 |
ŚFiNiA ŚFiNiA - Światopoglądowe, Filozoficzne, Naukowe i Artystyczne forum - bez cenzury, regulamin promuje racjonalną i rzeczową dyskusję i ułatwia ucinanie demagogii. Forum założone przez Wuja Zbója.
|
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:07, 17 Mar 2025 Temat postu: Algebra Kubusia - matematyczna wojna wszech czasów |
|
|
Algebra Kubusia
Matematyczna wojna wszech czasów
Algebra Kubusia vs Wszelkie logiki matematyczne ziemskich matematyków
2025-03-17 Wersja przedpremierowa
Autor:
Kubuś ze 100-milowego lasu
Ziemia Obiecana - biblijne miejsce, do którego Mojżesz prowadził Izraelitów po wyprowadzeniu ich z Egiptu i przeprowadzeniu przez Morze Czerwone
Algebra Kubusia – miejsce, do którego Kubuś ze 100-milowego lasu prowadził ziemskich matematyków po wyprowadzeniu ich z Klasycznego Rachunku Zdań
Rozszyfrowali:
Rafal3006 i przyjaciele
I.
Algebra Kubusia – Teoria podstawowa (Stron: 153):
[link widoczny dla zalogowanych]
II.
Algebra Kubusia - Matematyka języka potocznego" (Stron: 1215):
[link widoczny dla zalogowanych]
Link do pełnej wersji algebry Kubusia na forum śfinia:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/algebra-kubusia-matematyka-jezyka-potocznego,21937.html#680041
III.
„Algebra Kubusia – Matematyczna wojna wszech czasów” w pdf (Stron 181)
[link widoczny dla zalogowanych]
Link do „Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów” na forum śfinia:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/algebra-kubusia-matematyczna-wojna-wszech-czasow,27431.html#836061
Ta część algebry Kubusia to historia 20-letniej wojny wszech czasów:
Algebra Kubusia vs Wszelkie logiki matematyczne ziemskich matematyków
IV.
„Algebra Kubusia – bijatyka na forum śfinia” w pdf (Stron 168)
[link widoczny dla zalogowanych]
Link do „Algebra Kubusia – bijatyka na forum śfinia” na forum śfinia:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/bijaktyka-na-forum-sfinia,27433.html#836091
Zawiera mniej ważne posty z „Wojny wszech czasów”
ŚFiNiA - Światopoglądowe, Filozoficzne, Naukowe i Artystyczne forum – bez cenzury.
Link do forum filozoficznego sfinia z jego niezwykłym regulaminem pozwalającym głosić dowolne herezje bez obawy o bana - tylko i wyłącznie dzięki temu algebra Kubusia została rozszyfrowana.
Na forum śfinia mamy dostęp do pełnej, 20 letniej historii rozszyfrowywania algebry Kubusia.
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,60/
Dziękuję wszystkim, którzy dyskutując z Rafałem3006 przyczynili się do odkrycia algebry Kubusia (cytuję w kolejności zaistnienia):
Wuj Zbój, Miki (vel Lucek), Volrath, Macjan, Irbisol, Makaron czterojajeczny, Quebab, Windziarz, Fizyk, Idiota, Sogors (vel Dagger), Słupek, Fiklit, Yorgin, Exodim, FlauFly, Pan Barycki, Zbigniewmiller, Mar3x, Wookie, Prosiak, Andy72, Michał Dyszyński, Szaryobywatel, Jan Lewandowski, MaluśnaOwieczka, Zefciu i inni.
Kluczowi przyjaciele Kubusia, którzy wnieśli największy wkład w rozszyfrowanie algebry Kubusia to: Rafal3006, Wuj Zbój, Irbisol, Volrath, Macjan, Fiklit (kolejność chronologiczna).
Spis treści:
29.0 Dowód wewnętrznej sprzeczności KRZ w obsłudze zdań "Jeśli p to q"
30.0 Geneza błędu fatalnego w ziemskiej logice matematycznej
31.0 Dowód śmieciowości ziemskiej teorii mnogości
32.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji prostej p||=>q
33.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q
34.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze równoważności p|<=>q
35.0 Geneza rozszyfrowywania algebry Kubusia
CV
Ja, Rafal3006 jestem absolwentem wydziału elektroniki na Politechnice Warszawskiej (rok 1980).
Po skończeniu studiów zdałem sobie sprawę, iż w praktyce sterowań w technice mikroprocesorowej (moja specjalizacja) wykorzystuję niewielką ilość wiedzy którą wpajano mi na studiach.
Wpadłem wówczas na pomysł napisania serii podręczników do nauki elektroniki dla hobbystów przy założeniu, że odbiorca nie zna prawa Ohma, czyli z założenia były to podręczniki dla I klasy LO, gdzie po łagodnej równi pochyłej czytelnik był prowadzony od takich pojęć jak napięcie, prąd, prawo Ohma … poprzez elektronikę klasyczną, bramki logiczne, układy scalone średniej skali integracji, układy mikroprocesorowe, do praktycznego programowania różnych sterowań w języku asemblera mikroprocesora Z80 przy pomocy opracowanego przeze mnie sterownika o nazwie CA80.
CA80 jest dziś legendą wśród starszej daty elektroników, doczekał się nawet debiutu w Krzemowej Dolinie.
Prezentacja komputerka CA80 w Computer History Museum, Mountain View, 6-7 Sierpień 2022
https://youtu.be/RKOvcejgb_0
https://www.youtube.com/watch?v=zh_pjpe64sw
Czym był CA80 dla wielu młodych ludzi w latach 80-tych najlepiej pokazuje 117 autentycznych recenzji z tamtego okresu:
[link widoczny dla zalogowanych]
Oryginały napisanych przeze mnie 40 lat temu podręczników MIK01-MIK11 do nauki elektroniki i mikroelektroniki dostępne są w wersji pdf na forum elektroda.pl dzięki Andrzejowi Liskowi który je zeskanował (trzeba się zarejestrować by mieć do nich dostęp):
[link widoczny dla zalogowanych]
Uważam, że podręczniki te nadal są aktualne i ciekawe dla uczniów techników o specjalności elektrycznej i elektronicznej. Szczególnie polecam MIK01 i MIK02 zawierające wiedzę podstawową, która nigdy się nie zestarzeje np. napięcie, prąd, prawo Ohma (MIK01), zrozumienie fundamentów działania wszelkich mikroprocesorów na poziomie sprzętowym (MIK02).
Ciekawostką jest fakt, że mikroprocesor Z80 opisywany w MIK02 wywodzi się z linii mikroprocesorów Intela i8080 której zwieńczeniem był 16 bitowy mikroprocesor i8086 zastosowany w pierwszym poważnym komputerze osobistym IBM PC (rok 1981) będącym protoplastą wszelkich obecnych komputerów tzn. program napisany w języku asemblera na staruszka i8086 będzie działał poprawnie w dzisiejszych komputerach zbudowanych na najnowszych procesorach firmy Intel np. i5-1235u
Z perspektywy czasu myślę, że mój CA80 był wstępem koniecznym dla rozszyfrowania algebry Kubusia, logiki matematycznej pod którą podlega cały nasz Wszechświat żywy i martwy.
Myślę, że o CA80 z czasem ludzie zapomną, bo to były początki techniki mikroprocesorowej, natomiast „Algebra Kubusia” jeśli ziemscy matematycy ją zaakceptują (to tylko kwestia czasu), będzie żyła „wiecznie”.
Czym jest algebra Kubusia?
Algebra Kubusia to jedyna poprawna logika matematyczna pod którą podlega cały nasz Wszechświat, żywy i martwy.
Najważniejsze zastosowanie algebry Kubusia w świecie żywym to matematyczna obsługa obietnic i gróźb będąca fundamentem działania wszelkich istot żywych (nie tylko człowieka).
Naturalnymi ekspertami algebry Kubusia są 5-cio latki i humaniści.
Algebra Kubusia to podłożenie matematyki pod język potoczny człowieka, czyli coś, o czym matematycy marzą od 2500 lat (od Sokratesa).
Rozszyfrowanie algebry Kubusia to 20 lat dyskusji na forum filozoficznym w Polsce, to ponad 40 000 postów napisanych przez Rafała3006 wyłącznie w temacie "Logika matematyczna"
Pełna historia rozszyfrowywania algebry Kubusia dostępna jest na forum śfinia:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,60/
Algebrę Kubusia wyssaliśmy z mlekiem matki i nie musimy się jej uczyć - wszyscy jesteśmy jej ekspertami w praktyce bo po prostu pod nią podlegamy nie mając żadnych szans, by się od niej uwolnić. Aktualnie żaden ziemski matematyk nie wie, iż w komunikacji z 5-cio latkami i humanistami używa tylko i wyłącznie algebry Kubusia.
Matematyczna wersja algebry Kubusia jest tak samo potrzebna do szczęścia 5-cio latkowi i humaniście jak gramatyka języka polskiego, której nigdy nie znałem i nie znam, a mimo to po polsku piszę. Pewne elementy algebry Kubusia można nauczać już w przedszkolu w formie zabawy, bowiem 5-cio latki doskonale ją znają nie wiedząc, że to jest matematyka ścisła opisująca otaczającą nas rzeczywistość co udowodniono w punkcie 28.0 w zabawie z pluszowymi zwierzątkami.
Weryfikowalność algebry Kubusia:
Z racji wykształcenia (elektronika na Politechnice Warszawskiej) jestem ekspertem bramek logicznych od zawsze, mając pewność absolutną, że algebra Kubusia jest w 100% zgodna z teorią bramek logicznych - gdybym tej pewności nie miał, to o żadnej logice bym nie dyskutował.
Algebrę Kubusia w bramkach logicznych wyłożono w punkcie:
11.0 Algebra Kubusia w bramkach logicznych
Motto Rafała3006:
Napisać algebrę Kubusia w taki sposób, by ziemski matematyk był w stanie ją zrozumieć i zaakceptować, mimo iż na starcie nie zna ani jednej definicji obowiązującej w AK.
Początkowo ta część podręcznika będąca bezpardonowym atakiem na wszelkie logiki matematyczne ziemskich matematyków była integralną częścią pełnej wersji algebry Kubusia.
Co jest złego w aktualnych logikach ziemskich matematyków?
Najkrótsza odpowiedź: Wszystko jest do bani
1.
Klasyczny Rachunek Zdań jest w 100% fałszem bo operuje na stałych binarnych o znanych z góry wartościach logicznych gdzie wykluczona jest jakkolwiek logika matematyczna.
Logika matematyczna operuje wyłącznie na zmiennych binarnych.
Dowód:
Dajmy programiście do dyspozycji wyłącznie stale binarne o znanych z góry wartościach logicznych.
Czy w tym przypadku możliwe jest napisanie choćby najprostszego programu?
Odpowiedź jest tu absolutnie pewna:
NIE!
2.
Teoria Mnogości jest śmieciem, czego dowód znajdziemy w punkcie:
31.0 Dowód śmieciowości ziemskiej teorii mnogości
Wniosek:
Wszelkie logiki teorio-mnogościowe są śmieciami, dowiem wszystko co jest zbudowane na śmieciowym fundamencie (TM) jest śmieciem (garbage in garbage out)
Podsumowując:
Aktualny, matematyczny opis otaczającej nas rzeczywistości ziemskich matematyków to matematyczna schizofrenia, czyli opisy niezgodne ze stanem faktycznym
Logiki będące matematyczną schizofrenią to:
Klasyczny Rachunek Zdań, Teoria Mnogości, kwantyfikatory, Logiki modalne, relewantne, intuicjonistyczne etc.
0.0 Skorowidz znaczków używanych w algebrze Kubusia
Definicje znaczków używanych w algebrze Kubusia poparto prostymi przykładami, zrozumiałymi dla każdego 5-cio latka.
I.
Nowa algebry Boole'a związana wyłącznie za spójnikami "lub"(+) i "i"(*)
1.
Znaczki elementarne (1.1):
1 = prawda
0 = fałsz
(~) - negacja (zaprzeczenie), słówko „NIE” w języku potocznym
Definicja logiki dodatniej (bo p) i logiki ujemnej (bo ~p) (1.1.1)
2.
Spójniki podstawowe "lub"(+) i "i"(*) zgodne z językiem potocznym:
(+) - spójnik „lub”(+) w języku potocznym (1.14)
(*) - spójnik „i”(*) w języku potocznym (1.15)
3.
Operatory logiczne "lub"(|+) i "i'(|*) definiowane spójnikami podstawowymi "lub"(+) i "i"(*):
(|+) - operator "lub"(|+) w języku potocznym (1.14.1)
(|*) - operator "i"(|*) w języku potocznym (1.15.1)
II.
Algebra Kubusia obsługująca zdania warunkowe "Jeśli p to q"
Definicja spójnika implikacyjnego:
Spójnik implikacyjny to spójnik związany w obsługą zdań warunkowych "Jeśli p to q" definiowanych warunkami wystarczającymi => i koniecznymi ~>
Definicje spójników implikacyjnych w algebrze Kubusia mają układ trzypoziomowy {1=>2=>3}:
1.
Elementarne spójniki implikacyjne: =>, ~>, ~~>
2.
Podstawowe spójniki implikacyjne: |=>, |~>, <=>, |~~> definiowane spójnikami elementarnymi
3.
Operatory implikacyjne: ||=>, ||~>, |<=>, ||~~> definiowane podstawowymi spójnikami implikacyjnymi.
1.
Spójniki elementarne zdań warunkowych "Jeśli p to q":
Zdarzenia:
~~> - zdarzenie możliwe w teorii zdarzeń (2.2.1)
=> - warunek wystarczający (2.2.2)
~> - warunek konieczny (2.2.3)
Zbiory:
~~> - element wspólny zbiorów w teorii zbiorów (2.3.1)
=> - warunek wystarczający (2.3.2)
~> - warunek konieczny (2.3.3)
2.
Podstawowe spójniki implikacyjne definiowane spójnikami elementarnymi:
|=> - implikacja prosta (2.12, 3.1)
|~> - implikacja odwrotna (2.13, 4.1)
<=> - równoważność (2.14, 6.1)
|~~> - chaos (2.15, 8.1)
$ - spójnik "albo" dostępny w rozszerzonej algebrze Kubusia (7.2)
3.
Operatory implikacyjne definiowane podstawowymi spójnikami implikacyjnymi:
||=> - operator implikacji prostej (2.12.1, 3.1.1)
||~> - operator implikacji odwrotnej (2.13.1, 4.1.1)
|<=> - operator równoważności (2.14.1, 6.1.1)
||~~> - operator chaosu (2.15.1, 8.1.1)
|$ - operator "albo" dostępny w rozszerzonej algebrze Kubusia (7.2.1)
III.
Pozostałe znaczki algebry Kubusia:
# - różne w znaczeniu iż dowolna strona znaczka # jest negacją drugiej strony (2.5.1)
## - różne na mocy definicji (2.5.1)
### - różne na mocy nietrywialnego błędu podstawienia (2.7.4)
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Nie 8:53, 11 Maj 2025, w całości zmieniany 18 razy
|
|
Powrót do góry |
|
 |
|
 |
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:09, 17 Mar 2025 Temat postu: |
|
|
Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów
29.0 Dowód wewnętrznej sprzeczności KRZ w obsłudze zdań "Jeśli p to q"
Spis treści
29.0 Dowód wewnętrznej sprzeczności KRZ w obsłudze zdań "Jeśli p to q" 1
29.1 Cytat wykładowcy logiki matematycznej Volratha 1
29.2 Prawo Krokodyla 4
29.2.1 Twarde i miękkie jedynki w operatorze implikacji prostej p||=>q 4
29.2.2 Twarde i miękkie jedynki w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q 6
29.2.3 Twarde jedynki w operatorze równoważności p|<=>q 8
29.2.4 Twarde jedynki w operatorze "albo" p|$q 10
29.2.5 Brak twardych jedynek w operatorze chaosu p||~~>q 12
29.0 Dowód wewnętrznej sprzeczności KRZ w obsłudze zdań "Jeśli p to q"
Dowód wewnętrznej sprzeczności KRZ dedykowany jest matematykom znającym logikę matematyczną zwaną "Klasyczny Rachunek Zdań".
Algebra Boole’a jest fundamentem KRZ, zatem wszelkie prawa algebry Boole’a muszą być honorowane przez KRZ.
29.1 Cytat wykładowcy logiki matematycznej Volratha
2023-01-24
Największą dla mnie niespodzianką w rozszyfrowywaniu algebry Kubusia jest wykorzystanie cytatu wykładowcy logiki matematycznej Volratha z roku 2008 do udowodnienia wewnętrznej sprzeczności Klasycznego Rachunku Zdań w obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q".
Algebra Kubusia która spełnia wymagania poprawnej logiki matematycznej z cytatu Volratha jest wewnętrznie niesprzeczna. Najśmieszniejszy w tym wszystkim jest fakt, że na mocy cytatu Volratha rachunek predykatów w algebrze Kubusia jest zbędny, nie ma prawa bytu!
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/kubusiowa-szkola-logiki-na-zywo-dyskusja-z-volrathem,3591-100.html#72062
Wysłany: Śro 13:43, 10 Gru 2008
@volrath
Niestety bazowa logika Boole'a domyślnie zakłada, że wszystkie jedynki są miękkie, a zera twarde. Tak już jest skonstruowana - jeśli z zdania wychodzi 0, to znaczy, że na pewno nie ma obiektu spełniającego to zdanie, a jeśli 1 - to może być, ale nie musi. Rozumienie, że "na pewno jest obiekt spełniający zdanie" nie mieści się w logice Boole'a.
…
Czyli trzeba zrobić tak:
0 - twarde zero
1 - twarda jedynka
2 - miękkie coś (jedynka lub zero - są równoważne)
Alternatywnie należałoby dodać do logiki rachunek predykatów pierwszego rzędu (i tak się robi obecnie, w ogóle logika nie rozpoznaje zdania "jeśli p to może q", chociaż jedno jego rozumienie jako warunku koniecznego da się zapisać logiką Boole'a, a drugie da się zapisać rachunkiem predykatów lub rozszerzając logikę Boole'a do trójwartościowej - w sumie to rachunek predykatów jest po to by zdania zawierające "dla każdego" i "istnieje" jakoś przetwarzać.)
W sumie to ciekawy problem - poprawne skonstruowanie logiki trójwartościowej tak, by nie potrzeba było rachunku predykatów do przetwarzania zdań "istnieje" i "dla każdego" oraz zawierał trzy wartości "prawda" = twarda prawda, "fałsz" = twardy fałsz i "może" = miękki fałsz/prawda.
Ludzie na co dzień przetwarzają zdania typu "istnieje X" i "dla każdego ze zbioru Y zachodzi Z". I część tych zdań nie mieści się w logice podstawowej (wymaga rachunku predykatów) - a może powinna.
Jak widzimy, wykładowca logiki matematycznej Volrath napisał czego brakuje w logice matematycznej ziemian i to czego brakuje jest w algebrze Kubusia!
W algebrze Kubusia zawsze gdy jest twarde zero jest też twarda jedynka, której logika zwana KRZ nie widzi z powodu prawa eliminacji warunku wystarczającego => (w KRZ prawo eliminacji implikacji =>)
Najważniejsza uwaga do cytatu Vorahta:
Algebra Kubusia jest logiką dwuwartościową bo w każdej chwili czasowej mamy do wyboru jedną z dwóch możliwości a mimo to AK obsługuje zdania warunkowe "Jeśli p to może q".
Definicja kontrprzykładu w zdarzeniach:
Kontrprzykładem dla warunku wystarczającego p=>q nazywamy to samo zdanie z zanegowanym następnikiem kodowane zdarzeniem możliwym p~~>~q=p*~q
Rozstrzygnięcia:
Prawdziwość warunku wystarczającego p=>q=1 wmusza fałszywość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=0 (i odwrotnie)
Fałszywość warunku wystarczającego p=>q=0 wmusza prawdziwość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=1
(i odwrotnie)
Definicja kontrprzykładu w zbiorach:
Kontrprzykładem dla warunku wystarczającego p=>q nazywamy to samo zdanie z zanegowanym następnikiem kodowane elementem wspólnym zbiorów p~~>~q=p*~q
Rozstrzygnięcia:
Prawdziwość warunku wystarczającego p=>q=1 wmusza fałszywość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=0 (i odwrotnie)
Fałszywość warunku wystarczającego p=>q=0 wmusza prawdziwość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=1 (i odwrotnie)
Wnioski z cytatu Voratha:
1.
Prawo Krokodyla:
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
Uwaga:
W algebrze Kubusia pod logikę matematyczną podlegają zdania warunkowe „Jeśli p to q” spełniające algorytm Puchacza (pkt. 2.11), wszelkie inne zdania są w AK fałszywe.
Definicja twardej jedynki:
W zdaniach warunkowych "Jeśli p to q" twarda jedynka to spełniony warunek wystarczający => w analizie matematycznej zdania "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q, przy pomocy znaczków =>, ~> i ~~>.
Na mocy definicji kontrprzykładu spełniony warunek wystarczający A1: p=>q=1 (twarda jedynka) wymusza fałszywość kontrprzykładu A1’: p~~>~q=0 (twarde zero) i odwrotnie
Przykład dla zbiorów:
A1.
Jeśli zajdzie p to na 100% => zajdzie q
A1: p=>q =1 - twarda jedynka
Zajście p jest (=1) warunkiem wystarczającym => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
Twarda jedynka w A1: p=>q =1 wymusza twarde zero w kontrprzykładzie A1’: p~~>~q=0 (twarde zero) i odwrotnie
Definicja twardego zera:
W zdaniach warunkowych "Jeśli p to q" twarde zero to fałszywość zdania A1’: p~~>~q =0 kodowanego zdarzeniem możliwym ~~> (dla zdarzeń) lub elementem wspólnym zbiorów ~~> (dla zbiorów) w analizie matematycznej zdania "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q, przy pomocy znaczków =>, ~> i ~~>.
Na mocy definicji fałszywy kontrprzykład A1’: p~~>~q =0 (twarde zero) wymusza prawdziwy warunek wystarczający => A1: p=>q (twarda jedynka) i odwrotnie.
Przykład dla zbiorów:
A1’.
Jeśli zajdzie p to może ~~> zajść ~q
A1’: p~~>~q=p*~q =0 - twarde zero
Niemożliwy jest (=0) ~~> przypadek: zajdzie p i nie zajdzie q
Twarde zero w A1’: p~~>~q =0 wymusza twardą jedynkę w warunku wystarczającym => A1: p=>q =1 (i odwrotnie)
Notacja w algebrze Kubusia:
Kontrprzykład dla warunku wystarczającego A1 oznaczamy A1’
Szczegóły:
1.
W obsłudze implikacji prostej p|=>q i implikacji odwrotnej p|~>q poprawna logika matematyczna musi widzieć jedno twarde zero i jedną twardą jedynkę, oraz dwie jedynki miękkie
2.
W obsłudze równoważności p<=>q i spójnika "albo"$ poprawna logika matematyczna musi widzieć dwa twarde zera i dwie twarde jedynki (zero jedynek miękkich)
3.
W obsłudze chaosu p|~~>q gdzie mamy same jedynki w kolumnie wynikowej nie ma ani jednego twardego zera, a tym samym nie ma warunku wystarczającego =>, wszystkie cztery jedynki są tu miękkimi jedynkami.
2.
Prawo Aligatora:
W logice matematycznej niesprzecznej na mocy prawa Krokodyla (algebra Kubusia) rachunek predykatów jest zbędny, nie ma prawa bytu!
3.
Sprzeczność KRZ:
Ziemska logika matematyczna zwana Klasycznym Rachunkiem Zdań z powodu obligatoryjnego korzystania z prawa eliminacji warunku wystarczającego => (w KRZ implikacji =>) z definicji nie widzi jakiegokolwiek warunku wystarczającego => (twardej jedynki), co oznacza iż jest wewnętrznie sprzeczna.
4.
Prawo Mamuta (którego już nie ma):
Ziemski matematyk który zastosuje prawo eliminacji warunku wystarczającego => (w KRZ implikacji =>):
p=>q = ~p+q
w odniesieniu do zdania warunkowego "Jeśli p to q" popełnia błąd fatalny, bo zabija warunek wystarczający => (twardą jedynkę)
29.2 Prawo Krokodyla
Prawo Krokodyla:
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
29.2.1 Twarde i miękkie jedynki w operatorze implikacji prostej p||=>q
W algebrze Kubusia operator implikacji prostej p||=>q opisany jest jedna twardą jedynką, jedynym twardym zerem, oraz dwoma jedynkami miękkimi, czego dowód znajdziemy w punkcie 10.1.2
Cytuję:
Tabela prawdy operatora implikacji prostej p||=>q:
Tabela prawdy operatora implikacji prostej p||=>q to analiza tego operatora w warunkach wystarczających =>, warunkach koniecznych ~> i zdarzeniach możliwych ~~> przez wszystkie możliwe przeczenia p i q w kierunku od p do q
Kod: |
T1
Tabela prawdy operatora implikacji prostej p||=>q
A1B1: p|=>q=(A1: p=>q)*~(B1: p~>q)=1*~(0)=1*1=1
Prawo Kubusia:
B1: p~>q = B2: ~p=>~q =0
A1: p=> q =1 - zajście p jest wystarczające => dla zajścia q
Twarda jedynka w A1 wymusza twarde zero w A1' (i odwrotnie)
A1': p~~>~q=0 - prawdziwość A1: p=>q wymusza fałszywość kontrprzykładu A1'
Twarde zero w A1' wymusza twardą jedynkę w A1 (i odwrotnie)
Prawo Kubusia:
A1: p=>q = A2:~p~>~q =1
A2: ~p~>~q =1 - bo prawo Kubusia: A1: p=>q = A2: ~p~>~q
Miękka jedynka w A2 na mocy definicji p||=>q
LUB
B2':~p~~>q =1 - fałszywy B2:~p=>~q=0 wymusza prawdziwość kontrprzykładu B2'
Miękka jedynka w B2' na mocy definicji p||=>q
|
Prawo Krokodyla (pkt 29.2):
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
Jak widzimy, w operatorze implikacji prostej p||=>q mamy jedną twardą jedynkę (A1), jedno twarde zero (A1') oraz dwie miękkie jedynki (A2 i B2') wymuszone definicją tego operatora, co oznacza spełnienie prawa Krokodyla i brak wewnętrznej sprzeczności algebry Kubusia.
Matematycznie za cytatem Volrtaha (pkt. 29.1) jest tu wszystko w porządku.
Definicja twardej jedynki:
Twarda jedynka zachodzi zawsze bez wyjątków.
A1.
Jeśli zajdzie p to na 100% => zajdzie q
p=>q =1
Zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q (twarda jedynka) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
Definicja twardego zera:
Twarde zero zachodzi zawsze bez wyjątków
A1’.
Jeśli zajdzie p to może ~~> zajść ~q
p~~>~q = p*~q=0
Na mocy definicji kontrprzykładu fałszywość kontrprzykładu A1’: p~~>~q =0 (twarde zero) wymusza prawdziwość warunku wystarczającego A1: p=>q =1 (twarda jedynka) i odwrotnie.
Definicja miękkiej jedynki:
Miękka jedynka może zajść, ale nie musi.
Definicja miękkiego zera:
Miękkie zero może zajść, ale nie musi.
Jak działają w praktyce miękkie jedynki i miękkie zera?
W operatorze implikacji prostej p||=>q dwie miękkie jedynki mamy na pozycjach A2 i B2’.
Przypadek 1.
Załóżmy, że zajdzie miękka jedynka w linii A2.
A2.
Jeśli zajdzie ~p to może ~> zajść ~q
A2: ~p~>~q =1
Zajście ~p jest (=1) warunkiem koniecznym ~> dla zajścia ~q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest nadzbiorem ~> zbioru ~q
Innymi słowy, może się zdarzyć pojedyncze iterowanie ~~>:
Y(A2) = ~p~~>~q = ~p*~q=1
Co w logice jedynek oznacza:
Y(A2)=1 <=> ~p=1 i ~q=1
Dla tego przypadku zdanie B2’ będzie miękkim fałszem:
B2’ = ~p~~>q = ~p*q =0
Dowód:
Z założenia Y(A2) mamy:
(~q=1)=(q=0) - to zaszło z założenia (prawo Prosiaczka)
Stąd mamy:
Y(B2’) =~p*q = 1*0 =0
cnd
Wniosek:
Miękka jedynka w linii A2 wymusza miękkie zero w linii B2’ (i odwrotnie), co wyżej zostało udowodnione.
Przypadek 2.
Załóżmy, że zajdzie miękka jedynka w linii B2’.
B2’
Jeśli zajdzie ~p to może ~~> zajść q
B2’: ~p~~>q = ~p*q =1
Innymi słowy może się zdarzyć pojedyncze iterowanie:
Y(B2’) = ~p*q =1
Co w logice jedynek oznacza:
Y(B2’)=1 <=> ~p=1 i q=1
Dla tego przypadku zdanie A2 będzie miękkim fałszem:
A2 = ~p~~>~q = ~p*~q =0
Dowód:
Z założenia Y(B2’) mamy:
(q=1)=(~q=0) - to zaszło z założenia (prawo Prosiaczka)
Stąd mamy:
Y(A2) = ~p*~q = 1*0 =0
cnd
Wniosek:
Miękka jedynka w linii B2’ wymusza miękkie zero w linii A2 (i odwrotnie), co wyżej zostało udowodnione.
29.2.2 Twarde i miękkie jedynki w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q
W algebrze Kubusia operator implikacji odwrotnej p||~>q opisany jest jedną twardą jedynką, jedynym twardym zerem, oraz dwoma jedynkami miękkimi, czego dowód znajdziemy w punkcie 10.3.2
Cytuję:
Tabela prawdy operatora implikacji odwrotnej p||~>q:
Tabela prawdy operatora implikacji odwrotnej p||~>q to analiza tego operatora w warunkach wystarczających =>, warunkach koniecznych ~> i zdarzeniach możliwych ~~> przez wszystkie możliwe przeczenia p i q w kierunku od p do q
Tabela prawdy operatora implikacji odwrotnej p||~>q.
Kod: |
T1
Tabela prawdy operatora implikacji odwrotnej p||~>q.
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q)=~(0)*1=1*1=1
B1: p~> q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Miękka jedynka w B1 na mocy definicji p||~>q
LUB
A1': p~~>~q=1 - fałszywy A1: p=>q=0 wymusza prawdziwość kontrprzykładu A1'
Miękka jedynka w A1' na mocy definicji p||~>q
Prawo Kubusia:
B1: p~>q = B2: ~p=>~q =1
B2: ~p=>~q =1 - bo prawo Kubusia B1: p~>q = B2: ~p~>~q
Twarda jedynka w B2 wymusza twarde zero w B2' (i odwrotnie)
B2':~p~~>q =0 - prawdziwość B2:~p=>~q wymusza fałszywość kontrprzykładu B2'
Twarde zero w B2' wymusza twardą jedynkę w B2 (i odwrotnie)
|
Prawo Krokodyla (pkt. 29.2):
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
Jak widzimy, w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q mamy jedną twardą jedynkę (B2), jedno twarde zero (B2') oraz dwie miękkie jedynki (B1 i A1') wymuszone definicją tego operatora, co oznacza spełnienie prawa Krokodyla i brak wewnętrznej sprzeczności algebry Kubusia.
Matematycznie za cytatem Volrtaha (pkt. 29.1) jest tu wszystko w porządku
Definicja miękkiej jedynki:
Miękka jedynka może zajść, ale nie musi.
Definicja miękkiego zera:
Miękkie zero może zajść, ale nie musi.
Jak działają w praktyce miękkie jedynki i miękkie zera?
W operatorze implikacji odwrotnej p||~>q dwie miękkie jedynki mamy na pozycjach B1 i A1’.
Przypadek 1.
Załóżmy, że zajdzie miękka jedynka w linii B1.
B1.
Jeśli zajdzie p to może ~> zajść q
p~>q =1
Zajście p jest warunkiem koniecznym ~> dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q
Innymi słowy, może się zdarzyć iterowanie:
Y(B1) = p~~>q = p*q=1 - pojedyncze iterowanie
Co w logice jedynek oznacza:
Y(B1)=1 <=> p=1 i q=1
Dla tego iterowania zdanie A1’ będzie miękkim fałszem:
A1’.
Jeśli zajdzie p to może ~~> zajść ~q
Y(A1’) = p~~>~q = p*~q =0
Dowód:
Z założenia Y(B1) mamy:
(q=1)=(~q=0) - to zaszło z założenia (prawo Prosiaczka)
Stąd dla tego iterowania mamy:
Y(A1’) = p*~q = 1*0 =0
cnd
Wniosek:
Miękka jedynka w linii B1 wymusza miękkie zero w linii A1’ (i odwrotnie), co wyżej zostało udowodnione.
Przypadek 2.
Załóżmy, że zajdzie miękka jedynka w linii A1’.
A1’
Jeśli zajdzie p to może ~~> zajść ~q
A1’ = p~~>~q = p*~q =1
Innymi słowy, może się zdarzyć iterowanie:
Y(A1’) = p~~>~q = p*~q=1 - pojedyncze iterowanie
Co w logice jedynek oznacza:
Y(A1’)=1 <=> p=1 i ~q=1
Dla tego iterowania zdanie B1 będzie miękkim fałszem:
Y(B1) = p~~>q = p*q =0
Dowód:
Z założenia Y(A1’) mamy:
(~q=1)=(q=0) - to zaszło z założenia (prawo Prosiaczka)
Stąd mamy:
Y(B1) = p*q = 1*0 =0
cnd
Wniosek:
Miękka jedynka w linii A1’ wymusza miękkie zero w linii B1 (i odwrotnie), co wyżej zostało udowodnione.
Definicja twardej jedynki:
Twarda jedynka zachodzi zawsze bez wyjątków.
B2.
Innymi słowy, jeśli zajdzie ~p to na 100% => zajdzie ~q
B2: ~p=>~q =1
Zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q (twarda jedynka) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest (=1) podzbiorem => zbioru ~q
Definicja twardego zera:
Twarde zero zachodzi zawsze bez wyjątków
B2’.
Jeśli zajdzie ~p to może ~~> zajść q
B2’: ~p~~>q = ~p*q=0
Na mocy definicji kontrprzykładu fałszywość kontrprzykładu B2’: ~p~~>~q =0 (twarde zero) wymusza prawdziwość warunku wystarczającego B2: ~p=>~q =1 (twarda jedynka) i odwrotnie.
29.2.3 Twarde jedynki w operatorze równoważności p|<=>q
W algebrze Kubusia operator równoważności p|<=>q opisany jest dwoma twardymi jedynkami i dwoma twardymi zerami, czego dowód znajdziemy w punkcie 10.5.2
Definicja tabeli prawdy operatora równoważności p|<=>q:
Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q to analiza tego operatora w warunkach wystarczających =>, warunkach koniecznych ~> i zdarzeniach możliwych ~~> przez wszystkie możliwe przeczenia p i q w kierunku od p do q
Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q:
Kod: |
T1
Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q:
A1B1: p<=>q=(A1: p=>q)*(B1: p~>q)
A1: p=> q =1 - zajście p jest wystarczające => dla zajścia q
Twarda jedynka w A1 wymusza twarde zero w A1' (i odwrotnie)
A1': p~~>~q=0 - prawdziwość A1: p=>q wymusza fałszywość kontrprzykładu A1'
Twarde zero w A1' wymusza twardą jedynkę w A1 (i odwrotnie)
A2B2: ~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest wystarczające => dla zajścia ~q
Twarda jedynka w B2 wymusza twarde zero w B2' (i odwrotnie)
B2':~p~~>q =0 - prawdziwość B2:~p=>~q wymusza fałszywość kontrprzykładu B2'
Twarde zero w B2' wymusza twardą jedynkę w B2 (i odwrotnie)
|
Prawo Krokodyla (pkt. 29.2):
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
Jak widzimy, w operatorze równoważności p|<=>q mamy dwie twarde jedynki (A1 i B2) oraz dwa twarde zera (A1', B2'), co oznacza spełnienie prawa Krokodyla i brak wewnętrznej sprzeczności algebry Kubusia.
Matematycznie za cytatem Volrtaha (pkt. 29.1) jest tu wszystko w porządku
I.
Twarda jedynka i twarde zero po stronie p
Definicja twardej jedynki po stronie p:
Twarda jedynka zachodzi zawsze bez wyjątków.
A1.
Jeśli zajdzie p to na 100% => zajdzie q
p=>q =1
Zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q (twarda jedynka) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
Definicja twardego zera po stronie p:
Twarde zero zachodzi zawsze bez wyjątków
A1’.
Jeśli zajdzie p to może ~~> zajść ~q
p~~>~q = p*~q=0
Na mocy definicji kontrprzykładu fałszywość kontrprzykładu A1’: p~~>~q =0 (twarde zero) wymusza prawdziwość warunku wystarczającego A1: p=>q =1 (twarda jedynka) i odwrotnie.
Podsumowując:
Twarda jedynka w linii A1 wymusza twarde zero w linii A1’ (i odwrotnie).
II.
Twarda jedynka i twarde zero po stronie ~p
Definicja twardej jedynki po stronie ~p:
Twarda jedynka zachodzi zawsze bez wyjątków.
B2.
Innymi słowy, jeśli zajdzie ~p to na 100% => zajdzie ~q
B2: ~p=>~q =1
Zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q (twarda jedynka) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest (=1) podzbiorem => zbioru ~q
Definicja twardego zera po stronie ~p:
Twarde zero zachodzi zawsze bez wyjątków
B2’.
Jeśli zajdzie ~p to może ~~> zajść q
B2’: ~p~~>q = ~p*q=0
Na mocy definicji kontrprzykładu fałszywość kontrprzykładu B2’: ~p~~>~q =0 (twarde zero) wymusza prawdziwość warunku wystarczającego B2: ~p=>~q =1 (twarda jedynka) i odwrotnie.
Podsumowując:
Twarda jedynka w linii B2 wymusza twarde zero w linii B2’ (i odwrotnie).
29.2.4 Twarde jedynki w operatorze "albo" p|$q
W algebrze Kubusia operator "albo" p|$q opisany jest dwoma twardymi jedynkami i dwoma twardymi zerami, czego dowód znajdziemy w punkcie 10.8.2
Cytuję:
Definicja tabeli prawdy operatora "albo" p|$q:
Tabela prawdy operatora "albo" p|$q to analiza tego operatora w warunkach wystarczających =>, warunkach koniecznych ~> i zdarzeniach możliwych ~~> przez wszystkie możliwe przeczenia p i q w kierunku od p do q
Tabela prawdy operatora "albo" p|$q na mocy analizy w poprzednim punkcie:
Kod: |
T1
Tabela prawdy operatora "albo" p|$q
A1B1:
p$q=(A1: p=>~q)*(B1: p~>~q)
A1: p=>~q =1 - zajście p jest wystarczające => dla zajścia ~q
Twarda jedynka w A1 wymusza twarde zero w A1' (i odwrotnie)
A1': p~~>q =0 - prawdziwość A1: p=>~q wymusza fałszywość kontrprzykładu A1'
Twarde zero w A1' wymusza twardą jedynkę w A1 (i odwrotnie)
A2B2:
~p$~q=(A2:~p~>q)*(B2:~p=>q)
B2: ~p=> q =1 - zajście ~p jest wystarczające => dla zajścia q
Twarda jedynka w B2 wymusza twarde zero w B2' (i odwrotnie)
B2':~p~~>~q=0 - prawdziwość B2:~p=>q wymusza fałszywość kontrprzykładu B2'
Twarde zero w B2' wymusza twardą jedynkę w B2 (i odwrotnie)
|
Prawo Krokodyla (pkt. 29.2):
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
Jak widzimy, w operatorze "albo" p|$q mamy dwie twarde jedynki (A1 i B2) oraz dwa twarde zera (A1', B2'), co oznacza spełnienie prawa Krokodyla i brak wewnętrznej sprzeczności algebry Kubusia.
Matematycznie za cytatem Volrtaha (pkt. 29.1) jest tu wszystko w porządku
I.
Twarda jedynka i twarde zero po stronie p
Definicja twardej jedynki po stronie p:
Twarda jedynka zachodzi zawsze bez wyjątków.
A1.
Jeśli zajdzie p to na 100% => zajdzie ~q
p=>~q =1
Zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q (twarda jedynka) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
Przykład:
A1.
Jeśli dowolny człowiek jest mężczyzną (M) to na 100% => nie jest kobietą (~K)
M=>~K =1
Bycie mężczyzną (M) jest warunkiem wystarczającym => do tego, aby nie być kobietą (~K)
To samo w zapisach formalnych:
p=>~q =1
Definicja twardego zera po stronie p:
Twarde zero zachodzi zawsze bez wyjątków
A1’.
Jeśli zajdzie p to może ~~> zajść q
p~~>q = p*q=0
Na mocy definicji kontrprzykładu fałszywość kontrprzykładu A1’: p~~>q =0 (twarde zero) wymusza prawdziwość warunku wystarczającego A1: p=>~q =1 (twarda jedynka) i odwrotnie.
Przykład:
A1’.
Jeśli dowolny człowiek jest mężczyzną (M) to może ~~> być kobietą (K)
M~~>K = M*K =0
Nie może się zdarzyć ~~> (=0), że dowolny człowiek jest jednocześnie mężczyzną (M) i kobietą (K)
To samo w zapisach formalnych:
p~~>q = p*q =0
Podsumowując:
Twarda jedynka w linii A1 wymusza twarde zero w linii A1’ (i odwrotnie).
II.
Twarda jedynka i twarde zero po stronie ~p
Przykład o mężczyźnie i kobiecie dla tego przypadku znajdziemy w punkcie 17.5.1
Definicja twardej jedynki po stronie ~p:
Twarda jedynka zachodzi zawsze bez wyjątków.
B2.
Innymi słowy, jeśli zajdzie ~p to na 100% => zajdzie q
B2: ~p=>q =1
Zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q (twarda jedynka) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
Definicja twardego zera po stronie ~p:
Twarde zero zachodzi zawsze bez wyjątków
B2’.
Jeśli zajdzie ~p to może ~~> zajść ~q
B2’: ~p~~>~q = ~p*~q=0
Na mocy definicji kontrprzykładu fałszywość kontrprzykładu B2’: ~p~~>~q =0 (twarde zero) wymusza prawdziwość warunku wystarczającego B2: ~p=>q =1 (twarda jedynka) i odwrotnie.
Podsumowując:
Twarda jedynka w linii B2 wymusza twarde zero w linii B2’ (i odwrotnie).
29.2.5 Brak twardych jedynek w operatorze chaosu p||~~>q
Tu posłużę się dwoma, kluczowymi odnośnikami:
Punkt 10.10
Definicja chaosu p|~~>q w logice dodatniej (bo q):
Chaos p|~~>q w logice dodatniej (bo q) to nie zachodzenie ani warunku koniecznego ~> ani też warunku wystarczającego => między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: p=>q =0 - zajście p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - zajście p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
stąd:
A1B1:
p|~~>q = ~(A1: p=>q)*~(B1: p~>q) =~(0)*~(0) = 1*1 =1
Punkt 10.10.2
Definicja tabeli prawdy operatora chaosu p||~~>q:
Tabela prawdy operatora chaosu p||~~>q to analiza tego operatora w warunkach wystarczających =>, warunkach koniecznych ~> i zdarzeniach możliwych ~~> przez wszystkie możliwe przeczenia p i q w kierunku od p do q
Zauważmy, że w operatorze chaosu p||~~>q z definicji nie ma żadnego warunku wystarczającego ~> co wymusza brak warunku koniecznego ~>.
Stąd w tabeli operatora chaosu p||~~>q w analizie tego operatora przez wszystkie możliwe przeczenia p i q muszą być wszędzie wynikowe jedynki.
