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LÓGICA DE PREDICADOS
La lógica de predicados orden constituye una extensión de la lógica. Esta extensión explicita y
sistematiza el proceso inferencial que se efectúa cuando se trabaja con funciones proposicionales
y cuantificadores, o de manera mas precisa, con un lenguaje de primer orden. La lógica de
predicados se emplea como una técnica de especificación formal dentro de la metodología de la
programación; esto es: se traducen las especificaciones de los programas a un lenguaje de primer
orden con objeto de que las reglas formales del mismo pongan de manifiesto posibles fallos del
soporte lógico, intentando así aumentar la fiabilidad del diseño del programa. Estos métodos
formales son una técnica más de la ingeniería de la programación.

1. Introducción
Consideremos el siguiente argumento clásico
       Todos los filósofos son sabios,
       algunos griegos son filósofos,
       luego algunos griegos son sabios.
Los enunciados contenidos en el argumento precedente son del tipo: Todos los A son B y Algún
A es B. Si añadimos a éstos, los enunciados del tipo Ningún A es B y Algún A no es B, todos ellos
reciben el nombre de categóricos. La tradición escolástica los ha denotado con las letras A
(Universal afirmativo), I (Particular afirmativo), E (Universal negativo) y O (Particular
negativo). La clase de argumentos como el considerado arriba reciben el nombre de silogismos
desde Aristóteles, que fue el primero en estudiarlos. Se trata de argumentos el los que se obtiene
como conclusión un enunciado categórico a partir de otros dos enenciados categóricos
considerados como premisas. Usando funciones proposicionales y cuantificadores el argumento
anterior se representa por




donde p(x) ≡ x es filósofo, q(x) ≡ x es sabio, y r(x) ≡ x es griego.

 Las proposiciones categóricas se usan frecuentemente en matemáticas, sin embargo  en contra
de lo que se creía hasta épocas relativamente recientes no todos los argumentos que usan
proposiciones categóricas son inferencias directas o cadenas de silogismos. Consideremos el
ejemplo siguiente.
       Ejemplo 1. Sean X e Y dos conjuntos, sea f una aplicación de X en Y y sean A y B dos
       subconjuntos de X. Admitamos como premisas que: (1), f es inyectiva y que, (2), f(A) =
       f(B). Vamos a concluir que A = B. Para ello es suficiente demostrar que A ⊆ B, ya que
       para la otra inclusión basta intercambiar los papeles de A y B. Hay que probar pues que



       Para ello elegimos un elemento particular x de A y mostramos en primer lugar que x pertenece a B.
       Procediendo por demostración condicional podemos añadir la proposición (3), x ∈ A, a las dos premisas
       anteriores y deducir de (2) y (3) que f(x) ∈ f(B). Esto supone que ∃ y ∈ B tal que f(x) = f(y), por lo que, en
virtud de (1), x = y. Luego, x ∈ B. Generalizando el resultado para cada x ∈ A obtenemos la conclusión.

A la vista de las consideraciones anteriores resulta evidente la necesidad de extender la lógica
proposicional para poder incluir tanto los argumentos silogísticos como el desarrollado en el
ejemplo precedente. Nos limitaremos al caso de proposiciones asertóricas, esto es, aquellas que
son verdaderas o falsas.

2. Funciones proposicionales y predicados
Consideraremos funciones proposicionales x → p(x) definidas en un referencial o universo
formado por objetos de la misma naturaleza (lenguaje de primer orden); es decir, que no
contengan objetos formados por conjuntos de objetos (lenguajes de segundo orden). Una función
proposicional de una variable p(x), o de dos variables q(x,y), expresa una propiedad que se
predica del objeto u objetos del universo que resultan de sustituir la variable o variables que
intervengan en la función proposicional. Así, si s(x) ≡ x es sabio y h(x) ≡ x es un hombre, la
proposición ∀ x (h(x) → s(x)) expresa el enunciado todo hombre es sabio. La fórmula ∃ x h(x) ∧
s(x) simboliza que existe un hombre sabio. Sin embargo, la fórmula ∃ x (h(x) → s(x)) expresa
que existe un objeto que, en el caso de que fuera un hombre, sería sabio, lo que no garantiza que
exista un hombre sabio. De hecho, mientras que ∃ x h(x) ∧ s(x) sólo es verdadera si hay algún
hombre sabio, ∃ x (h(x) → s(x)) puede ser verdadera incluso si no existe ningún hombre sabio,
con tal de que el universo contenga algún objeto que no sea un hombre. Si g(x,y) ≡ x es mayor
que y, la fórmula ∃ x g(x,y) expresa que existe un objeto x que es mayor que y. En este caso es
esencial precisar el universo E en el que estemos trabajando.
       Ejemplo 2. Consideremos en un universo formado por el conjunto de los enteros la función proposicional
       i(x,y) ≡ x es igual a y. La fórmula ∃ x i(x,0) expresa que existe un entero nulo. El cero juega aquí el papel de
       una constante.

