Mint emlékszünk, a Smullyan-gép az N,P,D
betûkbõl álló véges szavakat nyomtat ki,
és ha a szó mondat és hamis, nem nyomtatja ki. Tehát
minden kinyomtatott mondat igaz. De semmi sem garantálja, hogy minden
igaz mondat ki lesz nyomtatva.
Legyen az 1. számú Gép olyan, hogy válogatás
nélkül mindent kinyomtat, méghozzá lexikografikus
sorrendben. Ez olyan sorrend, ahogyan a számokat írjuk le
egytõl akármeddig. Tehát 1, 2, 3 ... 10, 11, 12 ...
20, 21, 22 ... 30, 31, 32 ... 100, 101, 102 ... 110, 111, 112 ... És
így tovább. Nekünk csak 3 jelünk van, így
a dolog egyszerûbb. Tehát a szavak:
N, P, D, NN, NP, ND, PN, PP, PD, DN, DP, DD, NNN, NNP, NND, NPN, NPP,
NPD, NDN, NDP, NDD, NNNN, NNNP, NNND, NNPN, NNPP, NNPD, NNDN, NNDP, NNDD
és így tovább. Látjuk, hogy 3 db. egybetûs,
9 db. kétbetûs, 27 db. 3 betûs, és általában
3n db. n-betûs szavunk van. Melyek ezek közül a mondatok?
Pl. PD (Azt jelenti hogy D printelhetõ, és ez igaz is),
NPN (azt jelenti hogy N nem printelhetõ, és ez hamis), PDND
(azt jelenti hogy ND Duplája, azaz NDND printelhetõ, és
ez igaz) stb. Az 1. számú Gép nem törõdik
a mondatok igazságértékével, ez tehát
nem jó Smullyan-gép. De, mint látjuk, része
lehet egy jó Smullyan-gépnek! Építsük meg most a 2. számú Gépet!
Ennek a hasában egy 1. számú Gép mûködik,
és elõállít minden szót. A 2. számú
Gép ezután egy második ütemben megvizsgálja
az épp soron levõ szót, hogy mondat-e. Ha a mondat
PDX, NPDX, NNPDX... stb. típusú, akkor nem nyomtatja ki,
akármit is mond a mondat. Ezzel kiszûri a problémás
eseteket, de sajnos sok érdekes esetet is! Ha a mondat PX, NPX,
NNPX... stb típusú, és X nem D-vel kezdõdik,
akkor X-et megkeresi a korábban kinyomtatott szavak közt.
Mivel az 1. számú Gép lexikografikusan sorolja fel
a szavakat, az X szó biztosan rövidebb, mint a PX, NPX, NNPX...
szó, tehát ha kiprintelhetõ, akkor okvetlen szerepelnie
kell! Ezek után a Gépnek már egyszerû a dolga:
ha megtalálta az X szót, akkor a PX, NNPX, NNNNPX... mondatok
igazak, és ki is printeli õket, az NPX, NNNPX... mondatok
pedig hamisak, és nem printeli ki õket. Fordítva
jár el, ha az X szót nem találta meg: a PX, NNPX...
stb. hamis, és nem printeli ki, az NPX, NNNPX... stb. pedig igaz,
tehát kiprinteli.
A 2.számú Gép már ki fogja printelni a PD,
PPNN, PPPND szavakat, mert ezek igaz mondatok, de nem printeli a PDNP
szót, mert ez PDX típusú, tehát problémás.
Az NPNP nem mondat, ezért a gép nyugodt szívvel kiprinteli,
tehát végül is a PDNP mondat igaz! Mégse lesz
a 2. számú Gép által kiprintelve. Pont olyan
ez, mintha a Mandinak csak az auráját printelném
ki, és a legérdekesebb részt, a belsejét egyöntetûen
feketére színezném. Ha ennél érdekesebb
viselkedést akarok, akkor terveznem kell egy 3. számú
Gépet, amely mindazt tudja, amit a 2. számú, de ezen
felül még a PDX és NPDX mondatok közül is
kiprintel valamennyit. Például, ha az X nem mondat, akkor
a PDX nyugodt szívvel kiprintelhetõ, ugyanígy az
NNPDX, NNNNPDX... is. Az NPDX viszont hamis mondat, nem printeli ki. A
PDPDN mondat továbbra is problémás. Tehát
tervezzünk egy 4. számú Gépet, és így
tovább. Kérdés az, hogy vajon a végtelenedik
Gép mit tud, és egyáltalán, van-e olyan Gép,
amely mindent tud, ami egyáltalán tudható? Smullyan könyve lényegében errõl szól:
egyre jobb gépeket tervez, amelyek egyre többet tudnak matematikailag,
ám a nemteljesség kísértete mindegyikben ott
bolyong!