Zapiszmy tabele prawdy operatora chaosu p||~~>q wyprowadzoną w poprzednim punkcie dla ułatwienia upraszczając indeksowanie, co jest bez znaczenia
Kod: |
T2
Tabela prawdy operatora chaosu p||~~>q
A: p~~> q=1 - możliwe jest jednoczesne zajście zdarzeń p i q
B: p~~>~q=1 - możliwe jest jednoczesne zajście zdarzeń p i ~q
C:~p~~>~q=1 - możliwe jest jednoczesne zajście zdarzeń ~p i ~q
D:~p~~> q=1 - możliwe jest jednoczesne zajście zdarzeń ~p i q
|
Prawo Krokodyla (pkt. 29.2):
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
W operatorze chaosu p||~~>q wszystkie jedynki są miękkie, nie ma tu żadnego warunku wystarczającego =>, zatem nie ma tu ani jednej twardej jedynki, co pociąga za sobą brak twardego zera.
Prawo Krokodyla jest oczywiście spełnione, co oznacza brak wewnętrznej sprzeczności algebry Kubusia.
Matematycznie za cytatem Volrtaha (pkt. 29.1) jest tu wszystko w porządku
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Sob 7:59, 10 Maj 2025, w całości zmieniany 2 razy
|
|
Powrót do góry |
|
 |
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:15, 17 Mar 2025 Temat postu: |
|
|
Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów
30.0 Geneza błędu fatalnego w ziemskiej logice matematycznej
Spis treści
30.0 Geneza błędu fatalnego w ziemskiej logice matematycznej 1
30.1 Geneza błędu czysto matematycznego prof. L. Newelskiego 2
30.1.1 Jak udowodnić błędność dowodu prof. L. Newelskiego? 4
30.2 Geneza błędu czysto matematycznego prof. L. Newelskiego w oryginale 5
30.2.1 Poprawny matematycznie dowód prof. L. Newelskiego w oryginale 7
30.2.2 Igraszki masochistów dla funkcji Y 12
30.2.2 Igraszki masochistów dla funkcji ~Y 16
30.0 Geneza błędu fatalnego w ziemskiej logice matematycznej
Niniejszy rozdział to dowód, że brak w ziemskiej logice matematycznej pojęcia funkcji algebry Boole’a w logice ujemnej (bo ~Y) czyni całą logikę matematyczną ziemskich matematyków wewnętrznie sprzeczną w obszarze funkcji logicznych algebry Boole’a..
Koronnym dowodem będzie tu błąd czysto matematyczny w podręczniku akademickim autorstwa prof. Ludomira Newelskiego spowodowany faktem, iż ziemscy matematycy nie wiedzą „w którym kościele dzwony biją”, czyli nie znają pojęcia funkcji logicznej algebry Boole’a w logice ujemnej (bo ~Y).
Twardy dowód wewnętrznej sprzeczności ziemskiej logiki matematycznej na poziomie równań logicznych algebry Boole’a w postaci prawa Grzechotnika znajdziemy w pełnej wersji algebry Kubusia w punkcie:
23.0 Ćwiczenia z prawa Grzechotnika
Dodatkowym potwierdzeniem tego faktu jest wypowiedź moderatora matematyki.pl w dyskusji z Rafałem3006.
@Dasio11 » 13 wrz 2023, o 11:53
[link widoczny dla zalogowanych]
Sugeruję, byś przestał zasypywać ten wątek wypowiedziami w temacie, o którym, jak się zdaje, masz niewielkie pojęcie. Zadanie polega na matematycznym udowodnieniu, że żadna formuła rachunku zdań zdefiniowana przy użyciu różnych spójników logicznych nie może być równoważna negacji. Twoje uwagi są banalne i nijak nie pomagają udowodnić tego, co trzeba. Ponadto są nie na temat - bramki logiczne w elektronice stanowią tylko jedno z wielu zastosowań logiki matematycznej i nie mają zbyt wiele wspólnego z tym, co w tym wątku najistotniejsze, tj. z dowodami matematycznymi. Operujesz też niezbyt przystępnym językiem – nie ma w matematyce takiego pojęcia, jak "logika dodatnia/ujemna", jest to żargon elektroników. Toteż chyba lepiej będzie, jeśli skoncentrujesz swoją uwagę na świecie techniki, z którego przybywasz, a matematykę zostawisz tym, którzy się na niej znają, tj. matematykom.
Przypomnijmy sobie algorytm Wuja Zbója niezwykle użyteczny w dowodzeniu fatalnego błędu czysto matematycznego w aktualnej algebrze Boole’a
Algorytm Wuja Zbója to uproszczony sposób przejścia z logiki dodatniej (bo Y) do logiki ujemnej (bo ~Y) i z powrotem.
Algorytm Wuja Zbója przejścia do logiki przeciwnej:
1.
Y = pq+~p~q - zapis dopuszczalny w technice z pominięciem spójnika „i”(*)
Uzupełniamy brakujące nawiasy i spójniki:
1: Y = (p*q)+(~p*~q) - postać alternatywno-koniunkcyjna (alternatywa koniunkcji)
2.
Przejście do logiki ujemnej (bo ~Y) poprzez negację zmiennych i wymianę spójników
2: ~Y = (~p+~q)*(p+q) - postać koniunkcyjno-alternatywna (koniunkcja alternatyw)
Koniec algorytmu Wuja Zbója
Kolejność wykonywania działań w algebrze Kubusia:
przeczenie (~), nawiasy, spójnik „i”(*), spójnik „lub”(+)
30.1 Geneza błędu czysto matematycznego prof. L. Newelskiego
Aktualna logika matematyczna ziemskich matematyków jest tak beznadziejna, że błąd czysto matematyczny popełnia nawet prof. Ludomir Newelski w dowodzie prawa Małpki w jego podręczniku akademickim dla studentów I roku matematyki "Wstęp do matematyki".
Prawo Małpki:
Każda funkcja alternatywno-koniunkcyjna ma swój tożsamy odpowiednik w postaci funkcji koniunkcyjno-alternatywnej (i odwrotnie)
Dowód prawa Małpki (Uwaga 2.7) w podręczniku „Wstęp do matematyki” autorstwa prof. L. Newelskiego.
[link widoczny dla zalogowanych]
Cytuję słowo w słowo dowód prawa Małpki w wykonaniu prof. L. Newelskiego na prostszym przykładzie, co jest bez znaczenia:
1.
Załóżmy tabelę zero-jedynkową z dwoma zmiennymi wejściowymi {p,q} i jedną zmienną wyjściową Y (funkcja logiczna)
Y = f(p,q)
Kod: |
p q Y
A: 1 1 1
B: 1 0 0
C: 0 0 1
D: 0 1 0
|
2.
Z tabeli odczytujemy, że funkcja logiczna Y przyjmuje wartość logiczną 1 wtedy i tylko wtedy gdy:
2: Y=1 <=> A: p=1 i q=1 lub C: p=0 i q=0
3.
Zatem funkcja logiczna Y opisująca tą tabelę to:
3: Y= A: p*q + C: ~p*~q
co w logice jedynek oznacza:
Y=1 <=> A: p=1 i q=1 lub C: ~p=1 i ~q=1
która jest w postaci alternatywno-koniunkcyjnej
Uwagi Rafala3006:
a)
W przejściu z punktu 2 do 3 prof. L. Newelski nie podał studentom podstawy matematycznej przejścia z 2 do 3.
Ta podstawa matematyczna to prawa Prosiaczka, które możemy stosować wybiórczo do dowolnej zmiennej binarnej
I Prawo Prosiaczka:
(p=1)=(~p=0)
##
II Prawo Prosiaczka:
(p=0) = (~p=1)
Gdzie:
## różne na mocy definicji
b)
Naturalną logiką człowieka są równania alternatywno-koniunkcyjne powstałe wtedy i tylko wtedy gdy na mocy II prawa Prosiaczka wszystkie zmienne binarne w dowolnej tabeli zero-jedynkowej sprowadzimy do jedynek.
Alternatywnie, na mocy I prawa Prosiaczka wszystkie zmienne w tabeli zero-jedynkowej możemy sprowadzić do zera otrzymując totalnie niezrozumiałe przez człowieka równania koniunkcyjno-alternatywne.
Ciąg dalszy algorytmu prof. L. Newelskiego:
4.
Przypuśćmy dla przykładu, że funkcja ~Y jest równoważna funkcji:
4: ~Y = A: p*q + C: ~p*~q
Uwaga Rafała3006:
W przejściu z punktu 3 do 4 jest błąd czysto matematyczny bo:
3: Y= A: p*q + C: ~p*~q
4: ~Y = A: p*q + C: ~p*~q
Funkcja logiczna 4 nie jest negacją funkcji logicznej 3 bo w funkcji 4 brakuje negacji prawej strony!
Ciąg dalszy algorytmu prof. L. Newelskiego:
5.
Wówczas funkcja Y jest równoważna funkcji:
Y = ~(p*q+~p*~q)
Na mocy prawa De Morgana mamy:
Y = ~(p*q)*~(~p*~q)
Kolejny raz stosujemy prawo De Morgana
5: Y = (~p+~q)*(p+q)
Ostatnia funkcja jest już postaci koniunkcyjno-alternatywnej.
Funkcja logiczna 5 u prof. L. Newelskiego jest błędna bo:
Wejściowa funkcja alternatywno-koniunkcyjna jest taka:
3: Y= (p*q) + (~p*~q)
Przejście do logiki ujemnej (bo ~Y) metodą skróconą poprzez negację zmiennych i wymianę spójników.
5’: ~Y = (~p+~q)*(p+q)
Tymczasem prof. L. Newelski zapisuje tu:
5: Y = (~p+~q)*(p+q)
Błąd czysto matematyczny widać tu jak na dłoni:
Funkcja logiczna 5 nie jest negacją funkcji logicznej 3
cnd
Geneza błędu prof. L. Newelskiego:
Ziemska logika matematyczna nie zna pojęcia funkcji logicznej w logice dodatniej (bo Y) i funkcji logicznej w logice ujemnej (bo ~Y).
Dokładnie dlatego prof. L. Newelski nie jest w stanie zapisać tu poprawnej matematycznie funkcji logicznej 5’ w logice ujemnej (bo ~Y)
30.1.1 Jak udowodnić błędność dowodu prof. L. Newelskiego?
Funkcja wejściowa prof. L. Newelskiego to:
3: Y= A: p*q + C: ~p*~q
Zdaniem prof. L. Newelskiego funkcja logicznie tożsama to:
5.
Y = (~p+~q)*(p+q)
W celu wykazania błędu fatalnego w dowodzie prof. L. Newelskiego udajmy się do laboratorium bramek logicznych na I roku studiów elektronicznych.
Ćwiczenie 1.
Udowodnij przy pomocy bramek logicznych tożsamość lub brak tożsamości poniższych wyrażeń algebry Boole’a:
p*q+~p*~q ??? (~p+~q)*(p+q)
Poprawne rozwiązanie tego ćwiczenia przez Jasia to:
L: p*q + ~p*~q # P: (~p+~q)*(p+q)
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż dowolna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Prowadzący:
Jak to udowodniłeś Jasiu?
Jaś:
Złożyłem układ z lewej strony:
L = p*q+~p*~q
oraz układ z prawej strony:
P = (~p+~q)*(p+q)
Zmienne p i q muszą tu być wszędzie tymi samymi p i q, inaczej błąd podstawienia.
Na oscyloskopie stwierdziłem, że w każdej chwili czasowej sygnał L jest negacją sygnału P (albo odwrotnie)
Stąd stwierdzam że:
Y = p*q + ~p*~q # ~Y=(~p+~q)*(p+q)
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż dowolna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Prowadzący:
Czy próbowałeś zewrzeć galwanicznie sygnały Y i ~Y?
Jaś:
Nie, bowiem na 100% zobaczyłbym kupę dymu i smrodu tzn. oba wyjścia układów Y i ~Y uległyby uszkodzeniu
Prowadzący:
Współczesne bramki logiczne są idioto odporne tzn. nawet jak zewrzesz sygnały będące w przeciw fazie Y i ~Y to badany układ nie ulegnie uszkodzeniu. Zewrzyj zatem sygnały Y i ~Y i zobacz na oscyloskopie co z tego wyniknie.
Jaś:
Właśnie to zrobiłem i nie widzę już poprawnych sygnałów cyfrowych {0,1}, są jakieś śmieci na poziomie 1,5V które nie spełniają standardu TTL.
Standard TTL to:
1 = 2,4-5.0V
0 = 0,0-0,4V
cnd
Podsumowanie:
W podręczniku akademickim „Wstęp do matematyki” jest błąd czysto matematyczny bowiem zapisano w nim tożsamość logiczną:
p*q+~p*~q = (~p+~q)*(p+q)
W świecie rzeczywistym powyższa tożsamość nie zachodzi co Jaś, student I roku elektroniki udowodnił w bramkach logicznych.
Innymi słowy:
Miejsce dowodu z podręcznika akademickiego jest w koszu na śmieci.
30.2 Geneza błędu czysto matematycznego prof. L. Newelskiego w oryginale
Prawo Małpki:
Każda funkcja alternatywno-koniunkcyjna ma swój odpowiednik w postaci funkcji koniunkcyjno-alternatywnej (i odwrotnie)
Dowód prawa Małpki w wykonaniu prof. L. Newelskiego (Uwaga 2.7)
[link widoczny dla zalogowanych]
Weźmy dowód prof. L. Newelskiego w oryginale cytowany słowo w słowo:
1.
Załóżmy tabelę zero-jedynkową z trzema zmiennymi wejściowymi {p,q,r} i jedną zmienną wyjściową Y (funkcja logiczna)
Y = f(p,q,r)
Kod: |
p q r Y=?
A: 0 0 0 0
B: 0 0 1 1
C: 0 1 0 1
D: 0 1 1 0
E: 1 0 0 0
F: 1 0 1 1
G: 1 1 0 0
H: 1 1 1 0
|
2.
Z tabelki odczytujemy że funkcja logiczna Y przyjmuje wartość logiczną 1 wtedy i tylko wtedy gdy:
Y=1 <=> B: p=0 i q=0 i r=1 lub C: p=0 i q=1 i r=0 lub F: p=1 i q=0 i r=1
3.
Zatem funkcja logiczna Y w postaci alternatywno-koniunkcyjnej to:
3: Y = B: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
co w logice jedynek oznacza:
Y=1 <=> B: ~p=1 i ~q=1 i r=1 lub C: ~p=1 i q=1 i ~r=1 lub F: p=1 i ~q=1 i r=1
Uwagi Rafala3006:
a)
W przejściu z punktu 2 do 3 prof. L. Newelski nie podał studentom podstawy matematycznej przejścia z 2 do 3.
Ta podstawa matematyczna to prawa Prosiaczka, które możemy stosować wybiórczo do dowolnej zmiennej binarnej
I Prawo Prosiaczka:
(p=0) = (~p=1
##
II Prawo Prosiaczka:
(p=1)=(~p=0)
Gdzie:
## różne na mocy definicji
b)
Naturalną logiką człowieka są równania alternatywno-koniunkcyjne powstałe wtedy i tylko wtedy gdy na mocy I prawa Prosiaczka wszystkie zmienne binarne w dowolnej tabeli zero-jedynkowej sprowadzimy do jedynek.
Alternatywnie, na mocy II prawa Prosiaczka wszystkie zmienne w tabeli zero-jedynkowej możemy sprowadzić do zera otrzymując totalnie niezrozumiałe przez człowieka równania koniunkcyjno-alternatywne.
Ciąg dalszy algorytmu prof. L. Newelskiego:
4.
Przypuśćmy dla przykładu że funkcja ~Y jest równoważna funkcji:
4: ~Y = B: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
Uwaga Rafała3006:
W przejściu z punktu 3 do 4 jest błąd czysto matematyczny bo:
Funkcja wejściowa w logice dodatniej (bo Y) jest taka:
3: Y = B: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
Natomiast punkt 4 u prof. L. Newelskiego to błąd czysto matematyczny bo:
4: ~Y = B: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
Funkcja logiczna 4 nie jest negacją funkcji logicznej 3 bo nie zanegowano dodatkowo prawej strony!
5.
Wówczas funkcja Y jest równoważna funkcji:
Y = ~(B: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r)
Stosując serię praw De Morgana dla prawej strony otrzymujemy:
5: Y = (p+q+~r)*(p+~q+r)*(~p+q+~r)
Oczywistym jest, że w przejściu z 3 do 4 jest błąd czysto matematyczny.
Dowód:
Wejściowa funkcja alternatywno-koniunkcyjna jest taka:
3: Y = (~p*~q*r) + (~p*q*~r) + (p*~q*r)
Przejście do logiki ujemnej (bo ~Y) metodą skróconą poprzez negację zmiennych i wymianę spójników
5’. ~Y = (p+q+~r)*(p+~q+r)*(~p+q+~r)
Tymczasem prof. Nwewelski pisze tu:
5: Y = (p+q+~r)*(p+~q+r)*(~p+q+~r)
Błąd czysto matematyczny widać tu jak na dłoni bowiem w punkcie 5 prof. L. Newelski powinien zapisać funkcję logiczną w logice ujemnej (bo ~Y), czego nie robi.
cnd
Geneza błędu prof. L. Newelskiego:
Ziemska logika matematyczna nie zna pojęcia funkcji logicznej w logice dodatniej (bo Y) i funkcji logicznej w logice ujemnej (bo ~Y).
Dokładnie dlatego prof. L. Newelski nie jest w stanie zapisać tu poprawnej matematycznie funkcji logicznej 5’ w logice ujemnej (bo ~Y)
30.2.1 Poprawny matematycznie dowód prof. L. Newelskiego w oryginale
I.
(*) - spójnik „i”(*) z języka potocznego człowieka
Znaczek tożsamy w matematyce:
(*) - znaczek koniunkcji
Znaczek tożsamy w technice:
(*) - bramka logiczna AND
Definicja zero-jedynkowa spójnika „i”(*):
Kod: |
p q Y=p*q
A: 1* 1 =1
B: 1* 0 =0
C: 0* 1 =0
D: 0* 0 =0
Definicja spójnika „i”(*) w logice jedynek:
Y=1 <=> p=1 i q=1
inaczej:
Y=0
Definicja spójnika „i”(*) w logice zer:
Y=0 <=> p=0 lub q=0
Inaczej:
Y=1
|
Uwaga:
Przy wypełnianiu tabel zero-jedynkowych w rachunku zero-jedynkowym nie ma znaczenia którą logiką będziemy się posługiwać. W przypadku spójnika „i”(*) użycie logiki jedynek jest najszybszym sposobem wypełnienia wynikowej kolumny zero-jedynkowej.
II.
(+) - spójnik „lub”(+) z języka potocznego człowieka
Znaczek tożsamy w matematyce:
(+) - znaczek alternatywy
Znaczek tożsamy w technice:
(+) - bramka logiczna OR
Definicja zero-jedynkowa spójnika „lub”(+):
Kod: |
p q Y=p+q
A: 1+ 1 =1
B: 1+ 0 =1
C: 0+ 1 =1
D: 0+ 0 =0
Definicja spójnika „lub”(+) w logice jedynek:
Y=1 <=> p=1 lub q=1
inaczej:
Y=0
Definicja spójnika „lub”(+) w logice zer:
Y=0 <=> p=0 i q=0
Inaczej:
Y=1
|
Uwaga:
Przy wypełnianiu tabel zero-jedynkowych w rachunku zero-jedynkowym nie ma znaczenia którą logiką będziemy się posługiwać. W przypadku spójnika „lub”(+) użycie logiki zer jest najszybszym sposobem wypełnienia wynikowej kolumny zero-jedynkowej.
Prawo Małpki:
Każda funkcja alternatywno-koniunkcyjna ma swój odpowiednik w postaci funkcji koniunkcyjno-alternatywnej (i odwrotnie)
Poprawny dowód prof. L. Newelskiego powinien wyglądać tak:
Załóżmy tabelę zero-jedynkową z trzema zmiennymi wejściowymi {p,q,r} i jedną zmienną wyjściową Y (funkcja logiczna)
Y = f(p,q,r)
Kod: |
T1
p q r Y=?
A: 0 0 0 0
B: 0 0 1 1
C: 0 1 0 1
D: 0 1 1 0
E: 1 0 0 0
F: 1 0 1 1
G: 1 1 0 0
H: 1 1 1 0
|
Definicja pełnej tabeli zero-jedynkowej:
Pełna tabela zero-jedynkowa układu logicznego (bramka logiczna) to zero-jedynkowy zapis wszystkich sygnałów wejściowych w postaci niezanegowanej (p, q, r..) i zanegowanej (~p, ~q, ~r..) oraz zapis wyjścia Y również w postaci niezanegowanej (Y) i zanegowanej (~Y).
Algorytm przejścia z dowolnej tabeli zero-jedynkowej do jej opisu w spójnikach „i”(*) i „lub”(+):
Definicja standardu dodatniego w języku potocznym człowieka:
W języku potocznym ze standardem dodatnim mamy do czynienia wtedy i tylko wtedy gdy wszelkie przeczenia w zdaniach są uwidocznione w kodowaniu matematycznym tych zdań.
Inaczej mamy do czynienia ze standardem ujemnym lub mieszanym.
1.
Tworzymy pełną definicję tabeli zero-jedynkowej, czyli:
Zapisujemy wszelkie zmienne po stronie wejścia p,q,r w postaci niezanegowanej i zanegowanej.
Do wyjścia Y również dopisujemy postać zanegowaną ~Y
W powstałej tabeli tworzymy równania cząstkowe dla wszystkich linii.
2.
SD - standard dodatni w języku potocznym człowieka = logika jedynek
W logice jedynek opisujemy wyłącznie jedynki gdzie w poziomie używamy spójnika „i”(*) zaś w pionie spójnika „lub”(+)
Logika jedynek prowadzi do równań alternatywno-koniunkcyjnych zgodnych z naturalną logika matematyczną człowieka, co oznacza, że będą one rozumiane w języku potocznym przez wszystkich ludzi, od 5-cio latka poczynając.
3.
SU - standard ujemny (niezrozumiały dla człowieka) = logika zer
W logice zer opisujemy wyłącznie zera gdzie w poziomie używamy spójnika „lub”(+) zaś w pionie spójnika „i”(*)
Logika zer prowadzi do równań koniunkcyjno-alternatywnych totalnie niezrozumiałych w języku potocznym. Z tego względu zawsze wymnażamy wielomian koniunkcyjno-alternatywny przechodząc do tożsamej postaci alternatywno-koniunkcyjnej.
Przykładowy, poprawny dowód prof. L. Newelskiego jest następujący:
1.
Zapiszmy pełną tabelę zero-jedynkową dla czterech zmiennych binarnych {p,q,r,Y):
Kod: |
T2
| I. | II.
| Logika jedynek | Logika zer
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? | |
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 | ~Ya=~p*~q*~r | Ya= p+ q+ r
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 | Yb=~p*~q* r | ~Yb= p+ q+~r
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 | Yc=~p* q*~r | ~Yc= p+~q+ r
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 | ~Yd=~p* q* r | Yd= p+~q+~r
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 | ~Ye= p*~q*~r | Ye=~p+ q+ r
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 | Yf= p*~q* r | ~Yf=~p+ q+~r
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 | ~Yg= p* q*~r | Yg=~p+~q+ r
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 | ~Yh= p* q* r | Yh=~p+~q+~r
1 2 3 4 5 6 7 8
|
I.
Układ równań logicznych Y i ~Y w logice jedynek:
1.
Y = Yb+Yc+Yf
Po rozwinięciu mamy:
Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
2.
~Y = ~Ya+~Yd+~Ye+~Yg+~Yh
Po rozwinięciu mamy:
~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
Matematycznie na 100% zachodzą tożsamości logiczne:
1: Y = 2: ~(~Y)
1: ~(Y) = 2: ~Y
Powyższych tożsamości nie musimy sprawdzać, gwarantuje je algebra Boole’a.
II.
Układ równań logicznych Y i ~Y w logice zer:
3.
Y = Ya*Yd*Ye*Yg*Yh
Po rozwinięciu mamy:
Y = A: (p+q+r)* D: (p+~q+~r)* E: (~p+q+r)* G: (~p+~q+r)* H: (~p+~q+~r)
4.
~Y=~Yb*~Yc*~Yf
Po rozwinięciu mamy:
~Y = B: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
Matematycznie na 100% zachodzą tożsamości logiczne:
3: Y = 4: ~(~Y)
3: ~(Y) = 4: ~Y
Powyższych tożsamości nie musimy sprawdzać, gwarantuje je algebra Boole’a.
Zadanie dla masochistów:
Udowodnij, iż w tabeli T1 (a tym samym w T2) zachodzą prawa Małpki:
1: Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
[=]
3: Y = A: (p+q+r)* D: (p+~q+~r)* E: (~p+q+r)* G: (~p+~q+r)* H: (~p+~q+~r)
Oraz:
2: ~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
[=]
4: ~Y = A: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
Gdzie:
[=] - znaczek tożsamości logicznej
Definicja tożsamości logicznej [=]:
Prawdziwość dowolnej strony tożsamości logicznej [=] wymusza prawdziwość drugiej strony
Fałszywość dowolnej strony tożsamości logicznej wymusza [=] fałszywość drugiej strony
W algebrze Kubusia zachodzą tożsamości znaczków:
<=>, „=”, [=] - tożsame znaczki tożsamości logicznej
Jako że nigdy nie byłem masochistą udowodnię tylko matematyczne związki między funkcjami minimalnymi w logice jedynek i w logice zer - resztę pozostawiam masochistom albo komputerowi (łatwy do napisania program).
Zauważmy, że w logice jedynek najprostszą funkcją logiczną jest funkcja 1:
1.
Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + p*~q*r
Natomiast w logice zer najprostszą funkcją logiczną jest funkcja 4:
4.
~Y = (p+q+~r)*(p+~q+r)*(~p+q+~r)
Jeśli odpowiednie funkcje w logice jedynek i w logice zer są tożsame tzn.
Y (logika jedynek) = Y (logika zer)
~Y (logika jedynek) =~Y (logika zer)
to musi zachodzić:
1: Y = Yb+Yc+Yf (logika jedynek) # 4: ~Y=~Yb*~Yc*~Yf (logika zer)
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż jedna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
Prawo podwójnego przeczenia:
Y = ~(~Y)
stąd:
Matematycznie musi zachodzić tożsamość logiczna [=]:
1: Y = Yb+Yc+Yf (logika jedynek) [=] 4’: Y = ~(~Y=~Yb*~Yc*~Yf (logika zer))
Zbadajmy w rachunku zero-jedynkowym czy powyższa tożsamość zachodzi:
I.
LJ = Logika jedynek:
1.
Y = Yb+Yc+Yf
Po rozwinięciu mamy:
Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
Kod: |
T1
Logika jedynek dla Y
| Yb= Yc= Yf Y=
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? | ~p*~q* r ~p* q*~r p*~q* r Yb+Yc+Yf
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 | 0 0 0 0
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 | 1 0 0 1
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 | 0 1 0 1
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 | 0 0 0 0
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 | 0 0 0 0
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 | 0 0 1 1
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 | 0 0 0 0
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 | 0 0 0 0
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12
|
Podpowiedź dla szybkiego wypełniania kolumn wynikowych:
Przy wypełnianiu kolumny Yb szukamy dwóch jedynek w kolumnach ~p i ~q, są tylko dwa takie przypadki w liniach A i B, zatem tylko dla tych linii szukamy jedynki w kolumnie r która jest w linii B, stąd w linii Yb mamy jedynkę, zaś pozostałe linie uzupełniamy zerami.
Podobnie postępujemy z kolumnami Yc i Yf
II.
LZ = Logika zer
4.
~Y=~Yb*~Yc*~Yf
Po rozwinięciu mamy:
~Y = (p+q+~r)*(p+~q+r)*(~p+q+~r)
Kod: |
T4
Logika zer dla ~Y
| ~Yb= ~Yc= ~Yf ~Y= Y=
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? | p+q+~r p+~q+r ~p+q+~r ~Yb*~Yc*~Yf ~(~Y)
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 | 1 1 1 1 0
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 | 0 1 1 0 1
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 | 1 0 1 0 1
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 | 1 1 1 1 0
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 | 1 1 1 1 0
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 | 1 1 0 0 1
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 | 1 1 1 1 0
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 | 1 1 1 1 0
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13
|
Podpowiedź dla szybkiego wypełniania kolumn wynikowych:
Przy wypełnianiu kolumny ~Yb szukamy dwóch zer w kolumnach p i q, są tylko dwa takie przypadki w liniach A i B, zatem tylko dla tych linii szukamy zera w kolumnie ~r które jest w linii B, stąd w linii ~Yb mamy zero, zaś pozostałe linie uzupełniamy jedynkami.
Podobnie postępujemy z kolumnami ~Yc i ~Yf.
Z powyższego rachunku zero-jedynkowego wynika, że matematycznie zachodzi:
T1_12: Y =Yb+Yc+Yf (logika jedynek) # T4_12: ~Y=~Yb*~Yc*~Yf (logika zer)
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż jedna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
Prawo podwójnego przeczenia:
Y = ~(~Y)
Stąd mamy:
T1_12: Y=Yb+Yc+Yf (logika jedynek) [=] T4_13: Y = ~(~Y=~Yb*~Yc*~Yf (logika zer))
Tożsamość kolumn wynikowych:
T1_12: Y [=] T4_13: Y
Jest dowodem formalnym poprawności powyższej tożsamości logicznej [=]
cnd
30.2.2 Igraszki masochistów dla funkcji Y
W poprzednim punkcie padało zadanie dla masochistów.
Przykładowy, poprawny dowód prof. L. Newelskiego jest następujący:
1.
Zapiszmy pełną tabelę zero-jedynkową dla czterech zmiennych binarnych {p,q,r,Y):
Kod: |
T2
| I. | II.
| Logika jedynek | Logika zer
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? | |
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 | ~Ya=~p*~q*~r | Ya= p+ q+ r
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 | Yb=~p*~q* r | ~Yb= p+ q+~r
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 | Yc=~p* q*~r | ~Yc= p+~q+ r
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 | ~Yd=~p* q* r | Yd= p+~q+~r
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 | ~Ye= p*~q*~r | Ye=~p+ q+ r
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 | Yf= p*~q* r | ~Yf=~p+ q+~r
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 | ~Yg= p* q*~r | Yg=~p+~q+ r
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 | ~Yh= p* q* r | Yh=~p+~q+~r
1 2 3 4 5 6 7 8
|
I.
Układ równań logicznych Y i ~Y w logice jedynek:
1.
Y = Yb+Yc+Yf
Po rozwinięciu mamy:
Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
2.
~Y = ~Ya+~Yd+~Ye+~Yg+~Yh
Po rozwinięciu mamy:
~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
Matematycznie na 100% zachodzą tożsamości logiczne:
1: Y = 2: ~(~Y)
1: ~(Y) = 2: ~Y
Powyższych tożsamości nie musimy sprawdzać, gwarantuje je algebra Boole’a.
II.
Układ równań logicznych Y i ~Y w logice zer:
3.
Y = Ya*Yd*Ye*Yg*Yh
Po rozwinięciu mamy:
Y = A: (p+q+r)* D: (p+~q+~r)* E: (~p+q+r)* G: (~p+~q+r)* H: (~p+~q+~r)
4.
~Y=~Yb*~Yc*~Yf
Po rozwinięciu mamy:
~Y = B: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
Matematycznie na 100% zachodzą tożsamości logiczne:
3: Y = 4: ~(~Y)
3: ~(Y) = 4: ~Y
Powyższych tożsamości nie musimy sprawdzać, gwarantuje je algebra Boole’a.
Zadanie dla masochistów:
Udowodnij, iż w tabeli T1 (a tym samym w T2) zachodzą prawa Małpki:
1: Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
[=]
3: Y = A: (p+q+r)* D: (p+~q+~r)* E: (~p+q+r)* G: (~p+~q+r)* H: (~p+~q+~r)
Oraz:
2: ~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
[=]
4: ~Y = A: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
Gdzie:
[=] - znaczek tożsamości logicznej
Spróbujmy udowodnić w sposób bezpośredni tożsamość logiczną:
1: Y [=] 3: Y
Z minimalizacją równania 3: Y w celu dojścia to tożsamego równania 1: Y będzie miał potężny problem zarówno człowiek, jak i komputer. W równaniu 3: Y trzeba bowiem wymnożyć wszystkie wielomiany przechodząc do postaci alternatywno-koniunkcyjnej po czym zminimalizować otrzymaną funkcję logiczną dochodząc do postaci 1: Y.
Nieporównywalnie lepsze zarówno dla człowieka jak i dla komputera (szczególnie) jest tu zastosowanie rachunku zero-jedynkowego w stosunku do oryginalnej postaci koniunkcyjno-alternatywnej 3: Y, co niżej pokażemy.
I.
Funkcję logiczną 1: Y obliczyliśmy w tabeli zero-jedynkowej w poprzednim punkcie, zatem wystarczy ją przepisać.
LJ = Logika jedynek dla Y
1.
Y = Yb+Yc+Yf
Po rozwinięciu mamy:
1: Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
Kod: |
T1
Logika jedynek dla Y
| Yb= Yc= Yf Y=
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? | ~p*~q* r ~p* q*~r p*~q* r Yb+Yc+Yf
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 | 0 0 0 0
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 | 1 0 0 1
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 | 0 1 0 1
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 | 0 0 0 0
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 | 0 0 0 0
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 | 0 0 1 1
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 | 0 0 0 0
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 | 0 0 0 0
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12
|
Podpowiedź dla szybkiego wypełniania kolumn wynikowych:
Przy wypełnianiu kolumny Yb szukamy dwóch jedynek w kolumnach ~p i ~q, są tylko dwa takie przypadki w liniach A i B, zatem tylko dla tych linii szukamy jedynki w kolumnie r która jest w linii B, stąd w linii Yb mamy jedynkę, zaś pozostałe linie uzupełniamy zerami.
Podobnie postępujemy z kolumnami Yc i Yf
II.
Obliczmy w rachunku zero-jedynkowym funkcję logiczną 3:Y w logice zer.
LZ = logika zer dla Y
3.
Y = Ya*Yd*Ye*Yg*Yh
po rozwinięciu mamy:
3: Y = A: (p+q+r)* D: (p+~q+~r)* E: (~p+q+r)* G: (~p+~q+r)* H: (~p+~q+~r)
Kod: |
T3
Logika zer dla Y Y=
Ya= Yd= Ye= Yg= Yh= A*D*E*
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? p+q+r p+~q+~r ~p+q+r ~p+~q+r ~p+~q+~r *G*H
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 0 1 1 1 1 0
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 1 1 1 1 1 1
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 1 1 1 1 1 1
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 1 0 1 1 1 0
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 1 1 0
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 1 1
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14
|
Podpowiedź dla szybkiego wypełniania kolumn wynikowych:
Przy wypełnianiu kolumny Ya szukamy dwóch zer w kolumnach p i q, są tylko dwa takie przypadki w liniach A i B, zatem tylko dla tych linii szukamy zera w kolumnie r które jest w linii A, stąd w linii Ya mamy zero, zaś pozostałe linie uzupełniamy jedynkami.
Podobnie postępujemy z kolumnami Yd, Ye, Yg i Yh
Jak widzimy wypełnienie tabeli T3 nie jest tak straszne, jak się początkowo wydawało, szczególnie dla komputera to po prostu pikuś.
Podsumowanie:
Tożsamość kolumn wynikowych:
T1_12: Y = T3_14: Y
jest dowodem formalnym zachodzącej tożsamości logicznej [=]:
1: Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
[=]
3: Y = A: (p+q+r)* D: (p+~q+~r)* E: (~p+q+r)* G: (~p+~q+r)* H: (~p+~q+~r)
Gdzie:
[=] - znaczek tożsamości logicznej
Jak widzimy, nie taki diabeł straszny, jak się początkowo wydawał
c.n.d
Zadanie domowe dla czytelnika:
Wzorując się na przykładzie wyżej udowodnij w rachunku zero-jedynkowym w sposób bezpośredni zachodzącą tożsamość logiczną [=].
2: ~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
[=]
4: ~Y = A: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
Gdzie:
[=] - znaczek tożsamości logicznej
Poprawne rozwiązanie w kolejnym punkcie.
30.2.2 Igraszki masochistów dla funkcji ~Y
Weźmy tożsamość logiczną dla funkcji ~Y:
2: ~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
[=]
4: ~Y = A: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
Funkcję 4:~Y zapisaliśmy w tabeli zero-jedynkowej wyżej.
Przypomnijmy:
I.
LZ = Logika zer dla ~Y
4.
~Y=~Yb*~Yc*~Yf
Po rozwinięciu mamy:
~Y = (p+q+~r)*(p+~q+r)*(~p+q+~r)
Kod: |
T4
| II.
| Logika zer
| ~Yb= ~Yc= ~Yf ~Y=
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? | p+q+~r p+~q+r ~p+q+~r ~Yb*~Yc*~Yf
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 | 1 1 1 1
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 | 0 1 1 0
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 | 1 0 1 0
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 | 1 1 1 1
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 | 1 1 1 1
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 | 1 1 0 0
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 | 1 1 1 1
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 | 1 1 1 1
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12
|
Podpowiedź dla szybkiego wypełniania kolumn wynikowych:
Przy wypełnianiu kolumny ~Yb szukamy dwóch zer w kolumnach p i q, są tylko dwa takie przypadki w liniach A i B, zatem tylko dla tych linii szukamy zera w kolumnie ~r które jest w linii B, stąd w linii ~Yb mamy zero, zaś pozostałe linie uzupełniamy jedynkami.
Podobnie postępujemy z kolumnami ~Yc i ~Yf.
Zapiszmy tabelę zero-jedynkową dla funkcji 2:~Y:
2.
~Y = ~Ya+~Yd+~Ye+~Yg+~Yh
Po rozwinięciu mamy:
2: ~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
Kod: |
T2
Logika jedynek dla ~Y ~Y=
~Ya= ~Yd= ~Ye= ~Yg= ~Yh= A+D+E
p q r Y=? ~p ~q ~r ~Y=? ~p*~q*~r ~p*q*r p*~q*~r p*q*~r p*q*r +G+H
A: 0 0 0 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 1
B: 0 0 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0
C: 0 1 0 1 1 0 1 0 0 0 0 0 0 0
D: 0 1 1 0 1 0 0 1 0 1 0 0 0 1
E: 1 0 0 0 0 1 1 1 0 0 1 0 0 1
F: 1 0 1 1 0 1 0 0 0 0 0 0 0 0
G: 1 1 0 0 0 0 1 1 0 0 0 1 0 1
H: 1 1 1 0 0 0 0 1 0 0 0 0 1 1
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14
|
Podpowiedź dla szybkiego wypełniania kolumn wynikowych:
Przy wypełnianiu kolumny ~Ya szukamy dwóch jedynek w kolumnach ~p i ~q, są tylko dwa takie przypadki w liniach A i B, zatem tylko dla tych linii szukamy jedynki w kolumnie ~r która jest w linii A, stąd w linii ~Ya mamy jedynkę, zaś pozostałe linie uzupełniamy zerami.
Podobnie postępujemy z kolumnami ~Yd, ~Ye, ~Yg, ~Yh
Podsumowanie:
Tożsamość kolumn zero-jedynkowych:
T4_12: ~Y = T2_14:~Y
Jest dowodem formalnym poniższej tożsamości logicznej [=]:
2: ~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
[=]
4: ~Y = A: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
cnd
Porównując dowody w niniejszym punkcie i poprzednim możemy zapisać:
2: ~Y = A: ~p*~q*~r + D: ~p*q*r + E: p*~q*~r + G: p*q*~r + H: p*q*r
[=]
4: ~Y = A: (p+q+~r)* C: (p+~q+r)* F: (~p+q+~r)
#
1: Y = A: ~p*~q*r + C: ~p*q*~r + F: p*~q*r
[=]
3: Y = A: (p+q+r)* D: (p+~q+~r)* E: (~p+q+r)* G: (~p+~q+r)* H: (~p+~q+~r)
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż dowolna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Sob 8:25, 10 Maj 2025, w całości zmieniany 2 razy
|
|
Powrót do góry |
|
 |
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:16, 17 Mar 2025 Temat postu: |
|
|
Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów
31.0 Dowód śmieciowości ziemskiej teorii mnogości
Spis treści
31.0 Dowód śmieciowości ziemskiej teorii mnogości 1
31.1 Przypomnienie fundamentów algebry Kubusia 1
31.2 Podstawowa definicja równoważności p<=>q w zbiorach 2
31.2.1 Prawa Słonia dla zbiorów 3
31.2.2 Matematyczna definicja równoważności p<=>q w zbiorach 3
31.2.3 Prawo Irbisa w zbiorach 4
31.2.4 Tabela prawdy równoważności p<=>q w zbiorach 4
31.2.5 Diagram równoważności p<=>q w zbiorach 5
31.3 Definicja zbiorów tożsamych p=q w algebrze Kubusia 6
31.3.1 Prawo Irbisa w równoważności Pitagorasa TP<=>SK 7
31.3.2 Prawo Irbisa w równoważności Pitagorasa ~TP<=>~SK 8
31.3.3 Prawo Irbisa w akcji na przykładzie zbiorów skończonych 9
31.4 Kwintesencja teorii mnogości 10
31.5 Definicja tożsamości zbiorów p=q w teorii mnogości 11
31.6 Definicja równoważności zbiorów p<=>q w teorii mnogości 14
31.6.1 Równoważność zbiorów p<=>q w TM to matematyczna schizofrenia 14
31.6.2 Szczegóły wewnętrznej sprzeczności teorii mnogości 17
31.7 Jak można było tak prostą rzecz tak potwornie spieprzyć! 18
31.8 Teoria zbiorów równolicznych i nierównolicznych w algebrze Kubusia 24
31.8.1 Przykład zbiorów nierównolicznych w algebrze Kubusia 25
31.8.2 Przykład zbiorów równolicznych w algebrze Kubusia 26
31.0 Dowód śmieciowości ziemskiej teorii mnogości
Film powinien zaczynać się od trzęsienia ziemi, potem zaś napięcie ma nieprzerwanie rosnąć
Alfred Hitchcock.
31.1 Przypomnienie fundamentów algebry Kubusia
W tym momencie czytelnik proszony jest o przypomnienie sobie elementarnych pojęć z algebry Kubusia zawartych w punkcie 2.0
W szczególności:
Definicje znaczków elementarnych ~~>, =>, ~> plus definicja kontrprzykładu
Prawa Sowy pkt. 2.6.1
Prawa Słonia pkt. 2.8
Prawo Irbisa pkt. 2.9
Poniżej przypominam teorię równoważności w zbiorach która poznaliśmy w punkcie 16.0
31.2 Podstawowa definicja równoważności p<=>q w zbiorach
Bezdyskusyjnie najcenniejszą definicją w całym obszarze matematyki dla potrzeb matematyki klasycznej i programowania komputerów jest definicja równoważności p<=>q której istoty póki co ziemscy matematycy nie rozumieją, mimo że poprawnie matematycznie ją udowadniają.
Nie rozumieją dlatego, że nie znają kluczowych tu zero-jedynkowych definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>, praw Słonia, prawa Irbisa, oraz definicji kontrprzykładu dla zbiorów w interpretacji z algebry Kubusia.
Mówiąc dosadnie: 100% definicji rodem z Klasycznego Rachunku Zdań jest do bani.
Przykładowo:
Równoważność Pitagorasa TP<=>SK definiuje tożsamość zbiorów TP=SK (i odwrotnie) o czym matematycy nie wiedzą.