En las fórmulas ∀ x (h(x) → s(x)) y ∃ x h(x) ∧ s(x), la única variable que interviene en ambas, la
variable x, aparece ligada por un cuantificador, mientras que en la fórmula ∃ x g(x,y) la variable
y no está ligada por el cuantificador existencial, por lo que se dice que se trata de una variable
libre.
       Ejemplo 3. Sea p(x,y) = x es el padre de y, m(x,y) = x es la madre de y. En un universo formado por
       personas la fórmula ∃ z m(x,z) ∧ p(z,y) expresa que x es la abuela paterna de y. En ella z es una variable
       ligada, mientras que x e y son variables libres.

3. Fórmulas bien formadas
En un universo numérico E, la expresión f(x,y) = x + y no es una función proposicional puesto
que no predica ninguna propiedad del par de números (x,y), se trata en realidad de una función.
Admitiremos el uso de funciones para la definición de funciones proposicionales.
       Ejemplo 4. En el universo del Ejemplo 2, y siendo i(x,y) la función proposicional igualdad, con ayuda de
       la función suma considerada arriba podemos definir la función proposicional a(x,y) = i(f(x,y),0), que
       expresa que x + y = 0; en tal caso la fórmula ∀ x∃ y a(x,y) establece que cada entero x tiene un opuesto y.

No todas las fórmulas construidas con ayuda de constantes, variables, funciones y funciones
proposicionales constituirán nuestro lenguaje de primer orden. Nos limitaremos sólo a una clase
de fórmulas, que llamaremos fórmulas bien formadas, o fbfs, y que definimos recursivamente a
continuación. Serán fbfs:
   1. Las fórmulas atómicas. Es decir, funciones proposicionales constantes o funciones de la
   forma p(x1, x2, ..., xn); o bien de la forma p(x1, x2, ... , a, ..., xn), siendo a una constante.
2. Si A es una fbf, entonces ¬ A es una fbf.

   3. Si A y B son fbfs, entonces A ∨ B, A ∧ B, A → B y A ↔ B son fbfs.

   4. Si A es una fbf y x es una variable  que puede aparecer en A como variable libre, ligada,
   o no aparecer en A , entonces ∀ x A y ∃ x A son fbfs.
   5. Sólo las fórmulas obtenidas con el uso reiterado de las reglas anteriores son fbfs.
Si una fbf es verdadera en un cierto universo E diremos que es verdadera en E, mientras que si
A es verdadera en cualquier universo no vacío pondremos A.

       Ejemplo 5. Sea p(x) = x es múltiplo de 2, y sea q(x) = x es múltiplo de 3. La fórmula ∀ x (p(x) ↔ q(x)) no
       es válida siempre, pero ∀ x p(x) → ∃ x p(x) es verdadera en cualquier universo no vacío y para cualquier p.


Si A y B son fbfs, en el caso de que (A → B) se escribe A ⇒ B y se dice que A implica B; en
particular, extendiendo el ejemplo anterior, ∀ x A(x) ⇒ ∃ x A(x), mientras que si (A ↔ B) se
escribe A ≡ B o A ⇔ B, y se dice que A es equivalente a B. Por otro lado, es obvio que si A y B
son dos fbfs que no contienen ninguna variable libre, persisten las equivalencias de la lógica
proposicional; en particular, ¬ ¬ A ≡ A, A → B ≡ ¬ A ∧ B, A ∨ B ≡ B ∨ A, (A → B) ∧ (B → A) ≡
A ↔ B, etc.
       Ejemplo 6. Las equivalencias

                                                           ,                            ,

       que denominaremos Leyes de De Morgan generalizadas (LMG) son válidas en cualquier universo.

