Regla de inferencia

En filosofía de la lógica y la lógica , una regla de inferencia , regla de inferencia o regla de transformación es una forma lógica que consiste en una función que toma premisas, analiza su sintaxis y devuelve una conclusión (o conclusiones ).

Por ejemplo, la regla de inferencia llamada modus ponens toma dos premisas, una en la forma "Si p entonces q" y otra en la forma "p", y devuelve la conclusión "q". La regla es válida con respecto a la semántica de la lógica clásica (así como a la semántica de muchas otras lógicas no clásicas ), en el sentido de que si las premisas son verdaderas (bajo una interpretación), entonces también lo es la conclusión.

Normalmente, una regla de inferencia preserva la verdad, una propiedad semántica. En lógica multivaluada , conserva una designación general. Pero la acción de una regla de inferencia es puramente sintáctica y no necesita preservar ninguna propiedad semántica: cualquier función, desde conjuntos de fórmulas hasta fórmulas, cuenta como una regla de inferencia. Normalmente sólo son importantes las reglas que son recursivas ; es decir, reglas tales que exista un procedimiento efectivo para determinar si una fórmula dada es la conclusión de un conjunto dado de fórmulas de acuerdo con la regla. Un ejemplo de una regla que no es efectiva en este sentido es la regla ω infinita . ^[1]

Las reglas populares de inferencia en lógica proposicional incluyen modus ponens , modus tollens y contraposición . La lógica de predicados de primer orden utiliza reglas de inferencia para tratar con cuantificadores lógicos .

Forma estándar

En lógica formal (y muchas áreas relacionadas), las reglas de inferencia generalmente se dan en la siguiente forma estándar:

  Premisa#1
  Premisa#2
        ...
  Premisa#n
  Conclusión

Esta expresión establece que siempre que en el curso de alguna derivación lógica se hayan obtenido las premisas dadas, la conclusión especificada también puede darse por sentada. El lenguaje formal exacto que se utiliza para describir tanto las premisas como las conclusiones depende del contexto real de las derivaciones. En un caso sencillo, se pueden utilizar fórmulas lógicas, como en:

A\to B

{\underline {A\quad \quad \quad }}\,\!

B\!

Esta es la regla modus ponens de la lógica proposicional . Las reglas de inferencia a menudo se formulan como esquemas que emplean metavariables . ^[2] En la regla (esquema) anterior, las metavariables A y B pueden instanciarse en cualquier elemento del universo (o a veces, por convención, en un subconjunto restringido como las proposiciones ) para formar un conjunto infinito de reglas de inferencia.

Un sistema de prueba se forma a partir de un conjunto de reglas encadenadas para formar pruebas, también llamadas derivaciones . Cualquier derivación tiene una sola conclusión final, que es el enunciado probado o derivado. Si las premisas no se satisfacen en la derivación, entonces la derivación es una prueba de un enunciado hipotético : " si las premisas se cumplen, entonces la conclusión se cumple".

Ejemplo: sistemas de Hilbert para dos lógicas proposicionales

En un sistema de Hilbert , las premisas y la conclusión de las reglas de inferencia son simplemente fórmulas de algún lenguaje, que normalmente emplea metavariables. Para que la presentación sea gráficamente compacta y para enfatizar la distinción entre axiomas y reglas de inferencia, esta sección utiliza la notación de secuencia ( ) en lugar de una presentación vertical de las reglas. En esta notación, $\vdash$

${\begin{array}{c}{\text{Premise }}1\\{\text{Premise }}2\\\hline {\text{Conclusion}}\end{array}}$

se escribe como . $({\text{Premise }}1),({\text{Premise }}2)\vdash ({\text{Conclusion}})$

El lenguaje formal de la lógica proposicional clásica se puede expresar utilizando simplemente negación (¬), implicación (→) y símbolos proposicionales. Una axiomatización bien conocida, que comprende tres esquemas de axiomas y una regla de inferencia ( modus ponens ), es:

(CA1) ⊢ A → ( B → A ) 
(CA2) ⊢ ( A → ( B → C )) → (( A → B ) → ( A → C )) 
(CA3) ⊢ (¬ A → ¬ B ) → ( B → A ) 
(MP) A , A → B ⊢ B

Puede parecer redundante tener dos nociones de inferencia en este caso, ⊢ y →. En la lógica proposicional clásica, de hecho coinciden; el teorema de deducción establece que A ⊢ B si y sólo si ⊢ A → B . Sin embargo, hay una distinción que vale la pena enfatizar incluso en este caso: la primera notación describe una deducción , es decir, una actividad de pasar de oraciones en oraciones, mientras que A → B es simplemente una fórmula hecha con una implicación conectiva lógica en este caso. Sin una regla de inferencia (como modus ponens en este caso), no hay deducción ni inferencia. Este punto se ilustra en el diálogo de Lewis Carroll llamado " Lo que la tortuga le dijo a Aquiles ", ^[3] así como en intentos posteriores de Bertrand Russell y Peter Winch de resolver la paradoja introducida en el diálogo.