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja równoważności p<=>q:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) to spełnienie zarówno warunku wystarczającego =>, jak i koniecznego ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy definicję równoważności p<=>q w równaniu logicznym:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
Czytamy:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy
zajście p jest (=1) konieczne ~> (B1) i wystarczające => (A1) dla zajścia q
Innymi słowy:
Do tego by zaszło q potrzeba ~> (B1) i wystarcza => (A1) by zaszło p
Powyższa definicja równoważności znana jest wszystkim ludziom (nie tylko matematykom):
Dowód:
Klikamy na googlach:
„konieczne i wystarczające”
Wyników: kilkanaście tysięcy
"koniecznym i wystarczającym"
Wyników: kilkanaście tysięcy
„potrzeba i wystarcza”
Wyników: kilkanaście tysięcy
31.2.1 Prawa Słonia dla zbiorów
I Prawo Słonia dla zbiorów:
W algebrze Kubusia w zbiorach zachodzi tożsamość [=] pojęć:
A1: p=>q - warunek wystarczający => [=] A1: p=>q - relacja podzbioru => [=] A1: p=>q - matematyczne twierdzenie proste
Y = A1: p=>q = ~p+q
##
II Prawo Słonia dla zbiorów:
B1: p~>q - warunek konieczny ~> [=] B1: p~>q - relacja nadzbioru ~> [=] B3: q=>p - matematyczne twierdzenie odwrotne (w odniesieniu do A1)
bo prawo Tygryska:
Y = B1: p~>q = B3: q=>p = p+~q
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
p i q musi być wszędzie tymi samymi p i q, inaczej błąd podstawienia
[=], „=”, <=> - tożsame znaczki tożsamości logicznej
<=> - wtedy o tylko wtedy
Stąd korzystając z prawa Słonia dla zbiorów możemy wygenerować dużą ilość tożsamych definicji równoważności p<=>q.
31.2.2 Matematyczna definicja równoważności p<=>q w zbiorach
1.
Matematyczna definicja równoważności p<=>q (znana każdemu matematykowi):
Równoważność p<=>q to jednoczesna prawdziwość matematycznego twierdzenia prostego A1: p=>q i matematycznego twierdzenia odwrotnego B3: q=>p
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q, twierdzenie proste A1.
B3: q=>p =1 - zajście q jest (=1) wystarczające => dla zajścia p, twierdzenie odwrotne (względem A1)
Stąd mamy:
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) =1*1 =1
2.
Definicja równoważności wyrażona relacjami podzbioru =>
Równoważność p<=>q to relacja podzbioru => zachodząca w dwie strony
A1: p=>q =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
B3: q=>p =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór q jest (=1) podzbiorem => zbioru p
Stąd mamy:
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) =1*1 =1
Stąd mamy wprowadzone kluczowe w równoważności prawo Irbisa.
31.2.3 Prawo Irbisa w zbiorach
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1: p=>q) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3: q=>p)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p)= A1B3: p<=>q
Tą definicję tożsamości zbiorów zna każdy matematyk.
Innymi słowy:
Każda równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
A1B3: p=q <=> A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p)
Na mocy prawa Słonia prawo Irbisa możemy też zapisać w relacjach podzbioru => i nadzbioru ~>.
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> zbioru q (B1)
A1: p=>q =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
B1: p~>q =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> zbioru q
Stąd mamy:
A1B1: p=q <=> (A1: p=>q)*(B1: p~>q) = A1B1: p<=>q
Tożsamy dowód bezpośredni:
Na mocy definicji podzbioru => i nadzbioru ~> każdy zbiór jest jednocześnie podzbiorem => (A1) i nadzbiorem ~> (B1) siebie samego (pkt. 16.1.2 i 16.1.3)
Korzystając z prawa Słonia prawo Irbisa możemy też zapisać w warunkach koniecznym ~> (B1) i wystarczającym => (A1).
Na mocy prawa Słonia zachodzi tożsamość pojęć:
Warunek wystarczający => = relacja podzbioru =>
Warunek konieczny ~> = relacja nadzbioru ~>
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest konieczne ~> (B1) i wystarczające => (A1) dla zajścia q
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy:
A1B1: p=q <=> (A1: p=>q)*(B1: p~>q) = A1B1: p<=>q
Stąd mamy tabelę prawdy równoważności p<=>q z uwzględnieniem prawa Irbisa.
31.2.4 Tabela prawdy równoważności p<=>q w zbiorach
Kod: |
TR
Tabela prawdy równoważności p<=>q z uwzględnieniem prawa Irbisa
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w równoważności p<=>q
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy definicję równoważności A1B1: p<=>q w równaniu logicznym:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q=1 = 2:~p~>~q=1 [=] 3: q~>p=1 = 4:~q=>~p=1 [=] 5: ~p+q =1
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q=1 = 2:~p=>~q=1 [=] 3: q=>p=1 = 4:~q~>~p=1 [=] 5: p+~q=1
-----------------------------------------------------------------------
Równoważność <=>: | Równoważność <=>:
AB: 1: p<=>q=1 = 2:~p<=>~q=1 [=] 3: q<=>p=1 = 4:~q<=>~p=1 [=] 5: p*q+~p*~q
definiuje tożsamość zbiorów: | definiuje tożsamość zbiorów:
AB: 1: p=q # 2:~p=~q | 3: q=p # 4:~q=~p
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż jedna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
"=",[=],<=> - tożsame znaczki tożsamości logicznej
|
I Prawo Sowy dla równoważności p<=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania serii Ax wymusza prawdziwość wszystkich zdań serii Ax
##
II Prawo Sowy dla równoważności p<=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania serii Bx wymusza prawdziwość wszystkich zdań serii Bx
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
31.2.5 Diagram równoważności p<=>q w zbiorach
Definicja równoważności p<=>q w zbiorach:
Zbiór p jest podzbiorem => zbioru q i jest tożsamy ze zbiorem q
Dziedzina musi być szersza do sumy logicznej zbiorów p+q bowiem wtedy i tylko wtedy wszystkie zbiory p, ~p, q i ~q będą niepuste (rozpoznawalne), co doskonale widać na diagramie DR niżej.
A1: p=>q =1 - zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q (z definicji)
B1: p~>q =1 - zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> zbioru q (z definicji)
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) = 1*1 =1
Czytamy:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) jest prawdziwa (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest jednocześnie podzbiorem => (A1) i nadzbiorem ~> (B1) dla zbioru q
Wniosek:
Musi zachodzić tożsamość zbiorów p=q bowiem wtedy i tylko wtedy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1: p=>q) i jednocześnie zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q (B1: p~>q).
Dowód
Każdy zbiór jest jednocześnie podzbiorem => i nadzbiorem ~> siebie samego
Stąd mamy diagram równoważności p<=>q w zbiorach:
Kod: |
DR
Diagram równoważności p<=>q w zbiorach
definiujący tożsamość zbiorów p=q.
---------------------------------------------------------------------------
| p | ~p |
|---------------------------------|---------------------------------------|
| q | ~q |
|---------------------------------|---------------------------------------|
|Definicja równoważności: | Definicja równoważności: |
|A1B1: p<=>q=(A1:p=>q)*(B1:p~>q) [=] A2B2: ~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)|
|Definiuje tożsamość zbiorów | Definiuje tożsamość zbiorów: |
| p=q # ~p=~q |
---------------------------------------------------------------------------
| A1: p=>q=1 (p*q=1) | B2:~p=>~q=1 (~p*~q=1) |
| Dziedzina: |
| D=A1: p*q+ B2:~p*~q - suma logiczna zbiorów niepustych A1 i B2 |
| A1’: p~~>~q=p*~q=[]=0 - zbiór pusty |
| B2’: ~p~~>q =~p*q=[]=0 - zbiór pusty |
|-------------------------------------------------------------------------|
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
[=] - tożsamość logiczna
# - dowolna strona znaku # jest negacją drugiej strony
p#~p
p=~(~p) - prawo podwójnego przeczenia
Wnioski:
1.
Definicja równoważności p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q
która to tożsamość wymusza tożsamość zbiorów ~p=~q (i odwrotnie)
2.
Równoważność p<=>q to dwa i tylko dwa zbiory niepuste i rozłączne
p=q i ~p=~q uzupełniające się wzajemnie do dziedziny D.
p+~p=D=1
p*~p=[]=0
Dowód: diagram DR
|
31.3 Definicja zbiorów tożsamych p=q w algebrze Kubusia
Poprawna definicja zbiorów tożsamych p=q wraz z przykładem dla zbiorów nieskończonych, jest tylko i wyłącznie jedna, definiowana prawem Irbisa
Prawo Irbisa:
Każda równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) <=> A1B3: p=q
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
1.
Prawo Irbisa dla zbiorów:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = A1B3: p<=>q
31.3.1 Prawo Irbisa w równoważności Pitagorasa TP<=>SK
Przykład dla zbiorów nieskończonych to równoważność Pitagorasa.
1P.
Prawo Irbisa dla równoważności Pitagorasa:
Dwa zbiory TP i SK są tożsame TP=SK wtedy i tylko wtedy gdy zbiór TP jest podzbiorem => zbioru SK (A1) i jednocześnie zbiór SK jest podzbiorem => zbioru TP (B3)
A1B3: TP=SK <=> (A1: TP=>SK)*(B3: SK=>TP)= A1B3: TP<=>SK
Szczegółowy dowód prawa Irbisa dla równoważności Pitagorasa.
Twierdzenia składowe to:
A1.
Twierdzenie proste Pitagorasa (udowodnione wieki temu) :
Jeśli trójkąt jest prostokątny TP to na 100% => zachodzi w nim suma kwadratów SK
A1: TP=>SK =1
To samo w zapisie formalnym:
A1: p=>q
Czytamy:
Bycie trójkątem prostokątnym TP jest (=1) warunkiem wystarczającym => do tego, by zachodziła w nim suma kwadratów SK wtedy i tylko wtedy gdy zbiór TP jest podzbiorem => zbioru SK (A1)
##
B3.
Twierdzenie odwrotne Pitagorasa względem A1 (udowodnione wieki temu) :
B3.
Jeśli w trójkącie zachodzi suma kwadratów SK to ten trójkąt na 100% => jest trójkątem prostokątnym TP
B3: SK=>TP =1
To samo w zapisie formalnym:
B3: q=>p =1
Czytamy:
Bycie trójkątem ze spełnioną suma kwadratów SK jest warunkiem wystarczającym => do tego, aby ten trójkąt był prostokątny TP wtedy i tylko wtedy gdy zbiór SK jest podzbiorem => zbioru TP (B3)
Gdzie:
## - twierdzenia różne na mocy definicji
2.
Innymi słowy:
Każda równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) <=> A1B3: p=q
Nasz przykład dla zbiorów nieskończonych.
2P.
Dla równoważności Pitagorasa TP<=>SK zapisujemy:
Równoważność Pitagorasa TP<=>SK definiuje tożsamość zbiorów TP=SK (i odwrotnie)
A1B3: TP<=>SK = (A1: TP=>SK)*(B3: SK=>TP) <=> A1B3: TP=SK
3P.
Co oznacza tożsamość zbiorów TP=SK?
TP=SK
Jeśli ze zbioru trójkątów prostokątnych TP wylosujemy dowolny trójkąt to mamy pewność absolutną (Boską przez duże B) iż ten trójkąt będzie miał jeden i tylko jeden odpowiednik w zbiorze trójkątów ze spełnioną sumą kwadratów SK (i odwrotnie)
Wniosek:
Nieskończony zbiór trójkątów prostokątnych TP jest równoliczny z nieskończonym zbiorem trójkątów ze spełnioną sumą kwadratów SK (i odwrotnie)
TP~SK =1
Innymi słowy, krócej:
Zbiór TP jest (=1) równoliczny ze zbiorem SK (i odwrotnie)
Gdzie:
„~” – używany w logice ziemskich matematyków znaczek równoliczności zbiorów
Definicja zbiorów równolicznych p~q:
Dwa zbiory p i q są równoliczne p~q wtedy i tylko wtedy gdy mają identyczną liczbę elementów
p~q =1 – wtedy i tylko wtedy gdy zbiory p i q mają identyczną liczbę elementów
Inaczej:
p~q =0 – wtedy i tylko wtedy gdy zbiory p i q nie mają identycznej liczby elementów
Podsumowując:
Zapiszmy raz jeszcze prawo Irbisa w zapisach formalnych tzn. bez związku z jakimkolwiek przykładem.
1.
Prawo Irbisa dla zbiorów:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = A1B3: p<=>q
Na mocy prawa Irbisa możemy powiedzieć że:
1.
Warunkiem koniecznym ~> i wystarczającym => prawdziwości tożsamości zbiorów p=q jest prawdziwość matematycznego twierdzenia prostego A1: p=>q oraz prawdziwość matematycznego twierdzenia odwrotnego B3: q=>p.
2.
Warunkiem koniecznym ~> prawdziwości tożsamości zbiorów p=q jest prawdziwość matematycznego twierdzenia prostego A1: p=>q albo prawdziwość matematycznego twierdzenia odwrotnego B3: q=>p
2A.
Innymi słowy:
Jeśli udowodnimy prawdziwość jednego, dowolnego twierdzenia matematycznego (prostego A1: p=>q albo odwrotnego B3: q=>p) to tożsamość zbiorów może zajść (p=q)=1, albo może nie zajść (p=q)=0 w zależności od dowodu prawdziwości/fałszywości twierdzenia przeciwnego
3.
Warunkiem wystarczającym => fałszywości tożsamości zbiorów p=q jest fałszywość matematycznego twierdzenia prostego A1: p=>q albo fałszywość matematycznego twierdzenia odwrotnego B3: q=>p
31.3.2 Prawo Irbisa w równoważności Pitagorasa ~TP<=>~SK
Kod: |
TR
Tabela prawdy równoważności p<=>q z uwzględnieniem prawa Irbisa
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w równoważności p<=>q
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy definicję równoważności A1B1: p<=>q w równaniu logicznym:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q=1 = 2:~p~>~q=1 [=] 3: q~>p=1 = 4:~q=>~p=1 [=] 5: ~p+q =1
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q=1 = 2:~p=>~q=1 [=] 3: q=>p=1 = 4:~q~>~p=1 [=] 5: p+~q=1
-----------------------------------------------------------------------
Równoważność <=>: | Równoważność <=>:
AB: 1: p<=>q=1 = 2:~p<=>~q=1 [=] 3: q<=>p=1 = 4:~q<=>~p=1 [=] 5: p*q+~p*~q
definiuje tożsamość zbiorów: | definiuje tożsamość zbiorów:
AB: 1: p=q # 2:~p=~q | 3: q=p # 4:~q=~p
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż jedna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
"=",[=],<=> - tożsame znaczki tożsamości logicznej
|
Prawo irbisa w logice ujemnej (bo ~q) mamy zdefiniowane w kolumnie A2B2.
A2B2:
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory ~p i ~q są tożsame A2B2: ~p=~q wtedy i tylko wtedy gdy znajdują się w relacji równoważności A2B2: ~p<=>~q (i odwrotnie)
A2B2: ~p=~q <=> (A2: ~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) = A2B2: ~p<=>~q
Innymi słowy:
Każda równoważność prawdziwa A2B2: ~p<=>~q wymusza tożsamość zbiorów A2B2: ~p=~q (i odwrotnie)
A2B2: ~p<=>~q = (A2: ~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) <=> A2B2: ~p=~q
Podstawmy naszą równoważność Pitagorasa dla trójkątów nieprostokątnych ~TP.
~p=~TP
~q=~SK
Stąd mamy prawo irbisa w zapisie aktualnym (dla naszego przykładu):
A2B2: ~TP<=>~SK = (A2: ~TP~>~SK)*(B2: ~TP=>~SK) <=> A2B2: ~TP=~SK
Co oznacza tożsamość zbiorów A2B2: ~TP=~SK?
Znaczenie:
Jeśli ze zbioru trójkątów nieprostokątnych ~TP wylosujemy dowodny element, bo będzie on miał jeden, unikalny element w zbiorze trójkątów z niespełnioną sumą kwadratów (i odwrotnie).
31.3.3 Prawo Irbisa w akcji na przykładzie zbiorów skończonych
Przykład działania prawa Irbisa na zbiorach skończonych.
Zdefiniujmy zbiory:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, Kubuś]
Prawo Irbisa:
Dowolna równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
A1B3: p=q <=> A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p)
Badamy twierdzenie proste A1:
A1.
Jeśli zajdzie p to na 100% => zajdzie q
p=>q =1
Zajście p jest (=1) warunkiem wystarczającym => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q.
Sprawdzenie:
p=>q = [Kubuś, Tygrysek] => [Tygrysek, Kubuś] =1
Czytamy:
Każdy element zbioru p należy => do zbioru q, stąd definicja relacji podzbioru => jest spełniona
Badamy twierdzenie odwrotne B3:
B3.
Jeśli zajdzie q to na 100% => zajdzie p
q=>p =1
Zajście q jest (=1) warunkiem wystarczającym => dla zajścia p wtedy i tylko wtedy gdy zbiór q jest podzbiorem => zbioru p.
Sprawdzenie:
q=>p = [Tygrysek, Kubuś] => [Kubuś, Tygrysek] =1
Czytamy:
Każdy element zbioru q należy => do zbioru p, stąd definicja relacji podzbioru => jest spełniona
Wniosek:
Zbiory p i q są tożsame:
p=q
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, Kubuś]
31.4 Kwintesencja teorii mnogości
Dla omówienia szczegółów teorii mnogości posłużymy się cytatem z anglojęzycznej Wikipedii w tłumaczeniu Googla:
[link widoczny dla zalogowanych]
@Anglojęzyczna Wikipedia
W matematyce zbiór jest definiowany jako kolekcja dobrze zdefiniowanych odrębnych obiektów. Różne obiekty tworzące zbiór nazywane są elementami zbioru. Zasadniczo elementy zbiorów można zapisać w dowolnej kolejności, ale nie powinny się powtarzać. Zbiór jest zwykle reprezentowany przez wielką literę. W podstawowej teorii zbiorów dwa zbiory mogą być równoważne, równe lub nierówne sobie. W tym artykule omówimy, co oznaczają równy i równoważny zbiór z przykładami, a także różnicę między nimi.
Definicja 1
Czym są zbiory równe?
Dwa zbiory p i q mogą być równe tylko wtedy, gdy każdy element zbioru p jest również elementem zbioru q. Ponadto, jeśli dwa zbiory są podzbiorami siebie nawzajem, to mówi się, że są równe. Jest to reprezentowane przez:
p=q <=> (p=>q)*(q=>p)
Jeśli warunek omówiony powyżej nie jest spełniony, wówczas zbiory są nazywane nierównymi. Jest to reprezentowane przez:
p##q
Gdzie:
## - zbiory różne na mocy definicji
Przykład zestawu równego
Jeśli P = { 1 , 3 , 9} i Q = { 3 , 1 , 9}, to P=Q .
Należy również zauważyć, że bez względu na to, ile razy element powtarza się w zestawie, jest on liczony tylko raz. Ponadto kolejność elementów w zestawie nie ma znaczenia.
Tak więc, aby sformułować to inaczej w kategoriach liczby kardynalnej, możemy powiedzieć, że:
Jeżeli A = B , to n ( A ) = n ( B ) i dla dowolnego x ∈ A , x ∈ B również.
Definicja 2
Czym są zbiory równoważne?
Aby były równoważne, zbiory powinny mieć tę samą kardynalność.
Oznacza to, że powinna istnieć jednoznaczna korespondencja między elementami obu zbiorów. Tutaj jednoznaczna korespondencja oznacza, że dla każdego elementu w zbiorze A istnieje element w zbiorze B, dopóki zbiory nie zostaną wyczerpane.
Definicja A: Jeżeli dwa zbiory A i B mają tę samą moc , to istnieje funkcja celu ze zbioru A do B.
Definicja B: Dwa zbiory A i B są równoważne, jeżeli mają tę samą moc, tj. n ( A ) = n ( B ) .
Ogólnie rzecz biorąc, możemy powiedzieć, że
dwa zbiory są sobie równoważne, jeśli liczba elementów w obu zbiorach jest równa.
I nie jest konieczne, aby miały te same elementy lub były podzbiorem siebie nawzajem.
Przykład zestawu równoważnego
P = { 1 , 3 , 9} i Q = { 3 , 4 , 5}, to P<=>Q
Jeżeli P = { 1 , 3 , 9} i Q = { 3 , 4 , 5}, to P jest równoważne Q.
31.5 Definicja tożsamości zbiorów p=q w teorii mnogości
Zajmijmy się definicją 1 z powyższego cytatu:
[link widoczny dla zalogowanych]
@Anglojęzyczna Wikipedia
Definicja 1
Czym są zbiory równe?
Dwa zbiory p i q mogą być równe tylko wtedy, gdy każdy element zbioru p jest również elementem zbioru q. Ponadto,
Jeśli dwa zbiory są podzbiorami siebie nawzajem, to mówi się, że są równe.
Jest to reprezentowane przez:
p=q <=> (p=>q)*(q=>p)
Jeśli warunek omówiony powyżej nie jest spełniony, wówczas zbiory są nazywane nierównymi. Jest to reprezentowane przez:
p##q
Gdzie:
## - zbiory różne na mocy definicji
Przykład zestawu równego
Jeśli P = { 1 , 3 , 9} i Q = { 3 , 1 , 9}, to P=Q .
Należy również zauważyć, że bez względu na to, ile razy element powtarza się w zestawie, jest on liczony tylko raz. Ponadto kolejność elementów w zestawie nie ma znaczenia.
Tak więc, aby sformułować to inaczej w kategoriach liczby kardynalnej, możemy powiedzieć, że:
Jeżeli A = B , to n ( A ) = n ( B ) i dla dowolnego x ∈ A , x ∈ B również.
Zauważmy, że definicja zbiorów tożsamych p=q jest tu identyczna jak w algebrze Kubusia, gdzie zbiory tożsame definiowane są prawem Irbisa.
Oczywistym jest, że w cytacie wyżej „zbiory równe” oznacza po prostu „zbiory tożsame” rodem z algebry Kubusia definiowane prawem Irbisa – dowodem tego faktu jest zapis:
p=q <=> (p=>q)*(q=>p) =1*1=1
Czytamy:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy są podzbiorami siebie nawzajem
p=q <=> (p=>q)*(q=>p) =1*1=1
Innymi słowy:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q i równocześnie zbiór q jest (=1) podzbiorem => zbioru p
W algebrze Kubusia stosujemy indeksowanie wg poniższej tabeli T0:
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
1.
Prawo Irbisa dla zbiorów:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = A1B3: p<=>q
Przykład dla zbiorów skończonych spełniających prawo Irbisa:
Przykład A1B3:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, Kubuś]
1P.
Prawo Irbisa dla naszego przykładu A1B3:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p)= A1B3: p<=>q
Szczegółowy dowód prawa Irbisa dla naszych zbiorów p i q
Nasz punkt odniesienia to:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, Kubuś]
Twierdzenia składowe to:
A1.
Twierdzenie proste:
Jeśli dowolny element należy do zbioru p to na 100% => należy do zbioru q
p=>q =1
Dowód:
p=>q = [Kubuś, Tygrysek] => [Tygrysek, Kubuś] =1
Doskonale widać, że każdy element zbioru p=[Kubuś, Tygrysek] należy do zbioru q=[Tygrysek, Kubuś]
c.n.d.
##
B3.
Twierdzenie odwrotne względem A1 to:
B3.
Jeśli dowolny element należy do zbioru q to na 100% => należy do zbioru p
q=>p =1
Dowód:
q=>p = [Tygrysek, Kubuś] =>[Kubuś, Tygrysek] =1
Doskonale widać, że każdy element zbioru q=[Tygrysek, Kubuś] należy do zbioru p=[Kubuś, Tygrysek]
c.n.d.
Gdzie:
## - twierdzenia różne na mocy definicji
2.
Innymi słowy:
Każda równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) <=> A1B3: p=q
Nasz przykład dla zbiorów skończonych.
Przykład A1B3:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, Kubuś]
2P.
Dla równoważności p<=>q zapisujemy:
Równoważność p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) <=> A1B3: p=q
3P.
Co oznacza tożsamość zbiorów A1B3: p=q?
p=q
[Kubuś, Tygrysek] = [Tygrysek, Kubuś]
Każdy element ze zbioru p ma swój jeden, unikalny odpowiednik w zbiorze q (i odwrotnie)
Wnioski
1.
Udowodniona prawem Irbisa (pkt. 1P) tożsamość zbiorów skończonych p=q jest warunkiem wystarczającym => dla zachodzenia równoliczności zbiorów skończonych p~q, co udowodniono ciut wyżej w punkcie 3P.
Gdzie:
„~” – znaczek równoliczności zbiorów
2.
W tej sytuacji pisanie w definicji tożsamości zbiorów skończonych p=q rodem z teorii mnogości o równoliczności zbiorów skończonych p~q jest pisaniną matematycznego idioty, bowiem udowodnienie prawem Irbisa tożsamości zbiorów p=q gwarantuje => nam równoliczność zbiorów p~q.
Nie ma więc potrzeby w definicji tożsamości zbiorów p=q wspominać o równoliczności zbiorów p~q.
31.6 Definicja równoważności zbiorów p<=>q w teorii mnogości
Weźmy drugą część cytatu z anglojęzycznej Wikipedii w tłumaczeniu Googla:
[link widoczny dla zalogowanych]
@Anglojęzyczna Wikipedia
Definicja 2
Czym są zbiory równoważne?
Aby były równoważne, zbiory powinny mieć tę samą kardynalność. Oznacza to, że powinna istnieć jednoznaczna korespondencja między elementami obu zbiorów. Tutaj jednoznaczna korespondencja oznacza, że dla każdego elementu w zbiorze A istnieje element w zbiorze B, dopóki zbiory nie zostaną wyczerpane.
Definicja A: Jeżeli dwa zbiory A i B mają tę samą moc , to istnieje funkcja celu ze zbioru A do B.
Definicja B: Dwa zbiory A i B są równoważne, jeżeli mają tę samą moc, tj. n ( A ) = n ( B ) .
Ogólnie rzecz biorąc, możemy powiedzieć, że dwa zbiory są sobie równoważne, jeśli liczba elementów w obu zbiorach jest równa. I nie jest konieczne, aby miały te same elementy lub były podzbiorem siebie nawzajem.
Przykład zestawu równoważnego
P = { 1 , 3 , 9} i Q = { 3 , 4 , 5}, to P<=>Q
Jeżeli P = { 1 , 3 , 9} i Q = { 3 , 4 , 5}, to P jest równoważne Q.
31.6.1 Równoważność zbiorów p<=>q w TM to matematyczna schizofrenia
Matematyczną schizofrenię w definicji równoważności zbiorów p<=>q każdy widzi.
Zauważmy że:
@Anglojęzyczna Wikipedia
Ogólnie rzecz biorąc, możemy powiedzieć, że
dwa zbiory są sobie równoważne, jeśli liczba elementów w obu zbiorach jest równa.
I nie jest konieczne, aby miały te same elementy lub były podzbiorem siebie nawzajem.
Z powyższej definicji wynika, że przykładowe dwa zbiory p i q spełniające definicję równoważności zbiorów p<=>q w teorii mnogości TM mogą być na przykład takie.
Przykład TMA1B3:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, sraczka]
Na mocy definicji równoważności zbiorów p<=>q z Wikipedii prawdziwa jest tu równoważność:
p<=>q =1
Po podstawieniu przykładu mamy:
p=[Kubuś, Tygrysek] <=> q=[Tygrysek, sraczka] =1 (równoważność prawdziwa na mocy definicji z TM)
Gwałt na świętym prawie Irbisa widać tu jak na dłoni!
W algebrze Kubusia stosujemy indeksowanie wg poniższej tabeli T0:
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
1.
Prawo Irbisa dla zbiorów:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = A1B3: p<=>q
Przykład TMA1B3:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, sraczka]
1P.
Prawo Irbisa dla naszego przykładu TMA1B3:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
TMA1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p)= TMA1B3: p<=>q
Szczegółowy dowód prawa Irbisa dla zbiorów p i q z przykładu TMA1B3.
Nasz punkt odniesienia to:
TMA1B3:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, sraczka]
Twierdzenia składowe to:
A1.
Twierdzenie proste:
Jeśli dowolny element należy do zbioru p to na 100% => należy do zbioru q
p=>q =0
Dowód:
p=>q = [Kubuś, Tygrysek] => [Tygrysek, sraczka] =0
Doskonale widać, że nie każdy (=0) element zbioru p=[Kubuś, Tygrysek] należy do zbioru q=[Tygrysek, sraczka]
c.n.d.
##
B3.
Twierdzenie odwrotne względem A1 to:
B3.
Jeśli dowolny element należy do zbioru q to na 100% => należy do zbioru p
q=>p =0
Dowód:
q=>p = [Tygrysek, sraczka] =>[Kubuś, Tygrysek] =0
Doskonale widać, że nie każdy (=0) element zbioru q=[Tygrysek, sraczka] należy do zbioru p=[Kubuś, Tygrysek]
c.n.d.
Gdzie:
## - twierdzenia różne na mocy definicji
Stąd mamy dowód, iż równoważność prawdziwa TMA1B3: p<=>q wedle teorii mnogości jest w rzeczywistości fałszywa bo:
1P.
Prawo Irbisa dla naszego przykładu TMA1B3:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
TMA1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = 0*0 =0
2.
Innymi słowy:
Każda równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
TMA1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) =0*0 =0
Oczywiście dla naszego przykładu TMA1B3 fałszywa jest zarówno tożsamość zbiorów:
TMA1B3: (p=q) =0
Jak i równoważność zbiorów:
TMA1B3: (p<=>q) =0
31.6.2 Szczegóły wewnętrznej sprzeczności teorii mnogości
Zapiszmy jeszcze raz prawo Irbisa.
1.
Prawo Irbisa dla zbiorów:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p)= A1B3: p<=>q
Prawo Irbisa w tej wersji zna każdy matematyk przy zdrowych zmysłach.
Zauważmy, że nie jesteśmy w stanie udowodnić w sposób bezpośredni zarówno lewej strony powyższej wieloczłonowej tożsamości (A1B3: p=q), ani też jej prawej strony (A1B3: p<=>q).
Oba skrajne składniki powyższej tożsamości dowodzimy równocześnie w dwóch krokach.
I.
Matematyczne twierdzenie proste A1: p=>q
A1.
Jeśli zajdzie p to na 100% => zajdzie q
p=>q =1
Zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
##
II.
Matematyczne twierdzenie odwrotne B3: q=>p (względem A1)
B3.
Jeśli zajdzie q to na 100% => zajdzie p
q=>p =1
Zajście q jest (=1) wystarczające => dla zajścia p wtedy i tylko wtedy gdy zbiór q jest podzbiorem => zbioru p
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
Zauważmy, że dopiero po udowodnieniu I i II mamy równoczesny dowód prawdziwości zarówno tożsamości zbiorów (A1B3: p=q) jak również dowód prawdziwości zachodzącej tu równoważności (A1B3: p<=>q)
Wewnętrzną sprzeczność teorii mnogości widać tu jak na dłoni.
Na gruncie potwornie śmierdzącego gówna dla niepoznaki zwanego teorią mnogości może zajść przypadek że:
1.
Równoważność jest prawdziwa:
A1B3: p<=>q =1
2.
Natomiast tożsamość zbiorów jest fałszem:
A1B3: p=q =0
Ten przypadek to następujące zbiory p i q
TMA1B3:
p=[Kubuś, Tygrysek]
q=[Tygrysek, sraczka]
31.7 Jak można było tak prostą rzecz tak potwornie spieprzyć!
[link widoczny dla zalogowanych]
@Wikipedia
W 1874 roku Georg Cantor opublikował pracę, która jest uznawana za narodziny współczesnej teorii mnogości. Idee te, pomimo dużej opozycji ze strony innych matematyków (np. Leopolda Kroneckera), zostały dalej rozwinięte w kolejnej pracy Cantora, z roku 1878. Podstawowe odkrycie Cantora dotyczyło pojęcia mocy (czyli „liczby elementów”) zbiorów nieskończonych. Przyjął on, że dwa zbiory A i B są równoliczne (mają tę samą moc), jeżeli można przyporządkować wszystkie elementy A wszystkim elementom B w sposób wzajemnie jednoznaczny. Mogłoby się wydawać, że po prostu wszystkie zbiory nieskończone są równoliczne.
Teoria mnogości to matematyczna schizofrenia autorstwa Cantora (rok 1878).
Szkoda, ze nie było wystarczającej liczby matematyków podobnych do Leopolda Kroneckera.
Cóż, w XIX wieku Szatan (teoria mnogości) robiący z mózgu człowieka gówno był górą
Na szczęście w XXI wieku na ziemię zstąpił Kubuś ze swoją algebrą Kubusia.
Algebra Kubusia to osikowy kołek wbity w samo serce Szatana.
Definicja matematycznego schizofrenika:
Matematyczny schizofrenik to człowiek opisujący otaczającą nas matematyczną rzeczywistość w sposób totalnie niezgodny ze stanem faktycznym
Na chwilę obecną do matematycznych schizofreników zaliczamy: fanatyków KRZ, fanatyków teorii mnogości, logik modalnych, logik relewantnych, logik intuicjonistycznych etc
Cechą charakterystyczną schizofrenii jest fakt, że dla chorego jego schizofreniczne rojenia są 100% rzeczywistością, o czym każdy psychiatra wie.
Doskonale to widać w filmie „Piękny umysł”, pokazującym na żywo urojony świat schizofrenika niedostępny dla ludzi zdrowych (urojone biuro szyfrów, postaci które widzi wyłącznie chory z którymi obcuje i rozmawia na żywo …)
Nieskończone zbiory równoliczne i nierównoliczne to nieprawdopodobny banał na poziomie ucznia I klasy LO, oczywiście pod warunkiem zrozumienia i akceptacji algebry Kubusia.
Zacznijmy od sformułowania oczywistego prawa Pantery.
A1: Prawo Pantery:
A1.
Jeśli dwa zbiory A i B są tożsame A=B to na 100% => są równoliczne A~B
A1: (A=B) => (A~B) =1
To samo w zapisach formalnych:
p=(A=B)
q=(A~B)
p=>q =1
Przykład:
A=[Kubuś, Tygrysek]
B=[Tygrysek, Kubuś]
Przy spełnionej tożsamości zbiorów (A=B) zbiory te na 100% => są równoliczne (A~B)
Zbadajmy w skład jakiego operatora implikacyjnego wchodzi prawo Pantery.
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
I Prawo Sowy
Dla udowodnienia prawdziwości wszystkich zdań serii Ax potrzeba i wystarcza udowodnić prawdziwość dowolnego zdania serii Ax
Dla udowodnienia fałszywości wszystkich zdań serii Ax potrzeba i wystarcza udowodnić fałszywość dowolnego zdania serii Ax
##
II Prawo Sowy
Dla udowodnienia prawdziwości wszystkich zdań serii Bx potrzeba i wystarcza udowodnić prawdziwość dowolnego zdania serii Bx
Dla udowodnienia fałszywości wszystkich zdań serii Bx potrzeba i wystarcza udowodnić fałszywość dowolnego zdania serii Bx
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
Jak widzimy prawo Pantery to warunek wystarczający => A1.
A1: Prawo Pantery
A1.
Jeśli dwa zbiory A i B są tożsame (A=B) to na 100% => są równoliczne (A~B)
A1: (A=B) => (A~B) =1
To samo w zapisach formalnych:
p=(A=B)
q=(A~B)
p=>q =1
Przykład:
A=[Kubuś, Tygrysek]
B=[Tygrysek, Kubuś]
Doskonale widać, że tożsamość zbiorów (A=B) wymusza => równoliczność zbiorów (A~B)
Innymi słowy:
Przy spełnionej tożsamości zbiorów (A=B) zbiory te na 100% => są równoliczne (A~B)
Innymi słowy:
Każda tożsamość zbiorów (A=B) to z automatu równoliczność zbiorów (A~B)
Innymi słowy:
Jeśli zbiory A i B są tożsame (A=B) to mamy gwarancję matematyczną => iż są równoliczne (A~B)
Matematycznie zachodzi tożsamość pojęć:
Warunek wystarczający => = Gwarancja matematyczna =>
Z prawdziwości warunku wystarczającego => A1 wynika fałszywość kontrprzykładu A1’.
A1’.
Jeśli dwa zbiory A i B są tożsame (A=B) to mogą ~~> nie być równoliczne ~(A~B)
(A=B)~~>~(A~B) = (A=B)*~(A~B) =0
To samo w zapisie formalnym:
p~~>~q = p*~q =0
Na mocy definicji kontrprzykładu tego faktu nie musimy udowadniać, ale możemy udowodnić.
Dowód wprost:
Nie istnieje (=0) możliwość, by zbiory były tożsame (A=B) i jednocześnie nie były równoliczne ~(A~B)
Dla rozstrzygnięcia w skład jakiego operatora implikacyjnego wchodzi prawo Pantery musimy udowodnić prawdziwość/fałszywość dowolnego zdania z linii Bx.
Wybieramy twierdzenie odwrotne B3 (w stosunku do A1) bo warunek wystarczający => bez przeczeń zawsze dowodzi się najprościej.
B3.
Jeśli dwa zbiory A i B są równoliczne (A~B) to na 100% => są to zbiory tożsame (A=B)
B3: (A~B)=>(A=B) =0
To samo w zapisie formalnym:
B3: q=>p =0
Warunek wystarczający => jest tu fałszem bo istnieje kontrprzykład.
Kontrprzykład B3’ dla warunku wystarczającego => B3 to:
B3’.
Jeśli dwa zbiory A i B są równoliczne (A~B) to mogą ~~> nie być tożsame ~(A=B)
(A~B)~~>~(A=B) = (A~B)*~(A=B) =1
Dla udowodnienia prawdziwości kontrprzykładu B3’ wystarczy pokazać jeden taki przypadek:
A=[Kubuś, Tygrysek]
B=[Tygrysek, sraczka]
Zbiory A i B są równoliczna (A~B), ale nie są to zbiory tożsame ~(A=B)
cnd
Dla B3 skorzystajmy z prawa Tygryska:
B3: q=>p = B1: p~>q
Fałszywość warunku wystarczającego => w punkcie:
B3: q=>p =0
Wymusza fałszywość warunku koniecznego ~> w punkcie:
B1: p~>q =0
Stąd mamy dowód, że badany układ to implikacja prosta p|=>q
Definicja implikacji prostej p|=>q:
Implikacja prosta p|=>q w logice dodatniej (bo q) to spełniony wyłącznie warunek wystarczający => między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku.
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd:
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Czytamy:
Implikacja prosta p|=>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest wystarczające => dla zajścia q (A1: p=>q=1), ale nie jest konieczne ~> dla zajścia q (B1: p~>q=0)
W tym momencie mamy zdeterminowaną implikacji prostej p|=>q z uwzględnieniem kontrprzykładów obowiązujących wyłącznie w warunkach wystarczających,
Kod: |
IP:
Implikacja prosta p|=>q:
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji prostej p|=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =0 = 2:~p=>~q =0 [=] 3: q=>p =0 = 4:~q~>~p =0
B': 2:~p~~>q =1 [=] 3: q~~>~p=1
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
I Prawo Sowy dla implikacji prostej p|=>q
Dla udowodnienia prawdziwości wszystkich zdań serii Ax potrzeba i wystarcza udowodnić prawdziwość dowolnego zdania serii Ax
##
II Prawo Sowy dla implikacji prostej p|=>q
Dla udowodnienia fałszywości wszystkich zdań serii Bx potrzeba i wystarcza udowodnić fałszywość dowolnego zdania serii Bx
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
Pamiętając o naszym punkcie odniesienia:
p=(A=B)
q=(A~B)
Z tabeli TP odczytujemy
A1: Prawo Pantery:
A1.
Jeśli dwa zbiory A i B są tożsame (A=B) to na 100% => są równoliczne (A~B)
A1: (A=B) => (A~B) =1
To samo w zapisach formalnych:
p=(A=B)
q=(A~B)
p=>q =1
Przykład:
A=[Kubuś, Tygrysek]
B=[Tygrysek, Kubuś]
Doskonale widać, że tożsamość zbiorów (A=B) wymusza => równoliczność zbiorów (A~B)
Innymi słowy:
Przy spełnionej tożsamości zbiorów (A=B) zbiory te na 100% => są równoliczne (A~B)
Innymi słowy:
Każda tożsamość zbiorów (A=B) to z automatu równoliczność zbiorów (A~B)
Innymi słowy:
Jeśli zbiory A i B są tożsame (A=B) to mamy gwarancję matematyczną => iż są równoliczne (A~B)
Matematycznie zachodzi tożsamość pojęć:
Warunek wystarczający => = Gwarancja matematyczna =>
##
B1.
Jeśli dwa zbiory A i B są tożsama (A=B) to na 100% ~> są równoliczne (A~B)
(A=B)~>(A~B) =0
To samo w zapisie formalnym:
p~>q =0
Czytamy:
Tożsamość zbiorów (A=B) nie jest (=0) konieczna ~> dla równoliczności tych zbiorów (A~B)
Przykład:
A=[Kubuś, Tygrysek]
B=[Tygrysek, sraczka]
Nie ma tożsamości zbiorów:
(A=B)=0
ale relacja równoliczności A~B jest spełniona:
(A~B) =1
Gdzie:
## - zdania różne na mocy definicji
Po raz n-ty mamy tu prawo Kameleona.
Prawo Kameleona:
Dwa zdania brzmiące identycznie z dokładnością do każdej literki i każdego przecinka nie muszą być tożsame
Dowód to zdania A1 i B1 wyżej.
Różność zdań A1 i B1 rozpoznajemy wyłącznie po znaczkach warunku wystarczającego => i koniecznego ~> wbudowanych w treść zdań.
Z tabeli TP widzimy, że mamy tu do czynienia tylko i wyłącznie z dwoma warunkami wystarczającymi => (gwarancjami matematycznymi =>):
A1: Prawo Pantery:
A1: p=>q =1
Gdzie:
p=(A=B)
q=(A~B)
oraz:
A4: Prawo Lamparta:
A4: ~q=>~p =1
Gdzie:
q=(A~B)
p=(A=B)
Oczywiście, na mocy prawa Sowy zachodzi tożsamość pojęć:
Prawo Pantery: A1: p=>q [=] Prawo Lamparta: A4: ~q=>~p
Rozszyfrujmy te dwie gwarancje matematyczne =>:
A1: Prawo Pantery
A1: p=>q =1
Gdzie:
p=(A=B)
q=(A~B)
Stąd mamy:
A1.
Jeśli dwa zbiory A i B są tożsame (A=B) to na 100% => są równoliczne (A~B)
A1: (A=B) => (A~B) =1
To samo w zapisach formalnych:
p=(A=B)
q=(A~B)
p=>q =1
Przykład:
A=[Kubuś, Tygrysek]
B=[Tygrysek, Kubuś]
Doskonale widać, że tożsamość zbiorów (A=B) wymusza => równoliczność zbiorów (A~B)
Innymi słowy:
Przy spełnionej tożsamości zbiorów (A=B) zbiory te na 100% => są równoliczne (A~B)
Innymi słowy:
Każda tożsamość zbiorów (A=B) to z automatu równoliczność zbiorów (A~B)
Innymi słowy:
Jeśli zbiory A i B są tożsame (A=B) to mamy gwarancję matematyczną => iż są równoliczne (A~B)
Matematycznie zachodzi tożsamość pojęć:
Warunek wystarczający => = Gwarancja matematyczna =>
A4: Prawo Lamparta
A4: ~q=>~p =1
Gdzie:
q=(A~B)
p=(A=B)
Stąd mamy:
A4.
Jeśli dwa zbiory A i B nie są równoliczne ~(A~B) to na 100% => nie są tożsame ~(A=B)
A4: ~(A~B) => ~(A=B) =1
To samo w zapisach formalnych:
~q=>~p =1
Oczywista oczywistość.
Przykładowe zbiory tożsame i równoliczne to:
A=[Kubuś, Tygrysek]
B=[Tygrysek, Kubuś]
Jeśli do A albo B dodamy dodatkowy element to zbiory te będą nierównoliczna ~(A~B) i na 100% => nie będą to zbiory tożsame ~(A=B).