4. Reglas de inferencia
El proceso inferencial  argumento o razonamiento en la lógica de predicados es análogo al
de la lógica proposicional; es decir, se trata de una secuencia finita de proposiciones obtenidas a
partir de las premisas usando las leyes de inferencia, siendo la conclusión la que ocupa la última
posición de la secuencia. Las reglas de inferencia de la lógica de predicados usa las tres reglas de
inferencia de la lógica proposicional, además de las cuatro siguientes.

Ley de especificación universal (EU). Si en un punto del argumento aparece la proposición ∀ x
A(x) podemos escribir A(x) en el paso siguiente.

Ley de especificación existencial (EE). Si en un punto del argumento aparece la proposición ∃ x
A(x) podemos escribir A(x) en el paso siguiente siempre que la x no aparezca como variable libre
en alguna de las proposiciones de los pasos precedentes. Si así ocurriera bastaría usar otra
variable, por ejemplo y, y escribir A(y) en vez de A(x).

Ley de generalización existencial (GE). Del paso A(x) podemos deducir ∃ x A(x) en el paso
siguiente.

Ley de generalización universal (GU). Del paso A(x) podemos concluir ∀ x A(x) en el caso de
que x no aparezca como variable libre en ninguna de las premisas y de que la libertad de la
variable x no provenga del uso de la regla de especificación existencial en niguno de los pasos
precedentes.
       Ejemplo 7. Vamos a establecer la validez del argumento que fue al principio, a saber:
EE (2)

                                                      EU (1)

                                                     S (3)

                                                     MP (4,5)

               P7. r(x)                              S (3)

                                                      Ley de la unión (6,7)

                                                     GE (8)

       No podemos concluir que ∀ x r(x) ∧ q(x) debido a las restricciones en el uso de la GU.

       Ejemplo 8. Vamos a obtener la conclusión ∀ x r(x) ∧ ¬ p(x) de las premisas




       para ello razonamos como sigue:

                                                        LMG (3)

                                                        EU (1)

                                                        EU (2)

                                                       EU (4)

                                                       MP (6,7)

                                                       MT (5,7)

                                                        Ley de la unión (8,9)

                                                       GU (10)

5. Sistemas formales
En esta sección llamaremos alfabeto a cualquier conjunto numerable ∑ no vacío cuyos
elementos llamaremos símbolos o letras. Un lenguaje L sobre un alfabeto ∑ es cualquier
subconjunto no vacío del conjunto
A los elementos de L  a las palabras del lenguaje las llamaremos fórmulas bien formadas
fbfs. Por lo general, el conjunto L viene definido mediante una reglas, llamadas reglas de
formación, que vienen enunciadas en un lenguaje ajeno al lenguaje L  un metalenguaje y
que usualmente no es otro que el lenguaje ordinario. Estas reglas de formación constituyen la
gramática o sintaxis de L.
       Ejemplo 9. El lenguaje L de la lógica proposicional puede definirse de la manera siguiente. Se considera
       un conjunto numerable no vacío ∆ de símbolos adecuado para simbolizar las proposiciones atómicas del
       lenguaje ordinario, representadas por letras latinas; y el conjunto finito de símbolos S = {¬ , ∨ , ∧ , → , ↔ ,
       (, )}. Se define entonces el alfabeto de la lógica proposicional como la unión de ∆ y de S. La gramática
       viene dada por las siguientes reglas: 1. Cada p ∈ ∆ es una fbf; 2. Si P es una fbf, entonces ¬ P es una fbf; 3.
       Si P y Q son fbfs, entonces P ∨ Q, P ∧ Q, P → Q y P ↔ Q son fbfs; 4. Cada palabra P obtenida por
       aplicación reiterada de las reglas anteriores es una fbf.