Sõt, ha egy matek rendszer konzisztens, úgy ezt nem tudja
magáról bebizonyítani! Smullyan szerint ebbõl
nem szabad arra a következtetésre jutni, hogy akkor egy matek
rendszer konzisztenciája nem is bizonyítható! De
bizony bizonyítható, csak nem a rendszer keretein belül!
Tehát megintcsak ott tartunk, hogy a transzcendenciára szükség
van! Ahhoz, hogy a 4. Gépünket megtervezzük, próbáljuk
meg jobban kiismerni a lelkivilágát! A PDX-eket elemezzük.
PDX XX láncokat fogunk
követni.
PDPDPDN PDPDNPDPDN
PDNPDPDNPDNPDPDN
NPDPDNPDNPDPDN PD...
Az aláhúzással azt jelöltem, hogy mely kifejezés
Duplája lesz a következõ kifejezés. Látjuk,
hogy egyre hosszabb szavak születnek, és mind vagy PD, vagy
NPD kezdetû.
PDPPPN PPPNPPPN
NPPPN
N Ez egy véges lánc. N printelhetõ, ezért
NPN hamis, és ugyanígy hamis az NPPPN is, emiatt PPPNPPPN
is hamis, végül PDPPPN is hamis. Látjuk, hogy ezt véges
lépésben el lehetett dönteni. Ha tehát PDX olyan,
hogy X-ben nincs PD betûpár, akkor véges lépésben
el lehet dönteni.
PDNPD NPDNPD
NPDNPD itt ugyanazt
kapjuk mindig. Itt PDNPD hamis, NPDNPD igaz, és egyik se printelhetõ!
Tudjuk, hogy a DD és az ND nem mondat, ezért printelhetõ.
Ha a szavunkban szerepel a DD betûpár, akkor véges
lépésben olyan szó kerül elõ, amely D-vel
kezdõdik, tehát nem mondat, tehát printelhetõ.
Így az eredeti szavunk igazságértéke megintcsak
véges lépésben eldönthetõ. Példa:
PDPDD PDDPDD
DPDDDPDD, és ez nem
mondat! Tehát printelhetõ, tehát PDDPDD igaz, printelhetõ,
tehát PDPDD is igaz, printelhetõ.
Ha a szóban elõfordul az ND betûpár, akkor
ez elõbbutóbb a szó elejére kerül, azaz
a szó ilyen lesz: NDX, NNDX, NNNDX... és bármi is
X, ez nem mondat, tehát printelhetõ.
Példa: PDPDND
PDNDPDND NDPDNDNDPDND
, és ez nem mondat. Véges ciklusok is létrejöhetnek! Ezek ilyenek: A,
B, C, E, F, G... jelölje az állításokat!
A: B printelhetõ, B: C printelhetõ, C: E nem printelhetõ,
E: A nem printelhetõ.
Nos, melyiknek mi az igazságértéke? Nem printelhetõ
mondat lehet igaz is és hamis is, ellenben printelhetõ mondat
csak igaz lehet. Legyen pl. mind a négy igaz! Ekkor B és
C printelhetõ, A és E nem printelhetõ. Legyen mind
a négy hamis! Ekkor B és C nem printelhetõ, A és
E printelhetõ. Azelsõ verzió ellentmondás
nélkül megvalósulhat, de a második már
nem, mert a hamis A és E printelhetõ lenne, ami lehetetlen!
Ha pedig
A igaz, és B,C,E hamis: A, B és E printelhetõ, C
pedig nem printelhetõ. De hát ez lehetetlen! Ha B hamis,
akkor nem lehet printelhetõ! Tehát az igaz, hamis, hamis,
hamis kombináció sem valósulhat meg. 16 kombináció
van, végig lehet nézni, melyik valósulhat meg, és
melyik nem. Itt tehát a gépnek döntési szabadsága
van, szabadon választhat.
Hogyan konstruáljuk meg az A, B, C, E mondatokat? Nos, így:
A=PB, B=PC, C=NPE és E=NPA. Tehát A=PB=PPC=PPNPE=PPNPNPA.
Na, és itt lükkentünk a circulus vitiozusba! Szerencsére
ezen segít a D alkalmazása! Így végül
A=PPNPNP... és most az A helyett egy D-t írunk, és
megismételjük a szót! A=PPNPNPDPPNPNPD! Ebbõl
könnyen megkapjuk B, C, E-t: B=PNPNPDPPNPNPD, levettünk A elejérõl
egy P-t.
C=NPNPDPPNPNPD, levettünk B elejérõl egy P-t. E=NPDPPNPNPD,
levettünk C elejérõl egy NP-t. Látjuk, hogy
az aláhúzott rész Duplája tényleg az
A!
Ezzel a módszerrel akármilyen hosszú ciklusokat is
tudunk csinálni.