Przykład:
Dodajmy do zbioru A Prosiaczka
A=[Kubuś, Tygrysek, Prosiaczek]
B=[Tygrysek, Kubuś]
Spełnienie prawdziwości gwarancji matematycznej => A4 widać tu jak na dłoni
31.8 Teoria zbiorów równolicznych i nierównolicznych w algebrze Kubusia
Dowolny ziemski matematyk który nie akceptuje poniższej tabeli T0 mówiącej o matematycznych związkach warunku wystarczającego => i koniecznego ~> jest matematycznym schizofrenikiem
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja matematycznego schizofrenika:
Matematyczny schizofrenik to człowiek opisujący otaczającą nas matematyczną rzeczywistość w sposób totalnie niezgodny ze stanem faktycznym
Na chwilę obecną do matematycznych schizofreników zaliczamy: fanatyków KRZ, fanatyków teorii mnogości, logik modalnych, logik relewantnych, logik intuicjonistycznych etc
Cechą charakterystyczną schizofrenii jest fakt, że dla chorego jego schizofreniczne rojenia są 100% rzeczywistością, o czym każdy psychiatra wie.
Doskonale to widać w filmie „Piękny umysł”, pokazującym na żywo urojony świat schizofrenika niedostępny dla ludzi zdrowych (urojone biuro szyfrów, postaci które widzi wyłącznie chory z którymi obcuje i rozmawia na żywo …)
Definicja zbiorów równolicznych:
Dwa zbiory p i q są równoliczne p~q wtedy i tylko wtedy gdy mają identyczną liczbę elementów
p~q =1 – wtedy i tylko wtedy gdy zbiory p i q mają (=1) identyczną liczbę elementów
Inaczej:
p~q =0 – wtedy i tylko wtedy gdy zbiory p i q nie mają (=0) identycznej liczby elementów
Gdzie:
„~” – znaczek równoliczności zbiorów
31.8.1 Przykład zbiorów nierównolicznych w algebrze Kubusia
Rozważmy przykład zbiorów nierównolicznych.
Wypowiedzmy następujące twierdzenie proste A1: p=>q:
A1.
Jeśli dowolna liczba jest podzielna przez 8 to na 100% jest podzielna przez 2
P8=>P2 =1
To samo w zapisach formalnych:
p=>q =1
Podzielność dowolnej liczby przez 8 jest warunkiem wystarczającym => dla jej podzielności przez 2 wtedy i tylko wtedy gdy zbiór P8=[8,16,24..] jest podzbiorem => zbioru P2=[2,4,6,8..], co każdy matematyk udowodni.
##
Zauważmy, że twierdzenie odwrotne B3: q=>p jest tu fałszem.
B3.
Jeśli dowolna liczba jest podzielna przez 2 to na 100% => jest podzielna przez 8
P2=>P8 =0
To samo w zapisach formalnych:
q=>p =0
Bo zbiór P2=[2,4,6,8..] nie jest (=0) podzbiorem zbioru P8=[8,16 24..]
Kontrprzykład: 2
Liczba 2 należy do zbioru P2=[2,4,6,8..] i nie należy do zbioru P8=[8,16,24.]
cnd
Gdzie:
## - twierdzenia matematyczne różne na mocy definicji ##
Definicja formalna równoważności p<=>q:
Dwa zbiory p i q są równoważne p<=>q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q i równocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) =1*1 =1
Dla naszego przykładu mamy:
A1: P8=>P2 =1 - twierdzenie proste A1: p=>q jest prawdziwe
B3: P2=>P8 =0 - twierdzenie odwrotne B3: q=>p jest fałszywe
Stąd mamy dowód fałszywości równoważności P8<=>P2:
A1B3: P8<=>P2 = (A1: P8=>P2)*(B3: P2=>P8) =1*0 =0
cnd
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy znajdują się w relacji równoważności p<=>q
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = A1B3: p<=>q
Na mocy prawa Irbisa dla naszego przykładu zapisujemy:
Zbiór P8=[8,16,24..] ## Zbiór P2=[2,4,6,8..]
Gdzie:
## - zbiory różne na mocy definicji
Innymi słowy:
Zbiór P8=8,16,24..] nie jest (=0) tożsamy [=] ze zbiorem P2=[2,4,6,8..]
P8 [=] P2 =0 - fałsz
Sensacyjny wniosek na mocy prawa Irbisa:
Zbiory P8=[8,16,24..] i P2=[2,4,6,8..] nie są tożsame [=], co jest dowodem czysto matematycznym, iż zbiory te nie są (=0) zbiorami równolicznymi.
cnd
31.8.2 Przykład zbiorów równolicznych w algebrze Kubusia
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy znajdują się w relacji równoważności p<=>q
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = A1B3: p<=>q
Każdy zbiór tożsamy p=q jest równoliczny p~q na mocy prawa Irbisa
Odwrotnie nie zachodzi
Przykładowe zbiory tożsame [=] z użyciem zbiorów P8 i P2 o których było wyżej to:
A1B3:
Dowolna liczba jest podzielna przez 8 i przez 2 wtedy i tylko wtedy gdy jest podzielna przez 16
A1B3: P8*P2<=>P16 = (A1: P8*P2=>P16)*(B3: P16=>P8*P2) = 1*1=1
Podstawmy:
p=P8*P2 = [8,16,24..]*[2,4,6,8..]
q=P16 = [16,32,48..]
Stąd mamy to samo, czyli definicję równoważności p<=>q w zapisach formalnych:
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) =1*1 =1
Badanie prawdziwości/fałszywości zdań składowych:
A1.
Jeśli dowolna liczba jest podzielna przez 8 i przez 2 to na 100% => jest podzielna przez 16
A1: P8*P2=>P16 =1 – prawdziwe twierdzenie proste (A1: p=>q)
Dowód tej błahostki pozostawiam matematykom.
##
B3.
Jeśli dowolna liczba jest podzielna przez 16 to na 100% => jest podzielna przez 8 i przez 2
B3: P16=>P8*P2 =1 – prawdziwe twierdzenie odwrotne (B3: q=>p)
Dowód tej błahostki również pozostawiam matematykom
Gdzie:
## - twierdzenia różne na mocy definicji
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy znajdują się w relacji równoważności p<=>q
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p) = A1B3: p<=>q
Na mocy prawa Irbisa dla naszego przykładu zapisujemy:
(P8*P2 [=] P16) =1 – zbiory P8*P2 i P16 są (=1) tożsame [=]
Gdzie:
[=] – zbiory tożsame
Sensacyjny wniosek na mocy prawa Irbisa:
Zbiór P8*P2 jest (=1) tożsamy [=] ze zbiorem P16, co jest dowodem czysto matematycznym, iż zbiory te są (=1) równoliczne.
(P8*P2 ~ P16) =1 – zbiory P8*P2 i P16 są (=1) równoliczne
Gdzie:
„~” – znaczek równoliczności zbiorów
Uzasadnienie:
Na mocy praw Irbisa każda tożsamość zbiorów (p=q) wymusza równoliczność zbiorów (p~q)
Odwrotnie nie zachodzi.
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Sob 8:03, 10 Maj 2025, w całości zmieniany 1 raz
|
|
Powrót do góry |
|
 |
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:24, 17 Mar 2025 Temat postu: |
|
|
Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów
32.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji prostej p||=>q
Spis treści
32.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji prostej p||=>q 1
32.1 Symboliczna definicja implikacji prostej p|=>q 1
32.1.1 Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q 3
32.1.2 Wyprowadzenie zero-jedynkowej definicji warunku wystarczającego => 3
32.1.3 Odzyskanie symbolicznej definicji operatora implikacji prostej p||=>q 4
32.2 Geneza wynikowych zer i jedynek w operatorze implikacji prostej p||=>q 7
32.2.1 Prawo matematycznego głąba 9
32.3 Operator implikacji prostej p||=>q vs algebra Boole’a 11
32.4 Przykład implikacji prostej P|=>4L 14
32.4.1 Operator implikacji prostej P||=>4L 16
32.4.2 Operator implikacji prostej P||=>4L vs algebra Boole’a 19
32.4.3 Prawo matematycznego jełopa w operatorze implikacji prostej P||=>4L 20
32.4.4 Irbisol, fanatyk KRZ uczy dzieci logiki matematycznej w przedszkolu 23
32.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji prostej p||=>q
Uwagi:
1.
Warunkiem koniecznym zrozumienia niniejszego punktu jest przeczytanie ze zrozumieniem fundamentów algebry Kubusia dla teorii zbiorów zawartych w punkcie 13.0
2.
Aktualna logika matematyczna ziemskich matematyków jest w 100% logiką schizofreniczną, mającą zerowy związek z otaczającym nas światem rzeczywistym, czego dowodem są prawa matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji prostej p||=>q wyprowadzone w niniejszym punkcie.
32.1 Symboliczna definicja implikacji prostej p|=>q
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja implikacji prostej p|=>q:
Implikacja prosta p|=>q w logice dodatniej (bo q) to spełniony wyłącznie warunek wystarczający => między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku.
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd:
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Czytamy:
Implikacja prosta p|=>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest wystarczające => dla zajścia q (A1: p=>q=1), ale nie jest konieczne ~> dla zajścia q (B1: p~>q=0)
Definicja kontrprzykładu w zbiorach:
Kontrprzykładem dla warunku wystarczającego p=>q nazywamy to samo zdanie z zanegowanym następnikiem kodowane elementem wspólnym zbiorów p~~>~q=p*~q
Rozstrzygnięcia:
Prawdziwość warunku wystarczającego p=>q=1 wmusza fałszywość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=0 (i odwrotnie)
Fałszywość warunku wystarczającego p=>q=0 wmusza prawdziwość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=1 (i odwrotnie)
Podstawmy definicję implikacji prostej p|=>q do matematycznych związków warunku wystarczającego => i koniecznego ~> z uwzględnieniem definicji kontrprzykładu, obowiązującego wyłącznie w warunku wystarczającym =>.
Kod: |
IP
Implikacja prosta p|=>q:
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji prostej p|=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =0 = 2:~p=>~q =0 [=] 3: q=>p =0 = 4:~q~>~p =0
B': 2:~p~~>q =1 [=] 3: q~~>~p=1
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy w implikacji prostej p|=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania w serii Ax wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania serii Bx wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
32.1.1 Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
Definicja operatora implikacji prostej p||=>q:
Operator implikacji prostej p||=>q to odpowiedź na dwa pytania
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Na mocy tabeli implikacji prostej IP łatwo zapisujemy operatorową definicję implikacji prostej p||=>q
Kod: |
IP1
Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
A1: p=> q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
A1’: p~~>~q=0 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=1 musi być fałszem
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =1 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=0 musi być prawdą
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
32.1.2 Wyprowadzenie zero-jedynkowej definicji warunku wystarczającego =>
Zapiszmy tabelę prawdy operatora implikacji prostej p||=>q w wersji skróconej:
Kod: |
T1
Definicja |Co w logice
symboliczna |jedynek oznacza
p||=>q |
A1: p=> q =1 |( p=1)=> ( q=1)=1
A1': p~~>~q=0 |( p=1)~~>(~q=1)=0
A2: ~p~>~q =1 |(~p=1)~> (~q=1)=1
B2':~p~~>q =1 |(~p=1)~~>( q=1)=1
a b c 1 2 3
|
Zero-jedynkową definicję warunku wystarczającego p=>q w logice dodatniej (bo q) otrzymamy kodując tabelę T1 z punktem odniesienia ustawionym na warunku wystarczającym =>:
A1: p=>q
W warunku wystarczającym A1: p=>q zmienne p i q są w postaci niezanegowanej.
Tabelę zero-jedynkową warunku wystarczającego A1: p=>q w logice dodatniej (bo q) otrzymamy wtedy i tylko wtedy gdy wszystkie zmienne w tabeli T1_12 sprowadzimy do postaci niezanegowanej.
Umożliwia to II prawo Prosiaczka:
(~p=1)=(p=0)
(~q=1)=(q=0)
które możemy stosować wybiórczo w stosunku do dowolnej zmiennej binarnej.
Zróbmy to:
Kod: |
T2
Definicja |Co w logice |Na mocy II |Zapis tożsamy
symboliczna |jedynek oznacza |prawa Prosiaczka |tabeli 456
p||=>q | | | p q p=>q
A1: p=> q =1 |( p=1)=> ( q=1)=1 |( p=1)=> ( q=1)=1 | 1=>1 =1
A1': p~~>~q=0 |( p=1)~~>(~q=1)=0 |( p=1)~~>( q=0)=0 | 1=>0 =0
A2: ~p~>~q =1 |(~p=1)~> (~q=1)=1 |( p=0)~> ( q=0)=1 | 0=>0 =1
B2’:~p~~>q =1 |(~p=1)~~>( q=1)=1 |( p=0)~~>( q=1)=1 | 0=>1 =1
a b c 1 2 3 4 5 6 7 8 9
|
Definicja:
Tabelę T2_789 nazywamy definicją warunku wystarczającego => w logice dodatniej (bo q) dla potrzeb rachunku zerojedynkowego.
Interpretacja warunku wystarczającego =>:
T2_789: p=>q - zajście p jest wystarczające => dla zajścia q
Do zapamiętania:
Kod: |
T3
Zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego =>
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p=>q)=~p+q
A1: 1=>1 1
A1’: 1=>0 0
A2: 0=>0 1
B2’: 0=>1 1
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p=>q=0 <=> p=1 i q=0
Inaczej:
p=>q=1
Definicja warunku wystarczającego => w spójniku „lub”(+):
p=>q =~p+q
|
Uwaga:
Dla ułatwienia zrozumienia, indeksowanie linii w warunku wystarczającym p=>q (tabela T3) jest zgodne z tabelą prawdy operatora implikacji prostej p||=>q (tabela IP1), co matematycznie jest bez znaczenia.
32.1.3 Odzyskanie symbolicznej definicji operatora implikacji prostej p||=>q
Kod: |
IP:
Implikacja prosta p|=>q:
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji prostej p|=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =0 = 2:~p=>~q =0 [=] 3: q=>p =0 = 4:~q~>~p =0
B': 2:~p~~>q =1 [=] 3: q~~>~p=1
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy dla implikacji prostej p|=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania serii Ax wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania serii Bx wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
Na mocy powyższego punktu, wiedząc skąd bierze się zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego => łatwo odzyskać symboliczną definicję operatora implikacji prostej p||=>q
Dowód:
Niech będzie dana zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego p=>q
Kod: |
T3
Zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego =>
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p=>q)=~p+q
A1: 1=>1 1
A1’: 1=>0 0
A2: 0=>0 1
B2’: 0=>1 1
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p=>q=0 <=> p=1 i q=0
Inaczej:
p=>q=1
Definicja warunku wystarczającego => w spójniku „lub”(+):
p=>q =~p+q
|
Algorytm odzyskiwania symbolicznej definicji operatora implikacji prostej p||=>q to cztery proste kroki.
Krok 1
Zapisujemy zero-jedynkową definicję warunku wystarczającego => w spójnikach „i”(*) i „lub”(+) definicją elementu wspólnego zbiorów ~~> korzystając z prawa Prosiaczka.
Prawo Prosiaczka:
(p=0)=(~p=1)
(q=0)=(~q=1)
Kod: |
T4
Odzyskiwanie symbolicznej definicji operatora implikacji prostej p||=>q
z zero-jedynkowej definicji warunku wystarczającego =>.
Y=~p+q
p q Y=p=>q|
A1: 1 1 1 | p~~> q= p* q=1 - zbiory p i q mają (=1) element wspólny
A1’: 1 0 0 | p~~>~q= p*~q=0 - p i ~q nie mają (=0) elementu wspólnego
A2: 0 0 1 |~p~~>~q=~p*~q=1 - ~p i ~q mają (=1) element wspólny
B2’: 0 1 1 |~p~~> q=~p* q=1 - zbiory ~p i q mają (=1) element wspólny
1 2 3
|
Uwaga:
Indeksowanie linii w poniższej analizie jest zgodne z symboliczną tabelą prawdy implikacji prostej p|=>q przedstawionej w tabeli IP wyżej.
Krok 2
Fałszywy (=0) kontrprzykład w linii A1’:
A1’: p~~>~q=p*~q=0
wymusza prawdziwy (=1) warunek wystarczający w linii A1 (i odwrotnie):
A1: p=>q =1
Zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
Krok 3
Prawdziwy kontrprzykład w linii B2’:
B2’: ~p~~>q = ~p*q=1
wymusza fałszywy warunek wystarczający => w linii B2:
B2: ~p=>~q =0
Zajście ~p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia ~q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p nie jest podzbiorem ~q
Krok 4
Prawo Kubusia:
B2: ~p=>~q = B1: p~>q =0
Fałszywy (=0) warunek wystarczający w linii B2:
B2: ~p=>~q =0
na mocy prawa Kubusia wymusza fałszywy (=0) warunek konieczny w punkcie B1.
B1: p~>q =0
Stąd mamy dowód, iż spełniona jest definicja implikacji prostej p|=>q (tabela IP) bo:
B1: p~>q =1
oraz:
A1: p=>q =0
Na mocy prawa Sowy mamy dowód, iż spełniona jest definicja operatora implikacji prostej p||=>q dająca odpowiedź na pytanie o p (kolumna A1B1) oraz na pytanie o ~p (kolumna A2B2)
Kod: |
IP1
Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
A1: p=> q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
A1’: p~~>~q=0 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=1 musi być fałszem
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =1 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=0 musi być prawdą
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
32.2 Geneza wynikowych zer i jedynek w operatorze implikacji prostej p||=>q
Kod: |
IP
Implikacja prosta p|=>q:
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji prostej p|=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =0 = 2:~p=>~q =0 [=] 3: q=>p =0 = 4:~q~>~p =0
B': 2:~p~~>q =1 [=] 3: q~~>~p=1
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Operator implikacji prostej p||=>q to odpowiedź na dwa pytania:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
W punkcie 32.1.2 dowiedzieliśmy się skąd bierze się zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego =>:
p=>q = ~p+q
Kod: |
T3
Zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego =>
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p=>q)=~p+q
A1: 1=>1 1
A1’: 1=>0 0
A2: 0=>0 1
B2’: 0=>1 1
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p=>q=0 <=> p=1 i q=0
Inaczej:
p=>q=1
Definicja warunku wystarczającego => w spójniku „lub”(+):
p=>q =~p+q
|
Natomiast w punkcie 32.1.3 poznaliśmy algorytm działania odwrotnego, czyli w kierunku od zero-jedynkowej definicji warunku wystarczającego p=>q=~p+q do symbolicznej definicji operatora implikacji prostej p||=>q
Kod: |
IP1
Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
A1: p=> q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
A1’: p~~>~q=0 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=1 musi być fałszem
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =1 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=0 musi być prawdą
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Zauważmy, że udowadniając spełnienie warunku wystarczającego w linii A1:
A1: p=> q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
automatycznie udowadniamy:
1.
Na mocy definicji kontrprzykładu prawdziwość warunku wystarczającego A1: p=>q =1 wymusza fałszywość kontrprzykładu A1’ (i odwrotnie):
A1’: p~~>~q=0 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=1 musi być fałszem
2.
Na mocy prawa Kubusia:
A1: p=>q = A2: ~p~>~q
Prawdziwość warunku wystarczającego A1: p=>q =1 wymusza prawdziwość warunku koniecznego A2 w kolumnie A2B2 (i odwrotnie)
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
KONIEC!
Nic więcej z udowodnionego warunku wystarczającego A1: p=>q =1 nie wynika.
Zauważmy, że z udowodnionej prawdziwości warunku wystarczającego A1: p=>q=1 (matematyczne twierdzenie proste) w żaden sposób nie wynika prawdziwość kontrprzykładu w linii B2’:
B2’:~p~~>q =1 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=0 musi być prawdą
Dla udowodnienia prawdziwości kontrprzykładu w linii B2’ musimy udowodnić fałszywość warunku wystarczającego B2: ~p=>~q =0
Najłatwiej to zrobić korzystając z prawa kontrapozycji.
Prawo kontrapozycji:
B2: ~p=>~q = B3: q=>p
Zauważmy że:
B3: q=>p to matematyczne twierdzenie odwrotne w stosunku do twierdzenia prostego A1: p=>q
Na mocy definicji zachodzi:
Twierdzenie proste A1: p=>q ## Twierdzenie odwrotne B3: q=>p
Gdzie:
## - twierdzenia różne na mocy definicji (co doskonale widać w tabeli IP)
p i q w zdaniach A1, A1’, A2 i B2’ musi być tymi samymi p i q, inaczej błąd podstawienia.
Wnioski:
1.
Jedynkę w linii B2’ mamy prawo postawić wtedy i tylko wtedy gdy udowodnimy fałszywość matematycznego twierdzenia odwrotnego B3: q=>p=0 w stosunku do udowodnionego twierdzenia prostego A1: p=>q =1
2.
Alternatywnie jedynkę w linii B2’ udowadniamy pokazując jeden element wspólny ~~> zbiorów ~p i q
B2’:~p~~>q =~p*q=1 - Istnieje (=1) element wspólny ~~> zbiorów ~p i q
Alternatywny sposób udowodnienia jedynki w punkcie B2’ jest prosty, ale ten dowód ma zero wspólnego z udowodnionym warunkiem wystarczającym w linii A1.
W aktualnie obowiązującej logice matematycznej ziemskich matematyków nie jest widoczny jakikolwiek warunek wystarczający bowiem obligatoryjnie stosowane jest tu prawo eliminacji warunku wystarczającego, poprawne również w algebrze Kubusia:
A1: p=>q = ~p+q
gdzie o żadnym warunku wystarczającym =>, czy też koniecznym ~> mowy być nie może.
Warunek wystarczający A1: p=>q z algebry Kubusia w ziemskiej logice matematycznej nosi nazwę implikacji, co nie ma nic wspólnego z pojęciami implikacja prosta p|=>q i implikacja odwrotna p||~>q z algebry Kubusia.
32.2.1 Prawo matematycznego głąba
Prawo eliminacji implikacji w ziemskiej logice matematycznej:
A1: p=>q =~p+q
Dowód iż definicja ziemskiej implikacji => nie ma nic wspólnego z warunkiem wystarczającym => w rozumieniu algebry Kubusia to aktualnie obowiązująca definicja ziemskiej implikacji =>, podana przez Macjana.
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/elementarz-algebry-boole-a-irbisol-macjan-str-10,2605-240.html#55877
@Macjan
Zrozum - treść zdania, czyli to, o czym ono mówi, nie może w żaden sposób wpływać na jego zapis symboliczny. Zdanie "... i ..." jest koniunkcją niezależnie od tego, co wstawimy w wykropkowane miejsca. Tak samo zdanie "Jeśli ... to ..." jest implikacją.
Potwierdzenie definicji Macjana przez wykładowcę logiki matematycznej na AGH Kraków.
[link widoczny dla zalogowanych]
@Wykład logiki matematycznej na AGH
Elementy logiki matematycznej
Logika matematyczna zajmuje się zdaniami logicznymi.
Zdanie logiczne, to zdanie gramatyczne orzekające, któremu można przypisać jedną z dwóch ocen (wartość) Prawda (TRUE, 1); Fałsz (FALSE, 0 ) (czyli zdania logiczne podlegają wartościowaniu). Nie są zdaniami logicznymi zdania pytające i rozkazujące.
Funktory logiczne (spójniki):
- jednoargumentowe (wystarczy jedno zdanie)
negacja - ~ - (nieprawda, że ...)
- dwuargumentowe (wymagają dwóch zdań) np.
koniunkcja - * - (...i... )
alternatywa - + - (...lub...)
implikacja - => - (jeżeli ..., to...)
równoważność - <=> - (...wtedy i tylko wtedy, gdy...)
Zero-jedynkowe definicje dwuargumentowych spójników logicznych to:
Kod: |
p q | p*q | p+q | p=>q | p<=>q
1 1 | 1 | 1 | 1 | 1
1 0 | 0 | 1 | 0 | 0
0 1 | 0 | 1 | 1 | 0
0 0 | 0 | 0 | 1 | 1
|
@Rafal3006
Jak widzimy, w wykropkowane miejsca możemy wstawiać cokolwiek, byleby temu „cokolwiek” dało się przypisać pojęcie prawdy (=1) albo fałszu (=0), co lokuje nas w definicji implikacji materialnej rodem z Klasycznego Rachunku Zdań.
Jak udowodniliśmy w punkcie 32.2 udowodnienie prawdziwości matematycznego twierdzenia prostego A1: p=>q=1 w żaden sposób nie wymusza rzeczywistej jedynki w punkcie B2’.
Kod: |
IP1
Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
A1: p=> q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
A1’: p~~>~q=0 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=1 musi być fałszem
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =x - udowodnienie prawdziwości A1 nie determinuje jedynki w B2’!
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja matematycznego twierdzenia prostego A1:
A1: p=>q =1
Zajście p jest (=1) warunkiem wystarczającym => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
Przykład:
A1.
Jeśli dowolna liczba jest podzielna przez 8 to jest podzielna przez 2
P8=>P2 =1
Podzielność dowolnej liczby przez 8 jest warunkiem wystarczającym => dla jej podzielności przez 2 wtedy i tylko wtedy gdy zbiór P8=[8,16,24..] jest podzbiorem => zbioru P2=[2,4,6,8..].
Udowodnić relację podzbioru P8=>P2=1 potrafi każdy matematyk.
Stąd mamy:
Prawo Matematycznego super-głąba:
Matematycznym super-głąbem jest każdy fanatyk KRZ który korzysta z ziemskiej definicji implikacji podanej przez Macjana, potwierdzonej przez wykładowcę logiki „matematycznej” na AGH, która w zdaniu warunkowym „Jeśli p to q” nie wymaga badania jakiejkolwiek relacji w zbiorach między poprzednikiem p i następnikiem q.
Prawo matematycznego głąba:
Matematycznym głąbem jest każdy matematyk który po udowodnieniu matematycznego twierdzenia prostego w punkcie A1: p=>q =1 (to matematycy potrafią) postawi przyniesioną w teczce jedynkę w linii B2’.
Niestety, na dzień dzisiejszy wszyscy matematycy są głąbami, bo wszyscy potrafią poprawnie udowodnić matematyczne twierdzenie proste A1: p=>q=1 stawiając jednak wyjętą z dupy (nie popartą dowodem) jedynkę w punkcie B2’.
32.3 Operator implikacji prostej p||=>q vs algebra Boole’a
Zacznijmy od podstawowej definicji implikacji prostej p|=>q, gdzie w kolumnie A1B1 mamy odpowiedź na pytanie co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kod: |
IP
Implikacja prosta p|=>q:
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji prostej p|=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =0 = 2:~p=>~q =0 [=] 3: q=>p =0 = 4:~q~>~p =0
B': 2:~p~~>q =1 [=] 3: q~~>~p=1
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy dla implikacji prostej p|=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania w linii Ax wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania w linii Bx wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
W algebrze Kubusia zachodzą tożsamości w zbiorach:
Warunek wystarczający p=>q = relacja podzbioru p=>q
p=>q =1 <=> zbiór p jest podzbiorem q
Inaczej
p=>q =0
##
Warunek konieczny p~>q = relacja nadzbioru p~>q
p~>q =1 <=> zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> q
Inaczej:
p~>q =1
Gdzie:
## - różne na mocy definicji (patrz tabela IP)
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Stąd mamy:
A1B1:
Definicja implikacji prostej p|=>q w zbiorach
Zbiór p jest podzbiorem zbioru q i nie jest tożsamy ze zbiorem q
A1: p=>q =1 - zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
B1: p~>q =0 - zbiór p nie jest (=0) nadzbiorem ~> zbioru q
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Czytamy:
Definicja implikacji prostej p|=>q w zbiorach jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1), ale nie jest nadzbiorem ~> zbioru q (B1)
Wspólna dziedzina D musi być szersza od sumy logicznej zbiorów p+q bowiem wtedy i tylko wtedy wszystkie zbiory p, q, ~p, ~q, będą niepuste.
Dowód w diagramie DIP niżej.
Na mocy powyższej definicji rysujemy diagram implikacji prostej p|=>q w zbiorach.
Kod: |
DIP
Diagram implikacji prostej p|=>q w zbiorach
----------------------------------------------------------------------
| p | ~p |
|------------------------|-------------------------------------------|
| q | ~q |
|--------------------------------------------|-----------------------|
| A1: p=>q=1 (p*q=1) |B2’: ~p~~>q=~p*q=1 |A2:~p~>~q=1 (~p*~q=1) |
----------------------------------------------------------------------
| Dziedzina D - suma logiczna zbiorów A1, B2', A2 |
| D=A1: p*q + A2:~p*~q + B2’:~p*q |
| A1’: p~~>~q=p*~q=[] - zbiór pusty |
|--------------------------------------------------------------------|
| Diagram implikacji prostej p|=>q w zbiorach |
----------------------------------------------------------------------
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Prawo Słonia:
Warunek wystarczający => = relacja podzbioru =>
Warunek konieczny ~> = relacja nadzbioru ~>
|
Operator implikacji prostej p||=>q to odpowiedź na dwa pytania:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Stąd mamy:
Kod: |
IP1
Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
A1: p=> q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
A1’: p~~>~q=0 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=1 musi być fałszem
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =1 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=0 musi być prawdą
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Zapiszmy symboliczną definicję operatora implikacji prostej p||=>q kodowaną zarówno spójnikami elementarnymi zdań warunkowych „Jeśli p to q” (=>, ~>, ~~>) jak i definicją elementu wspólnego zbiorów ~~>.
Definicja elementu wspólnego ~~> zbiorów
p~~>q =p*q =1 wtedy i tylko wtedy gdy istnieje (=1) wspólny element ~~> zbiorów p i q
Inaczej:
p~~>q=p*q =0
Kod: |
IP2
Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
z uwzględnieniem definicji elementu wspólnego zbiorów p~~>q=p*q
Y
A1: p=> q =1 = p* q =1 -jeśli p=>q=1 to istnieje(=1) wspólny element p*q=1
A1’: p~~>~q=0 = p*~q =0 -nie istnieje (=0) wspólny element p*~q
A2: ~p~>~q =1 =~p*~q =1 -jeśli ~p~>~q=1 to istnieje wspólny element ~p*~q=1
B2’:~p~~>q =1 =~p* q =1 -istnieje wspólny element zbiorów ~p i q
1 2 3 4 5 6
|
Komentarz:
Linia A1:
Jeśli spełniony jest warunek wystarczający A1:
A1: p=>q =1 - zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (diagram DIP)
to iloczynem logicznym zbiorów p i q to jest zbiór p, czyli zbiór p*q jest zbiorem niepustym (=1)
Linia A1’:
Prawdziwy warunek wystarczający A1: p=>q=1 wymusza fałszywy kontrprzykład A1’ (i odwrotnie)
A1’: p~~>~q = p*~q =0 - co oznacza brak (=0) wspólnego elementu zbiorów p i ~q (diagram DIP)
Linia A2:
Prawo Kubusia:
A1: p=>q = A2:~p~>~q
Na mocy prawa Kubusia spełniony warunek wystarczający w punkcie A1: p=>q=1 wymusza spełniony warunek konieczny A2: ~p~>~q w punkcie A2
Jeśli spełniony jest warunek konieczny A2:
A2: ~p~>~q =1 - bo ~p jest nadzbiorem ~> ~q (diagram DIP)
to iloczynem logicznym zbiorów ~p i ~q jest zbiór ~q, czyli zbiór ~p*~q jest zbiorem niepustym (=1)
Linia B2’:
Istnieje wspólny element zbiorów ~~> ~p i q:
B2’: ~p~~>q = ~p*q =1 (diagram DIP)
Fakt 1:
Zauważmy, że w analizie operatora implikacji prostej p||=>q zbiory niepuste i rozłączne to: A1, A2, B2’.
Dowód rozłączności tych zbiorów (diagram DIP):
(A1: p*q)*(A2:~p*~q) =[] - bo p*~p=[]
(A1: p*q)*(B2’: ~p*q] =[] - bo p*~p=[]
(A2: ~p*~q)*(B2’: ~p*q) =[] - bo p*~p=[]
cnd
Fakt 2:
Z faktu 1 wynika, że dziedziną D w tabeli IP2 jest sumą logiczna zbiorów niepustych i rozłącznych:
D = A1: p*q + A2: ~p*~q + B2’: ~p*q (diagram DIP)
Funkcja logiczna Y opisująca tabelę symboliczną 456 w tabeli prawdy IP2 to:
Y = A1: p*q + A2: ~p*~q + B2’: ~p*q
co w logice jedynek (bo równanie alternatywno-koniunkcyjne) oznacza:
Y=1 <=> A1: p=1 i q=1 lub A2: ~p=1 i ~q=1 lub B2’:~p=1 i q=1
Zauważmy, że jeśli dowolny składnik sumy logicznej w równaniu alternatywno-koniunkcyjnym przyjmie wartość logiczną miękkiej jedynki to wymusi ona miękkie zera w pozostałych składnikach sumy logicznej.
Definicja miękkiej jedynki I miękkiego zera:
Miękka jedynka i miękkie zero to wartościowanie sumy logicznej opisującej zbiory niepuste i rozłączne dla konkretnego składnika sumy logicznej.
Dowód:
Załóżmy, że wylosowaliśmy element B2’:
Y(B2’) = B2’: ~p*q
co w logice jedynek oznacza:
Y(B2’)=1 <=> B2’: ~p=1 i q=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(~p=1)=(p=0)
(q=1)=(~q=0)
Dla tego przypadku (iterowania) Y(B2’) mamy:
Y = A1: p*q + A2: ~p*~q + B2’: ~p*q
Y(B2’) = A1: 0*1 + A2: 1*0 + B2’: 1*1 = A1: 0 + A2: 0 + B2’: 1
Y(B2’) = B2’: ~p*q
cnd
Wniosek:
Doskonale tu widać sens definicji miękkich jedynek i miękkich zer w logice matematycznej.
Wnioski z Fakt 1 i Fakt 2:
Linia A1:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru A1: p*q (miękka jedynka) to dla tego losowania linie A2 i B2’ będą zbiorami pustymi [] (miękkie zera)
Linia A2:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru A2: ~p*~q (miękka jedynka) to dla tego losowania linie A1 i B2’ będą zbiorami pustymi [] (miękkie zera)
Linia B2’:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru B2’: ~p*q (miękka jedynka) to dla tego losowania linie A1 i A2 będą zbiorami pustymi [] (miękkie zera)
Innymi słowy:
Z dziedziny D nie możemy wylosować elementu który by należał jednocześnie do dwóch dowolnych zbiorów rozłącznych A1, A2, B2’.
32.4 Przykład implikacji prostej P|=>4L
Definicja implikacji prostej p|=>q:
Implikacja prosta p|=>q w logice dodatniej (bo q) to spełniony wyłącznie warunek wystarczający => między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku.
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd:
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Czytamy:
Implikacja prosta p|=>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest wystarczające => dla zajścia q (A1: p=>q=1), ale nie jest konieczne ~> dla zajścia q (B1: p~>q=0)
Kod: |
IP
Implikacja prosta p|=>q:
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =0 - p nie jest (=0) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|=>q = (A1: p=>q)*~(B1: p~>q) = 1*~(0)=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji prostej p|=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =0 = 2:~p=>~q =0 [=] 3: q=>p =0 = 4:~q~>~p =0
B': 2:~p~~>q =1 [=] 3: q~~>~p=1
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy w implikacji prostej p|=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania w serii Ax wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania serii Bx wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
Weźmy zdanie wypowiedziane pasujące do tabeli implikacji prostej p|=>q.
A1.
Jeśli dowolne zwierzę jest psem (P) to ma cztery łapy (4L)
P=>4L =1
Na mocy prawa Kłapouchego zdanie A1 jest domyślnym punktem odniesienia:
p=>q =1
Gdzie:
p=P=[pies] - zbiór jednoelementowy P=[pies]
q=4L=[pies, słoń..] - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy 4L=[pies, słoń ..]
Dowód na poziomie 5-cio latka:
Bycie psem (P) jest warunkiem wystarczającym => by mieć cztery łapy (4L) bo wszystkie psy mają cztery łapy
Dowód na poziomie ucznia I klasy LO:
Bycie psem (P) jest warunkiem wystarczającym => by mieć cztery łapy (4L) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór P=[pies] jest podzbiorem => zbioru zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..] - co jak widać jest spełnione.
Dla udowodnienia iż mamy do czynienia z implikacją prostą p|=>q potrzeba i wystarcza udowodnić fałszywość dowolnego zdania serii Bx.
Wybieramy zdanie B1:
B1.
Jeśli dowolne zwierzę jest psem (P) to ma cztery łapy (4L)
P~>4L =0
Bycie psem (P) nie jest (=0) warunkiem koniecznym ~> by mieć cztery lapy 4L bo zbiór P=[pies] nie jest (=0) nadzbiorem ~> zbioru 4L=[pies, słoń ..] - co każdy 5-cio latek widzi.
Stąd mamy wyprowadzone prawo Kameleona.
Prawo Kameleona:
Dwa zdania warunkowe „Jeśli p to q” brzmiące identycznie z dokładnością do każdej literki i każdego przecinka nie muszą być matematycznie tożsame.
Dowód to zdania A1 i B1 wyżej.
Różność matematyczną zdań A1 i B1 rozpoznajmy po ich matematycznym kodowaniu.
Zdania A1 i B1 są różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
Kod: |
TK - tabela Kameleona
Definicja warunku wystarczającego => ## Definicja warunku koniecznego ~>
Y = (p=>q) = ~p+q ## Y=(p~>q) = p+~q
|
Definicja znaczka różne na mocy definicji ##:
Dwie funkcje logiczne Y w tej samej logice (tu dodatniej bo Y) są różne na mocy definicji wtedy i tylko wtedy gdy prawe strony tych funkcji nie są tożsame
Tabela Kameleona TK spełnia definicję znaczka różne na mocy definicji ##
Stąd mamy dowód iż zdanie wypowiedziane A1: P=>4L jest częścią implikacji prostej P|=>4L.
Definicja implikacji prostej P|=>4L:
Implikacja prosta P|=>4L to zachodzenie wyłącznie warunku wystarczającego => między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: P=>4P=1 - bycie psem wystarcza => by mieć cztery łapy
B1: P~>4L =0 - bycie psem nie jest konieczne ~> by mieć cztery lapy bo kontrprzykład: Słoń
Stąd mamy:
P|=>4L = (A1: P=>4L)*~(B1: P~>4L) = 1*~(0)=1*1=1
32.4.1 Operator implikacji prostej P||=>4L
Diagram implikacji prostej p|=>q w zbiorach wyprowadzono w punkcie 32.3
Kod: |
DIP
Diagram implikacji prostej p|=>q w zbiorach
----------------------------------------------------------------------
| p | ~p |
|------------------------|-------------------------------------------|
| q | ~q |
|--------------------------------------------|-----------------------|
| A1: p=>q=1 (p*q=1) |B2’: ~p~~>q=~p*q=1 |A2:~p~>~q=1 (~p*~q=1) |
----------------------------------------------------------------------
| Dziedzina D - suma logiczna zbiorów A1, B2', A2 |
| D=A1: p*q + A2:~p*~q + B2’:~p*q |
| A1’: p~~>~q=p*~q=[] - zbiór pusty |
|--------------------------------------------------------------------|
| Diagram implikacji prostej p|=>q w zbiorach |
----------------------------------------------------------------------
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Prawo Słonia:
Warunek wystarczający => = relacja podzbioru =>
Warunek konieczny ~> = relacja nadzbioru ~>
|
Operator implikacji prostej p|=>q to odpowiedź na dwa pytania:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Mamy nasze zdanie wypowiedziane A1.
A1.
Jeśli zwierzę jest psem (P) to ma cztery łapy (4L)
P=>4L =1
To samo w zapisie formalnym na mocy prawa Kłapouchego:
p=>q =1
Gdzie:
p=P=[pies] - zbiór jednoelementowy P=[pies]
q=4L=[pies, słoń ..] - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy 4L=[pies, słoń ..]
Wspólna dziedzina dla poprzednika p i następnika q to:
ZWZ - zbiór wszystkich zwierząt
ZWZ=[pies, słoń, kura ..]
Obliczmy potrzebne nam do dalszej analizy zbiory ~p i ~q definiowane jako zaprzeczenia zbiorów p i q we wspólnej dziedzinie ZWZ:
~p=~P=[ZWZ-P] =[słoń, kura ..] - zbiór wszystkich zwierząt ZWZ z wykluczeniem psa (~P)
~q=~4L=[ZWZ-4L] =[kura ..] - zbiór wszystkich zwierząt ZWZ nie mających czterech łap (~4L)
Podsumowując dla naszego przykładu mamy:
p = P=[pies]
q = 4L=[pies, słoń ..]
~p=~P=[słoń, kura ..]
~q=~4L=[kura..]
Analiza operatora implikacji prostej p||=>q przez wszystkie możliwe przeczenia p i q:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli ze zbioru wszystkich zwierząt wylosujemy psa (P)?
Z kolumny A1B1 odczytujemy:
A1.
Jeśli zwierzę jest psem (P) to ma cztery łapy (4L)
P=>4L =1
to samo w zapisie formalnym:
p=>q =1 (patrz diagram DIP)
Dowód na poziomie 5-cio latka:
Bycie psem (P) jest warunkiem wystarczającym => by mieć cztery łapy (4L) bo każdy pies ma cztery łapy
Dowód na poziomie ucznia I klasy LO:
Bycie psem (P) jest warunkiem wystarczającym => by mieć cztery łapy (4L) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór jednoelementowy P=[pies] jest podzbiorem => zbioru zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..]
Zauważmy że:
Jeśli zbiór P=[pies] jest podzbiorem => zbioru 4L=[pies, słoń ..] to na 100% istnieje wspólny element ~~> zbiorów P i 4L
A1: P~~>4L = [pies]*[pies, słoń ..] =1 bo pies
To samo w zapisach formalnych:
A1: p~~>q=p*q =1 (diagram DIP)
Kontrprzykład A1’ dla prawdziwego warunku wystarczającego A1: P=>4L=1 musi być fałszem.
A1’
Jeśli zwierzę jest psem (P) to może ~~> nie mieć czterech łap (~4L)
P~~>~4L = P*~4L =0
to samo w zapisie formalnym:
p~~>~q = p*~q =0 (diagram DIP)
Czytamy:
Fałszem jest (=0), że istnieje wspólny element zbiorów p i ~q (diagram DIP)
Dowód „nie wprost”:
Fałszywość kontrprzykładu A1’ wynika z prawdziwości warunku wystarczającego A1: P=>4L
Dowód wprost:
P~~>~4L = P*~4L = [pies]*[kura ..] =0
Jednoelementowy zbiór P=[pies] jest rozłączny ze zbiorem zwierząt nie mających czterech łap ~4L=[kura..], zatem zbiory te nie mają elementu wspólnego.
cnd
.. a jeśli zwierzę nie jest psem (~P)?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosujemy zwierzę nie będące psem (~P)?
Z kolumny A2B2 odczytujemy:
A2.
Jeśli zwierzę nie jest psem (~P) to może ~> nie mieć czterech (~4L)
~P~>~4L =1
to samo w zapisie formalnym:
~p~>~q =1 (diagram DIP)
Dowód „nie wprost”:
Nie bycie psem (~P) jest konieczne ~> by nie mieć czterech łap (~4L) bo jak się jest psem (P) to na 100% => ma się cztery łapy (4L)
Jak widzimy prawo Kubusia samo nam tu wyskoczyło:
A2: ~P~>~4L = A1: P=>4L
Dowód wprost:
Nie bycie psem (~P) jest warunkiem koniecznym ~> by nie mieć czterech łap (~4L) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~P=[słoń, kura..] jest nadzbiorem ~> zbioru ~4L=[kura..]