Dado un lenguaje L se considera un conjunto SL ≠ ∅ , llamado conjunto de los valores
semánticos de L. Una interpretación para L es cualquier aplicación I de L en SL. Una semantica
para un lenguaje L es un conjunto de interpretaciones para L.
       Ejemplo 10. En el lenguaje de la lógica proposicional se toma SL = {0, 1} y se consideran
       interpretaciones I definidas como sigue. Dada una aplicación arbitraria J de ∆ en SL, se toma la extensión
       natural I sobre



       es decir, tal que por ejemplo, I(p → q) = 0 si J(p) =1 y J(q) = 0, mientras que I(p → q) = 1 en cualquier otro
       caso. Se extiende entonces I por recursión finita.

Sea L un lenguaje, SL el conjunto de sus valores semánticos, D un subconjunto de SL llamado
conjunto de los valores semánticos destacados, y M ⊆ L. Una interpretación I para L se dice
que es un modelo para M si I(α) ∈ D para cada α ∈ M. Una fbf α se dice válida si cualquier
interpretación para L es un modelo para {α}.
       Ejemplo 11. En el lenguaje de la lógica proposicional L con la semántica definida en el ejemplo anterior
       se elije {1} como conjunto de los valores semanticos destacados. Si I es una interpretación tal que I(p) = 1
       pero I(q) = 0, entonces I es un modelo para {¬ q, ¬ p → q}, pero no para {q, p ∨ q}. Si M es un conjunto
       de tautologías, cualquier interpretación es un modelo para M. En general, si I es una interpretación para L,
       cada fbf P ∈ L tal que I(P) = 1 se dice verdadera, mientras que si I(P) = 0, se dice que P es falsa.

Sea M ⊆ L. Se dice que una fbf α se deduce semánticamente de M, y se denota por M |= α , si
todo modelo para M es un modelo para {α}. Obviamente, M |= α para cada α ∈ M. Dos fbfs α y
β se dice que son semánticamente equivalentes si se cumple que {α} |= β si y sólo si {β} |= α,
lo que se denota por α ≡ β .

       Ejemplo 12. En el lenguaje L de la lógica proposicional con la semántica definida arriba, si p, q ∈ ∆ y M
       = {p ∨ q, ¬ p}, es inmediato comprobar que M q. Si τ es cualquier tautología, resulta que M |= τ para
       cualquier M ⊆ L que admita al menos un modelo; además ∅ |= P si y sólo si P es una tautología, lo que se
       escribe simplemente |= P.

Un sistema axiomático sobre un lenguaje L es un conjunto numerable Λ de fbfs llamadas
axiomas junto con un conjunto no vacío ℜ de reglas de inferencia que determinan cuándo una
fbf α es una consecuencia de un conjunto dado M de fbfs. Dado un lenguaje L, y un subconjunto
M de L, si α es una consecuencia de M se pone M |- α. Una inferencia, deducción, argumento o
demostración es una sucesión finita de fbfs en la que la conclusión ocupa el último lugar y tal que
cada fbf es un axioma, un elemento de M o una consecuencia de una a más fbfs de los términos
precedentes. Los elementos de M son las premisas o hipótesis y α es la conclusión o la tesis.
Cualquier expresión de la forma Λ |- α, o equivalentemente, de la forma ∅ |- α , se llama un
teorema del sistema y se denota por |- α.
       Ejemplo 13. Para la lógica proposicional se considera el siguiente sistema axiomático, debido a
       Lukasiewicz.

               Axioma I.                   .

               Axioma II.                                                    .

               Axioma III.                                .

       donde P, Q y R son fbfs. El sistema sólo tiene una regla de inferencia, el modus ponens, es decir, {P,P →
       Q} |- Q, siendo P y Q fbfs.
En el sistema de Lukasiewicz de la lógica proposicional provista con la semántica definida en los
ejemplos anteriores se verifican los resultados siguientes.
TEOREMA DE DEDUCCIÓN

Si M ⊆ L y P y Q son fbfs, entonces M |- (P → Q) si y sólo si M U {P} |- Q. En particular, |- (P
→ Q) si y sólo si {P} |- Q.
TEOREMA DE CORRECCIÓN

Si |- P, entonces |= P para cada P ∈ L. En otras palabras, cada teorema del sistema es una
tautología.
TEOREMA DE COMPLETITUD

Si |= P, entonces |- P para cada P ∈ L. Es decir, cada tautología es un teorema del sistema.