A végtelen ciklusra pedig a PDPDN mondat a példa.
Most már tudjuk definiálni a 4. Gépet: Ugyanazt tudja,
mint a 3. Gép, de ezen felül még ki tudja elemezni
a PDX mondatok közül azokat, amelyben ND vagy DD betûpár
van, és az olyan mondatokat is, amelyben csak egy PD betûpár
van. A többi esetet, mint amilyen a PDPD, vagy a fenti ciklusok egyike,
továbbra is problémásnak tekinti és nem printeli
ki.
Az 5. számú gépet megtaníthatjuk arra, hogy
a véges ciklusokat egy egyszerû szabállyal önkényesen
döntse el, a 6. számú gépet pedig arra, hogy
a végtelen ciklusokat is önkényesen döntse el.
Világos, hogy még ezek sem a végsõ megoldás! Eddig a gépeink csak azt tudták, hogy bizonyos szavakat
kiprinteltek, tehát egy listát készítettek.
De miért ne csinálhatnának a gépek több
listát? Jelölje B a Bizonyítható Mondatok Halmazát,
C a Cáfolható Mondatok Halmazát, I az Igaz Mondatok
Halmazát és H a Hamis Mondatok Halmazát! Ekkor nyilván
B I és C
H. Ezen felül I és H diszjunktak. Smullyan könyvében
ezek a halmazok fõszerepet játszanak. Vannak ezen kívül
a predikátumok, azaz állítások is, amelyek
halmazokat neveznek meg, és vannak olyan állítások
is, amely szerint egy kifejezés egy bizonyos halmaz eleme.Ebben
a világban az "ez a kifejezés nem eleme B -nek"
egy igaz, de nem bizonyítható mondat. Ha hamis lenne, akkor
"ez a kifejezés nem eleme B-nek" eleme lenne B-nek, ami
nem lehet, mert hamis mondat nem bizonyítható. Tehát
a kifejezés csak igaz lehet, és ennél fogva tényleg
nem bizonyítható. A halmazok megnevezéséhez
kitalálták a Gödel-számozást, ami szerint
minden kifejezésnek van egy Gödel-száma, és
ezek után a kifejezésekre úgy lehet hivatkozni, mint
számokra. Formulákkal és kifejezésekkel számhalmazokat
lehet konstruálni, és olyan mondatokat, ami szerint egy
szám egy halmaz eleme vagy sem.
Ezek után a könyv fõ célja az, hogy megmutassa:
a bizonyítható mondatok halmaza formulákkal megnevezhetõ,
és így megnevezhetõ a halmaz komplementere is. Ezek
után a Gödel-számok raffinált alkalmazásával
megkonstruálja a Gödeli mondatot, amely azt állítja
hogy õ maga nem bizonyítható. Ha hamis lenne, akkor
állításával ellentétben bizonyítható
lenne, de egy hamis mondat nem bizonyítható. Így
a mondat igaz kell legyen, tehát tényleg nem bizonyítható.
Smullyan ezt a mondatot hozza fel az eldönthetetlenség példájára.
Tudniillik sem a mondat, sem a tagadása nem bizonyítható,
tehát a mondat a rendszeren belül eldönthetetlen. Az
én célom viszont annak megmutatása volt, hogy ez
a mondat nem jó példa az eldönthetetlenségre,
mert ez a mondat el van döntve: igaz! Nincs szabad választásom
vele kapcsolatban. Az a feltevés, hogy ez a mondat hamis, ellentmon-dásra
vezet, tehát a mondat csakis igaz lehet. Tehát el van döntve.
Az igazi eldönthetetlen mondat így hangzik: "ez a mondat
bizonyítható" ! Ez a mondat lehet igaz is, mert igaz
mondatot lehet bizonyítani, és lehet hamis is, mert hamis
mondatot nem lehet bizonyítani! Itt aztán tényleg
szabad választásunk van!
Nevezhetjük elsõrendben eldönthetõnek azt a mondatot,
ami véges lépésben bizonyítható vagy
cáfolható, pontosabban véges lépésen
belül visszavezethetõ egy olyan kifejezésre, ami nem
mondat, tehát nincs is igazságértéke, így
bizonyítás nélkül igaznak fogadjuk el.
Másodrendben eldönthetõ az a mondat, ami elsõrendben
nem eldönthetõ, de az egyik igazságérték
tételezése ellentmondásra vezet, tehát csak
a másik igazságérték lehet érvényes!
Ezek a nem bizonyítható, de igaz, és a nem cáfolható,
de hamis mondatok. Mondandónk végül oda csúcsosodott ki, hogy
szabatosan definiáljuk, végül is mi az hogy bizonyítás
és mi az, hogy igazság? Hívjuk segítségül
Alfred Tarskit! |
|