Zauważmy że:
Jeśli zbiór ~P=[słoń, kura ..] jest nadzbiorem ~> zbioru ~4L=[kura..] to na 100% istnieje wspólny element zbiorów ~P i ~4L
~P~~>~4L = [słoń, kura..]*[kura..] =1 bo kura
To samo w zapisie formalnym:
~p~~>~q =~p*~q =1 - istnieje wspólny element zbiorów ~p i ~q (diagram DIP)
LUB
B2’.
Jeśli zwierzę nie jest psem (~P) to może ~~> mieć cztery łapy (4L)
~P~~>4L=~P*4L =1
to samo w zapisie formalnym:
~p~~>q = ~p*q =1 (diagram DIP)
istnieje (=1) wspólny element zbiorów ~P=[słoń, kura…] oraz 4L=[pies, słoń ..] np. słoń
Pokazanie jednego takiego zwierzaka np. słonia kończy dowód istnienia elementu wspólnego ~~> zbiorów ~P i 4L
Zauważmy, że nie zachodzi tu ani relacja podzbioru =>:
~P=[słoń, kura..] => 4L=[pies, słoń..] =0 - bo kury nie ma w zbiorze 4L=[pies, słoń..]
ani też relacja nadzbioru ~>:
~P=[słoń, kura..] ~> 4L=[pies, słoń..] =0 - bo psa nie ma w zbiorze ~P=[słoń, kura..]
32.4.2 Operator implikacji prostej P||=>4L vs algebra Boole’a
Zapiszmy tabelę prawdy operatora implikacji prostej P||=>4L w powiązaniu z algebrą Boole’a
Kod: |
IP3
Symboliczna definicja operatora implikacji prostej p||=>q
z uwzględnieniem definicji elementu wspólnego zbiorów p~~>q=p*q
Y Y=~p+q=A1: p*q+A2:~p*~q+B2’:~p*q
A1: p=> q =1 = p* q =1 -jeśli p=>q=1 to istnieje wspólny element p*q=1
A1’: p~~>~q=0 = p*~q =0 -nie istnieje (=0) wspólny element p*~q =0
A2: ~p~>~q =1 =~p*~q =1 -jeśli ~p~>~q=1 to istnieje wspólny element ~p*~q=1
B2’:~p~~>q =1 =~p* q =1 -istnieje wspólny element zbiorów ~p i q
1 2 3 4 5 6
Definicja operatora implikacji prostej P||=>4L dla naszego przykładu A1
Gdzie:
p=P - zbiór jednoelementowy P=[pies]
q=4L - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy 4L=[pies, słoń ..]
Y Y=~P+4L=A1: P*4L+A2:~P*~4L+B2’:~P*4L
A1: P=> 4L =1 = P* 4L =1 -jeśli P=>4L=1 to istnieje wspólny element P*4L=1
A1’: P~~>~4L=0 = P*~4L =0 -nie istnieje (=0) wspólny element P*~4L =0
A2: ~P~>~4L =1 =~P*~4L =1 -jeśli ~P~>~4L=1 to istnieje element ~P*~4L=1
B2’:~P~~>4L =1 =~P* 4L =1 -istnieje wspólny element zbiorów ~P i 4L
1 2 3 4 5 6
|
Zero-jedynkową definicję warunku wystarczającego A1: p=>q (123) otrzymujemy kodując tabelę symboliczną operatora implikacji prostej p||=>q (123) względem linii A1: p=>q.
Jak to się robi wyjaśniliśmy w punkcie 32.1.2
Aktualna, ziemska logika „matematyczna” nie zna tabeli symbolicznej operatora implikacji prostej p||=>q (123) wyrażonej spójnikami implikacyjnymi (=>, ~>, ~~>)
Ziemska logika matematyczna obligatoryjnie korzysta tu z prawa eliminacji warunku wystarczającego, poprawnego również w algebrze Kubusia
A1: p=>q = ~p+q
W tym momencie przechodzimy do algebry Boole’a zapisanej symbolicznie w kolumnach 456, która rozpoznaje tylko i wyłącznie pięć znaczków:
1 - prawda
0 - fałsz
(*) - spójnik „i”(*) z języka potocznego
(+) - spójnik „lub”(+) z języka potocznego
Zauważmy, że w algebrze Boole’a nie istnieją elementarne spójniki implikacyjne w zbiorach {=>, ~>, ~~>} dostępne w algebrze Kubusia:
1.
p=>q =1
Zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
Inaczej:
p=>q =0
2.
p~>q =1
Zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q
Inaczej:
p~>q =0
3.
p~~>q = p*q =1
Istnieje (=1) wspólny element zbiorów p i q
Inaczej:
p~~>q = p*q =[] =0
Idźmy zatem tropem ziemskiej logiki nie znającej definicji elementarnych spójników implikacyjnych {=>,~>, ~~>}
Dla dowodu, iż w zdaniach warunkowych „Jeśli p to q” ziemska logika matematyczna nie ma najmniejszego pojęcia zarówno o warunku wystarczającym => jak i koniecznym ~> posłużymy się naszym przykładem A1: P=>4L
32.4.3 Prawo matematycznego jełopa w operatorze implikacji prostej P||=>4L
Równanie algebry Boole’a opisujące tabelę symboliczną 456 to:
Y = A1: P*4L + A2: ~P*~4L + B2’: ~P*4L
Dziedzina dla funkcji logicznej Y to:
ZWZ - zbiór wszystkich zwierząt
I.
Losowanie A1:
Kod: |
IP3
Definicja operatora implikacji prostej P||=>4L dla naszego przykładu A1
Gdzie:
p=P - zbiór jednoelementowy P=[pies]
q=4L - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy 4L=[pies, słoń ..]
Y Y=(A1: P=>4L)=~P+4L=A1: P*4L+A2:~P*~4L+B2’:~P*4L
A1: P=> 4L =1 = P* 4L =1 -jeśli P=>4L=1 to istnieje wspólny element P*4L=1
A1’: P~~>~4L=0 = P*~4L =0 -nie istnieje (=0) wspólny element P*~4L =0
A2: ~P~>~4L =1 =~P*~4L =1 -jeśli ~P~>~4L=1 to istnieje element ~P*~4L=1
B2’:~P~~>4L =1 =~P* 4L =1 -istnieje wspólny element zbiorów ~P i 4L
1 2 3 4 5 6
|
Równanie algebry Boole’a opisujące tabelę symboliczną 456 to:
Y = A1: P*4L + A2: ~P*~4L + B2’: ~P*4L
Załóżmy, że ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosowaliśmy psa (P=1), który ma cztery łapy (4L=1):
P*4L=[pies]
Dla tego losowania lądujemy w linii A1 (456):
A1: Y(A1)=P*4L=1*1=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(P=1)=(~P=0)
(4L=1)=(~4L=0)
Podstawmy to do równania Y opisującego tabelę symboliczną algebry Boole’a 456:
Y(A1) = A1: (P=1)*(4L=1) + A2: (~P=0)*(~4L=0) + B2’: (~P=0)*(4L=1) = A1: 1 + A2: 0 + B2’: 0
Stąd mamy:
A1: Y(A1) = A1: P*4L
Co w logice jedynek oznacza:
A1: Y(A1)=1 <=> A1: P=1 i 4L=1
Jak widzimy dla psa (P=1) mającego cztery lapy (4L=1) wyłącznie funkcja cząstkowa Y(A1) będzie prawdą, pozostałe funkcje cząstkowe przyjmą wartość logiczną FAŁSZ (=0):
A2: Y(A2) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie A2 będzie tu fałszem A2: ~P~>~4L=0
B2”: Y(B2’) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie B2’ będzie tu fałszem B2’: ~P~~>4L =0
Podsumowując:
Nasza funkcja cząstkowa Y(A1) przyjmie brzmienie:
A1.
Jeśli zwierzę jest psem (P) to na 100% => ma cztery łapy (4L)
A1: P=>4L =1
To samo w zapisach formalnych:
A1: p=>q =1 (diagram DIP)
Zdanie A1 jest prawdziwe tylko i wyłącznie dla psa.
Bycie psem (P) jest (=1) warunkiem wystarczającym => by mieć cztery łapy wtedy i tylko wtedy gdy zbiór P=[pies] jest podzbiorem => zbioru zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..]
Wniosek z linii A1:
Błędem czysto matematycznym ziemskich matematyków jest twierdzenie, że zdanie A1: P=>4L jest prawdziwe dla dowolnego zwierzęcia ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ, czyli jest prawdziwe dla:
Y(A1) = [P*4L] = [pies] =1
Y(A2) = [~P*~4L] = [kura, mrówka, wąż, wieloryb …] =1
Y(B2’) = [~P*4L] = [słoń, koń, hipopotam ..] =1
Innymi słowy:
Totalnie cała aktualna logika „matematyczna” to potwornie śmierdzące gówno, żadna logika matematyczna.
cnd
Prawo matematycznego jełopa:
Dowolny matematyk który twierdzi, że zdanie:
A1.
Jeśli dowolne zwierzę jest psem to ma cztery łapy
P=>4L=1
jest prawdziwe dla dowolnego zwierzęcia ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ=[pies, słoń, kura, mrówka, wąż, wieloryb, pchła, hipopotam ..]
jest matematycznym jełopem
Niestety, pod definicję matematycznego jełopa podpada każdy ziemski matematyk - żaden z tych nieszczęśników nie jest przy zdrowych zmysłach.
II.
Losowanie A2:
Kod: |
IP3
Definicja operatora implikacji prostej P||=>4L dla naszego przykładu A1
Gdzie:
p=P - zbiór jednoelementowy P=[pies]
q=4L - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy 4L=[pies, słoń ..]
Y Y=(A1: P=>4L)=~P+4L=A1: P*4L+A2:~P*~4L+B2’:~P*4L
A1: P=> 4L =1 = P* 4L =1 -jeśli P=>4L=1 to istnieje wspólny element P*4L=1
A1’: P~~>~4L=0 = P*~4L =0 -nie istnieje (=0) wspólny element P*~4L =0
A2: ~P~>~4L =1 =~P*~4L =1 -jeśli ~P~>~4L=1 to istnieje element ~P*~4L=1
B2’:~P~~>4L =1 =~P* 4L =1 -istnieje wspólny element zbiorów ~P i 4L
1 2 3 4 5 6
|
Załóżmy, że ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosowaliśmy zwierzę które nie jest psem (~P=1) i nie ma czterech łap (~4L=1).
~P*~4L=[kura..]
Dla tego losowania lądujemy w linii A2 (456):
A2: Y(A2)=A2: ~P*~4L=1*1=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(~P=1)=(P=0)
(~4L=1)=(4L=0)
Podstawmy to do równania Y opisującego tabelę symboliczną algebry Boole’a 456:
Y(A2) = A1: (P=0)*(4L=0) + A2: (~P=1)*(~4L=1) + B2’: (~P=1)*(4L=0) = A1: 0 + A2: 1 + B2’: 0
Stąd mamy:
A2: Y(A2) = A2: ~P*~4L
Co w logice jedynek oznacza:
A2: Y(A2)=1 <=> A2: ~P=1 i ~4L=1
Jak widzimy dla zwierzęcia nie będącego psem (~P=1) i nie mającego czterech łap (~4L=1) wyłącznie funkcja cząstkowa Y(A2) będzie prawdą, pozostałe funkcje cząstkowe przyjmą wartość logiczną FAŁSZ (=0), czyli:
A1: Y(A1) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie A1 będzie tu fałszem A1: P=>4L=0
B2’: Y(B2’) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie B2’ będzie tu fałszem B2’: ~P~~>4L =0
W przełożeniu na analizę w spójnikach implikacyjnych 123 zdanie A2 będzie prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt które nie są psami (~P=1) i nie mają czterech łap (~4L=1)
A2: ~P*~4L=[kura ..]
Nasza funkcja cząstkowa Y(A2) przyjmie brzmienie:
A2.
Jeśli zwierzę jest nie jest psem (~P) to może ~> nie mieć czterech łap (~4L)
A2: ~P~>~4L =1
To samo w zapisach formalnych:
A2: ~p~>~q =1 (diagram DIP)
Nie bycie psem (~P) jest warunkiem koniecznym ~> by nie mieć czterech łap (~4L) bo zbiór ~P=[słoń, kura..] jest nadzbiorem ~> zbioru ~4L=[kura ..]
To zdanie jest prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt które nie są psami (~P=1) i nie mają czterech łap (~4L=1)
III.
Losowanie B2’:
Kod: |
IP3
Definicja operatora implikacji prostej P||=>4L dla naszego przykładu A1
Gdzie:
p=P - zbiór jednoelementowy P=[pies]
q=4L - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy 4L=[pies, słoń ..]
Y Y=(A1: P=>4L)=~P+4L=A1: P*4L+A2:~P*~4L+B2’:~P*4L
A1: P=> 4L =1 = P* 4L =1 -jeśli P=>4L=1 to istnieje wspólny element P*4L=1
A1’: P~~>~4L=0 = P*~4L =0 -nie istnieje (=0) wspólny element P*~4L =0
A2: ~P~>~4L =1 =~P*~4L =1 -jeśli ~P~>~4L=1 to istnieje element ~P*~4L=1
B2’:~P~~>4L =1 =~P* 4L =1 -istnieje wspólny element zbiorów ~P i 4L
1 2 3 4 5 6
|
Załóżmy, że ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosowaliśmy zwierzę które nie jest psem (~P=1) i ma cztery lapy (4L=1)
~P*4L=[słoń ..]
Dla tego losowania lądujemy w linii B2’ (456):
B2’: Y(B2’)= B2’:~P*4L=1*1=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(~P=1)=(P=0)
(4L=1)=(~4L=0)
Podstawmy to do równania Y opisującego tabelę symboliczną algebry Boole’a 456:
Y(B2’) = A1: (P=0)*(4L=1) + A2: (~P=1)*(~4L=0) + B2’: (~P=1)*(4L=1) = A1: 0 + A2: 0 + B2’: 1
Stąd mamy:
B2’: Y(B2’) = B2’: ~P*4L
Co w logice jedynek oznacza:
B2’: Y(B2’)=1 <=> B2’: ~P=1 i 4L=1
Jak widzimy dla zwierzęcia nie będącego psem (~P=1) i mającego cztery łapy (4L=1) wyłącznie funkcja cząstkowa Y(B2’) będzie prawdą, pozostałe funkcje cząstkowe przyjmą wartość logiczną FAŁSZ (=0), czyli
A1: Y(A1) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie A1 będzie fałszem A1: P=>4L=0
A2: Y(A2) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie A2 będzie fałszem A2: ~P~>~4L=0
W przełożeniu na analizę w spójnikach implikacyjnych 123 zdanie B2’ będzie prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt które nie są psami (~P=1) i mają cztery łapy (4L=1)
B2’.
Jeśli zwierzę jest nie jest psem (~P) to może ~~> mieć czterech łap (4L)
~P~~>4L = ~P*4L =1
To zdanie jest prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt które nie są psami (~P=1) i mają cztery łapy (4L=1)
Istnieje (=1) wspólny element ~~> zbiorów ~P=[słoń, kura ..] i 4L=[pies, słoń ..] np. słoń
cnd
32.4.4 Irbisol, fanatyk KRZ uczy dzieci logiki matematycznej w przedszkolu
Prawo matematycznego jełopa:
Dowolny matematyk który twierdzi, że zdanie:
A1.
Jeśli dowolne zwierzę jest psem to ma cztery łapy
P=>4L=1
jest prawdziwe dla dowolnego zwierzęcia ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ=[pies, słoń, kura, mrówka, wąż, wieloryb, pchła, hipopotam ..]
jest matematycznym jełopem
Niestety, pod definicję matematycznego jełopa podpada każdy ziemski matematyk - żaden z tych nieszczęśników nie jest przy zdrowych zmysłach.
Post z początków rozszyfrowywania algebry Kubusia, gdy ta jeszcze niemowlęciem była:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/kubusiowa-szkola-logiki-na-zywo-dyskusja-z-volrathem,3591-25.html#69416
Wysłany: Nie 0:09, 02 Lis 2008
@Volrath - wykładowca logiki matematycznej
Rozważmy zdanie:
Jeśli zwierzę jest psem to ma cztery łapy
P=>4L=?
Kod: |
Wiemy, że:
P 4L P=>4L
A: 1 1 =1 ; P i 4L = 1 (pies)
B: 1 0 =0 : P i ~4L = 0 (brak psów bez 4 łap)
C: 0 0 =1 ;~P i ~4L = 1 (kura)
D: 0 1 =1 ;~P i 4L = 1 (słoń)
|
Należy zdanie sprawdzić względem każdej opcji, by stwierdzić, że zdanie P=>4L jest prawdziwe.
Na przykład:
Zdanie P => 4L
Jest prawdziwe, ale nie dlatego "bo pies", ale także dlatego, bo reszta (kura, słoń, pies bez czterech łap).
Linia A
O psach? 1 1 jest prawdziwe.
Linia B
O psach bez 4 łap? 1 0 jest fałszywe. Czyli zgodne z informacjami bazowymi (P i ~4L = 0).
Linia C
Czy zdanie P => 4L jest prawdziwe dla kury?
Kura = ~P i ~4L. P => 4L dla 0 0 (bo ~P i ~4L) jest prawdziwe. Więc jest spełnione dla kury.
Linia D
Dla słoni?
Analogicznie dla 0 1 (~P i 4L) jest prawdziwe.
Czyli w sumie zdanie P => 4L jest prawdziwe (bo wszystko się zgadza z bazową tabelą "wiedzy")
Pani w przedszkolu:
Drogie dzieci, wybitny znawca logiki matematycznej Irbisol, będzie was teraz uczył logiki matematycznej znanej każdemu ziemskiemu matematykowi, zwanej Klasycznym Rachunkiem Zdań.
Irbisol:
Weźmy na początek zdanie które doskonale rozumie każde z was:
A1.
Jeśli zwierzę jest psem to ma cztery łapy
P=>4L =?
Może ktoś wie co oznacza to zdanie?
Jaś (lat 5):
Pewnie że wiemy, to zdanie zna każdy 5-cio latek, a oznacza ono że:
Każdy pies ma cztery łapy
Innymi słowy bycie psem (P) daje nam gwarancję =>, że mamy cztery lapy (4L)
Irbisol:
Drogie dziecko, tak jest w twoim ptasim móżdżku.
Logika matematyczna zwana Klasycznym Rachunkiem Zdań mówi tu co innego.
Zaciekawiony Jaś (lat 5):
Proszę nam opowiedzieć, co ma do powiedzenia pana logika matematyczna w tym temacie.
Irbisol:
Dobrze opowiadam na przykładach.
Linia A
Czy zdanie warunkowe A1: P=>4L jest prawdziwe dla psa?
Jaś:
Oczywiście że jest, każdy głupi to wie
Irbisol:
Bardzo bobrze Jasiu
Linia C
Czy zdanie warunkowe A1: P=>4L jest prawdziwe dla zwierzątka nie będącego psem (~P) i nie mającego czterech łap (~4L)
Jaś:
Dla tego przypadku zdanie A1: P=>4L jest fałszywe (=0), bo w zdaniu A1 w poprzedniku mamy zastrzeżenie:
„Jeśli zwierzę jest psem …”
Zatem zdanie A1 P=>4L jest fałszywe (=0) dla zwierzątka które nie jest psem (~P) i nie ma czterech łap (~4L)
Irbisol:
Niestety Jasiu, widzę, że niejaki Kubuś potwornie wyprał twój biedny mózg.
Matematyczna prawda w jedynej poprawnej logice matematycznej zwanej KRZ jest taka:
Zdanie A1: P=>4L jest prawdziwe (=1) dla wszelkich zwierzątek nie będących psami (~P) i nie mających czterech łap (~4L)
Innymi słowy:
Przykładowo zdanie warunkowe A1: P=>4L jest tu prawdziwe dla: mrówki, kury, węża, wieloryba itd.
linia D
Czy zdanie warunkowe A1: P=>4L jest prawdziwe dla zwierzątka nie będącego psem (~P) i mającego cztery łapy (4L)?
Zuzia (lat 5)
Dla tego przypadku zdanie A1: P=>4L jest fałszywe (=0), bo w zdaniu A1 w poprzedniku mamy zastrzeżenie:
„Jeśli zwierzę jest psem …”
Zatem zdanie A1: P=>4L jest fałszywe (=0) dla dowolnego zwierzątka nie będącego psem (~P) i mającego cztery łapy (4L).
Irbisol:
Źle, źle, po trzykroć źle!
Nasza fenomenalna logika matematyczna KRZ mówi nam, że zdanie warunkowe A1: P=>4L jest prawdziwe (=1) dla dowolnego zwierzątka które nie jest psem (~P) i ma cztery łapy (4L), czyli jest prawdziwe dla słonia, kota, krokodyla, żyrafy itd.
Oj biedne, nieszczęśliwe dzieci - teraz już jestem pewien, również w tym przedszkolu był przede mną niejaki Kubuś, totalny debil logiki matematycznej.
Irbisol do pani przedszkolanki:
Dlaczego przede mną wpuściła pani do swojego przedszkola tego debila Kubusia, przecież potwornie wyprał mózgi pani dzieci z jedynej poprawnej logiki matematycznej zwanej Klasycznym Rachunkiem Zdań obowiązującej w naszym Wszechświecie.
Pani przedszkolanka:
Po pierwsze:
Nie było tu przed panem żadnego Kubusia.
Po drugie:
Podzielam zdanie moich dzieci w temacie znaczenia zdania warunkowego A1: P=>4L
Po trzecie:
Proszę wypierdalać z mojego przedszkola, nie pozwolę by jakieś swoje prywatne gówna wciskał pan do mózgów moich dzieci.
Po czwarte:
…. pani z wciekłością kopie Irbisola w cztery litery a ten wylatuje przez otwarte na jego szczęście okno.
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Sob 8:05, 10 Maj 2025, w całości zmieniany 1 raz
|
|
Powrót do góry |
|
 |
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:27, 17 Mar 2025 Temat postu: |
|
|
Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów
33.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q
Spis treści
33.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q 1
33.1 Symboliczna definicja implikacji odwrotnej p|~>q 1
33.1.1 Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q 3
33.1.2 Wyprowadzenie zero-jedynkowej definicji warunku koniecznego ~> 3
33.1.3 Odzyskanie symbolicznej definicji operatora implikacji odwrotnej p||~>q 4
33.2 Geneza wynikowych zer i jedynek w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q 7
33.2.1 Prawo matematycznego głąba 9
33.3 Operator implikacji odwrotnej p||~>q vs algebra Boole’a 12
33.4 Przykład implikacji odwrotnej 4L|~>P 16
33.4.1 Operator implikacji odwrotnej 4L||~>P 17
33.4.2 Operator implikacji odwrotnej 4L||~>P vs algebra Boole’a 20
33.4.3 Prawo matematycznego jełopa w operatorze implikacji odwrotnej 4L||~>P 21
33.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q
Uwagi:
1.
Warunkiem koniecznym zrozumienia niniejszego punktu jest przeczytanie ze zrozumieniem fundamentów algebry Kubusia dla teorii zbiorów zawartych w punkcie 13.0
2.
Aktualna logika matematyczna ziemskich matematyków jest w 100% logiką schizofreniczną, mającą zerowy związek z otaczającym nas światem rzeczywistym, czego dowodem są prawa matematycznego głąba i jełopa w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q wyprowadzone w niniejszym punkcie.
33.1 Symboliczna definicja implikacji odwrotnej p|~>q
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja implikacji odwrotnej p|~>q:
Implikacja odwrotna p|~>q w logice dodatniej (bo q) to spełniony wyłącznie warunek konieczny ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku.
A1: p=>q =0 - p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd:
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1=1*1=1
Czytamy:
Implikacja odwrotna p|~>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest konieczne ~> dla zajścia q (B1: p~>q=1), ale nie jest wystarczające => dla zajścia q (A1: p=>q=0)
Definicja kontrprzykładu w zbiorach:
Kontrprzykładem dla warunku wystarczającego p=>q nazywamy to samo zdanie z zanegowanym następnikiem kodowane elementem wspólnym zbiorów p~~>~q=p*~q
Rozstrzygnięcia:
Prawdziwość warunku wystarczającego p=>q=1 wmusza fałszywość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=0 (i odwrotnie)
Fałszywość warunku wystarczającego p=>q=0 wmusza prawdziwość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=1 (i odwrotnie)
Podstawmy definicję implikacji odwrotnej p|~>q do matematycznych związków warunku wystarczającego => i koniecznego ~> z uwzględnieniem definicji kontrprzykładu, obowiązującego wyłącznie w warunku wystarczającym =>.
Kod: |
IO
Implikacja odwrotna p|~>q:
A1: p=>q =0 - p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji odwrotnej p|~>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =0 = 2:~p~>~q =0 [=] 3: q~>p =0 = 4:~q=>~p =0
A': 1: p~~>~q=1 [=] 4:~q~~>p =1
## ## ## ##
B: 1: p~>q =1 = 2:~p=>~q =1 [=] 3: q=>p =1 = 4:~q~>~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~>~p=0
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy w implikacji odwrotnej p|~>q:
Prawdziwość dowolnego zdania w serii Bx wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania serii Ax wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
33.1.1 Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
Definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q:
Operator implikacji odwrotnej p||~>q to odpowiedź na dwa pytania
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Na mocy tabeli implikacji odwrotnej IO łatwo zapisujemy operatorową definicję implikacji odwrotnej p||~>q
Kod: |
IO1
Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
B1: p~> q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1’: p~~>~q=1 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=0 musi być prawdą
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =0 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=1 musi być fałszem
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
33.1.2 Wyprowadzenie zero-jedynkowej definicji warunku koniecznego ~>
Zapiszmy tabelę prawdy operatora implikacji odwrotnej p||~>q w wersji skróconej:
Kod: |
T1
Definicja |Co w logice
symboliczna |jedynek oznacza
p||~>q |
B1: p~> q =1 |( p=1)~> ( q=1)=1
A1': p~~>~q=1 |( p=1)~~>(~q=1)=1
B2: ~p=>~q =1 |(~p=1)=> (~q=1)=1
B2':~p~~>q =0 |(~p=1)~~>( q=1)=0
a b c 1 2 3
|
Zero-jedynkową definicję warunku koniecznego p~>q w logice dodatniej (bo q) otrzymamy kodując tabelę T1 z punktem odniesienia ustawionym na warunku koniecznym ~>:
B1: p~>q
W warunku koniecznym ~> B1 zmienne p i q są w postaci niezanegowanej.
Tabelę zero-jedynkową warunku koniecznego B1: p~>q w logice dodatniej (bo q) otrzymamy wtedy i tylko wtedy gdy wszystkie zmienne w tabeli T1_12 sprowadzimy do postaci niezanegowanej.
Umożliwia to II prawo Prosiaczka:
(~p=1)=(p=0)
(~q=1)=(q=0)
które możemy stosować wybiórczo w stosunku do dowolnej zmiennej binarnej.
Zróbmy to:
Kod: |
T2
Definicja |Co w logice |Na mocy II |Zapis tożsamy
symboliczna |jedynek oznacza |prawa Prosiaczka |tabeli 456
p||~>q | | | p q p~> q
B1: p~> q =1 |( p=1)~> ( q=1)=1 |( p=1)~> ( q=1)=1 | 1~>1 =1
A1': p~~>~q=1 |( p=1)~~>(~q=1)=1 |( p=1)~~>( q=0)=1 | 1~>0 =1
B2: ~p=>~q =1 |(~p=1)=> (~q=1)=1 |( p=0)=> ( q=0)=1 | 0~>0 =1
B2':~p~~>q =0 |(~p=1)~~>( q=1)=0 |( p=0)~~>( q=1)=0 | 0~>1 =0
a b c 1 2 3 4 5 6 7 8 9
|
Definicja:
Tabelę T2_789 nazywamy zero-jedynkową definicją warunku koniecznego ~> w logice dodatniej (bo q) dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego.
Interpretacja warunku koniecznego ~>:
T2_789: p~>q - zajście p jest konieczne ~> dla zajścia q
Do zapamiętania:
Kod: |
T3
Zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego ~>
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p~>q)=p+~q
B1: 1~>1 1
A1’: 1~>0 1
B2: 0~>0 1
B2’: 0~>1 0
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p~>q=0 <=> p=0 i q=1
Inaczej:
p~>q=1
Definicja warunku koniecznego ~> w spójniku „lub”(+):
p~>q =p+~q
|
Uwaga:
Dla ułatwienia zrozumienia, indeksowanie linii w warunku koniecznym ~> (tabela T3) jest zgodne z tabelą prawdy operatora implikacji odwrotnej p||~>q (tabela IO1), co matematycznie jest bez znaczenia.
33.1.3 Odzyskanie symbolicznej definicji operatora implikacji odwrotnej p||~>q
Kod: |
IO
Implikacja odwrotna p|~>q:
A1: p=>q =0 - p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji odwrotnej p|~>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =0 = 2:~p~>~q =0 [=] 3: q~>p =0 = 4:~q=>~p =0
A': 1: p~~>~q=1 [=] 4:~q~~>p =1
## ## ## ##
B: 1: p~>q =1 = 2:~p=>~q =1 [=] 3: q=>p =1 = 4:~q~>~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~>~p=0
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy dla implikacji odwrotnej p|~>q:
Prawdziwość dowolnego zdania serii Bx wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania serii Ax wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
Na mocy powyższego punktu, wiedząc skąd bierze się zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego ~> łatwo odzyskać symboliczną definicję operatora implikacji odwrotnej p||~>q
Dowód:
Niech będzie dana zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego p~>q
Kod: |
T3
Zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego ~>
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p~>q)=p+~q
B1: 1~>1 1
A1’: 1~>0 1
B2: 0~>0 1
B2’: 0~>1 0
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p~>q=0 <=> p=0 i q=1
Inaczej:
p~>q=1
Definicja warunku koniecznego ~> w spójniku „lub”(+):
p~>q =p+~q
|
Algorytm odzyskiwania symbolicznej definicji operatora implikacji odwrotnej p||~>q to cztery proste kroki.
Krok 1
Zapisujemy zero-jedynkową definicję warunku koniecznego ~> w spójnikach „i”(*) i „lub”(+) definicją elementu wspólnego zbiorów ~~> korzystając z prawa Prosiaczka.
Prawo Prosiaczka:
(p=0)=(~p=1)
(q=0)=(~q=1)
Kod: |
T4
Odzyskiwanie symbolicznej definicji operatora implikacji odwrotnej p||~>q
z zero-jedynkowej definicji warunku koniecznego ~>.
Y=p+~q
p q Y=(p~>q)|
B1: 1~>1 1 | p~~> q= p* q=1 -zbiory p i q mają (=1) element wspólny
A1’: 1~>0 1 | p~~>~q= p*~q=1 - p i ~q mają (=1) element wspólny ~~>
B2: 0~>0 1 |~p~~>~q=~p*~q=1 - ~p i ~q mają (=1) element wspólny ~~>
B2’: 0~>1 0 |~p~~> q=~p* q=0 - ~p i q nie mają (=0) elem. wspólnego
1 2 3
|
Uwaga:
Indeksowanie linii w poniższej analizie jest zgodne z symboliczną tabelą prawdy implikacji odwrotnej p|~>q przedstawionej w tabeli IO wyżej.
Krok 2
Fałszywy (=0) kontrprzykład w linii B2’:
B2’: ~p~~>q=~p*q=0
wymusza prawdziwy (=1) warunek wystarczający w linii B2 (i odwrotnie):
B2: ~p=>~q =1
Zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest podzbiorem => zbioru ~q
Krok 3
Prawo Kubusia:
B2: ~p=>~q = B1: p~>q =1
Na mocy prawa Kubusia, prawdziwy (=1) warunek wystarczający w linii B2:
B2: ~p=>~q=1
wymusza prawdziwy (=1) warunek konieczny ~> w linii B1:
B1: p~>q=1 (i odwrotnie)
Krok 4
Prawdziwy kontrprzykład w linii A1’:
A1’: p~~>~q = p*~q=1
wymusza fałszywy warunek wystarczający => w linii A1:
A1: p=>q =0
Zajście p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p nie jest podzbiorem q
Stąd mamy dowód, iż spełniona jest definicja implikacji odwrotnej p|~>q (tabela IO) bo:
B1: p~>q =1
oraz:
A1: p=>q =0
Na mocy prawa Sowy mamy dowód, iż spełniona jest definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q dająca odpowiedź na pytanie o p (kolumna A1B1) oraz na pytanie o ~p (kolumna A2B2)
Kod: |
IO1
Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
B1: p~> q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1’: p~~>~q=1 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=0 musi być prawdą
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =0 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=1 musi być fałszem
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
33.2 Geneza wynikowych zer i jedynek w operatorze implikacji odwrotnej p||~>q
Kod: |
IO
Implikacja odwrotna p|~>q:
A1: p=>q =0 - p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji odwrotnej p|~>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =0 = 2:~p~>~q =0 [=] 3: q~>p =0 = 4:~q=>~p =0
A': 1: p~~>~q=1 [=] 4:~q~~>p =1
## ## ## ##
B: 1: p~>q =1 = 2:~p=>~q =1 [=] 3: q=>p =1 = 4:~q~>~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~>~p=0
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Operator implikacji odwrotnej p||~>q to odpowiedź na dwa pytania:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
W punkcie 33.1.2 dowiedzieliśmy się skąd bierze się zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego ~>:
p~>q = p+~q
Kod: |
T3
Zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego ~>
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p~>q)=p+~q
B1: 1~>1 1
A1’: 1~>0 1
B2: 0~>0 1
B2’: 0~>1 0
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p~>q=0 <=> p=0 i q=1
Inaczej:
p~>q=1
Definicja warunku koniecznego ~> w spójniku „lub”(+):
p~>q =p+~q
|
Natomiast w punkcie 33.1.3 poznaliśmy algorytm działania odwrotnego, czyli w kierunku od zero-jedynkowej definicji warunku koniecznego p~>q=p+~q do symbolicznej definicji operatora implikacji odwrotnej p||~>q
Kod: |
IO1
Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
B1: p~> q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1’: p~~>~q=1 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=0 musi być prawdą
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =0 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=1 musi być fałszem
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja twierdzenia matematycznego:
Twierdzenie matematyczne p=>q to spełniony warunek wystarczający => w kierunku od p do q
p=>q =1
Zajście p jest (=1) warunkiem wystarczającym => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
W tabeli IO1 z twierdzeniem matematycznym mamy do czynienia w linii B2.
B2.
Jeśli zajdzie ~p to na 100% => zajdzie ~q
~p=>~q =1
Zajście ~p jest warunkiem wystarczającym => dla zajścia ~q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest podzbiorem => zbioru ~q
W matematyce łatwiej dowodzi się relacji podzbioru p=>q gdy p i q nie są zaprzeczone, co łatwo osiągamy korzystając z prawa kontrapozycji, które każdy matematyk zna.
Prawo kontrapozycji:
B2: ~p=>~q = B3: q=>p =1
Gdzie:
B3: q=>p - matematyczne twierdzenie odwrotne w stosunku do twierdzenia prostego A1: p=>q
Zauważmy że:
Udowadniając prawdziwość warunku wystarczającego w linii B2:
B2: ~p=>~q =1
automatycznie udowadniamy:
1.
Na mocy definicji kontrprzykładu prawdziwość warunku wystarczającego B2: ~p=>~q =1 wymusza fałszywość kontrprzykładu B2’ (i odwrotnie):
B2’: ~p~~>q=0 - kontrprzykład B2’ dla prawdziwego B2: ~p=>~q=1 musi być fałszem
2.
Prawo Kubusia:
B2:~p=>~q = B1: p~>q
Na mocy prawa Kubusia prawdziwość warunku wystarczającego B2: ~p=>~q =1 wymusza prawdziwość warunku koniecznego B1 w kolumnie A1B1 (i odwrotnie)
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
KONIEC!
Nic więcej z udowodnionego warunku wystarczającego B2:~p=>~q =1 nie wynika.
Zauważmy, że z udowodnionej prawdziwości warunku wystarczającego B2:~p=>~q=1 w żaden sposób nie wynika prawdziwość kontrprzykładu w linii A1’:
A1’: p~~>~q=1 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=0 musi być prawdą
Dla udowodnienia prawdziwości kontrprzykładu w linii A1’ musimy udowodnić fałszywość warunku wystarczającego A1: p=>q =0
A1.
Jeśli zajdzie p to na 100% => zajdzie q
p=>q =0
Czytamy:
Fałszem jest (=0), iż zajście p jest wystarczające => dla zajścia q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p nie jest (=0) podzbiorem => zbioru q.
Zauważmy że:
B3: q=>p to matematyczne twierdzenie odwrotne w stosunku do twierdzenia prostego A1: p=>q
Na mocy definicji zachodzi:
Twierdzenie proste A1: p=>q ## Twierdzenie odwrotne B3: q=>p
Gdzie:
## - twierdzenia różne na mocy definicji (co doskonale widać w tabeli IO)
p i q w zdaniach B1, A1’, B2 i B2’ musi być tymi samymi p i q, inaczej błąd podstawienia.
Wnioski:
1.
Jedynkę w linii A1’ mamy prawo postawić wtedy i tylko wtedy gdy udowodnimy fałszywość matematycznego twierdzenia prostego A1: p=>q=0 w stosunku do udowodnionego twierdzenia odwrotnego B3: q=>p=1
2.
Alternatywnie jedynkę w linii A1’ udowadniamy pokazując jeden element wspólny ~~> zbiorów p i ~q
A1’: p~~>~q = p*~q=1 - istnieje (=1) element wspólny ~~> zbiorów p i ~q
Alternatywny sposób udowodnienia jedynki w punkcie A1’ jest prosty, ale ten dowód ma zero wspólnego z udowodnionym warunkiem wystarczającym w linii B2:~p=>~q.
W aktualnie obowiązującej logice matematycznej ziemskich matematyków nie jest widoczny jakikolwiek warunek wystarczający bowiem obligatoryjnie stosowane jest tu prawo eliminacji warunku wystarczającego, poprawne również w algebrze Kubusia:
B1: p~>q = B2:~p=>~q = B3: q=>p = p+~q
gdzie o żadnym warunku wystarczającym =>, czy też koniecznym ~> mowy być nie może.
Warunek wystarczający B2: ~p=>~q z algebry Kubusia w ziemskiej logice matematycznej nosi nazwę implikacji, co nie ma nic wspólnego z pojęciami implikacja prosta p|=>q i implikacja odwrotna p||~>q z algebry Kubusia.
33.2.1 Prawo matematycznego głąba
Prawo eliminacji implikacji w ziemskiej logice matematycznej:
B1: p~>q = B2:~p=>~q = B3: q=>p = p+~q
Dowód iż definicja ziemskiej implikacji => nie ma nic wspólnego z warunkiem wystarczającym => w rozumieniu algebry Kubusia to aktualnie obowiązująca definicja ziemskiej implikacji =>, podana przez Macjana.
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/elementarz-algebry-boole-a-irbisol-macjan-str-10,2605-240.html#55877
@Macjan
Zrozum - treść zdania, czyli to, o czym ono mówi, nie może w żaden sposób wpływać na jego zapis symboliczny. Zdanie "... i ..." jest koniunkcją niezależnie od tego, co wstawimy w wykropkowane miejsca. Tak samo zdanie "Jeśli ... to ..." jest implikacją.
Potwierdzenie definicji Macjana przez wykładowcę logiki matematycznej na AGH Kraków.
[link widoczny dla zalogowanych]
@Wykład logiki matematycznej na AGH
Elementy logiki matematycznej
Logika matematyczna zajmuje się zdaniami logicznymi.
Zdanie logiczne, to zdanie gramatyczne orzekające, któremu można przypisać jedną z dwóch ocen (wartość) Prawda (TRUE, 1); Fałsz (FALSE, 0 ) (czyli zdania logiczne podlegają wartościowaniu). Nie są zdaniami logicznymi zdania pytające i rozkazujące.
Funktory logiczne (spójniki):
- jednoargumentowe (wystarczy jedno zdanie)
negacja - ~ - (nieprawda, że ...)
- dwuargumentowe (wymagają dwóch zdań) np.
koniunkcja - * - (...i... )
alternatywa - + - (...lub...)
implikacja - => - (jeżeli ..., to...)
równoważność - <=> - (...wtedy i tylko wtedy, gdy...)
Zero-jedynkowe definicje dwuargumentowych spójników logicznych to:
Kod: |
p q | p*q | p+q | p=>q | p<=>q
1 1 | 1 | 1 | 1 | 1
1 0 | 0 | 1 | 0 | 0
0 1 | 0 | 1 | 1 | 0
0 0 | 0 | 0 | 1 | 1
|
@Rafal3006
Jak widzimy, w wykropkowane miejsca możemy wstawiać cokolwiek, byleby temu „cokolwiek” dało się przypisać pojęcie prawdy (=1) albo fałszu (=0), co lokuje nas w definicji implikacji materialnej rodem z Klasycznego Rachunku Zdań.
Jak udowodniliśmy w punkcie 33.2 udowodnienie prawdziwości matematycznego twierdzenia odwrotnego B3:
B3: q=>p = B2:~p=>~q
w żaden sposób nie wymusza rzeczywistej jedynki w punkcie A1’.
Kod: |
IO1
Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
B1: p~> q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1’: p~~>~q=x - udowodnienie prawdziwości B2 nie wymusza jedynki w A1’!
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =0 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=1 musi być fałszem
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja matematycznego twierdzenia odwrotnego B3:
B3: q=>p = B2: ~p=>~q = B1: p~>q
Zajście q jest (=1) warunkiem wystarczającym => dla zajścia p wtedy i tylko wtedy gdy zbiór q jest (=1) podzbiorem => zbioru p
Przykład spełnionego warunku koniecznego ~> w linii B1.
B1.
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to może ~> być psem (P)
4L~>P=1
To samo w zapisie formalnym:
p~>q =1
Na mocy prawa Kłapouchego nasz punkt odniesienia to:
p=P=4L=[pies, słoń ..] - zbiór zwierząt z czterema łapami
q=P=[pies] - jednoelementowy zbiór P=[pies]
Czytamy:
Posiadanie czterech łap (4L) jest warunkiem koniecznym ~> by być psem (P), wtedy i tylko wtedy gdy zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..] jest nadzbiorem ~> zbioru jednoelementowego P=[pies], co każdy 5-cio latek widzi.
Udowadniając prawdziwość warunku koniecznego B1: 4L~>P=1 automatycznie udowadniamy:
1.
Prawdziwość warunku wystarczającego B2: ~4L=>~P =1 bo prawo Kubusia:
Prawo Kubusia:
B1: 4L~>P = B2: ~4L=>~P =1
To samo w zapisie formalnym:
B1: p~>q = B2: ~p=>~q
B2.
Jeśli zwierzę nie ma czterech łap (~4L) to na 100% => nie jest psem (~P)
~4L=>~P =1
Brak czterech łap (~4L) jest warunkiem wystarczającym => by nie być psem (~P) bo zbiór zwierząt nie mający czterech łap ~4L=[kura ..] jest podzbiorem => zbioru zwierząt nie będących psami ~P=[słoń, kura ..]
Relacji podzbioru => nie musimy tu udowadniać na mocy prawa Kubusia, choć akurat tu widać to gołym okiem.
2.
Prawdziwość warunku wystarczającego B2: ~4L=>~P=1 wymusza fałszywość kontrprzykładu B2’
B2’
Jeśli zwierzę nie ma czterech łap (~4L) to może ~~> być psem (P)
~4L~~>P = ~4L*P =0
To samo w zapisie formalnym:
~p~~>q=~p*q =0
Nie istnieje (=0) wspólny element zbioru ~4L=[kura..] oraz zbioru P=[pies], co każdy 5-cio latek widzi
Zauważmy, że udowadniając prawdziwość warunku koniecznego B1: 4L~>P =1 w żaden sposób nie dowodzimy jedynki w punkcie A1’
Wnioski:
1.