TEOREMA DE CONSISTENCIA

No existe ninguna fbf P tal que ambas P y ¬ P sean teoremas del sistema.
       Ejemplo 14. En el sistema de Lukasiewicz para la lógica proposicional vamos a establecer el teorema |-
       ¬ P → (P → Q). En virtud del teorema de deducción es suficiente establecer que {¬ P,P} |- Q, cosa que
       hacemos a continuación.

                                                        Premisa

                                                        Premisa

                                                       Axioma I

                                                      MP (1,3)

                                                      Axioma III
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Lgica de predicados y sistemas formales

  • 1. LÓGICA DE PREDICADOS La lógica de predicados orden constituye una extensión de la lógica. Esta extensión explicita y sistematiza el proceso inferencial que se efectúa cuando se trabaja con funciones proposicionales y cuantificadores, o de manera mas precisa, con un lenguaje de primer orden. La lógica de predicados se emplea como una técnica de especificación formal dentro de la metodología de la programación; esto es: se traducen las especificaciones de los programas a un lenguaje de primer orden con objeto de que las reglas formales del mismo pongan de manifiesto posibles fallos del soporte lógico, intentando así aumentar la fiabilidad del diseño del programa. Estos métodos formales son una técnica más de la ingeniería de la programación. 1. Introducción Consideremos el siguiente argumento clásico Todos los filósofos son sabios, algunos griegos son filósofos, luego algunos griegos son sabios. Los enunciados contenidos en el argumento precedente son del tipo: Todos los A son B y Algún A es B. Si añadimos a éstos, los enunciados del tipo Ningún A es B y Algún A no es B, todos ellos reciben el nombre de categóricos. La tradición escolástica los ha denotado con las letras A (Universal afirmativo), I (Particular afirmativo), E (Universal negativo) y O (Particular negativo). La clase de argumentos como el considerado arriba reciben el nombre de silogismos desde Aristóteles, que fue el primero en estudiarlos. Se trata de argumentos el los que se obtiene como conclusión un enunciado categórico a partir de otros dos enenciados categóricos considerados como premisas. Usando funciones proposicionales y cuantificadores el argumento anterior se representa por donde p(x) ≡ x es filósofo, q(x) ≡ x es sabio, y r(x) ≡ x es griego. Las proposiciones categóricas se usan frecuentemente en matemáticas, sin embargo  en contra de lo que se creía hasta épocas relativamente recientes no todos los argumentos que usan proposiciones categóricas son inferencias directas o cadenas de silogismos. Consideremos el ejemplo siguiente. Ejemplo 1. Sean X e Y dos conjuntos, sea f una aplicación de X en Y y sean A y B dos subconjuntos de X. Admitamos como premisas que: (1), f es inyectiva y que, (2), f(A) = f(B). Vamos a concluir que A = B. Para ello es suficiente demostrar que A ⊆ B, ya que para la otra inclusión basta intercambiar los papeles de A y B. Hay que probar pues que Para ello elegimos un elemento particular x de A y mostramos en primer lugar que x pertenece a B. Procediendo por demostración condicional podemos añadir la proposición (3), x ∈ A, a las dos premisas anteriores y deducir de (2) y (3) que f(x) ∈ f(B). Esto supone que ∃ y ∈ B tal que f(x) = f(y), por lo que, en