Para algunas lógicas no clásicas, el teorema de deducción no se cumple. Por ejemplo, la lógica de tres valores de Łukasiewicz se puede axiomatizar como: ^[4]

(CA1) ⊢ A → ( B → A ) 
(LA2) ⊢ ( A → B ) → (( B → C ) → ( A → C )) 
(CA3) ⊢ (¬ A → ¬ B ) → ( B → A ) 
(LA4) ⊢ (( A → ¬ A ) → A ) → A

(MP) A , A → B ⊢ B

Esta secuencia difiere de la lógica clásica por el cambio en el axioma 2 y la adición del axioma 4. El teorema de deducción clásico no se cumple para esta lógica, sin embargo, sí se cumple una forma modificada, es decir, A ⊢ B si y sólo si ⊢ A → ( A → B ). ^[5]

Admisibilidad y derivabilidad

En un conjunto de reglas, una regla de inferencia podría ser redundante en el sentido de que sea admisible o derivable . Una regla derivable es aquella cuya conclusión se puede derivar de sus premisas utilizando las otras reglas. Una regla admisible es aquella cuya conclusión se cumple siempre que se cumplan las premisas. Todas las reglas derivables son admisibles. Para apreciar la diferencia, considere el siguiente conjunto de reglas para definir los números naturales (la sentencia afirma el hecho de que es un número natural): $n\,\,{\mathsf {nat}}$ $n$

{\begin{matrix}{\begin{array}{c}\\\hline {\mathbf {0} \,\,{\mathsf {nat}}}\end{array}}&{\begin{array}{c}{n\,\,{\mathsf {nat}}}\\\hline {\mathbf {s(} n\mathbf {)} \,\,{\mathsf {nat}}}\end{array}}\end{matrix}}

La primera regla establece que 0 es un número natural y la segunda establece que s( n ) es un número natural si n lo es. En este sistema de prueba, se puede derivar la siguiente regla, que demuestra que el segundo sucesor de un número natural también es un número natural:

{\begin{array}{c}{n\,\,{\mathsf {nat}}}\\\hline {\mathbf {s(s(} n\mathbf {))} \,\,{\mathsf {nat}}}\end{array}}

Su derivación es la composición de dos usos de la regla sucesora anterior. La siguiente regla para afirmar la existencia de un predecesor de cualquier número distinto de cero es meramente admisible:

{\begin{array}{c}{\mathbf {s(} n\mathbf {)} \,\,{\mathsf {nat}}}\\\hline {n\,\,{\mathsf {nat}}}\end{array}}

Este es un hecho cierto de los números naturales, como se puede demostrar por inducción . (Para demostrar que esta regla es admisible, suponga una derivación de la premisa e induzca sobre ella para producir una derivación de .) Sin embargo, no es derivable, porque depende de la estructura de la derivación de la premisa. Debido a esto, la derivabilidad es estable bajo adiciones al sistema de prueba, mientras que la admisibilidad no lo es. Para ver la diferencia, supongamos que se agrega la siguiente regla sin sentido al sistema de prueba: $n\,\,{\mathsf {nat}}$

{\begin{array}{c}\\\hline {\mathbf {s(-3)} \,\,{\mathsf {nat}}}\end{array}}

En este nuevo sistema, la regla del doble sucesor todavía es derivable. Sin embargo, la regla para encontrar al predecesor ya no es admisible, porque no hay forma de derivarla . La fragilidad de la admisibilidad proviene de la forma en que se prueba: dado que la prueba puede inducirse sobre la estructura de las derivaciones de las premisas, las extensiones del sistema añaden nuevos casos a esta prueba, que pueden ya no ser válidos. $\mathbf {-3} \,\,{\mathsf {nat}}$

Las reglas admisibles pueden considerarse teoremas de un sistema de demostración. Por ejemplo, en un cálculo posterior en el que se cumple la eliminación del corte , la regla del corte es admisible.

Ver también

Referencias

^ Boolos, George; Burgess, Juan; Jeffrey, Richard C. (2007). Computabilidad y lógica. Cambridge: Prensa de la Universidad de Cambridge. pag. 364.ISBN 978-0-521-87752-7.
^ John C. Reynolds (2009) [1998]. Teorías de los lenguajes de programación. Prensa de la Universidad de Cambridge. pag. 12.ISBN 978-0-521-10697-9.
^ Kosta Dosen (1996). "Consecuencia lógica: un giro de estilo". En María Luisa Dalla Chiara ; Kees Doets; Daniele Mundici; Johan van Benthem (eds.). Lógica y métodos científicos: volumen uno del Décimo Congreso Internacional de Lógica, Metodología y Filosofía de la Ciencia, Florencia, agosto de 1995 . Saltador. pag. 290.ISBN 978-0-7923-4383-7.preimpresión (con diferente paginación)
^ Bergmann, Merrie (2008). Una introducción a la lógica difusa y de muchos valores: semántica, álgebras y sistemas de derivación . Prensa de la Universidad de Cambridge. pag. 100.ISBN 978-0-521-88128-9.
^ Bergmann, Merrie (2008). Una introducción a la lógica difusa y de muchos valores: semántica, álgebras y sistemas de derivación . Prensa de la Universidad de Cambridge. pag. 114.ISBN 978-0-521-88128-9.