Jedynkę w linii A1’ mamy prawo postawić wtedy i tylko wtedy gdy udowodnimy fałszywość twierdzenia B2: ~4L=>~P =0
2.
Alternatywnie jedynkę w linii A1’ udowadniamy pokazując jeden element wspólny ~~> zbiorów p i ~q
A1’: p~~>~q = p*~q=1 - Istnieje (=1) element wspólny ~~> zbiorów p i ~q
Nasz przykład:
A1’: 4L~~>~P=4L*~P =1
Istnieje (=1) wspólny element zbiorów 4L=[pies, słoń ..] praz ~P=[słoń, kura ..] np. słoń.
Alternatywny sposób udowodnienia jedynki w punkcie A1’ jest prosty, ale ten dowód ma zero wspólnego z udowodnionym warunkiem wystarczającym w linii B2:~p=>~q.
W aktualnie obowiązującej logice matematycznej ziemskich matematyków nie jest widoczny jakikolwiek warunek wystarczający bowiem obligatoryjnie stosowane jest tu prawo eliminacji warunku wystarczającego, poprawne również w algebrze Kubusia:
B1: p~>q = B2:~p=>~q = B3: q=>p = p+~q
gdzie o żadnym warunku wystarczającym =>, czy też koniecznym ~> mowy być nie może.
Warunek wystarczający B2:~p=>~q z algebry Kubusia w ziemskiej logice matematycznej nosi nazwę implikacji, co nie ma nic wspólnego z pojęciami implikacja prosta p|=>q i implikacja odwrotne p||~>q z algebry Kubusia.
Stąd mamy:
Prawo Matematycznego super-głąba:
Matematycznym super-głąbem jest każdy fanatyk KRZ który korzysta z ziemskiej definicji implikacji podanej przez Macjana, potwierdzonej przez wykładowcę logiki „matematycznej” na AGH, która w zdaniu warunkowym „Jeśli p to q” nie wymaga badania jakiejkolwiek relacji w zbiorach między poprzednikiem p i następnikiem q.
Prawo matematycznego głąba:
Matematycznym głąbem jest każdy matematyk który po udowodnieniu warunku wystarczającego B2: ~p=>~q =1 (to matematycy potrafią) postawi przyniesioną w teczce jedynkę w linii A1’.
Niestety, na dzień dzisiejszy wszyscy matematycy są głąbami, bo wszyscy potrafią poprawnie udowodnić matematyczne twierdzenie proste B2: ~p=>~q=1 po skorzystaniu z prawa kontrapozycji:
B2: ~p=>~q = B3: q=>p
stawiając jednak wyjętą z dupy (nie popartą dowodem) jedynkę w punkcie A1’.
33.3 Operator implikacji odwrotnej p||~>q vs algebra Boole’a
Zacznijmy od podstawowej definicji implikacji odwrotnej p|~>q, gdzie w kolumnie A1B1 mamy odpowiedź na pytanie co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kod: |
IO
Implikacja odwrotna p|~>q:
A1: p=>q =0 - p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji odwrotnej p|~>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =0 = 2:~p~>~q =0 [=] 3: q~>p =0 = 4:~q=>~p =0
A': 1: p~~>~q=1 [=] 4:~q~~>p =1
## ## ## ##
B: 1: p~>q =1 = 2:~p=>~q =1 [=] 3: q=>p =1 = 4:~q~>~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~>~p=0
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy dla implikacji odwrotnej p|~>q:
Prawdziwość dowolnego zdania w linii Bx wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania w linii Ax wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
W algebrze Kubusia zachodzą tożsamości w zbiorach:
Warunek wystarczający p=>q = relacja podzbioru p=>q
p=>q =1 <=> zbiór p jest podzbiorem q
Inaczej
p=>q =0
##
Warunek konieczny p~>q = relacja nadzbioru p~>q
p~>q =1 <=> zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> q
Inaczej:
p~>q =1
Gdzie:
## - różne na mocy definicji (patrz tabela IP)
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Stąd mamy:
A1B1:
Definicja implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach:
Zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q i nie jest tożsamy ze zbiorem q
A1: p=>q =0 - zbiór p nie jest (=0) podzbiorem => zbioru q
B1: p~>q =1 - zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> zbioru q
p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1 = 1*1 =1
Czytamy:
Definicja implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q (B1), ale nie jest podzbiorem => zbioru q (A1)
Wspólna dziedzina D musi być szersza od sumy logicznej zbiorów p+q bowiem wtedy i tylko wtedy wszystkie zbiory p, q, ~p, ~q, będą niepuste.
Dowód w diagramie DIO niżej.
Na mocy powyższej definicji rysujemy diagram implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach.
Kod: |
DIO
Diagram implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach
----------------------------------------------------------------------
| q | ~q |
|---------------------|----------------------------------------------|
| p | ~p |
|-------------------------------------------|------------------------|
| B1: p~>q=1 (p*q=1) | A1’: p~~>~q=p*~q=1 | B2:~p=>~q=1 (~p*~q=1) |
----------------------------------------------------------------------
| Dziedzina: |
| D =B1: p*q+ A1’: p*~q+ B2:~p*~q (suma logiczna zbiorów niepustych) |
| B2’: ~p~~>q=~p*q=[] - zbiór pusty |
|--------------------------------------------------------------------|
|Diagram implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach |
----------------------------------------------------------------------
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Prawo Słonia:
Warunek wystarczający => = relacja podzbioru =>
Warunek konieczny ~> = relacja nadzbioru ~>
|
Operator implikacji odwrotnej p||~>q to odpowiedź na dwa pytania:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Stąd mamy:
Kod: |
IO1
Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
B1: p~> q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1’: p~~>~q=1 - kontrprzykład A1’ dla A1: p=>q=0 musi być prawdą
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
B2’:~p~~>q =0 - kontrprzykład B2’ dla B2:~p=>~q=1 musi być fałszem
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Zapiszmy symboliczną definicję operatora implikacji odwrotnej p||~>q kodowaną zarówno spójnikami elementarnymi zdań warunkowych „Jeśli p to q” (=>, ~>, ~~>) jak i definicją elementu wspólnego zbiorów ~~>.
Definicja elementu wspólnego ~~> zbiorów
p~~>q =p*q =1 wtedy i tylko wtedy gdy istnieje (=1) wspólny element ~~> zbiorów p i q
Inaczej:
p~~>q=p*q =0
Kod: |
IO2
Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
z uwzględnieniem definicji elementu wspólnego zbiorów p~~>q=p*q
Y
B1: p~> q =1 = p* q =1 -jeśli p~>q=1 to istnieje(=1) wspólny element p*q=1
A1’: p~~>~q=1 = p*~q =1 -istnieje (=1) wspólny element zbiorów p*~q
B2: ~p=>~q =1 =~p*~q =1 -jeśli ~p=>~q=1 to istnieje wspólny element ~p*~q=1
B2’:~p~~>q =0 =~p* q =0 -nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów ~p i q
1 2 3 4 5 6
|
Komentarz:
Linia B1:
Jeśli spełniony jest warunek konieczny B1:
B1: p~>q =1 - zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q (diagram DIO)
to iloczynem logicznym zbiorów p i q to jest zbiór q, czyli zbiór p*q jest zbiorem niepustym (=1)
Linia A1’:
Fałszywy warunek wystarczający A1: p=>q=0 wymusza prawdziwy kontrprzykład A1’ (i odwrotnie)
A1’: p~~>~q = p*~q =1 - istnieje (=1) wspólny element zbiorów p i ~q (diagram DIO)
Linia B2:
Prawo Kubusia:
B1: p~>q = B2:~p=>~q
Na mocy prawa Kubusia spełniony warunek konieczny w punkcie B1: p~>q=1 wymusza spełniony warunek wystarczający B2: ~p=>~q w punkcie B2
Jeśli spełniony jest warunek wystarczający B2:
B2: ~p=>~q =1 - bo ~p jest podzbiorem => ~q (diagram DIO)
to iloczynem logicznym zbiorów ~p i ~q jest zbiór ~p, czyli zbiór ~p*~q jest zbiorem niepustym (=1)
Linia B2’:
Prawdziwy warunek wystarczający w punkcie B2: ~p=>~q =1 wymusza fałszywy kontrprzykład B2’ (i odwrotnie)
B2’: ~p~~>q = ~p*q =0 - nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów ~~> ~p i q (diagram DIO)
Fakt 1:
Zauważmy, że w analizie operatora implikacji odwrotnej p||~>q zbiory niepuste i rozłączne to: B1, A1’, B2
Dowód rozłączności tych zbiorów (diagram DIO):
(B1: p*q)*(A1’: p*~q) =[] - bo q*~q=[]
(B1: p*q)*(B2: ~p*~q] =[] - bo p*~p=[]
(B2: ~p*~q)*(A1’: p*~q) =[] - bo p*~p=[]
cnd
Fakt 2:
Z faktu 1 wynika, że dziedziną D w tabeli IO2 jest suma logiczna zbiorów niepustych i rozłącznych:
D = B1: p*q + A1’: p*~q + B2: ~p*~q (diagram DIO)
Funkcja logiczna Y opisująca tabelę symboliczną 456 w tabeli prawdy IO2 to:
Y = B1: p*q + A1’: p*~q + B2: ~p*~q
co w logice jedynek (bo równanie alternatywno-koniunkcyjne) oznacza:
Y=1 <=> B1: p=1 i q=1 lub A1’: p=1 i ~q=1 lub B2:~p=1 i ~q=1
Zauważmy, że jeśli dowolny składnik sumy logicznej w równaniu alternatywno-koniunkcyjnym przyjmie wartość logiczną miękkiej jedynki to wymusi ona miękkie zera w pozostałych składnikach sumy logicznej.
Definicja miękkiej jedynki I miękkiego zera:
Miękka jedynka i miękkie zero to wartościowanie sumy logicznej opisującej zbiory niepuste i rozłączne dla konkretnego składnika sumy logicznej.
Dowód:
Załóżmy, że wylosowaliśmy element A1’:
Y(A1’) = A1’: p*~q
co w logice jedynek oznacza:
Y(A1’)=1 <=> A1’: p=1 i ~q=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(p=1)=(~p=0)
(~q=1)=(q=0)
Dla tego przypadku (iterowania) Y(A1’) mamy:
Y = B1: p*q + A1’: p*~q + B2: ~p*~q
Y(A1’) = B1: 1*0 + A1’: 1*1 + B2: 0*1 = B1: 0 + A1’: 1 + B2: 0
Y(A1’) = A1’: p*~q
cnd
Wniosek:
Doskonale tu widać sens definicji miękkich jedynek i miękkich zer w logice matematycznej.
Wnioski z Fakt 1 i Fakt 2:
Linia B1:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru B1: p*q (miękka jedynka) to dla tego losowania linie A1’ i B2 będą zbiorami pustymi [] (miękkie zera)
Linia A1’:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru A1’: p*~q (miękka jedynka) to dla tego losowania linie B1 i B2 będą zbiorami pustymi [] (miękkie zera)
Linia B2:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru B2: ~p*~q (miękka jedynka) to dla tego losowania linie B1 i A1’ będą zbiorami pustymi [] (miękkie zera)
Innymi słowy:
Z dziedziny D nie możemy wylosować elementu który by należał jednocześnie do dwóch dowolnych zbiorów rozłącznych B1, A1’, B2.
33.4 Przykład implikacji odwrotnej 4L|~>P
Definicja implikacji odwrotnej p|~>q:
Implikacja odwrotna p|~>q w logice dodatniej (bo q) to spełniony wyłącznie warunek konieczny ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku.
A1: p=>q =0 - p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd:
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1=1*1=1
Czytamy:
Implikacja odwrotna p|~>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest konieczne ~> dla zajścia q (B1: p~>q=1), ale nie jest wystarczające => dla zajścia q (A1: p=>q=0)
Kod: |
IO
Implikacja odwrotna p|~>q:
A1: p=>q =0 - p nie jest (=0) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p|~>q = ~(A1: p=>q)*(B1: p~>q) = ~(0)*1=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w implikacji odwrotnej p|~>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =0 = 2:~p~>~q =0 [=] 3: q~>p =0 = 4:~q=>~p =0
A': 1: p~~>~q=1 [=] 4:~q~~>p =1
## ## ## ##
B: 1: p~>q =1 = 2:~p=>~q =1 [=] 3: q=>p =1 = 4:~q~>~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~>~p=0
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy w implikacji odwrotnej p|~>q:
Prawdziwość dowolnego zdania w serii Bx wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Fałszywość dowolnego zdania serii Ax wymusza fałszywość pozostałych zdań w tej linii
Weźmy zdanie wypowiedziane pasujące do tabeli implikacji odwrotnej p|~>q.
B1.
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to może ~> być psem (P)
4L~>P =1
Na mocy prawa Kłapouchego nasz punkt odniesienia to:
p~>q =1
p=4L=[pies, słoń ..] - zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..]
q=P=[pies] - jednoelementowy zbiór P=[pies]
Bycie zwierzątkiem z czterema łapami (4L) jest warunkiem koniecznym ~> by być psem (P) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..] jest nadzbiorem ~> jednoelementowego zbioru P=[pies] co każdy 5-cio latek widzi.
Z tabeli IO widać, że aby być pewnym iż mamy do czynienia z implikacją odwrotną p|~>q musimy udowodnić fałszywość dowolnego zdania z linii Ax
Wybieramy zdanie A1.
A1.
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to na 100% => jest psem (P)
4L=>P =0
To samo w zapisie formalnym:
p=>q =0
Bycie zwierzątkiem z czterema łapami (4L) nie jest (=0) warunkiem wystarczającym => do tego by być psem (P) bo zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń..] nie jest (=0) podzbiorem => zbioru jednoelementowego P=[pies], co każdy 5-cio latek widzi.
Stąd mamy dowód iż zdanie wypowiedziane B1: 4L~>P jest częścią implikacji odwrotnej 4L|~>P
Definicja implikacji odwrotnej 4L|~>P:
Implikacja odwrotna 4L|~>P w logice dodatniej (bo P) to spełniony wyłącznie warunek konieczny ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku.
A1: 4L=>P =0 - bycie zwierzęciem z czterema łapami (4L) nie jest (=0) wystarczające dla bycia psem (P)
B1: p~>q =1 - bycie zwierzęciem z czterema łapami (4L) jest (=1) konieczne ~> dla bycia psem (P)
Stąd:
A1B1: 4L|~>P = ~(A1: 4L=>P)*(B1: 4L~>P) = ~(0)*1=1*1=1
33.4.1 Operator implikacji odwrotnej 4L||~>P
Diagram implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach wyprowadzony w punkcie 33.3
Kod: |
DIO
Diagram implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach
----------------------------------------------------------------------
| q | ~q |
|---------------------|----------------------------------------------|
| p | ~p |
|-------------------------------------------|------------------------|
| B1: p~>q=1 (p*q=1) | A1’: p~~>~q=p*~q=1 | B2:~p=>~q=1 (~p*~q=1) |
----------------------------------------------------------------------
| Dziedzina: |
| D =B1: p*q+ A1’: p*~q+ B2:~p*~q (suma logiczna zbiorów niepustych) |
| B2’: ~p~~>q=~p*q=[] - zbiór pusty |
|--------------------------------------------------------------------|
|Diagram implikacji odwrotnej p|~>q w zbiorach |
----------------------------------------------------------------------
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Prawo Słonia:
Warunek wystarczający => = relacja podzbioru =>
Warunek konieczny ~> = relacja nadzbioru ~>
|
Operator implikacji odwrotnej p||~>q to odpowiedź na dwa pytania:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Mamy nasze zdanie wypowiedziane B1.
B1.
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to może ~> być psem (P)
4L~>P =1
Na mocy prawa Kłapouchego nasz punkt odniesienia to:
p~>q =1
Gdzie:
p=4L=[pies, słoń ..] - zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..]
q=P=[pies] - jednoelementowy zbiór P=[pies]
Bycie zwierzątkiem z czterema łapami (4L) jest warunkiem koniecznym ~> by być psem (P) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..] jest nadzbiorem ~> jednoelementowego zbioru P=[pies] … co każdy 5-cio latek widzi.
Przyjmujemy dziedzinę:
ZWZ=[pies, słoń, kura ..] - zbiór wszystkich zwierząt
Obliczamy zbiory ~p i ~q definiowane jako uzupełnienie zbiorów p i q do wspólnej dziedziny ZWZ
~p=~4L=[ZWZ-4L] = [kura ..] - zbiór wszystkich zwierząt ZWZ=[pies, słoń, kura..] z wykluczeniem zbioru zwierząt mających cztery łapy 4L=[pies, słoń ..]
~q=~P=[ZWZ-P]=[słoń, kura ..] - zbiór wszystkich zwierząt ZWZ=[pies, słoń, kura..] z wykluczeniem jednoelementowego zbioru P=[pies]
Wszystkie zbiory niepuste {p, q, ~p, ~q} potrzebne do dalszej analizy to:
p=4L=[pies, słoń ..] - zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..]
q=P=[pies] - jednoelementowy zbiór P=[pies]
~p=~4L=[kura ..] - zbiór wszystkich zwierząt ZWZ z wykluczeniem zbioru zwierząt z czterem łapami
~q=~P=[słoń, kura ..] - zbiór wszystkich zwierząt ZWZ z wykluczeniem [psa]
Analiza operatora implikacji odwrotnej p||~>q przez wszystkie możliwe przeczenia p i q:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli ze zbioru wszystkich zwierząt wylosujemy zwierzę z czterema łapami (4L)?
Z kolumny A1B1 odczytujemy:
B1.
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to może ~> być psem (P)
4L~>P =1
Na mocy prawa Kłapouchego nasz punkt odniesienia to:
p~>q =1
Bycie zwierzątkiem z czterema łapami (4L) jest warunkiem koniecznym ~> by być psem (P) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..] jest nadzbiorem ~> jednoelementowego zbioru P=[pies] … co każdy 5-cio latek widzi.
Zauważmy że:
Jeśli zbiór 4L=[pies, słoń ..] jest nadzbiorem ~> zbioru P=[pies] to na 100% istnieje wspólny element zbiorów 4L i P
B1: 4L~~>P = [pies, słoń ..]*[pies] =1 bo pies
To samo w zapisach formalnych:
B1: p~~>q=p*q =1 (diagram DI0)
Kontrprzykład A1’ dla fałszywego warunku wystarczającego A1: 4L=>P=0 musi być prawdą.
A1’
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to może ~~> nie być psem (~P)
4L~~>~P = 4L*~P =[pies, słoń ..]*[słoń, kura..] =1 bo słoń
to samo w zapisie formalnym:
p~~>~q = p*~q =1 (diagram DIO)
Istnieje (=1) wspólny element zbiorów 4L=[pies, słoń ..] i ~P=[słoń, kura ..] np. słoń
Zauważmy, że:
1.
Zbiór 4L=[pies, słoń ..] nie jest (=0) podzbiorem => zbioru ~P=[słoń, kura..]
Dowód: pies jest w zbiorze 4L a nie ma go w zbiorze ~P
2.
Zbiór 4L=[pies, słoń ..] nie jest (=0) nadzbiorem ~> zbioru ~P=[słoń, kura..]
Dowód:
Kura jest w zbiorze ~P i nie ma jej w zbiorze 4L
.. a jeśli zwierzę nie ma czterech łap (~4L)?
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosujemy zwierzę nie mające czterech łap (~4L)
Z kolumny A2b2 odczytujemy:
B2.
Jeśli zwierzą nie ma czterech łap (~4L) to na 100% => nie jest psem (~P)
~4L=>~P=1
To samo w zapisie formalnym:
B2: ~p=>~q =1 (diagram DIO)
Dowód „nie wprost”:
Spełnionej relacji podzbioru B2:~4L=>~P=1 nie musimy dowodzić, gwarantuje nam to prawo Kubusia:
B2: ~4L=>~P = B1: 4L~>P =1
Dowód „wprost”:
Brak czterech łap (~4L) jest (=1) warunkiem wystarczającym => by nie być psem (~P) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór zwierząt nie mających czterech łap ~4L=[kura..] jest podzbiorem => zbioru zwierząt nie będących psem ~P=[słoń, kura..] - co każdy 5-cio latek widzi.
Zauważmy że:
Jeśli zbiór ~4L=[kura..] jest podzbiorem zbioru ~P=[słoń, kura..] na 100% istnieje wspólny element zbiorów ~4L i ~P
B2: ~4L~~>~P = [kura]*[słoń, kura..] =1 bo kura
LUB
B2’.
Jeśli zwierzę nie ma czterech łap (~4L) to może ~~> być psem (P)
~4L~~>P = ~4L*P = [kura..]*[pies] =0 - zbiory ~4L i P są rozłączne
to samo w zapisie formalnym:
~p~~>q = ~p*q =0 (diagram DIO)
Nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów ~4L=[kura..] oraz P=[pies] bo zbiory te są rozłączne.
33.4.2 Operator implikacji odwrotnej 4L||~>P vs algebra Boole’a
Zapiszmy tabelę prawdy operatora implikacji odwrotnej 4L||~>P w powiązaniu z algebrą Boole’a
Kod: |
IO3
Symboliczna definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q
z uwzględnieniem definicji elementu wspólnego zbiorów p~~>q=p*q
Y=(B1: p~>q)= p+~q = B1: (p~>q)*A1’: p*~q+B2:~p*~q
B1: p~> q =1 = p* q =1 -jeśli p~>q=1 to istnieje(=1) wspólny element p*q=1
A1’: p~~>~q=1 = p*~q =1 -istnieje (=1) wspólny element zbiorów p*~q
B2: ~p=>~q =1 =~p*~q =1 -jeśli ~p=>~q=1 to istnieje wspólny element ~p*~q=1
B2’:~p~~>q =0 =~p* q =0 -nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów ~p i q
1 2 3 4 5 6
Definicja operatora implikacji odwrotnej p||~>q dla naszego przykładu B1
Gdzie:
p=4L=[pies, słoń ..] - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy
q=P=[pies] - zbiór jednoelementowy P=[pies]
Y Y=(B1: 4L~>P)=P+~4L=B1: 4L*P+A1’: 4L*~P+B2:~4L*~P
B1: 4L~> P =1 = 4L* P =1 -jeśli 4L~>P=1 to istnieje wspólny element 4L*P=1
A1’: 4L~~>~P=1 = 4L*~P =1 -istnieje (=1) wspólny element 4L*~P =1
B2: ~4L=>~P =1 =~4L*~P =1 -jeśli ~4L=>~P=1 to istnieje(=1) element ~4L*~P=1
B2’:~4L~~>P =0 =~4L* P =0 -nie istnieje(=0) wspólny element zbiorów ~4L i P
1 2 3 4 5 6
|
Zero-jedynkową definicję warunku koniecznego B1: p~>q (123) otrzymujemy kodując tabelę symboliczną operatora implikacji odwrotnej p||~>q (123) względem linii B1: p~>q.
Jak to się robi wyjaśniliśmy w punkcie 33.1.2
Aktualna, ziemska logika „matematyczna” nie zna tabeli symbolicznej operatora implikacji odwrotnej p||~>q (123) wyrażonej spójnikami elementarnymi (=>, ~>, ~~>)
Ziemska logika matematyczna obligatoryjnie korzysta tu z prawa eliminacji warunku koniecznego, poprawnego również w algebrze Kubusia
B1: p~>q = p+~q
W tym momencie przechodzimy do algebry Boole’a zapisanej symbolicznie w kolumnach 456, która rozpoznaje tylko i wyłącznie pięć znaczków:
1 - prawda
0 - fałsz
(*) - spójnik „i”(*) z języka potocznego
(+) - spójnik „lub”(+) z języka potocznego
Zauważmy, że w algebrze Boole’a nie istnieją elementarne spójniki implikacyjne w zbiorach {=>, ~>, ~~>} dostępne w algebrze Kubusia:
1.
p=>q =1
Zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q
Inaczej:
p=>q =0
2.
p~>q =1
Zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q
Inaczej:
p~>q =0
3.
p~~>q = p*q =1
Istnieje (=1) wspólny element zbiorów p i q
Inaczej:
p~~>q = p*q =[] =0
Idźmy zatem tropem ziemskiej logiki nie znającej definicji elementarnych spójników implikacyjnych {=>,~>, ~~>}
Dla dowodu iż w zdaniach warunkowych „Jeśli p to q” ziemska logika matematyczna nie ma najmniejszego pojęcia zarówno o warunku wystarczającym => jak i koniecznym ~> posłużymy się naszym przykładem B1: 4L|~>P
33.4.3 Prawo matematycznego jełopa w operatorze implikacji odwrotnej 4L||~>P
Równanie algebry Boole’a opisujące tabelę symboliczną 456 to:
Y = B1: 4L*P + A1’: 4L*~P + B2: ~4L*~P
Dziedzina dla funkcji logicznej Y to:
ZWZ - zbiór wszystkich zwierząt
I.
Losowanie B1:
Kod: |
IO3
Definicja operatora implikacji odwrotnej 4L||~>P dla naszego przykładu B1
Gdzie:
p=4L=[pies, słoń ..] - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy
q=P=[pies] - zbiór jednoelementowy P=[pies]
Y Y=(B1: 4L~>P)=P+~4L=B1: 4L*P+A1’: 4L*~P+B2:~4L*~P
B1: 4L~> P =1 = 4L* P =1 -jeśli 4L~>P=1 to istnieje wspólny element 4L*P=1
A1’: 4L~~>~P=1 = 4L*~P =1 -istnieje (=1) wspólny element 4L*~P =1
B2: ~4L=>~P =1 =~4L*~P =1 -jeśli ~4L=>~P=1 to istnieje(=1) element ~4L*~P=1
B2’:~4L~~>P =0 =~4L* P =0 -nie istnieje(=0) wspólny element zbiorów ~4L i P
1 2 3 4 5 6
|
Równanie algebry Boole’a opisujące tabelę symboliczną 456 to:
Y = B1: 4L*P + A1’: 4L*~P + B2: ~4L*~P
Załóżmy, że ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosowaliśmy zwierzę mające cztery łapy (4L=1) i będące psem (P=1)
4L*P=[pies]
Dla tego losowania lądujemy w linii B1 (456):
B1: Y(B1)=4L*P=1*1=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(4L=1)=(~4L=0)
(P=1)=(~P=0)
Podstawmy to do równania Y opisującego tabelę symboliczną algebry Boole’a 456:
Y(B1) = B1: (4L=1)*(P=1) + A1’: (4L=1)*(~P=0) + B2: (~4L=0)*(~P=0) = B1: 1 + A1’: 0 + B2: 0
Stąd mamy:
B1: Y(B1) = B1: 4L*P
Co w logice jedynek oznacza:
Y(B1)=1 <=> B1: 4L=1 i P=1
Jak widzimy dla zbioru zwierząt mających cztery łapy (4L=1) będących psami (P=1) wyłącznie funkcja cząstkowa Y(B1) będzie prawdą, pozostałe funkcje cząstkowe przyjmą wartość logiczną FAŁSZ (=0):
A1’: Y(A1’) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie A1’ będzie tu fałszem A1’: 4L~~>P =0
B2: Y(B2) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie B2 będzie tu fałszem B2: ~4L=>~P =0
W przełożeniu na analizę w spójnikach implikacyjnych 123 zdanie B1 będzie prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierzęcia mającego cztery łapy (4L) które jest psem (P)
Nasza funkcja cząstkowa Y(B1) przyjmie brzmienie:
B1.
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to może ~> być psem (P)
4L~>P =1
To samo w zapisie formalnym:
B1: p~>q =1 (diagram DIO)
Zdanie B1 jest prawdziwe tylko i wyłącznie dla zbioru zwierząt mających cztery łapy (4L) będących psami (P), czyli wyłącznie dla psa.
Bycie zwierzątkiem z czterema łapami (4L) jest warunkiem koniecznym ~> by być psem (P) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór zwierząt z czterema łapami 4L=[pies, słoń ..] jest nadzbiorem ~> jednoelementowego zbioru P=[pies] … co każdy 5-cio latek widzi.
II.
Losowanie A1’
Kod: |
IO3
Definicja operatora implikacji odwrotnej 4L||~>P dla naszego przykładu B1
Gdzie:
p=4L=[pies, słoń ..] - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy
q=P=[pies] - zbiór jednoelementowy P=[pies]
Y Y=(B1: 4L~>P)=P+~4L=B1: 4L*P+A1’: 4L*~P+B2:~4L*~P
B1: 4L~> P =1 = 4L* P =1 -jeśli 4L~>P=1 to istnieje wspólny element 4L*P=1
A1’: 4L~~>~P=1 = 4L*~P =1 -istnieje (=1) wspólny element 4L*~P =1
B2: ~4L=>~P =1 =~4L*~P =1 -jeśli ~4L=>~P=1 to istnieje(=1) element ~4L*~P=1
B2’:~4L~~>P =0 =~4L* P =0 -nie istnieje(=0) wspólny element zbiorów ~4L i P
1 2 3 4 5 6
|
Równanie algebry Boole’a opisujące tabelę symboliczną 456 to:
Y = B1: 4L*P + A1’: 4L*~P + B2: ~4L*~P
Załóżmy, że ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosowaliśmy zwierzę które ma cztery łapy (4L=1) i nie jest psem (~P=1).
4L*~P = [pies, słoń ..]*[słoń, kura..] =1 bo słoń
Dla tego losowania lądujemy w linii A1’ (456):
A1’: Y(A1’)=A1’: 4L*~P=1*1=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(4L=1)=(~4L=0)
(~P=1)=(P=0)
Podstawmy to do równania Y opisującego tabelę symboliczną algebry Boole’a 456:
Y(A1’) = B1: (4L=1)*(P=0) + A1’: (4L=1)*(~P=1) + B2: (~4L=0)*(~P=1) = B1: 0 + A1’: 1 + B2: 0
Stąd mamy:
A1’: Y(A1’) = A1’: 4L*~P
Co w logice jedynek oznacza:
A1’: Y(A1’)=1 <=> A1’: 4L=1 i ~P=1
Jak widzimy dla zbioru zwierząt mających cztery łapy (4L) i nie będących psami (~P) wyłącznie funkcja cząstkowa Y(A1’) będzie prawdą, pozostałe funkcje cząstkowe przyjmą wartość logiczną FAŁSZ (=0):
B1: Y(B1) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie B1 będzie tu fałszem B1: 4L~>P =0
B2: Y(B2) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie B2 będzie tu fałszem B2: ~4L=>~P =0
W przełożeniu na analizę w spójnikach implikacyjnych 123 zdanie A1’ będzie prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt mających cztery łapy (4L) i nie będących psami (~P) np. słoń
Nasza funkcja cząstkowa Y(A1’) przyjmie brzmienie:
A1’.
Jeśli zwierzę ma cztery łapy (4L) to może ~~> nie być psem (~P)
A1’: 4L~~>~P = 4L*~P=1
To samo w zapisie formalnym:
A1’: p~~>~q = p*~q =1 (diagram DIO)
Istnieje (=1) wspólny element zbiorów 4L=[pies, słoń ..] i ~P=[słoń, kura ..] np. słoń
Zdanie A1’ jest prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt mających cztery łapy (4L) i nie będących psami (~P) np. słoń
III.
Losowanie B2:
Kod: |
IO3
Definicja operatora implikacji odwrotnej 4L||~>P dla naszego przykładu B1
Gdzie:
p=4L=[pies, słoń ..] - zbiór wszystkich zwierząt mających cztery łapy
q=P=[pies] - zbiór jednoelementowy P=[pies]
Y Y=(B1: 4L~>P)=P+~4L=B1: 4L*P+A1’: 4L*~P+B2:~4L*~P
B1: 4L~> P =1 = 4L* P =1 -jeśli 4L~>P=1 to istnieje wspólny element 4L*P=1
A1’: 4L~~>~P=1 = 4L*~P =1 -istnieje (=1) wspólny element 4L*~P =1
B2: ~4L=>~P =1 =~4L*~P =1 -jeśli ~4L=>~P=1 to istnieje(=1) element ~4L*~P=1
B2’:~4L~~>P =0 =~4L* P =0 -nie istnieje(=0) wspólny element zbiorów ~4L i P
1 2 3 4 5 6
|
Równanie algebry Boole’a opisujące tabelę symboliczną 456 to:
Y = B1: 4L*P + A1’: 4L*~P + B2: ~4L*~P
Załóżmy, że ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ wylosowaliśmy zwierzę które nie ma czterech łap (~4L=1) i nie jest psem (~P=1).
~4L*~P = [kura..]*[słoń, kura..] =1 bo kura
Dla tego losowania lądujemy w linii B2 (456):
B2: Y(B2)= B2: ~4L*~P=1*1=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(~4L=1)=(4L=0)
(~P=1)=(P=0)
Podstawmy to do równania Y opisującego tabelę symboliczną algebry Boole’a 456:
Y(B2) = B1: (4L=0)*(P=0) + A1’: (4L=0)*(~P=1) + B2: (~4L=1)*(~P=1) = B1: 0 + A1’: 0 + B2: 1
Stąd mamy:
B2: Y(B2) = B2: ~4L*~P
Co w logice jedynek oznacza:
B2: Y(B2)=1 <=> B2: ~4L=1 i ~P=1
Jak widzimy dla zbioru zwierząt nie mających czterech łap (~4L) i nie będących psami (~P) wyłącznie funkcja cząstkowa Y(B2) będzie prawdą, pozostałe funkcje cząstkowe przyjmą wartość logiczną FAŁSZ (=0):
B1: Y(B1) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie B1 będzie tu fałszem B1: 4L~>P =0
A1’: Y(A1’) =0 - w spójnikach implikacyjnych (123) zdanie A1’ będzie tu fałszem A1’: 4L~~>~P =0
W przełożeniu na analizę w spójnikach implikacyjnych 123 zdanie B2 będzie prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt nie mających czterech łap (~4L) i nie będących psami (~P) np. kura
B2: ~4L*~P =[kura..]
Nasza funkcja cząstkowa Y(B2) w spójnikach „i”(*) i „lub”(+) zapisana w linii 456 przyjmie brzmienie:
B2.
Jeśli zwierzę nie ma czterech łap (4L) to może ~~> nie być psem (~P)
B2: ~4L~~>~P = ~4L*~P=1
To samo w zapisach formalnych:
B2: ~p~~>~q =~p*~q =1 (diagram DIO)
Zdanie B2 jest prawdziwe tylko i wyłącznie dla zwierząt nie mających czterech łap (~4L) i nie będących psami (~P) np. kura
Zauważmy, że zdanie B2 w spójnikach implikacyjnych (123) brzmi:
B2.
Jeśli zwierzą nie ma czterech łap (~4L) to na 100% => nie jest psem (~P)
~4L=>~P=1
To samo w zapisie formalnym:
B2: ~p=>~q =1 (diagram DIO)
Dowód „wprost”:
Brak czterech łap (~4L) jest (=1) warunkiem wystarczającym => by nie być psem (~P) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór zwierząt nie mających czterech łap ~4L=[kura..] jest podzbiorem => zbioru zwierząt nie będących psem ~P=[słoń, kura..] - co każdy 5-cio latek widzi.
Wniosek z dowodu B2:
Leży, kwiczy cała logika matematyczna ziemskich matematyków twierdzących, że zdanie B2:~4L=>~P jest prawdziwe dla dowolnego zwierzęcia ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ, czyli jest prawdziwe dla:
B1: Y(B1) = [4L*P] = [pies] =1
A1’: Y(A1’) = [4L*~P] = [słoń, koń, hipopotam ..] =1
B2: Y(B2) = [~4L*~P] = [kura, mrówka, wąż, wieloryb …] =1
Innymi słowy:
Aktualna logika „matematyczna” to potwornie śmierdzące gówno, żadna logika matematyczna!
cnd
Prawo matematycznego jełopa:
Dowolny matematyk który twierdzi, że zdanie:
B2.
Jeśli zwierzą nie ma czterech łap (~4L) to na 100% => nie jest psem (~P)
~4L=>~P=1
To samo w zapisie formalnym:
B2: ~p=>~q =1 (diagram DIO)
jest prawdziwe dla dowolnego zwierzęcia ze zbioru wszystkich zwierząt ZWZ=[pies, słoń, kura, mrówka, wąż, wieloryb, pchła, hipopotam ..]
jest matematycznym jełopem
Niestety, pod definicję matematycznego jełopa podpada każdy ziemski matematyk - żaden z tych nieszczęśników nie jest przy zdrowych zmysłach.
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Sob 8:07, 10 Maj 2025, w całości zmieniany 1 raz
|
|
Powrót do góry |
|
 |
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:34, 17 Mar 2025 Temat postu: |
|
|
Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów
34.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze równoważności p|<=>q
Spis treści
34.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze równoważności p|<=>q 1
34.1 Podstawowa definicja równoważności p<=>q w zbiorach 2
34.1.1 Prawa Słonia dla zbiorów 3
34.1.2 Matematyczna definicja równoważności p<=>q w zbiorach 3
34.1.3 Prawo Irbisa w zbiorach 3
34.2 Tabela prawdy równoważności p<=>q w zbiorach 4
34.2.1 Relacje między równoważnością A1B1: p<=>q a A2B2: ~p<=>~q 5
34.3 Diagram równoważności p<=>q w zbiorach 6
34.4 Definicja równoważności p<=>q w zbiorach 7
34.4.1 Operator równoważności p|<=>q 9
34.5 Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q 11
34.5.1 Zero-jedynkowa definicja równoważności p<=>q 12
34.5.2 Odtworzenie p|<=>q z tabeli zero-jedynkowej równoważności p<=>q 13
34.6 Wirtualne definicje warunku wystarczającego => i koniecznego ~> w p<=>q 16
34.6.1 Prawo matematycznego super-głąba w równoważności 17
34.7 Operator równoważności p|<=>q vs algebra Boole’a 18
34.7.1 Prawo matematycznego jełopa 21
34.7.2 Prawo matematycznego jełopa na przykładzie równoważności Pitagorasa 21
34.0 Prawo matematycznego głąba i jełopa w operatorze równoważności p|<=>q
Uwagi:
1.
Warunkiem koniecznym zrozumienia niniejszego punktu jest przeczytanie ze zrozumieniem fundamentów algebry Kubusia dla teorii zbiorów zawartych w punkcie 13.0
2.
Aktualna logika matematyczna ziemskich matematyków jest w 100% logiką schizofreniczną, mającą zerowy związek z otaczającym nas światem rzeczywistym, czego dowodem są prawa matematycznego głąba i jełopa w operatorze równoważności p|<=>q wyprowadzone w niniejszym punkcie.
Bezdyskusyjnie najcenniejszą definicją w całym obszarze matematyki dla potrzeb matematyki klasycznej, świata techniki i programowania komputerów jest definicja równoważności p<=>q której istoty póki co ziemscy matematycy nie rozumieją, mimo że poprawnie matematycznie ją udowadniają.
Nie rozumieją dlatego, że nie znają kluczowych tu zero-jedynkowych definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>, praw Słonia, prawa Irbisa, oraz definicji kontrprzykładu dla zbiorów w interpretacji z algebry Kubusia.
Mówiąc dosadnie: 100% definicji rodem z Klasycznego Rachunku Zdań jest do bani.
Przykładowo:
Równoważność Pitagorasa TP<=>SK definiuje tożsamość zbiorów TP=SK (i odwrotnie) o czym matematycy nie wiedzą.
34.1 Podstawowa definicja równoważności p<=>q w zbiorach
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Prawa Kubusia: | Prawa kontrapozycji dla warunku wystarczającego =>:
A1: p=>q = A2:~p~>~q | A1: p=>q = A4:~q=>~p
B1: p~>q = B2:~p=>~q | B2:~p=>~q = B3: q=>p
Prawa Tygryska: | Prawa kontrapozycji dla warunku koniecznego ~>:
A1: p=>q = A3: q~>p | A2:~p~>~q = A3: q~>p
B1: p~>q = B3: q=>p | B1: p~>q = B4:~q~>~p
Gdzie:
p=>q = ~p+q - definicja warunku wystarczającego =>
p~>q = p+~q - definicja warunku koniecznego ~>
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Definicja równoważności p<=>q:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) to spełnienie zarówno warunku wystarczającego =>, jak i koniecznego ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy definicję równoważności p<=>q w równaniu logicznym:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
Czytamy:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy
zajście p jest (=1) konieczne ~> (B1) i wystarczające => (A1) dla zajścia q
Innymi słowy:
Do tego by zaszło q potrzeba ~> (B1) i wystarcza => (A1) by zaszło p
Powyższa definicja równoważności znana jest wszystkim ludziom (nie tylko matematykom):
Dowód:
Klikamy na googlach:
„konieczne i wystarczające”
Wyników: kilkanaście tysięcy
"koniecznym i wystarczającym"
Wyników: kilkanaście tysięcy
„potrzeba i wystarcza”
Wyników: kilkanaście tysięcy
34.1.1 Prawa Słonia dla zbiorów
I Prawo Słonia dla zbiorów:
W algebrze Kubusia w zbiorach zachodzi tożsamość [=] pojęć:
A1: p=>q - warunek wystarczający => [=] A1: p=>q - relacja podzbioru => [=] A1: p=>q - matematyczne twierdzenie proste
Y = A1: p=>q = ~p+q
##
II Prawo Słonia dla zbiorów:
B1: p~>q - warunek konieczny ~> [=] B1: p~>q - relacja nadzbioru ~> [=] B3: q=>p - matematyczne twierdzenie odwrotne (w odniesieniu do A1)
bo prawo Tygryska:
Y = B1: p~>q = B3: q=>p = p+~q
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
p i q musi być wszędzie tymi samymi p i q, inaczej błąd podstawienia
[=], „=”, <=> - tożsame znaczki tożsamości logicznej
<=> - wtedy o tylko wtedy
Stąd korzystając z prawa Słonia dla zbiorów możemy wygenerować dużą ilość tożsamych definicji równoważności p<=>q.
34.1.2 Matematyczna definicja równoważności p<=>q w zbiorach
1.
Matematyczna definicja równoważności p<=>q (znana każdemu matematykowi):
Równoważność p<=>q to jednoczesna prawdziwość matematycznego twierdzenia prostego A1: p=>q i matematycznego twierdzenia odwrotnego B3: q=>p
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q, twierdzenie proste A1.
B3: q=>p =1 - zajście q jest (=1) wystarczające => dla zajścia p, twierdzenie odwrotne (względem A1)
Stąd mamy:
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) =1*1 =1
2.
Definicja równoważności wyrażona relacjami podzbioru =>
Równoważność p<=>q to relacja podzbioru => zachodząca w dwie strony
A1: p=>q =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
B3: q=>p =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór q jest (=1) podzbiorem => zbioru p
Stąd mamy:
A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p) =1*1 =1
Stąd mamy wprowadzone kluczowe w równoważności prawo Irbisa.
34.1.3 Prawo Irbisa w zbiorach
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1: p=>q) i jednocześnie zbiór q jest podzbiorem => zbioru p (B3: q=>p)
A1B3: p=q <=> (A1: p=>q)*(B3: q=>p)= A1B3: p<=>q
Tą definicję tożsamości zbiorów zna każdy matematyk.
Innymi słowy:
Każda równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
A1B3: p=q <=> A1B3: p<=>q = (A1: p=>q)*(B3: q=>p)
Na mocy prawa Słonia prawo Irbisa możemy też zapisać w relacjach podzbioru => i nadzbioru ~>.
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q (A1) i jednocześnie zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> zbioru q (B1)
A1: p=>q =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
B1: p~>q =1 - wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> zbioru q
Stąd mamy:
A1B1: p=q <=> (A1: p=>q)*(B1: p~>q) = A1B1: p<=>q
Tożsamy dowód bezpośredni:
Na mocy definicji podzbioru => i nadzbioru ~> każdy zbiór jest jednocześnie podzbiorem => (A1) i nadzbiorem ~> (B1) siebie samego.