  • 2. virtud de (1), x = y. Luego, x ∈ B. Generalizando el resultado para cada x ∈ A obtenemos la conclusión. A la vista de las consideraciones anteriores resulta evidente la necesidad de extender la lógica proposicional para poder incluir tanto los argumentos silogísticos como el desarrollado en el ejemplo precedente. Nos limitaremos al caso de proposiciones asertóricas, esto es, aquellas que son verdaderas o falsas. 2. Funciones proposicionales y predicados Consideraremos funciones proposicionales x → p(x) definidas en un referencial o universo formado por objetos de la misma naturaleza (lenguaje de primer orden); es decir, que no contengan objetos formados por conjuntos de objetos (lenguajes de segundo orden). Una función proposicional de una variable p(x), o de dos variables q(x,y), expresa una propiedad que se predica del objeto u objetos del universo que resultan de sustituir la variable o variables que intervengan en la función proposicional. Así, si s(x) ≡ x es sabio y h(x) ≡ x es un hombre, la proposición ∀ x (h(x) → s(x)) expresa el enunciado todo hombre es sabio. La fórmula ∃ x h(x) ∧ s(x) simboliza que existe un hombre sabio. Sin embargo, la fórmula ∃ x (h(x) → s(x)) expresa que existe un objeto que, en el caso de que fuera un hombre, sería sabio, lo que no garantiza que exista un hombre sabio. De hecho, mientras que ∃ x h(x) ∧ s(x) sólo es verdadera si hay algún hombre sabio, ∃ x (h(x) → s(x)) puede ser verdadera incluso si no existe ningún hombre sabio, con tal de que el universo contenga algún objeto que no sea un hombre. Si g(x,y) ≡ x es mayor que y, la fórmula ∃ x g(x,y) expresa que existe un objeto x que es mayor que y. En este caso es esencial precisar el universo E en el que estemos trabajando. Ejemplo 2. Consideremos en un universo formado por el conjunto de los enteros la función proposicional i(x,y) ≡ x es igual a y. La fórmula ∃ x i(x,0) expresa que existe un entero nulo. El cero juega aquí el papel de una constante. En las fórmulas ∀ x (h(x) → s(x)) y ∃ x h(x) ∧ s(x), la única variable que interviene en ambas, la variable x, aparece ligada por un cuantificador, mientras que en la fórmula ∃ x g(x,y) la variable y no está ligada por el cuantificador existencial, por lo que se dice que se trata de una variable libre. Ejemplo 3. Sea p(x,y) = x es el padre de y, m(x,y) = x es la madre de y. En un universo formado por personas la fórmula ∃ z m(x,z) ∧ p(z,y) expresa que x es la abuela paterna de y. En ella z es una variable ligada, mientras que x e y son variables libres. 3. Fórmulas bien formadas En un universo numérico E, la expresión f(x,y) = x + y no es una función proposicional puesto que no predica ninguna propiedad del par de números (x,y), se trata en realidad de una función. Admitiremos el uso de funciones para la definición de funciones proposicionales. Ejemplo 4. En el universo del Ejemplo 2, y siendo i(x,y) la función proposicional igualdad, con ayuda de la función suma considerada arriba podemos definir la función proposicional a(x,y) = i(f(x,y),0), que expresa que x + y = 0; en tal caso la fórmula ∀ x∃ y a(x,y) establece que cada entero x tiene un opuesto y. No todas las fórmulas construidas con ayuda de constantes, variables, funciones y funciones proposicionales constituirán nuestro lenguaje de primer orden. Nos limitaremos sólo a una clase de fórmulas, que llamaremos fórmulas bien formadas, o fbfs, y que definimos recursivamente a continuación. Serán fbfs: 1. Las fórmulas atómicas. Es decir, funciones proposicionales constantes o funciones de la forma p(x1, x2, ..., xn); o bien de la forma p(x1, x2, ... , a, ..., xn), siendo a una constante.
  • 3. 2. Si A es una fbf, entonces ¬ A es una fbf. 3. Si A y B son fbfs, entonces A ∨ B, A ∧ B, A → B y A ↔ B son fbfs. 4. Si A es una fbf y x es una variable  que puede aparecer en A como variable libre, ligada, o no aparecer en A , entonces ∀ x A y ∃ x A son fbfs. 5. Sólo las fórmulas obtenidas con el uso reiterado de las reglas anteriores son fbfs. Si una fbf es verdadera en un cierto universo E diremos que es verdadera en E, mientras que si A es verdadera en cualquier universo no vacío pondremos A. Ejemplo 5. Sea p(x) = x es múltiplo de 2, y sea q(x) = x es múltiplo de 3. La fórmula ∀ x (p(x) ↔ q(x)) no es válida siempre, pero ∀ x p(x) → ∃ x p(x) es verdadera en cualquier universo no vacío y para cualquier