux axiomes ¬P(c) et
∃xP(x).
I
Idée : construire un “témoin” de l’existence d’un objet
vérifiant P.
Comment y arriver ?
On dit qu’une théorie T est complète si pour toute formule
close F on a T ` F ou T ` ¬F .
On dit qu’une théorie T admet des témoins de Henkin si
pour toute formule F (x) avec une variable libre x, il existe
un symbole de constante c dans la signature tel que
(∃xF (x) ⇒ F (c)) soit une formule de la théorie T .
Proposition. Si T est cohérente, complète, et avec des
témoins de Henkin, alors on a la propriété
M est un modèle de F ssi T ` F ,
I
et donc T possède un modèle.
Démonstration de la proposition : par induction (pas très
difficile).
Complétion d’une théorie
La signature Σ0 est obtenue en ajoutant un nombre
dénombrable de nouvelles constantes à la signature Σ.
La signature Σ0 obtenue reste dénombrable et on peut
énumérer les formules closes (Fn )n∈N de Σ0 .
Proposition. Toute théorie cohérente T sur une signature Σ
possède une extension T 0 sur une signature Σ0 (avec Σ0
qui contient Σ) qui est cohérente, complète et avec des
témoins de Henkin.
La théorie T 0 est obtenue comme l’union d’une suite
croissante de théories Tn , définie par récurrence, en
partant de T0 = T .
I
Supposons Tn cohérente construite.
• Pour construire Tn+1 on considère la formule Fn+1 dans
l’énumération des formules closes de Σ0 .
• Si Tn ∪ Fn+1 est cohérente, alors on pose Gn = Fn+1 , sinon
on pose Gn = ¬Fn+1 .
• Dans les deux cas Tn ∪ {Gn } est cohérente.
La théorie Tn+1 est définie par :
1. Tn+1 = Tn ∪ {Gn } si Gn n’est pas de la forme ∃xH.
2. Tn+1 = Tn ∪ {Gn , H(c/x)} sinon
• où c est un nouveau symbole de constante qui n’apparaît
dans aucune formule de Tn ∪ {Gn } ;
• il y a toujours un tel symbole, car il y a un nombre fini de
symboles de constantes dans Tn ∪ {Gn }.
on montre que par construction la théorie Tn+1 est
cohérente.
La théorie
est cohérente,
I
T0=
[
n∈N
Tn
puisque tout sous-ensemble fini de celle-ci est contenu
dans l’une des théories Tn , et donc est cohérent.
La théorie T 0 est aussi complète :
I
si F est une formule close de Σ0 , elle apparaît à un moment
dans l’énumération des formules Fn , et par construction,
soit Fn ∈ Tn soit ¬Fn ∈ Tn .
Enfin la théorie T 0 a des témoins de Henkin :
I
I
I
I
si H(x) est une formule avec la variable libre x, alors la
formule ∃xH apparaît comme une formule dans
l’énumération des formules Fn .
Il y a alors deux cas, soit ¬Fn ∈ Tn+1 ou il y a une constante
c telle que H(c/x) ∈ Tn+1 .
Dans les deux cas, on obtient facilement
Tn+1 ` ∃xH(x) ⇒ H(c/x),
ce qui prouve que (∃xH(x) ⇒ H(c/x)) est dans T 0
• (sinon, puisque T 0 est complète, sa négation y serait, et T 0
ne serait pas cohérente).
Et donc on a prouvé le théorème de complétude.
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