Korzystając z prawa Słonia prawo Irbisa możemy też zapisać w warunkach koniecznym ~> (B1) i wystarczającym => (A1).
Na mocy prawa Słonia zachodzi tożsamość pojęć:
Warunek wystarczający => = relacja podzbioru =>
Warunek konieczny ~> = relacja nadzbioru ~>
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest konieczne ~> (B1) i wystarczające => (A1) dla zajścia q
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy:
A1B1: p=q <=> (A1: p=>q)*(B1: p~>q) = A1B1: p<=>q
Stąd mamy tabelę prawdy równoważności p<=>q z uwzględnieniem prawa Irbisa.
34.2 Tabela prawdy równoważności p<=>q w zbiorach
Kod: |
TR
Tabela prawdy równoważności p<=>q z uwzględnieniem prawa Irbisa
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w równoważności p<=>q
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy definicję równoważności A1B1: p<=>q w równaniu logicznym:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q=1 = 2:~p~>~q=1 [=] 3: q~>p=1 = 4:~q=>~p=1 [=] 5: ~p+q =1
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q=1 = 2:~p=>~q=1 [=] 3: q=>p=1 = 4:~q~>~p=1 [=] 5: p+~q=1
-----------------------------------------------------------------------
Równoważność <=>: | Równoważność <=>:
AB: 1: p<=>q=1 = 2:~p<=>~q=1 [=] 3: q<=>p=1 = 4:~q<=>~p=1 [=] 5: p*q+~p*~q
definiuje tożsamość zbiorów: | definiuje tożsamość zbiorów:
AB: 1: p=q # 2:~p=~q | 3: q=p # 4:~q=~p
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż jedna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
"=",[=],<=> - tożsame znaczki tożsamości logicznej
|
I Prawo Sowy dla równoważności p<=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania serii Ax wymusza prawdziwość wszystkich zdań serii Ax
##
II Prawo Sowy dla równoważności p<=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania serii Bx wymusza prawdziwość wszystkich zdań serii Bx
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
Tożsamość zbiorów jest przemienna, stąd mamy:
Kod: |
Równoważność <=>: | Równoważność <=>:
A1B1: A3B3: | A2B2: A4B4:
AB: 1: p<=>q=1 = 3: q<=>p=1 [=] 2: ~p<=>~q = 4:~q<=>~p=1 [=] 5: p*q+~p*~q
definiuje tożsamość zbiorów: | definiuje tożsamość zbiorów:
AB: 1: p=q = 3: q=p # 2: ~p=~q = 4:~q=~p
Gdzie:
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż jedna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
|
Zauważmy że:
Z przemienności zbiorów:
1: p=q = 3: q=p
Wynika przemienność argumentów w równoważności:
1: p<=>q = 3: q<=>p
Wniosek:
W matematycznym opisie równoważności potrzeba i wystarcza opisać matematyczne związki między kolumnami A1B1 i A2B2.
34.2.1 Relacje między równoważnością A1B1: p<=>q a A2B2: ~p<=>~q
A1B1:
Definicja równoważności p<=>q w logice dodatniej (bo q):
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) to spełnienie zarówno warunku wystarczającego =>, jak i koniecznego ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
Prawo Irbisa:
Dowolna równoważność prawdziwa p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
Stąd mam:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) <=> p=q
[=]
A2B2:
Definicja równoważności ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q):
Równoważność ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q) to spełnienie zarówno warunku wystarczającego =>, jak i koniecznego ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
Stąd:
A2B2: ~p<=>~q = (A2:~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) =1*1=1
Prawo Irbisa:
Równoważność prawdziwa ~p<=>~q definiuje tożsamość zbiorów ~p=~q (i odwrotnie)
Stąd mamy:
A2B2: ~p<=>~q = (A2:~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) <=> ~p=~q
Gdzie:
[=] - tożsamość logiczna
Wzajemne relacje między A1B1 i A2B2 są następujące:
Kod: |
Równoważność A1B1: | Równoważność A2B2:
p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) [=] ~p<=>~q = (A2:~p~>~q)*(B2: ~p=>~q)
Definiuje tożsamość zbiorów: | Definiuje tożsamość zbiorów:
p=q # ~p=~q
Gdzie:
[=] - tożsamość logiczna
# - dowolna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
Dowód:
Diagram DR (pkt. 34.3)
|
34.3 Diagram równoważności p<=>q w zbiorach
Definicja równoważności p<=>q w zbiorach:
Zbiór p jest podzbiorem => zbioru q i jest tożsamy ze zbiorem q
Dziedzina musi być szersza do sumy logicznej zbiorów p+q bowiem wtedy i tylko wtedy wszystkie zbiory p, ~p, q i ~q będą niepuste (rozpoznawalne), co doskonale widać na diagramie DR niżej.
A1: p=>q =1 - zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q (z definicji)
B1: p~>q =1 - zbiór p jest (=1) nadzbiorem ~> zbioru q (z definicji)
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) = 1*1 =1
Czytamy:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) jest prawdziwa (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest jednocześnie podzbiorem => (A1) i nadzbiorem ~> (B1) dla zbioru q
Wniosek:
Musi zachodzić tożsamość zbiorów p=q bowiem wtedy i tylko wtedy zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1: p=>q) i jednocześnie zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q (B1: p~>q).
Dowód
Każdy zbiór jest jednocześnie podzbiorem => i nadzbiorem ~> siebie samego
Stąd mamy diagram równoważności p<=>q w zbiorach:
Kod: |
DR
Diagram równoważności p<=>q w zbiorach
definiujący tożsamość zbiorów p=q.
---------------------------------------------------------------------------
| p | ~p |
|---------------------------------|---------------------------------------|
| q | ~q |
|---------------------------------|---------------------------------------|
|Definicja równoważności: | Definicja równoważności: |
|A1B1: p<=>q=(A1:p=>q)*(B1:p~>q) [=] A2B2: ~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)|
|Definiuje tożsamość zbiorów | Definiuje tożsamość zbiorów: |
| p=q # ~p=~q |
---------------------------------------------------------------------------
| A1: p=>q=1 (p*q=1) | B2:~p=>~q=1 (~p*~q=1) |
| Dziedzina: |
| D=A1: p*q+ B2:~p*~q - suma logiczna zbiorów niepustych A1 i B2 |
| A1’: p~~>~q=p*~q=[]=0 - zbiór pusty |
| B2’: ~p~~>q =~p*q=[]=0 - zbiór pusty |
|-------------------------------------------------------------------------|
Gdzie:
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
[=] - tożsamość logiczna
# - dowolna strona znaku # jest negacją drugiej strony
p#~p
p=~(~p) - prawo podwójnego przeczenia
Wnioski:
1.
Definicja równoważności p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q
która to tożsamość wymusza tożsamość zbiorów ~p=~q (i odwrotnie)
2.
Równoważność p<=>q to dwa i tylko dwa zbiory niepuste i rozłączne
p=q i ~p=~q uzupełniające się wzajemnie do dziedziny D.
p+~p=D=1
p*~p=[]=0
Dowód: diagram DR
3.
W definicji równoważności p<=>q nie ma mowy o jakimkolwiek
„rzucaniu monetą” jak to miało miejsce w implikacji prostej p|=>q
|
34.4 Definicja równoważności p<=>q w zbiorach
Definicja kontrprzykładu w zbiorach:
Kontrprzykładem dla warunku wystarczającego p=>q nazywamy to samo zdanie z zanegowanym następnikiem kodowane elementem wspólnym zbiorów p~~>~q=p*~q
Rozstrzygnięcia:
Prawdziwość warunku wystarczającego p=>q=1 wmusza fałszywość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=0 (i odwrotnie)
Fałszywość warunku wystarczającego p=>q=0 wmusza prawdziwość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=1 (i odwrotnie)
Uwagi:
1.
Na mocy definicji kontrprzykładu prawdziwe warunki wystarczające => w linii Ax wymuszają fałszywe kontrprzykłady Ax'
2.
Na mocy definicji kontrprzykładu prawdziwe warunki wystarczające => w linii Bx wymuszają fałszywe kontrprzykłady Bx'
Stąd mamy:
Tabela prawdy równoważności p<=>q z uwzględnieniem prawa Irbisa i definicji kontrprzykładu obowiązującego wyłącznie w warunku wystarczającym =>
Kod: |
TR
Tabela prawdy równoważności p<=>q:
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w równoważności p<=>q
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy definicję równoważności A1B1: p<=>q w równaniu logicznym:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =1 = 2:~p=>~q =1 [=] 3: q=>p =1 = 4:~q~>~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~>~p=0
-----------------------------------------------------------------------
Równoważność <=>: | Równoważności <=>:
AB: 1: p<=>q=1 = 2:~p<=>~q=1 [=] 3: q<=>p=1 = 4:~q<=>~p=1
definiuje tożsamość zbiorów: | definiuje tożsamość zbiorów:
AB: 1: p=q # 2:~p=~q | 3: q=p # 4:~q=~p
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż jedna strona znaczka # jest negacją drugiej strony
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
"=",[=],<=> - tożsame znaczki tożsamości logicznej
|
Prawa Sowy dla równoważności p<=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania serii Ax wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Prawdziwość dowolnego zdania serii Bx wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Zauważmy że:
1.
Definicję równoważności p<=>q w logice dodatniej (bo q) mamy w kolumnie A1B1.
A1B1:
Definicja równoważności p<=>q w logice dodatniej (bo q):
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) to spełnienie zarówno warunku wystarczającego =>, jak i koniecznego ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Stąd mamy:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
Wnioski:
a) Równoważność A1B1: p<=>q w logice dodatniej (bo q) daje odpowiedź na pytanie o p.
b) Równoważność A1B1: p<=>q definiuje tożsamość zbiorów p=q (i odwrotnie)
2.
Definicję równoważności ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q) mamy w kolumnie A2B2.
A2B2:
Definicja równoważności ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q):
Równoważność ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q) to spełnienie zarówno warunku wystarczającego =>, jak i koniecznego ~> między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
Stąd:
A2B2: ~p<=>~q = (A2:~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) =1*1=1
Wnioski:
a) Równoważność A2B2: ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q) daje odpowiedź na pytanie o ~p.
b) Równoważność A2B2: ~p<=>~q definiuje tożsamość zbiorów ~p=~q (i odwrotnie)
34.4.1 Operator równoważności p|<=>q
Definicja operatora równoważności p|<=>q:
Operator równoważności p|<=>q to układ równań A1B1 i A2B2 dający odpowiedź na pytanie o p (A1B1) i ~p (A2B2).
Kolumna A1B1:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) - co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kolumna A2B2:
A2B2: ~p<=>~q = (A2:~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) - co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1=1
Czytamy:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zajście p jest warunkiem koniecznym ~> (B1) i wystarczającym => (A1) dla zajścia q
Prawą stronę czytamy:
Zajście p jest (=1) konieczne ~> (B1) i wystarczające => (A1) dla zajścia q
Na mocy prawa Słonia czytamy:
Równoważność p<=>q w logice dodatniej (bo q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest nadzbiorem ~> zbioru q (B1) i jednocześnie zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (A1)
Wniosek:
Zbiory p i q są tożsame p=q
Dowód: diagram DR
A1B1
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Odpowiedź w zdaniach warunkowych "Jeśli p to q" odczytujemy z kolumny A1B1:
A1.
Jeśli dowolny element z dziedziny D należy do zbioru p to na 100% => należy do zbioru q
p=>q =1
Przynależność dowolnego elementu do zbioru p jest (=1) warunkiem wystarczającym => by ten element należał do zbioru q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór p jest (=1) podzbiorem => zbioru q
Dowód: diagram DR
Prawdziwy warunek wystarczający A1: p=>q wymusza fałszywy kontrprzykład A1' (i odwrotnie)
A1'.
Jeśli dowolny element należy do zbioru p to może ~~> należeć do zbioru ~q
p~~>~q=p*~q =0
Nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów p i ~q
To jest dowód "nie wprost" fałszywości zdania A1' na mocy definicji kontrprzykładu.
Dowód wprost: diagram DR
… a jeśli zajdzie ~p?
Idziemy do kolumny A2B2.
A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
A2: ~p~>~q =1 - zajście ~p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia ~q
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
A2B2: ~p<=>~q = (A2:~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) =1*1=1
Czytamy:
Równoważność ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy
zajście ~p jest (=1) konieczne ~> (A2) i wystarczające => (B2) dla zajścia ~q
Na mocy prawa Słonia czytamy:
Równoważność ~p<=>~q w logice ujemnej (bo ~q) jest spełniona (=1) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest (=1) nadzbiorem ~> (A2) i podzbiorem => (B2) zbioru ~q
Wniosek:
Zbiory ~p i ~q są tożsame ~p=~q
Dowód: diagram DR
A2B2
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Odpowiedź w zdaniach warunkowych "Jeśli p to q" odczytujemy z kolumny A2B2:
B2
Jeśli dowolny element z dziedziny D należy do zbioru ~p to na 100% => należy do zbioru ~q
~p=>~q =1
Przynależność elementu do zbioru ~p jest (=1) warunkiem wystarczającym => dla jego przynależności do zbioru ~q
Na mocy prawa Słonia dla zbiorów czytamy:
Wylosowanie dowolnego elementu ze zbioru ~p jest warunkiem wystarczającym => by ten element należał do zbioru ~q wtedy i tylko wtedy gdy zbiór ~p jest podzbiorem => zbioru ~q
Dowód: diagram DR
Prawdziwość warunku wystarczającego => B2 wymusza fałszywość kontrprzykładu B2' (i odwrotnie)
B2'
Jeśli dowolny element należy do zbioru ~p to może ~~> należeć do zbioru q
~p~~>q = ~p*q =0
Nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów ~p i q
To jest dowód "nie wprost" fałszywości zdania B2' na mocy definicji kontrprzykładu.
Dowód wprost: diagram DR
Podsumowanie:
Jak widzimy, istotą operatora równoważności p|<=>q jest gwarancja matematyczna => po stronie p (zdanie A1), jak również gwarancja matematyczna po stronie ~p (zdanie B2)
W operatorze równoważności p|<=>q nie ma miejsca na jakiekolwiek "rzucanie monetą" w sensie "na dwoje babka wróżyła", jak to miało miejsce w operatorze implikacji prostej p||=>q i odwrotnej p||~>q.
Zauważmy że:
a)
Układ równań logicznych jest przemienny, stąd mamy:
Operator równoważności ~p|<=>~q to układ równań logicznych:
A2B2: ~p<=>~q = (A2:~p~>~q)*(B2: ~p=>~q) - co się stanie jak zajdzie ~p?
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) - co się stanie jak zajdzie p?
Doskonale widać, że analiza matematyczna operatora równoważności A2B2: ~p|<=>~q w logice ujemnej (bo ~q) będzie identyczna jak operatora równoważności A1B1: p|<=>q w logice dodatniej (bo q) z tym, że zaczynamy od kolumny A2B2 kończąc na kolumnie A1B1.
b)
Także kolejność wypowiadanych zdań jest dowolna, tak więc zdania z powyższej analizy A1, A1’, B2, B2’ możemy wypowiadać w sposób losowy - matematycznie to bez znaczenia.
34.5 Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q
Prawo Krokodyla (pkt. 21.2):
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
Definicja twardej jedynki:
W zdaniach warunkowych "Jeśli p to q" twarda jedynka to spełniony warunek wystarczający => w analizie matematycznej zdania "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q, przy pomocy znaczków elementarnych =>, ~> i ~~>.
A1: p=>q =1 - twarda jedynka
Definicja twardego zera:
W zdaniach warunkowych "Jeśli p to q" na mocy definicji kontrprzykładu spełniony warunek wystarczający A1: p=>q wymusza fałszywość kontrprzykładu w linii A1' (i odwrotnie)
A1': p~~>~q=p*~q =0 - twarde zero
Notacja w algebrze Kubusia:
Przez A1' oznaczamy kontrprzykład dla warunku wystarczającego A1
Definicja operatora równoważności p|<=>q:
Operator równoważności p|<=>q to odpowiedź na dwa pytania:
Kolumna A1B1:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
oraz:
Kolumna A2B2:
Co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p?
Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q na mocy analizy w poprzednim punkcie:
Kod: |
TR1
Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q
A1B1: p<=>q=(A1: p=>q)*(B1: p~>q)
A1: p=> q =1 - zajście p jest wystarczające => dla zajścia q
Twarda jedynka w A1 wymusza twarde zero w A1' (i odwrotnie)
A1': p~~>~q=0 - prawdziwość A1: p=>q wymusza fałszywość kontrprzykładu A1'
Twarde zero w A1' wymusza twardą jedynkę w A1 (i odwrotnie)
A2B2: ~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest wystarczające => dla zajścia ~q
Twarda jedynka w B2 wymusza twarde zero w B2' (i odwrotnie)
B2':~p~~>q =0 - prawdziwość B2:~p=>~q wymusza fałszywość kontrprzykładu B2'
Twarde zero w B2' wymusza twardą jedynkę w B2 (i odwrotnie)
|
Prawo Krokodyla (pkt.21.2):
W obsłudze zdań warunkowych "Jeśli p to q" przez wszystkie możliwe przeczenia p i q logika matematyczna musi widzieć tą samą ilość twardych zer i twardych jedynek, inaczej jest wewnętrzne sprzeczna.
Jak widzimy, w operatorze równoważności p|<=>q mamy dwie twarde jedynki (A1 i B2) oraz dwa twarde zera (A1', B2'), co oznacza spełnienie prawa Krokodyla i brak wewnętrznej sprzeczności algebry Kubusia.
34.5.1 Zero-jedynkowa definicja równoważności p<=>q
Zapiszmy tabelę prawdy operatora równoważności p|<=>q w wersji skróconej:
Kod: |
T2
Definicja |Co w logice
symboliczna |jedynek oznacza
p|<=>q |
A1B1:
p<=>q=(A1: p=>q)*(B1: p~>q)
A1: p=> q =1 |( p=1)=> ( q=1)=1
A1': p~~>~q=0 |( p=1)~~>(~q=1)=0
A2B2:
~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)
B2: ~p=>~q =1 |(~p=1)=> (~q=1)=1
B2':~p~~>q =0 |(~p=1)~~>( q=1)=0
a b c 1 2 3
|
Zero-jedynkową definicję równoważności p<=>q w logice dodatniej (bo q) otrzymamy kodując tabelę T2 z punktem odniesienia ustawionym na równoważności p<=>q:
A1B1: p<=>q
W równoważności A1B1: p<=>q zmienne p i q są w postaci niezanegowanej.
Tabelę zero-jedynkową równoważności A1B1: p<=>q w logice dodatniej (bo q) otrzymamy wtedy i tylko wtedy gdy wszystkie zmienne w tabeli T2_12 sprowadzimy do postaci niezanegowanej.
Umożliwia to II prawo Prosiaczka:
(~p=1)=(p=0)
które możemy stosować wybiórczo w stosunku do dowolnej zmiennej binarnej.
Zróbmy to:
Kod: |
T3
Definicja |Co w logice |Na mocy II |Zapis tożsamy
symboliczna |jedynek oznacza |prawa Prosiaczka |tabeli 456
p|<=>q | | |
A1B1: | |
p<=>q=(A1: p=>q)*(B1: p~>q) | | p q p<=> q
A1: p=> q =1 |( p=1)=> ( q=1)=1 |( p=1)=> ( q=1)=1 | 1<=>1 =1
A1': p~~>~q=0 |( p=1)~~>(~q=1)=0 |( p=1)~~>( q=0)=0 | 1<=>0 =0
A2B2: |
~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q) |
B2: ~p=>~q =1 |(~p=1)=> (~q=1)=1 |( p=0)=> ( q=0)=1 | 0<=>0 =1
B2':~p~~>q =0 |(~p=1)~~>( q=1)=0 |( p=0)~~>( q=1)=0 | 0<=>1 =0
a b c 1 2 3 4 5 6 7 8 9
|
Definicja:
Tabelę T3_789 nazywamy zero-jedynkową definicją równoważności p<=>q w logice dodatniej (bo q) dla potrzeb rachunku zerojedynkowego.
Interpretacja równoważności p<=>q:
T3_789: p<=>q - zajdzie p wtedy i tylko wtedy gdy zajdzie q
Do zapamiętania:
Kod: |
Zero-jedynkowa definicja równoważności p<=>q
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p<=>q)=p*q+~p*~q
A1: 1<=>1 1
A1’: 1<=>0 0
B2: 0<=>0 1
B2’: 0<=>1 0
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p<=>q=1 <=> A1: p=1 i q=1 lub B2: p=0 i q=0
Inaczej:
p<=>q=0
|
Wyprowadzenie tabeli zero-jedynkowej równoważności z jej definicji w spójnikach „i”(*) i „lub”(+).
Definicja równoważności w spójnikach "i"(*) i "lub"(+):
Y=(p<=>q) = A1: p*q + B2:~p*~q
co w logice jedynek oznacza:
Y=(p<=>q)=1 <=> A1: p=1 i q=1 lub B2: ~p=1 i ~q=1
I Prawo Prosiaczka:
(~p=1)=(p=0)
(~q=1)=(q=0)
Stąd mamy definicję zero-jedynkową równoważności p<=>q:
p<=>q=1 <=> A1: p=1 i q=1 lub B2: p=0 i q=0
Inaczej:
p<=>q=0
34.5.2 Odtworzenie p|<=>q z tabeli zero-jedynkowej równoważności p<=>q
Algorytm odwrotny, czyli odtworzenie operatora równoważności p|<=>q z zero-jedynkowej definicji równoważności p<=>q jest następujący.
Dla ułatwienia zrozumienia zachowujemy iterowanie linii z wyprowadzonej wyżej zero-jedynkowej definicji równoważności p<=>q, co matematycznie jest bez znaczenia.
Niech będzie dana tabela zero-jedynkowa równoważności <=>
Kod: |
Zero-jedynkowa definicja równoważności p<=>q
dla potrzeb rachunku zero-jedynkowego
p q Y=(p<=>q)=p*q+~p*~q
A1: 1<=>1 1
A1’: 1<=>0 0
B2: 0<=>0 1
B2’: 0<=>1 0
1 2 3
Do łatwego zapamiętania:
p<=>q=1 <=> A1: p=1 i q=1 lub B2: p=0 i q=0
Inaczej:
p<=>q=0
|
Jak wygenerować z tej tabeli operator równoważności p|<=>q?
Definicja pełnej tabeli zero-jedynkowej:
Pełna tabela zero-jedynkowa układu logicznego (bramka logiczna) to zero-jedynkowy zapis wszystkich sygnałów wejściowych w postaci niezanegowanej (p, q, r..) i zanegowanej (~p, ~q, ~r..) oraz zapis wyjścia Y również w postaci niezanegowanej (Y) i zanegowanej (~Y) (pkt. 1.14)
Krok 1
Budujemy pełną tabelę zero-jedynkową dla równoważności p<=>q po czym opisujemy wyłącznie wynikowe jedynki stosując w poziomie spójnik "i'(*) zaś w pionie spójnik "lub"(+).
Powyższy algorytm prowadzi do wygenerowania równań alternatywno-koniunkcyjnych Y i ~Y zrozumiałych dla każdego 5-cio latka (pkt. 1.14.1)
Kod: |
T1.
Tabela zero-jedynkowa równoważności p<=>q w "lub"(+) i "i"(*)
|Opis jedynek |Opis jedynek |Tabela w zdarzeniach
|dla Y=(p<=>q) |dla ~Y=~(p<=>q)|możliwych ~~> dla Y
p q ~p ~q | Y ~Y | | | Y ~Y
A1: 1 1 0 0 | 1 0 | Ya= p* q | | p~~> q= p* q =1 =0
A1’: 1 0 0 1 | 0 1 | |~Yb= p*~q | p~~>~q= p*~q =0 =1
B2: 0 0 1 1 | 1 0 | Yc=~p*~q | |~p~~>~q=~p*~q =1 =0
B2’: 0 1 1 0 | 0 1 | |~Yd=~p* q |~p~~> q=~p* q =0 =1
a b c d e f g h i j k l 1 2 3 4 5
|
W tabeli 12345 w opisie kolumny Y obowiązuje prawo Prosiaczka:
(~Yb=1) = (Yb=0)
oraz
(~Yd=1) = (Yd=0)
które możemy stosować wybiórczo do dowolnej zmiennej binarnej.
Definicja równoważności p<=>q w spójnikach "i"(*) i "lub"(+) to odpowiedź na pytania o Y i ~Y
1.
Kiedy zajdzie Y?
Odczytujemy z tabeli ghi:
Y=Y(A1)+Y(B2) = A1: p*q+ B2: ~p*~q
2.
Kiedy zajdzie ~Y?
Odczytujemy z tabeli jkl:
~Y=~Y(A1’)+~Y(B2’) = A1’: p*~q + B2’: ~p*q
Tabela konieczna i wystarczająca dla odtworzenia operatora równoważności p|<=>q w warunkach wystarczających =>, koniecznych ~> i zdarzeniach możliwych ~~> to tabela 12345.
Tabela 12345 to tabela wszystkich zdarzeń możliwych (Yx=1) i niemożliwych (Yx=0) jakie mogą zajść na mocy definicji równoważności p<=>q. Jak widzimy, możliwe są (=1) zdarzenia Y(x)=1 A1 i B2 oraz niemożliwe są (=0) zdarzenia Y(x)=0 A1’ i B2’.
Krok 2
Zapisujemy tabelę wszystkich zdarzeń możliwych (Y=1) i niemożliwych (Y=0) jakie mogą zajść w zero-jedynkowej definicji równoważności p<=>q
Kod: |
T2.
Y=(p<=>q)=p*q+~p*~q
A1: p~~> q =1 - istnieje (=1) wspólny element zbiorów p i q
A1’: p~~>~q =0 - nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów p i ~q
B2: ~p~~>~q =1 - istnieje (=1) wspólny element zbiorów ~p i ~q
B2’:~p~~> q =0 - nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów ~p i q
|
Definicja kontrprzykładu w zbiorach:
Kontrprzykładem dla warunku wystarczającego p=>q nazywamy to samo zdanie z zanegowanym następnikiem kodowane elementem wspólnym zbiorów p~~>~q=p*~q
Rozstrzygnięcia:
Prawdziwość warunku wystarczającego p=>q=1 wmusza fałszywość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=0 (i odwrotnie)
Fałszywość warunku wystarczającego p=>q=0 wmusza prawdziwość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=1 (i odwrotnie)
Krok 3
Na mocy definicji kontrprzykładu z braku elementu wspólnego ~~> zbiorów p i ~q:
A1’: p~~>~q=0
Wynika prawdziwość warunku wystarczającego => A1 (i odwrotnie):
A1: p=>q =1 - zajście p jest wystarczające => dla zajścia q
Krok 4
Na mocy definicji kontrprzykładu z braku elementu wspólnego zbiorów ~p i q:
B2’: ~p~~>q =0
wynika prawdziwość warunku wystarczającego => B2 (i odwrotnie):
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest (=1) wystarczające => dla zajścia ~q
Stąd mamy odtworzoną tabelę prawdy operatora równoważności p|<=>q dającą odpowiedź na pytanie co może się wydarzyć jeśli zajdzie p (A1, A1’) oraz co może się wydarzyć jeśli zajdzie ~p (B2, B2’)
Kod: |
TR1
Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q
A1B1: p<=>q=(A1: p=>q)*(B1: p~>q)
A1: p=> q =1 - zajście p jest wystarczające => dla zajścia q
Twarda jedynka w A1 wymusza twarde zero w A1' (i odwrotnie)
A1': p~~>~q=0 - prawdziwość A1: p=>q wymusza fałszywość kontrprzykładu A1'
Twarde zero w A1' wymusza twardą jedynkę w A1 (i odwrotnie)
A2B2: ~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest wystarczające => dla zajścia ~q
Twarda jedynka w B2 wymusza twarde zero w B2' (i odwrotnie)
B2':~p~~>q =0 - prawdziwość B2:~p=>~q wymusza fałszywość kontrprzykładu B2'
Twarde zero w B2' wymusza twardą jedynkę w B2 (i odwrotnie)
|
34.6 Wirtualne definicje warunku wystarczającego => i koniecznego ~> w p<=>q
Zacznijmy od znanego w elektronice pojęcia „pamięć wirtualna”.
[link widoczny dla zalogowanych]
@Wikipedia
Pamięć wirtualna – mechanizm zarządzania pamięcią komputera zapewniający procesowi wrażenie pracy w jednym, dużym, ciągłym obszarze pamięci operacyjnej, podczas gdy fizycznie może być ona pofragmentowana, nieciągła i częściowo przechowywana na urządzeniach pamięci masowej.
Pamięć wirtualna działa na zasadzie przedefiniowania adresów pamięci (fizycznych) na adresy używane przez procesy (logiczne) tak, aby „oszukać” procesy i dać im wrażenie pracy w ciągłej przestrzeni adresowej. Pamięć wirtualna oznacza znacznie większą ilość pamięci RAM dla procesu niż fizycznie dostępna w systemie
Zauważmy, że z punktu odniesienia programisty (programu komputerowego) nie jest dostępna rzeczywista realizacja pamięci wirtualnej - programistę w ogóle to nie interesuje.
W równoważności mamy podobnie:
Zauważmy, że przy wyprowadzaniu zero-jedynkowej definicji równoważności p<=>q (34.5.1) nie była nam potrzebna ani zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego =>, ani też zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego ~>.
Matematycznie, zero-jedynkową definicję równoważności można wygenerować korzystając z zero-jedynkowych definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
Dowód:
Kod: |
Zero-jedynkowa definicja warunku wystarczającego =>
p q Y=(p=>q)=~p+q
A: 1 1 =1
B: 1 0 =0
C: 0 0 =1
D: 0 1 =1
|
##
Kod: |
Zero-jedynkowa definicja warunku koniecznego ~>
p q Y=(p~>q)=p+~q
A: 1 1 =1
B: 1 0 =1
C: 0 0 =1
D: 0 1 =0
|
Gdzie:
## - różne na mocy definicji
p i q musi być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
Definicja znaczka różne na mocy definicji ##:
Dwie funkcje logiczne Y w tej samej logice (tu dodatniej bo Y) są różne na mocy definicji wtedy i tylko wtedy gdy dla identycznych wymuszeń na wejściach p i q mają różne kolumny wynikowe Y
Podstawowa, znana wszystkim ludziom definicja równoważności to:
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1=1
Prawą stronę czytamy:
Zajście p jest warunkiem koniecznym ~> (B1) i wystarczającym => (A1) do tego, by zaszło q
Klikamy na goglach:
„koniecznym i wystarczającym”
Wyników: kilkanaście tysięcy
cnd
Skorzystajmy z zero-jedynkowych definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~> w celu wygenerowania zero-jedynkowej definicji równoważności p<=>q.
Kod: |
Zero-jedynkowa definicja równoważności p<=>q
p q p=>q p~>q p<=>q=(p=>q)*(p~>q)
A: 1 1 =1 =1 =1
B: 1 0 =0 =1 =0
C: 0 0 =1 =1 =1
D: 0 1 =1 =0 =0
1 2 3 4 5
|
Zauważmy, że w świecie rzeczywistym (naszym świecie) w równoważności p<=>q mamy dostęp tylko i wyłącznie do sygnałów wejściowych p i q oraz do kolumny wynikowej p<=>q, czego dowód mieliśmy w punkcie 34.5.1.
Kolumny wynikowe p=>q i p~>q są kolumnami wirtualnymi niedostępnymi w naszym świecie rzeczywistym - można je fizycznie zaobserwować wyłącznie w teorii bramek logicznych, czego dowód znajdziemy w punkcie 13.7.3
Wnioski:
1.
Nie ma sensu analizować linia po linii warunku wystarczającego p=>q bo w punkcie D3 wyjdzie nam kosmiczna głupota jakoby zbiory ~p i q miały element wspólny, co w świecie rzeczywistym jest wykluczone (punkt D5)
2.
Nie ma sensu analizować linia po linii warunku koniecznego p~>q bo w punkcie B4 wyjdzie nam kosmiczna głupota jakoby zbiory p i ~q miały element wspólny, co w świecie rzeczywistym jest wykluczone (punkt B5)
34.6.1 Prawo matematycznego super-głąba w równoważności
Algebra Kubusia:
W zero-jedynkowej definicji równoważności p<=>q kolumna 3 definiuje wirtualny warunek wystarczający p=>q gdzie w świecie rzeczywistym nie jest dostępna jedynka w punkcie D3.
W logice „matematycznej” ziemskich matematyków warunek wystarczający => z algebry Kubusia nosi nazwę implikacji o definicji jak niżej.
Prawo eliminacji implikacji w ziemskiej logice matematycznej:
A1: p=>q =~p+q
Dowód iż definicja ziemskiej implikacji => nie ma nic wspólnego z warunkiem wystarczającym => w rozumieniu algebry Kubusia to aktualnie obowiązująca definicja ziemskiej implikacji =>, podana przez Macjana.
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/elementarz-algebry-boole-a-irbisol-macjan-str-10,2605-240.html#55877
@Macjan
Zrozum - treść zdania, czyli to, o czym ono mówi, nie może w żaden sposób wpływać na jego zapis symboliczny. Zdanie "... i ..." jest koniunkcją niezależnie od tego, co wstawimy w wykropkowane miejsca. Tak samo zdanie "Jeśli ... to ..." jest implikacją.
Potwierdzenie definicji Macjana przez wykładowcę logiki matematycznej na AGH Kraków.
[link widoczny dla zalogowanych]
@Wykład logiki matematycznej na AGH
Elementy logiki matematycznej
Logika matematyczna zajmuje się zdaniami logicznymi.
Zdanie logiczne, to zdanie gramatyczne orzekające, któremu można przypisać jedną z dwóch ocen (wartość) Prawda (TRUE, 1); Fałsz (FALSE, 0 ) (czyli zdania logiczne podlegają wartościowaniu). Nie są zdaniami logicznymi zdania pytające i rozkazujące.
Funktory logiczne (spójniki):
- jednoargumentowe (wystarczy jedno zdanie)
negacja - ~ - (nieprawda, że ...)
- dwuargumentowe (wymagają dwóch zdań) np.
koniunkcja - * - (...i... )
alternatywa - + - (...lub...)
implikacja - => - (jeżeli ..., to...)
równoważność - <=> - (...wtedy i tylko wtedy, gdy...)
Zero-jedynkowe definicje dwuargumentowych spójników logicznych to:
Kod: |
p q | p*q | p+q | p=>q | p<=>q
1 1 | 1 | 1 | 1 | 1
1 0 | 0 | 1 | 0 | 0
0 1 | 0 | 1 | 1 | 0
0 0 | 0 | 0 | 1 | 1
|
@Rafal3006
Jak widzimy, w wykropkowane miejsca możemy wstawiać cokolwiek, byleby temu „cokolwiek” dało się przypisać pojęcie prawdy (=1) albo fałszu (=0), co lokuje nas w definicji implikacji materialnej rodem z Klasycznego Rachunku Zdań.
Stąd mamy:
Prawo Matematycznego super-głąba:
Matematycznym super-głąbem jest każdy fanatyk KRZ który korzysta z ziemskiej definicji implikacji podanej przez Macjana, potwierdzonej przez wykładowcę logiki „matematycznej” na AGH, która w zdaniu warunkowym „Jeśli p to q” nie wymaga badania jakiejkolwiek relacji w zbiorach między poprzednikiem p i następnikiem q.
34.7 Operator równoważności p|<=>q vs algebra Boole’a
Zacznijmy od podstawowej definicji równoważności p<=>q, gdzie w kolumnie A1B1 mamy odpowiedź na pytanie co może się wydarzyć jeśli zajdzie p?
Kod: |
TR
Równoważność p<=>q:
A1: p=>q =1 - p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q)=1*1=1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w równoważności p<=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q =1 = 2:~p~>~q =1 [=] 3: q~>p =1 = 4:~q=>~p =1
A': 1: p~~>~q=0 [=] 4:~q~~>p =0
## ## ## ##
B: 1: p~>q =1 = 2:~p=>~q =1 [=] 3: q=>p =1 = 4:~q~>~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~>~p=0
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Prawa Sowy dla równoważności p<=>q:
Prawdziwość dowolnego zdania w linii Ax wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Prawdziwość dowolnego zdania w linii Bx wymusza prawdziwość pozostałych zdań w tej linii
Z tabeli TR odczytujemy tabelę prawdy operatora równoważności p|<=>q
Kod: |
TR1
Tabela prawdy operatora równoważności p|<=>q
A1B1: p<=>q=(A1: p=>q)*(B1: p~>q)
A1: p=> q =1 - zajście p jest wystarczające => dla zajścia q
Twarda jedynka w A1 wymusza twarde zero w A1' (i odwrotnie)
A1': p~~>~q=0 - prawdziwość A1: p=>q wymusza fałszywość kontrprzykładu A1'
Twarde zero w A1' wymusza twardą jedynkę w A1 (i odwrotnie)
A2B2: ~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)
B2: ~p=>~q =1 - zajście ~p jest wystarczające => dla zajścia ~q
Twarda jedynka w B2 wymusza twarde zero w B2' (i odwrotnie)
B2':~p~~>q =0 - prawdziwość B2:~p=>~q wymusza fałszywość kontrprzykładu B2'
Twarde zero w B2' wymusza twardą jedynkę w B2 (i odwrotnie)
|
Komentarz:
Linia A1:
Jeśli spełniony jest warunek wystarczający A1:
A1: p=>q =1 - zbiór p jest podzbiorem => zbioru q (DR 34.3)
to iloczynem logicznym zbiorów p i q to jest zbiór p, czyli zbiór p*q jest zbiorem niepustym (=1)
Linia A1’:
Prawdziwy warunek wystarczający A1: p=>q=1 wymusza fałszywy kontrprzykład A1’ (i odwrotnie)
A1’: p~~>~q = p*~q =0 - co oznacza brak (=0) wspólnego elementu zbiorów p i ~q (DR 34.3)
Linia B2:
Jeśli spełniony jest warunek wystarczający B2:
B2: ~p=>~q =1 - zbiór ~p jest podzbiorem => zbioru ~q (DR 34.3)
to iloczynem logicznym zbiorów ~p i ~q to jest zbiór ~p, czyli zbiór ~p*~q jest zbiorem niepustym (=1)
Linia B2’:
Prawdziwy warunek wystarczający B2: ~p=>~q=1 wymusza fałszywy kontrprzykład B2’ (i odwrotnie)
B2’: ~p~~>q = ~p*q =0 - co oznacza brak (=0) wspólnego elementu zbiorów ~p i q (DR 34.3)
Stąd mamy wyprowadzoną symboliczną definicję operatora równoważności p<=>q z uwzględnieniem definicji elementu wspólnego zbiorów p~~>q=p*q
Kod: |
TR2
Symboliczna definicja operatora równoważności p|<=>q
z uwzględnieniem definicji elementu wspólnego zbiorów p~~>q=p*q
A1B1: p<=>q=(A1: p=>q)*(B1: p~>q)
Y=(p<=>q)=A1: p*q+B2:~p*~q
A1: p=> q =1 = p* q =1 -jeśli p=>q=1 to istnieje(=1) wspólny element p*q=1
A1’: p~~>~q=0 = p*~q =0 -nie istnieje (=0) wspólny element p*~q =0
A2B2: ~p<=>~q=(A2:~p~>~q)*(B2:~p=>~q)
B2: ~p=>~q =1 =~p*~q =1 -jeśli ~p=>~q=1 to istnieje wspólny element ~p*~q=1
B2’:~p~~>q =1 =~p* q =0 -nie istnieje (=0) wspólny element zbiorów ~p i q
1 2 3 4 5 6
|
Fakt 1:
Zauważmy, że w analizie operatora równoważności p|<=>q zbiory niepuste i rozłączne to: A1 i B2
Dowód rozłączności tych zbiorów (DR 34.3):
(A1: p*q)*(B2:~p*~q) =[] - bo p*~p=[]
cnd
Fakt 2:
Z diagramu DR wynika, że dziedzina D to suma logiczna zbiorów niepustych i rozłącznych:
D = A1: p*q + B2: ~p*~q
Funkcja logiczna Y opisująca tabelę symboliczną 456 w tabeli prawdy TR2 to:
Y = A1: p*q + B2: ~p*~q
co w logice jedynek (bo równanie alternatywno-koniunkcyjne) oznacza:
Y=1 <=> A1: p=1 i q=1 lub B2: ~p=1 i ~q=1
Zauważmy, że jeśli dowolny składnik sumy logicznej w równaniu alternatywno-koniunkcyjnym przyjmie wartość logiczną miękkiej jedynki to wymusi ona miękkie zera w pozostałych składnikach sumy logicznej.
Definicja miękkiej jedynki i miękkiego zera:
Miękka jedynka i miękkie zero to wartościowanie sumy logicznej opisującej zbiory niepuste i rozłączne dla konkretnego składnika sumy logicznej.
Dowód:
Funkcja logiczna Y opisująca tabelę symboliczną 456 w tabeli prawdy TR2 to:
Y = A1: p*q + B2: ~p*~q
Możliwe są tu dwa przypadki iterowania:
1.
Załóżmy, że wylosowaliśmy element należący do zbioru A1:
A1: Y(A1) = A1: p*q
co w logice jedynek oznacza:
A1: Y(A1)=1 <=> A1: p=1 i q=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(p=1)=(~p=0)
(q=1)=(~q=0)
Dla tego przypadku (iterowania) Y(A1) mamy (456):
Definicja równoważności p<=>q w spójnikach „i”(*) i „lub”(+)
Y = A1: p*q + B2: ~p*~q
Y(A1) = A1: 1*1 + B2: 0*0 = A1: 1 + B2: 0
A1: Y(A1) = p*q
Wniosek:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru A1: p*q (miękka jedynka) to dla tego losowania linia B2 będzie zbiorem pustymi [] (miękkie zero)
2.
Załóżmy, że wylosowaliśmy element należący do zbioru B2:
B2: Y(B2) = B2: ~p*~q
co w logice jedynek oznacza:
B2: Y(B2)=1 <=> B2: ~p=1 i ~q=1
Na mocy prawa Prosiaczka mamy:
(~p=1)=(p=0)
(~q=1)=(q=0)
Dla tego przypadku (iterowania) Y(B2) mamy (456):
Definicja równoważności p<=>q w spójnikach „i”(*) i „lub”(+)
Y = A1: p*q + B2: ~p*~q
Y(B2) = A1: 0*0 + B2: 1*1 = A1: 0 + B2: 1
B2: Y(B2) = B2: ~p*~q
Wniosek:
Jeśli z dziedziny D wylosujemy element należący do zbioru B2: ~p*~q (miękka jedynka) to dla tego losowania linia A1 będzie zbiorem pustym [] (miękkie zero)
Podsumowując:
Doskonale tu widać sens definicji miękkich jedynek i miękkich zer w logice matematycznej.
Zauważmy, że z dziedziny D nie możemy wylosować elementu który by należał jednocześnie do dwóch zbiorów niepustych A1: p*q i B2:~p*~q, bowiem zbiory te są rozłączne (DR 34.3)
34.7.1 Prawo matematycznego jełopa
Dowolny matematyk który twierdzi że równoważność p<=>q definiuje zarówno tożsamość zbiorów p=q jak i tożsamość zbiorów ~p=~q jest matematycznym jełopem
Dowód w punkcie wyżej.
34.7.2 Prawo matematycznego jełopa na przykładzie równoważności Pitagorasa
Kod: |
T0
Fundament algebry Kubusia w obsłudze zdań warunkowych „Jeśli p to q”
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>:
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=>q = 2:~p~>~q [=] 3: q~>p = 4:~q=>~p [=] 5: ~p+q
## ## ## ## ##
B: 1: p~>q = 2:~p=>~q [=] 3: q=>p = 4:~q~>~p [=] 5: p+~q
Gdzie:
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
|
Weźmy twierdzenie proste Pitagorasa A1: p=>q
A1.