p. Si A y B son fbfs, en el caso de que (A → B) se escribe A ⇒ B y se dice que A implica B; en particular, extendiendo el ejemplo anterior, ∀ x A(x) ⇒ ∃ x A(x), mientras que si (A ↔ B) se escribe A ≡ B o A ⇔ B, y se dice que A es equivalente a B. Por otro lado, es obvio que si A y B son dos fbfs que no contienen ninguna variable libre, persisten las equivalencias de la lógica proposicional; en particular, ¬ ¬ A ≡ A, A → B ≡ ¬ A ∧ B, A ∨ B ≡ B ∨ A, (A → B) ∧ (B → A) ≡ A ↔ B, etc. Ejemplo 6. Las equivalencias , , que denominaremos Leyes de De Morgan generalizadas (LMG) son válidas en cualquier universo. 4. Reglas de inferencia El proceso inferencial  argumento o razonamiento en la lógica de predicados es análogo al de la lógica proposicional; es decir, se trata de una secuencia finita de proposiciones obtenidas a partir de las premisas usando las leyes de inferencia, siendo la conclusión la que ocupa la última posición de la secuencia. Las reglas de inferencia de la lógica de predicados usa las tres reglas de inferencia de la lógica proposicional, además de las cuatro siguientes. Ley de especificación universal (EU). Si en un punto del argumento aparece la proposición ∀ x A(x) podemos escribir A(x) en el paso siguiente. Ley de especificación existencial (EE). Si en un punto del argumento aparece la proposición ∃ x A(x) podemos escribir A(x) en el paso siguiente siempre que la x no aparezca como variable libre en alguna de las proposiciones de los pasos precedentes. Si así ocurriera bastaría usar otra variable, por ejemplo y, y escribir A(y) en vez de A(x). Ley de generalización existencial (GE). Del paso A(x) podemos deducir ∃ x A(x) en el paso siguiente. Ley de generalización universal (GU). Del paso A(x) podemos concluir ∀ x A(x) en el caso de que x no aparezca como variable libre en ninguna de las premisas y de que la libertad de la variable x no provenga del uso de la regla de especificación existencial en niguno de los pasos precedentes. Ejemplo 7. Vamos a establecer la validez del argumento que fue al principio, a saber:
  • 4. EE (2) EU (1) S (3) MP (4,5) P7. r(x) S (3) Ley de la unión (6,7) GE (8) No podemos concluir que ∀ x r(x) ∧ q(x) debido a las restricciones en el uso de la GU. Ejemplo 8. Vamos a obtener la conclusión ∀ x r(x) ∧ ¬ p(x) de las premisas para ello razonamos como sigue: LMG (3) EU (1) EU (2) EU (4) MP (6,7) MT (5,7) Ley de la unión (8,9) GU (10) 5. Sistemas formales En esta sección llamaremos alfabeto a cualquier conjunto numerable ∑ no vacío cuyos elementos llamaremos símbolos o letras. Un lenguaje L sobre un alfabeto ∑ es cualquier subconjunto no vacío del conjunto
  • 5. A los elementos de L  a las palabras del lenguaje las llamaremos fórmulas bien formadas fbfs. Por lo general, el conjunto L viene definido mediante una reglas, llamadas reglas de formación, que vienen enunciadas en un lenguaje ajeno al lenguaje L  un metalenguaje y que usualmente no es otro que el lenguaje ordinario. Estas reglas de formación constituyen la gramática o sintaxis de L. Ejemplo 9. El lenguaje L de la lógica proposicional puede definirse de la manera siguiente. Se considera un conjunto numerable no vacío ∆ de símbolos adecuado para simbolizar las proposiciones atómicas del lenguaje ordinario, representadas por letras latinas; y el conjunto finito de símbolos S = {¬ , ∨ , ∧ , → , ↔ , (, )}. Se define entonces el alfabeto de la lógica proposicional como la unión de ∆ y de S. La gramática viene dada por las siguientes reglas: 1. Cada p ∈ ∆ es una fbf; 2. Si P es una fbf, entonces ¬ P es una fbf; 3. Si P y Q son fbfs, entonces P ∨ Q, P ∧ Q, P → Q y P ↔ Q son fbfs; 4. Cada palabra P obtenida por aplicación reiterada de las reglas anteriores es una fbf. Dado un lenguaje L se considera un conjunto SL ≠ ∅ , llamado conjunto de los valores semánticos de L. Una interpretación para L es cualquier aplicación I de L en SL. Una semantica para un lenguaje L es un conjunto de interpretaciones para L. Ejemplo 10. En el lenguaje de la lógica proposicional se toma SL = {0, 1} y se consideran interpretaciones I definidas como sigue. Dada una aplicación arbitraria J de ∆ en SL, se toma la extensión natural I sobre es decir, tal que por ejemplo, I(p → q) = 0 si J(p) =1 y J(q) = 0, mientras que I(p → q) = 1 en cualquier otro caso. Se extiende entonces I por recursión finita. Sea L un lenguaje, SL el conjunto de sus valores semánticos, D un subconjunto de SL llamado conjunto de los valores semánticos destacados, y M ⊆ L. Una interpretación I para L se dice que es un modelo para M si I(α) ∈ D para cada α ∈ M. Una fbf α se dice válida si cualquier interpretación para L es un modelo para {α}. Ejemplo 11. En el lenguaje de la lógica proposicional L con la semántica definida en el ejemplo anterior se elije {1} como conjunto de los valores semanticos destacados. Si I es una interpretación tal que I(p) = 1 pero I(q) = 0, entonces I es un modelo para {¬ q, ¬ p → q}, pero no para {q, p ∨ q}. Si M es un conjunto de tautologías, cualquier interpretación es un modelo para M. En general, si I es una interpretación para L, cada fbf P ∈ L tal que I(P) = 1 se dice verdadera, mientras que si I(P) = 0, se dice que P es falsa. Sea M ⊆ L. Se dice que una fbf α se deduce semánticamente de M, y se denota por M |= α , si todo modelo para M es un modelo para {α}. Obviamente, M |= α para cada α ∈ M. Dos fbfs α y β se dice que son semánticamente equivalentes si se cumple que {α} |= β si y sólo si {β} |= α, lo que se denota por α ≡ β . Ejemplo 12. En el lenguaje L de la lógica proposicional con la semántica definida arriba, si p, q ∈ ∆ y M = {p ∨ q, ¬ p}, es inmediato comprobar que M q. Si τ es cualquier tautología, resulta que M |= τ para cualquier M ⊆ L que admita al menos un modelo; además ∅ |= P si y sólo si P es una tautología, lo que se escribe simplemente |= P. Un sistema axiomático sobre un lenguaje L es un conjunto numerable Λ de fbfs llamadas axiomas junto con un conjunto no vacío ℜ de reglas de inferencia que determinan cuándo una fbf α es una consecuencia de un conjunto dado M de fbfs. Dado un lenguaje L, y un subconjunto
  • 6. M de L, si α es una consecuencia de M se pone M |- α. Una inferencia, deducción, argumento o demostración es una sucesión finita de fbfs en la que la conclusión ocupa el último lugar y tal que cada fbf es un axioma, un elemento de M o una consecuencia de una a más fbfs de los términos precedentes. Los elementos de M son las premisas o hipótesis y α es la conclusión o la tesis. Cualquier expresión de la forma Λ |- α, o equivalentemente, de la forma ∅ |- α , se llama un teorema del sistema y se denota por |- α. Ejemplo 13. Para la lógica proposicional se considera el siguiente sistema axiomático, debido a Lukasiewicz. Axioma I. . Axioma II. . Axioma III. . donde P, Q y R son fbfs. El sistema sólo tiene una regla de inferencia, el modus ponens, es decir, {P,P → Q} |- Q, siendo P y Q fbfs. En el sistema de Lukasiewicz de la lógica proposicional provista con la semántica definida en los ejemplos anteriores se verifican los resultados siguientes. TEOREMA DE DEDUCCIÓN Si M ⊆ L y P y Q son fbfs, entonces M |- (P → Q) si y sólo si M U {P} |- Q. En particular, |- (P → Q) si y sólo si {P} |- Q. TEOREMA DE CORRECCIÓN Si |- P, entonces |= P para cada P ∈ L. En otras palabras, cada teorema del sistema es una tautología. TEOREMA DE COMPLETITUD Si |= P, entonces |- P para cada P ∈ L. Es decir, cada tautología es un teorema del sistema. TEOREMA DE CONSISTENCIA No existe ninguna fbf P tal que ambas P y ¬ P sean teoremas del sistema. Ejemplo 14. En el sistema de Lukasiewicz para la lógica proposicional vamos a establecer el teorema |- ¬ P → (P → Q). En virtud del teorema de deducción es suficiente establecer que {¬ P,P} |- Q, cosa que hacemos a continuación. Premisa Premisa Axioma I MP (1,3) Axioma III