Jeśli trójkąt jest prostokątny (TP) to na 100% => zachodzi w nim suma kwadratów (SK)
A1: TP=>SK =1
To samo w zapisach formalnych:
A1: p=>q =1
Na mocy prawa Kłapouchego mamy ustalony punkt odniesienia to:
p=TP (zbiór trójkątów prostokątnych)
q=SK (zbiór trójkątów ze spełniona sumą kwadratów)
Na mocy prawa Słonia czytamy:
Bycie trójkątem prostokątnym (TP) jest (=1) warunkiem wystarczającym => do tego aby zachodziła w nim suma kwadratów (SK) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór TP jest podzbiorem => zbioru SK
Twierdzenie proste Pitagorasa ludzkość udowodniła wieki temu.
Zdanie A1 to znane każdemu uczniowi 8 klasy SP twierdzenie proste Pitagorasa.
Aby rozstrzygnąć z jakim operatorem implikacyjnym mamy do czynienia musimy udowodnić prawdziwość/fałszywość dowolnego zdania serii Bx.
Wybieramy twierdzenie odwrotne Pitagorasa B3: q=>p
B3.
Jeśli w dowolnym trójkącie spełniona jest suma kwadratów (SK) to na 100% => trójkąt ten jest prostokątny (TP)
B3: SK=>TP=1
To samo w zapisie formalnym:
B3: q=>p =1
Na mocy prawa Słonia czytamy:
Bycie trójkątem w którym spełniona jest suma kwadratów (SK) jest warunkiem wystarczającym => do tego aby ten trójkąt był prostokątny (TP) wtedy i tylko wtedy gdy zbiór trójkątów ze spełnioną sumą kwadratów (SK) jest podzbiorem => zbioru trójkątów prostokątnych (TP)
Twierdzenie odwrotne Pitagorasa ludzkość udowodniła wieki temu.
Na mocy prawa Sowy mamy tu do czynienia z równoważnością Pitagorasa TP<=>SK.
Prawo Irbisa:
Dwa zbiory p i q są tożsame p=q wtedy i tylko wtedy gdy znajdują cię w relacji równoważności p<=>q
A1B1: p=q <=> A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q)
Równoważność TP<=>SK to kolumna A1B1 dająca odpowiedź na pytanie co może się wydarzyć, jeśli ze zbioru wszystkich trójkątów (ZWT) wylosujemy trójkąt prostokątny TP.
Definicja kontrprzykładu w zbiorach:
Kontrprzykładem dla warunku wystarczającego p=>q nazywamy to samo zdanie z zanegowanym następnikiem kodowane elementem wspólnym zbiorów p~~>~q=p*~q
Rozstrzygnięcia:
Prawdziwość warunku wystarczającego p=>q=1 wmusza fałszywość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=0 (i odwrotnie)
Fałszywość warunku wystarczającego p=>q=0 wmusza prawdziwość kontrprzykładu p~~>~q=p*~q=1 (i odwrotnie)
Stąd mamy tabelę prawdy równoważności TP<=>SK z uwzględnieniem prawa Irbisa i definicji kontrprzykładu działającej wyłącznie w warunkach wystarczających =>
Kod: |
TR
Równoważność p<=>q w zapisie formalnym:
Równoważność p<=>q to zachodzenie zarówno warunku koniecznego ~> jak
jak i wystarczającego => między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: p=>q =1 - zajście p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
B1: p~>q =1 - zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
Na mocy prawa Kłapouchego punkt odniesienia dla naszego przykładu to:
p=TP
q=SK
Równoważność TP<=>SK w zapisie aktualnym:
Równoważność TP<=>SK to zachodzenie zarówno warunku koniecznego ~> jak
jak i wystarczającego => między tymi samymi punktami i w tym samym kierunku
A1: TP=>SK =1 - bycie TP jest (=1) wystarczające => dla zachodzenia SK
<=> zbiór TP jest (=1) podzbiorem => zbioru SK
B1: TP~>SK =1 - bycie TP jest (=1) konieczne ~> dla zachodzenia SK
<=> zbiór TP jest nadzbiorem ~> zbioru SK
A1B1: p<=>q = (A1: p=>q)*(B1: p~>q) =1*1 =1
Matematyczne związki warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
w równoważności p<=>q
A1B1: A2B2: | A3B3: A4B4:
A: 1: p=> q =1 = 2:~p~> ~q =1 [=] 3: q~> p =1 = 4:~q=> ~p =1
A': 1: p~~> ~q =0 [=] 4:~q~~> p =0
To samo w zapisie aktualnym:
A: 1: TP=>SK =1 = 2:~TP~>~SK=1 [=] 3: SK~>TP =1 = 4:~SK=>~TP=1
A': 1: TP~~>~SK=0 [=] 4:~SK~~>TP=0
## ## ## ##
B: 1: p~> q =1 = 2:~p=> ~q =1 [=] 3: q=> p =1 = 4:~q~> ~p =1
B': 2:~p~~>q =0 [=] 3: q~~> ~p =0
To samo w zapisie aktualnym:
B: 1: TP~>SK =1 = 2:~TP=>~SK=1 [=] 3: SK=> TP =1 = 4:~SK~>~TP=1
B': 2:~TP~~>SK=0 [=] 3: SK~~>~TP=0
-----------------------------------------------------------------------
Równoważność <=>: | Równoważność <=>:
AB: 1: p<=> q =1 = 2:~p<=>~q =1 [=] 3: q<=> p = 1 = 4:~q<=>~p=1
definiuje tożsamość zbiorów: | definiuje tożsamość zbiorów:
AB: 1: p=q # 2:~p=~q | 3: q=p # 4:~q=~p
To samo w zapisie aktualnym:
Równoważność <=>: | Równoważność <=>:
AB: 1: TP<=>SK =1 = 2:~TP<=>~SK=1 [=] 3: SK<=>TP =1 = 4:~SK<=>~TP=1
definiuje tożsamość zbiorów: | definiuje tożsamość zbiorów:
AB: 1: TP=SK # 2:~TP=~SK | 3: SK=TP # 4:~SK=~TP
Gdzie:
# - różne w znaczeniu iż dowolna strona # jest negacją drugiej strony
## - różne na mocy definicji warunku wystarczającego => i koniecznego ~>
p i q muszą być wszędzie tymi samymi p i q inaczej błąd podstawienia
"=",[=],<=> - tożsame znaczki tożsamości logicznej
|
W tabeli TR doskonale widać potwierdzenie prawa Jełopa:
1.
Jeśli ze zbioru wszystkich trójkątów wylosujemy trójkąt prostokątny (TP) to matematyczny opis dla tego przypadku mamy w kolumnie A1B1.
Równoważność:
AB1: TP<=>SK =1
Definiuje tu wyłącznie zbiór:
AB1: TP=SK (TP - zbiór trójkątów prostokątnych)
nie mogąc jednocześnie definiować zbioru:
AB2: ~TP=~SK (~TP - zbiór trójkątów nieprostokątnych)
bowiem zbiory te są rozłączne, czyli nie można wylosować elementu należącego jednocześnie do tych dwóch zbiorów (DR 34.3)
2.
Jeśli ze zbioru wszystkich trójkątów wylosujemy trójkąt nieprostokątny (~TP) to matematyczny opis dla tego przypadku mamy w kolumnie A2B2.
Równoważność:
AB2: ~TP<=>~SK =1
Definiuje tu wyłącznie zbiór:
AB2: ~TP=~SK (~TP - zbiór trójkątów nieprostokątnych)
nie mogąc jednocześnie definiować zbioru:
AB1: TP=SK (TP - zbiór trójkątów prostokątnych)
bowiem zbiory te są rozłączne, czyli nie można wylosować elementu należącego jednocześnie do tych dwóch zbiorów (DR 34.3)
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Sob 8:08, 10 Maj 2025, w całości zmieniany 1 raz
|
|
Powrót do góry |
|
 |
Zobacz poprzedni temat :: Zobacz następny temat |
Autor |
Wiadomość |
rafal3006
Opiekun Forum Kubusia
Dołączył: 30 Kwi 2006
Posty: 38254
Przeczytał: 18 tematów
Skąd: z innego Wszechświata Płeć: Mężczyzna
|
Wysłany: Pon 20:36, 17 Mar 2025 Temat postu: |
|
|
Algebra Kubusia – matematyczna wojna wszech czasów
35.0 Geneza rozszyfrowywania algebry Kubusia
Spis treści
35.0 Geneza rozszyfrowywania algebry Kubusia 1
35.1 Czym jest algebra Kubusia? 1
35.2 Kim jest Rafal3006? 2
35.3 Dla kogo algebra Kubusia? 3
35.4 Jakie jest znaczenie algebry Kubusia dla ludzkości? 5
35.5 Algebra Kubusia: Czy podbije serca matematyków? 6
35.5.1 Historia dyskusji z Fiklitem 6
35.6 Jak to się zaczęło? 8
35.6.1 Początki – rok 2006 9
35.6.2 Weryfikowalność algebry Kubusia 10
35.7 Irbisol – odwieczny wróg algebry Kubusia 11
35.7.1 Wojna na śmierć i życie w mózgu Irbisola 12
35.7.2 Kubuś vs Lucyfer 14
35.8 Błędy nauki 14
35.9 Czym byłby nasz świat bez wariatów? 16
35.10 Co sądzi o algebrze Kubusia sztuczna inteligencja AI? 17
35.0 Geneza rozszyfrowywania algebry Kubusia
Fundamentem wszelkich logik matematycznych jest algebra Boole’a z jej rachunkiem zero-jedynkowym.
Algebra Boole’a nie zajmuje się kluczowymi w logice matematycznej zdaniami warunkowymi typu „Jeśli p to q” opisywanymi warunkami wystarczającymi => i koniecznymi ~> - taki opis to fundament algebry Kubusia.
35.1 Czym jest algebra Kubusia?
Motto Rafała3006:
Napisać algebrę Kubusia w taki sposób, by ziemski matematyk był w stanie ją zrozumieć i zaakceptować, mimo iż na starcie nie zna ani jednej definicji obowiązującej w AK.
Algebra Kubusia to jedyna poprawna logika matematyczna pod którą podlega cały nasz Wszechświat, żywy i martwy.
Kluczowe elementy algebry Kubusia w świecie żywym to matematyczna obsługa wszelkich obietnic i gróźb będąca fundamentem działania wszelkich istot żywych (nie tylko człowieka).
Naturalnymi ekspertami algebry Kubusia są 5-cio latki i humaniści.
Algebra Kubusia to podłożenie matematyki pod język potoczny człowieka, czyli coś, o czym matematycy marzą od 2500 lat (od Sokratesa).
Rozszyfrowanie algebry Kubusia to 20 lat dyskusji na forum filozoficznym w Polsce, to ponad 40 000 postów napisanych przez Rafała3006 wyłącznie w temacie "Logika matematyczna"
Pełna historia rozszyfrowywania algebry Kubusia dostępna jest na forum śfinia:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,60/
Matematycznego potwora którego nie sposób zrozumieć, zwanego dla niepoznaki Klasycznym Rachunkiem Zdań znajdziemy w każdym podręczniku matematyki do I klasy LO
Dowód iż KRZ to gwałt na rozumku każdego 5-cio latka to przykładowe zdania tu prawdziwe:
1: Jeśli 2+2=5 to jestem papieżem
2: Jeśli pies ma 8 łap to Księżyc krąży wokół Ziemi
3: Dwa plus dwa równa się cztery wtedy i tylko wtedy, gdy Płock leży nad Wisłą.
Dowód na serio prawdziwości zdania 1 znajdziemy tu:
[link widoczny dla zalogowanych]
Dowód na serio prawdziwości zdania 2 znajdziemy w podręczniku matematyki do I klasy LO:
[link widoczny dla zalogowanych]
Komentarz do zdania 3 znajdziemy w Delcie'2013:
[link widoczny dla zalogowanych]
Algebrę Kubusia wyssaliśmy z mlekiem matki i nie musimy się jej uczyć - wszyscy jesteśmy jej ekspertami w praktyce bo po prostu pod nią podlegamy nie mając żadnych szans, by się od niej uwolnić. Aktualnie żaden ziemski matematyk nie wie, iż w komunikacji z 5-cio latkami i humanistami używa tylko i wyłącznie algebry Kubusia.
Mam nadzieję, że to się wkrótce zmieni, bowiem nie jest możliwe by matematycy na poziomie rozumiejący teorię bramek logicznych (są tacy) nie załapali algebry Kubusia mającej 100% pokrycie w bramkach logicznych w przełożeniu 1:1, czego dowód znajdziemy w punkcie 11.0.
Matematycznie zachodzi tożsamość:
Algebra Kubusia = Biblia, napisana językiem zrozumiałym dla prostego człowieka.
Oznacza to, że 100% zdań w Biblii dotyczących obietnic i gróźb Chrystusa jest zgodnych z algebrą Kubusia tzn. żadne zdanie w Biblii w tym zakresie nie jest sprzeczne z AK.
Dowód tego faktu znajdziemy w punktach 3.6 i 4.6.
Podsumowując:
Matematyczna wersja algebry Kubusia jest tak samo potrzebna do szczęścia 5-cio latkowi i humaniście jak gramatyka języka polskiego, której nigdy nie znałem i nie znam, a mimo to po polsku piszę. Pewne elementy algebry Kubusia można nauczać już w przedszkolu w formie zabawy, bowiem 5-cio latki doskonale ją znają nie wiedząc, że to jest matematyka ścisła opisująca otaczającą nas rzeczywistość co udowodniono w punkcie 28.0 w zabawie z pluszowymi zwierzątkami.
35.2 Kim jest Rafal3006?
CV
Ja, Rafal3006 jestem absolwentem wydziału elektroniki na Politechnice Warszawskiej (rok 1980).
Po skończeniu studiów zdałem sobie sprawę, iż w praktyce sterowań w technice mikroprocesorowej (moja specjalizacja) wykorzystuję niewielką ilość wiedzy którą wpajano mi na studiach.
Wpadłem wówczas na pomysł napisania serii podręczników do nauki elektroniki dla hobbystów przy założeniu, że odbiorca nie zna prawa Ohma, czyli z założenia były to podręczniki dla I klasy LO, gdzie po łagodnej równi pochyłej czytelnik był prowadzony od takich pojęć jak napięcie, prąd, prawo Ohma … poprzez elektronikę klasyczną, bramki logiczne, układy scalone średniej skali integracji, układy mikroprocesorowe, do praktycznego programowania różnych sterowań w języku asemblera mikroprocesora Z80 przy pomocy opracowanego przeze mnie sterownika o nazwie CA80.
CA80 jest dziś legendą wśród starszej daty elektroników, doczekał się nawet debiutu w Krzemowej Dolinie.
Prezentacja komputerka CA80 w Computer History Museum, Mountain View, 6-7 Sierpień 2022
https://youtu.be/RKOvcejgb_0
https://www.youtube.com/watch?v=zh_pjpe64sw
Czym był CA80 dla wielu młodych ludzi w latach 80-tych najlepiej pokazuje 117 autentycznych recenzji z tamtego okresu:
[link widoczny dla zalogowanych]
Oryginały napisanych przeze mnie 40 lat temu podręczników MIK01-MIK11 do nauki elektroniki i mikroelektroniki dostępne są w wersji pdf na forum elektroda.pl dzięki Andrzejowi Liskowi który je zeskanował (trzeba się zarejestrować by mieć do nich dostęp):
[link widoczny dla zalogowanych]
Uważam, że podręczniki te nadal są aktualne i ciekawe dla uczniów techników o specjalności elektrycznej i elektronicznej. Szczególnie polecam MIK01 i MIK02 zawierające wiedzę podstawową, która nigdy się nie zestarzeje np. napięcie, prąd, prawo Ohma (MIK01), zrozumienie fundamentów działania wszelkich mikroprocesorów na poziomie sprzętowym (MIK02).
Ciekawostką jest fakt, że mikroprocesor Z80 opisywany w MIK02 wywodzi się z linii mikroprocesorów Intela i8080 której zwieńczeniem był 16 bitowy mikroprocesor i8086 zastosowany w pierwszym poważnym komputerze osobistym IBM PC (rok 1981) będącym protoplastą wszelkich obecnych komputerów tzn. program napisany w języku asemblera na staruszka i8086 będzie działał poprawnie w dzisiejszych komputerach zbudowanych na najnowszych procesorach firmy Intel np. i5-1235u
Z perspektywy czasu myślę, że mój CA80 był wstępem koniecznym dla rozszyfrowania algebry Kubusia, logiki matematycznej pod którą podlega cały nasz Wszechświat żywy i martwy.
Myślę, że o CA80 z czasem ludzie zapomną, bo to były początki techniki mikroprocesorowej, natomiast „Algebra Kubusia” jeśli ziemscy matematycy ją zaakceptują (to tylko kwestia czasu), będzie żyła „wiecznie”.
35.3 Dla kogo algebra Kubusia?
Algebrę Kubusia dedykuję wszystkim matematykom, podobnym do Marka Kordosa, którzy potrafią spojrzeć krytycznie na fundament wszelkich ziemskich logik matematycznych zwany Klasycznym Rachunkiem Zdań.
Kim jest Marek Kordos?
[link widoczny dla zalogowanych]
Marek Tomasz Kordos (ur. 7 marca 1940) – polski matematyk, doktor habilitowany, geometra i historyk matematyki oraz jej popularyzator.
Życiorys
Założyciel i wieloletni redaktor naczelny miesięcznika Delta, autor wielu książek, współzałożyciel Ośrodka Kultury Matematycznej oraz Stowarzyszenia na rzecz Edukacji Matematycznej. Zatrudniony na stanowisku profesora nadzwyczajnego aż do emerytury pracował jako wykładowca akademicki na Wydziale Matematyki, Informatyki i Mechaniki Uniwersytetu Warszawskiego. Specjalizuje się w geometrii i historii matematyki. Doktorat i habilitację uzyskał za prace z geometrii rzutowo-metrycznych.
[link widoczny dla zalogowanych]
Logika, sens i wątpliwości
Marek Kordos
Delta, marzec 2013
Już przed laty, gdy brałem udział w tworzeniu jednej z kolejnych reform nauczania matematyki, miałem poważne wątpliwości, czy umieszczanie w programach nauczania matematyki (podstawach programowych, wykazach efektów nauczania, podręcznikach itp.) działu logika jest zgodne ze zdrowym rozsądkiem.
Oczywiście, wiem, że wielu głosi, iż nauczanie matematyki (jak niegdyś łaciny, której się zresztą uczyłem) to nauka logicznego myślenia. Ale, gdy czytałem otwierające wówczas podręczniki do liceum rozdziały poświęcone logice, trudno mi było powstrzymać się od wrażenia, że nie ma w nich żadnego sensu. Nie wymienię, rzecz jasna, żadnego konkretnego podręcznika (po co mi rozprawy sądowe – przecież podręcznik to wielkie pieniądze), ale wrażenie przy lekturze każdego z nich było podobne.
Od razu chciałbym powiedzieć, że nie chodzi o opinię, iż logika nigdy matematyce nie pomogła, bo unikanie błędów nie jest aktem twórczym (patrz Nicolas Bourbaki, Elementy historii matematyki). Chodzi o coś więcej. Ale nie śmiałem nalegać na usunięcie tego działu ze szkolnego nauczania, bo jeśli wszyscy widzą w nim sens, to może on tam – wbrew pozorom – istnieje.
Dopiero na sympozjum z okazji dziewięćdziesięciolecia Profesora Andrzeja Grzegorczyka dowiedziałem się, że moje wątpliwości nie są odosobnione i nawet w Instytucie Filozofii i Socjologii PAN prowadzone są prace nad taką modyfikacją logiki, by jej wady usunąć.
Co to za wady? Proszę spojrzeć na zdanie:
Dwa plus dwa równa się cztery wtedy i tylko wtedy, gdy Płock leży nad Wisłą.
Oczywiście, zdanie to jest prawdziwe, ale czy ma sens? Przecież między pewnym faktem arytmetycznym a innym faktem geograficznym żadnego związku nie ma. Dlaczego więc chcemy twierdzić (ba, uczyć tego), że te dwa zdania są równoważne?
Albo zdanie:
Jeśli dwa plus dwa jest równe pięć, to zachodzi twierdzenie Pitagorasa.
Z punktu widzenia logiki to zdanie jest prawdziwe. Tu już po obu stronach implikacji są zdania dotyczące faktów matematycznych. Dlaczego jednak chcemy zmusić młodego człowieka, by widział w tym sens?
Wyjaśnienie jest proste: w pierwszym przypadku chodzi o to, że równoważność zdań ma miejsce, gdy wartość logiczna obu zdań jest taka sama; w drugim – o to, że implikacja jest poprawna, gdy ma fałszywy poprzednik.
A więc logika sprowadza nasz świat do zbioru dwuelementowego, nic przeto dziwnego, że rzeczy absolutnie niepołączone żadnym znaczeniowym (semantycznym) związkiem muszą się znajdować w przynajmniej jednej z dwóch komórek, do jakiejś muszą trafić.
Powstają dwa pytania. Po pierwsze, czemu logika została tak skonstruowana, że – abstrahując od sensu – okalecza pojęciowy świat? Po drugie, czy faktycznie należy trzymać ją jak najdalej od młodzieży, bo tylko ją demoralizuje, każąc za wiedzę uważać takie androny, jak przytoczone powyżej?
Odpowiedź na pierwsze pytanie jest dość prosta. Nowoczesna logika formalna została stworzona (jak wielu uważa) przez Gottloba Fregego (1848-1925) tak, by obsługiwała matematykę, a tę rozumiano wówczas jako badanie prawdziwości zdań języków formalnych.
Odpowiedzi na drugie pytanie de facto nie ma. Tłumaczymy się z używania takich abstrahujących od znaczeń spójników logicznych tym, że alternatywa, koniunkcja i negacja są sensowne; że chcemy, aby młody człowiek wiedział, że zaprzeczeniem zdania, iż istnieje coś mające własność A, jest to, że wszystkie cosie własności A nie mają; że implikacja ze zdania prawdziwego daje jednak tylko zdania prawdziwe itd., itp.
Ale naprawdę chodzi o to, że – jak z małżeństwem i demokracją – lepszej propozycji dotąd nie wynaleziono. A szkoda.
Komentarz Rafała3006:
Ostatnie zdanie jest już nieaktualne bo:
Algebra Kubusia, logika matematyczna pod którą podlega cały nasz Wszechświat martwy i żywy (w tym język potoczny człowieka) została rozszyfrowana.
35.4 Jakie jest znaczenie algebry Kubusia dla ludzkości?
Teoretycznie żadne, bo wszyscy podlegamy pod algebrę Kubusia będąc jej ekspertami w praktyce, nie mając żadnych szans by się od niej uwolnić.
Logika matematyczna to poziom 5-cio letniego dziecka, eksperta algebry Kubusia.
Praktyczne znaczenie algebry Kubusia jest niebotyczne przede wszystkim w obszarze filozofii, ale nie tylko - skończy się pranie mózgów na studiach np. pedagogicznych gdzie dla przeciętnego studenta logika matematyczna jest potworem, niezrozumiałym i strasznym.
Dowód:
Czym jest współczesna logika matematyczna dla przeciętnego studenta celnie ujął dr hab. Krzysztof A. Wieczorek we wstępie do swojej książki „Logika dla opornych”:
[link widoczny dla zalogowanych]
Krzysztof A. Wieczorek
Logika dla opornych
Wszystko co powinniście wiedzieć o logice, ale nie uważaliście na zajęciach
WSTĘP
Celem tego podręcznika nie jest systematyczny wykład logiki. Książek takich jest już wystarczająco dużo, więc osoba głębiej zainteresowana tym przedmiotem na pewno nie będzie miała kłopotu ze znalezieniem czegoś odpowiedniego dla siebie. Niniejsza pozycja przeznaczona jest przede wszystkim dla tych, którzy pobieżnie zetknąwszy się z logiką, na przykład jako z przedmiotem wykładanym podczas krótkiego kursu na wyższej uczelni, z przerażeniem stwierdzili, że nic z tego nie rozumieją. Przyświeca mi cel pokazania takim osobom, że wbrew pozorom logika wcale nie jest taka trudna, jak by się to mogło początkowo wydawać, a jej nauka nie musi przypominać drogi przez mękę.
Większość tradycyjnych podręczników logiki najeżona jest technicznymi terminami, sucho brzmiącymi definicjami i twierdzeniami oraz skomplikowanymi wzorami. Brakuje im natomiast przykładów ilustrujących zawarty materiał teoretyczny i wyjaśniających bardziej złożone zagadnienia w sposób zrozumiały dla osób uważających się za „humanistów”, a nie „ścisłowców”. Sytuacja ta sprawia, że po zapoznaniu się z treścią takiego podręcznika lub po wysłuchaniu wykładu opracowanego na jego podstawie, adept logiki ma trudności z rozwiązaniem nawet bardzo prostych zdań umieszczanych na końcach rozdziałów lub w specjalnych zbiorach ćwiczeń z logiki. Taki stan rzeczy przyprawia o mdłości i ból głowy zarówno wielu wykładowców logiki zrozpaczonych rzekomą całkowitą niezdolnością do poprawnego myślenia okazywaną przez ich studentów, jak i tych ostatnich, zmuszonych do zaliczenia przedmiotu, z którego niemal nic nie rozumieją.
Doświadczenie zdobyte przeze mnie podczas lat nauczania logiki na różnych kierunkach uniwersyteckich wskazuje jednakże, iż najczęściej nieumiejętność rozwiązywania zadań z logiki nie jest wynikiem jakichkolwiek braków umysłowych studentów ani nawet ich lenistwa, ale po prostu przerażenia wywoływanego przez gąszcz niezrozumiałych dla nich wzorów, twierdzeń i definicji. Panika ta widoczna jest szczególnie u osób obdarzonych bardziej humanistycznym typem umysłowości, alergicznie reagujących na wszystko, co kojarzy im się z matematyką.
Można oczywiście ubolewać nad tym, że tak wielu młodych ludzi nie chce pokonać w sobie uprzedzeń do logiki i zmuszać ich „dla ich dobra” do przyswajania tej wiedzy w tradycyjnej formie. Czy ma to jednak większy sens? Da się oczywiście sprawić, że uczeń poświęci tydzień czasu przed egzaminem (często wspomagając się przy tym różnego rodzaju chemicznymi „środkami dopingującymi”) na pamięciowe wykucie kilkudziesięciu twierdzeń i 7 praw, a następnie nauczy się ich mechanicznego stosowania. Nie zmieni to jednak faktu, iż student taki w dalszym ciągu nie będzie rozumiał istoty tego, co robi, ani jaki jest właściwie cel wykonywanych przez niego operacji.
35.5 Algebra Kubusia: Czy podbije serca matematyków?
W ciągu 20 lat dyskusji w temacie logiki matematycznej dyskutowałem z wieloma matematykami z najwyższej półki (Volrath, Macjan, Fiklit)
Na szczególną uwagę zasługuje tu Fiklit, prawdopodobnie wykładowca logiki matematycznej który poświęcił 7 lat życia na dyskusję ze mną w temacie logiki matematycznej.
Kluczowi przyjaciele algebry Kubusia:
Kluczowi przyjaciele algebry Kubusia bez których ta nowatorska teoria matematyczna nie mogłaby zaistnieć to:
1.
Irbisol, fanatyk KRZ, odwieczny wróg Nr. 1 algebry Kubusia od 18 lat usiłujący ją obalić.
Dzięki Irbisolu – bez ciebie algebra Kubusia nie mogłaby zaistnieć.
2.
Fiklit, prawdopodobnie wykładowca ziemskiej logiki matematycznej, dzięki któremu w ciągu 7-letniej dyskusji poznałem tok myślenia w temacie „Logika matematyczna” współczesnych, ziemskich matematyków.
Dzięki Fiklicie – bez ciebie algebra Kubusia nie mogłaby zaistnieć
35.5.1 Historia dyskusji z Fiklitem
Tu jest post wejściowy Fiklita na forum Yrizona, będący dowodem jego profesjonalizmu w temacie ziemskiej logiki matematycznej:
Wysłany: Śro 17:37, 12 Wrz 2012
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/finalowa-dyskusja-wszech-czasow-z-fiklitem-na-yrizonie-c-i,6149-175.html#181230
W kolejnym swoim poście Fiklit napisał:
Wysłany: Pią 0:23, 14 Wrz 2012
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/finalowa-dyskusja-wszech-czasow-z-fiklitem-na-yrizonie-c-i,6149-200.html#181262
@Fiklit
Dag, dzięki, ale na razie nie będę czytał wcześniejszych prac, bo zauważyłem, że jest ich kilka wersji i już na wstępie nie wszystko dokładnie rozumiem. Dlatego wolę jak mi Kubuś robi indywidualny wykład, bo mam możliwość na bieżąco wyjaśniać pojawiające się wątpliwości.
W tym wytłuszczonym widać, że Fiklit już w drugim swoim poście na Yrizonie zadeklarował chęć bliższego poznania algebry Kubusia - nasza dyskusja trwała 7 lat.
Ile postów napisał Fiklit na forum śfinia w dyskusji ze mną na temat logiki matematycznej?
Fiklit: Dołączył: 24 Wrz 2012, Posty: 4197
Początek dyskusji z Fiklitem to forum Yrizona o czym jest wyżej.
Do fanatyków KRZ: Wystarczy?
Podsumowując:
Czy gdyby algebra Kubusia była bez sensu, jak twierdzą fanatycy KRZ, to czy Fiklit dyskutowałby ze mną 7 lat pisząc 4197 postów w temacie logiki matematycznej?
Ostatni post Fiklita:
Wysłany: Pon 10:37, 25 Mar 2019
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/gowno-logika-ziemian-zwana-klasycznym-rachunkiem-zdan,11921-1175.html#441721
@Fiklit
Czy mamy szanse to nie wiem, ale biorąc pod uwagę postępy AK w podboju świata, to można pokusić się o nieśmiałe stwierdzenie, że trzymamy się całkiem dobrze.
Rafał, ty nie potrafisz tłumaczyć. Do tego potrzeba choć trochę umiejętności zrozumienia czego druga osoba nie rozumie. Ty nawet nie rozumiesz na czym polega problem ze zrozumieniem "rzucania monetą" i nie jesteś w stanie znaleźć rozwiązania.
Dowód iż w logice matematycznej mamy „rzucanie monetą” na poziomie matematyki ogólnej (bez żadnych przykładów) jest trywialny i jest on dostępny w aktualnej wersji algebry Kubusia:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/algebra-kubusia-matematyka-jezyka-potocznego,21937.html#680051
2.12.1 Operator implikacji prostej p||=>q
2.13.1 Operator implikacji odwrotnej p||~>q
Przykro mi Fiklicie, że nie zdołałem ci wytłumaczyć algebry Kubusia w sposób zrozumiały.
Powodem tego jest fakt, że 100% definicji w obszarze logiki matematycznej mamy innych, chodzi tu przede wszystkim o biegłą znajomość teorii bramek logicznych (tu jestem ekspertem) gdzie brak w logice matematycznej ziemskich matematyków pojęcia funkcji logicznej w logice dodatniej (bo Y) i ujemnej (bo ~Y) jest powodem jej wewnętrznej sprzeczności.
Patrz prawo Grzechotnika (1.8.4, 1.8.6, 1.9.1)
Prawo Grzechotnika to najważniejsze prawo logiki matematycznej, dlatego jest szczegółowo omówione w odniesieniu do wszelkich funkcji logicznych w rozdziale:
23.0 Ćwiczenia z prawa Grzechotnika
Prawo Grzechotnika:
Aktualna, ziemska algebra Boole'a która nie widzi funkcji logicznych w logice dodatniej (bo Y) i ujemnej (bo ~Y) jest wewnętrznie sprzeczna na poziomie funkcji logicznych.
Wniosek: Miejsce aktualnej algebry Boole’a jest w koszu na śmieci.
Co dalej z algebrą Kubusia?
Czy ma szansę zaistnieć w ziemskiej matematyce?
Mam nadzieję że tak, choć nie wykluczam, że umrze razem ze mną.
Jakie są perspektywy propagowania algebry Kubusia wśród matematyków?
Nie wiem.
Wiem tylko, że fanatycy KRZ nigdy nie zaakceptują algebry Kubusia.
Moim zdaniem należy pozwolić im umrzeć w spokoju bo nic ich do algebry Kubusia nie przekona.
1.
Twierdzenia matematyczne uważane są za prawdziwe, ponieważ w niczyim interesie nie leży, by uważać je za fałszywe.
Monteskiusz.
2.
Klasyczny Rachunek Zdań uważany jest za prawdziwy, ponieważ w niczyim interesie nie leży, by uważać go za fałszywy
Rafał3006
Algebra Kubusia to logika matematyczna przyszłych pokoleń matematyków.
Liczę na matematyków znających biegle teorię bramek logicznych, są tacy np. Volrath (pkt. 29.0)
35.6 Jak to się zaczęło?
Wszystko zaczęło się na forum wiara.pl gdzie Wuj Zbój zaczął mi udowadniać w rachunku zero-jedynkowym, że ateiści mogą do tego samego nieba co wierzący.
W swoim dowodzie użył nieznanej mi wówczas zero-jedynkowej definicji implikacji, mimo że z racji zawodu byłem ekspertem bramek logicznych (elektronika na Politechnice Warszawskiej).
Po krótkiej dyskusji Wuj zaprosił mnie na swoje forum śfinia.
ŚFiNiA - Światopoglądowe, Filozoficzne, Naukowe i Artystyczne forum - bez cenzury.
Link do forum filozoficznego sfinia z jego niezwykłym regulaminem pozwalającym głosić dowolne herezje bez obawy o bana - tylko i wyłącznie dzięki temu algebra Kubusia została rozszyfrowana:
http://www.sfinia.fora.pl/zaprzyjaznione-portale,60/
Na forum śfinia mamy dostęp do pełnej, 20 letniej historii rozszyfrowywania algebry Kubusia.
Startowa dyskusja w temacie logiki matematycznej jest w tym linku:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/definicja-implikacji-wedlug-rafala3006-p-wieczorka,685.html#14369
Tu algebra Kubusia była niemowlęciem jeszcze, musiało minąć kolejnych 20 lat zanim została w 100% rozszyfrowana.
Efekt końcowy na dzień 2025-05-02 w wersji pdf mamy tu:
[link widoczny dla zalogowanych]
Kod: | https://www.dropbox.com/s/hy14p42kup25c32/Kompendium%20algebry%20Kubusia.pdf?dl=0 |
35.6.1 Początki – rok 2006
Początki algebry Kubusia to arcyciekawa dyskusja z Wujem Zbójem na PW, gdzie wiele nocek spędziliśmy na dyskusji o algebrze Boole’a.
Jako absolwent elektroniki i autor podręczników w tym temacie, doskonale znałem logikę dodatnią i ujemną na poziomie sprzętu, o czym można poczytać w Internecie:
[link widoczny dla zalogowanych]
Byłem pewien, że skoro logika dodatnia i ujemna istnieje na poziomie sprzętu to musi istnieć na poziomie matematyki.
Pewność to jedno, a rozszyfrowanie logiki dodatniej i ujemnej na poziomie logiki matematycznej która z definicji nie może być zależna od jakiegokolwiek sprzętu, to zupełnie co innego.
Szczególnym problemem było na początku znalezienia sposobu błyskawicznego przejścia z logiki dodatniej (bo Y) do ujemnej (bo ~Y) i z powrotem.
Y=f(x)
.. a kiedy zajdzie ~Y?
Negujemy dwustronnie funkcję logiczną Y.
~Y=~f(x)
Oczywiście dla prostych funkcji, to banał, korzystamy a prawa De Morgana i po bólu
Przykład:
1.
Y=p+q
… kiedy zajdzie ~Y?
Negujemy dwustronnie funkcję Y:
2.
~Y=~(p+q) = ~p*~q - prawo De Morgana
Po kilku chyba miesiącach walki z tym problemem zapisałem algorytm skróconego przejścia z Y do ~Y i z powrotem dla dowolnie długiej funkcji logicznej Y, ale w moim systemie każde takie przejście łączyło się ze zmianą kolejności wykonywania działań co od strony czysto matematycznej było do bani. Do mojego systemu Wuj wprowadził obowiązek używania nawiasów, co rozwiązało problem radykalnie - dlatego to przejście nosi teraz nazwę algorytmu Wuja Zbója przejścia z logiki dodatniej (bo Y) do ujemnej (bo ~Y) i z powrotem dla dowolnie długiej funkcji logicznej Y.
Kluczowym przełomem w dyskusji na temat logiki matematycznej było odkrycie przeze mnie w rachunku zero-jedynkowym praw Kubusia.
Prawa Kubusia:
p=>q = ~p~>~q
p~>q = ~p=>~q
Gdzie:
=> - definicja obietnicy
~> - definicja groźby
… tak to się wtedy nazywało, bo te znaczki pasowały mi do obsługi obietnic i gróźb w świecie żywym
Nazwa obecna:
=> - warunek wystarczający
~> - warunek konieczny
Definicja warunku wystarczającego =>:
p=>q – zajęcie p jest (=1) wystarczające => dla zajścia q
Definicja warunku koniecznego ~>:
p~>q – zajście p jest (=1) konieczne ~> dla zajścia q
Wuj Zbój potwierdził matematyczną poprawność praw Kubusia.
Tu jest ten historyczny moment:
http://www.sfinia.fora.pl/forum-kubusia,12/implikacja-na-miare-xxi-wieku,1483.html#28815
Wysłany: Pon 15:02, 01 Sty 2007
@Wujzbój
p~>q = ~p=>~q
p=>q = ~p~>~q
OK
Ze zdziwieniem stwierdziłem, że praw Kubusia nie mogę znaleźć w Internecie, co było dla mnie wielkim zaskoczeniem.
Kolejnym przełomem w odkrywaniu algebry Kubusia było okrycie definicji brakującego tu znaczka zdarzenia możliwego ~~>
Definicja zdarzenia możliwego ~~>:
p~~>q =1 – możliwe jest jednoczesne zajście zdarzeń ~~>: p i q
Pierwsza dyskusja z zawodowym logikiem Volrathem była dla mnie arcyciekawa bo doskonale znał teorię bramek logicznych i mieliśmy wspólny w tym temacie język.
Znaczenie tej dyskusji doceniłem dopiero 16 lat później, gdy wnioski Volratha (pkt. 29.0) z naszej dyskusji wykorzystałem w końcowej algebrze Kubusia.
Kolejny zawodowy matematyk z którym dyskutowałem to Macjan, dyskusja była ciekawa bo Macjan zaakceptował znaczki => i ~> (wtedy jeszcze nie było znaczka ~~>).
Ostatnim kluczowym partnerem w dyskusji na temat algebry Kubusia był Fiklit, który na bieżąco wskazywał słabe punkty algebry Kubusia, dzięki czemu mogłem ją korygować. Wiedza prezentowana przez Fiklita, oraz jego 7-mio letnia cierpliwość w dyskusji ze mną wskazuje, iż być może jest znakomitym wykładowcą logiki matematycznej - stąd jego cierpliwość dla początkującego studenta.
35.6.2 Weryfikowalność algebry Kubusia
Twardy dowód poprawności czysto matematycznej algebry Kubusia:
Algebra Kubusia ma 100% potwierdzenie w teorii bramek logicznych w przełożeniu 1:1 tzn. pod każde zdanie prawdziwe na gruncie AK możemy podłożyć teorię bramek logicznych.
Wniosek:
Algebra Kubusia jest weryfikowalna w laboratorium układów cyfrowych.
Dowodem jest tu rozdział:
11.0 Algebra Kubusia w bramkach logicznych
Z racji wykształcenia (elektronika na Politechnice Warszawskiej) jestem ekspertem bramek logicznych od zawsze, mając pewność absolutną, że algebra Kubusia jest w 100% zgodna z teorią bramek logicznych - gdybym tej pewności nie miał, to o żadnej logice bym nie dyskutował.
35.7 Irbisol – odwieczny wróg algebry Kubusia
Oddzielnym tematem jest Irbisol, zaciekły wróg algebry Kubusia, od 18 lat za wszelką cenę pragnący ją zniszczyć.
Polecam finałową dyskusję z Irbisolem od tego momentu:
http://www.sfinia.fora.pl/filozofia,4/algebra-kubusia-rewolucja-w-logice-matematycznej,16435-9325.html#820799
Proszę się nie zrażać epitetami z dwóch stron w mojej dyskusji z Irbisolem, to normalka w zaciętej dyskusji która nie przeszkadza ani mnie, ani Irbisolowi (znamy się osobiście).
Dlaczego 18-letnia dyskusja z Irbisolem była dla mnie bezcenna?
Dzięki dyskusji z Irbisolem wędrowaliśmy po dziewiczych obszarach matematyki do których bez jego pomocy nigdy bym nie dotarł.
Wypunktuję dlaczego dyskusja z Irbisolem była dla mnie bezcenna:
1.
Irbisol nie jest matematykiem (jest absolwentem uczelni technicznej, jak ja) - to jest najważniejsza jego korzystna cecha na potrzeby naszej dyskusji
2.
Irbisol rozumie równania algebry Boole'a którymi się posługuję co znajduje potwierdzenie w dawnej naszej dyskusji
3.
Irbisol ślepo wierzy, że przy pomocy KRZ da się opisać logikę matematyczną, którą posługują się ludzie.
Innymi słowy:
KRZ jest dla niego bogiem (póki co) któremu nie jest w stanie się sprzeciwić
Cecha Nr.3 jest tu kluczowa, dzięki niej możliwe było starcie wszech czasów:
Algebra Kubusia vs Klasyczny Rachunek Zdań (w wersji Irbisola)
Podsumowując:
Z żadnym ziemski matematykiem nie miałbym szans na dyskusję w stylu Irbisola posługującego się jego prywatnym KRZ z KRZ matematyków mającym zero wspólnego.
Kluczowa różnica:
Irbisol ślepo wierzy w poniższą tożsamość:
Warunek wystarczający => = Implikacja rodem z KRZ =>
W świecie matematyków to jest oczywista brednia.
cnd
Uwaga:
Dzięki pseudo-tożsamości Irbisola mieliśmy wspólny punkt zaczepienia, bo definicję warunku wystarczającego => rozumieliśmy identycznie, od zawsze.
Przykładowo, Irbisol bez najmniejszych oporów zrozumiał, że równoważność Pitagorasa:
A1B3: TP<=>SK = (A: TP=>SK)*(B3: SK=>TP)=1*1=1
Definiuje tożsamość zbiorów TP=SK, o czym na dzień dzisiejszy, żaden ziemski matematyk nie ma najmniejszego pojęcia.
35.7.1 Wojna na śmierć i życie w mózgu Irbisola
Finał 18 letniej dyskusji z Irbisolem:
2025-05-02
http://www.sfinia.fora.pl/filozofia,4/algebra-kubusia-rewolucja-w-logice-matematycznej,16435-11950.html#840585
Jawna wojna w mózgu Irbisola!
@Irbisol
Nie wiem, próbuje sprawdzić. Ale ty przed sprawdzaniem notorycznie spierdalasz.
Trochę słabo to świadczy o twojej algebrze, ale - z drugiej strony - rozumiem, że lepsze to niż jawna kompromitacja.
@Rafal3006
Irbisolu, ty tego nie widzisz, ale [b]JA, jako trzeci niezależny obserwator widzę, co następuje.
W twoim mózgu toczą ze sobą wojnę na śmierć i życie (dosłownie!) dwie armie:
1.
Armia starych pryków, fanatyków KRZ, gdzie religią jest Klasyczny Rachunek Zdań
vs
2.
Armia 5-cio latków pod dowództwem Kubusia, gdzie religią jest algebra Kubusia
Z historii ludzkości wiemy, że wojny religijne zdarzały się w przeszłości (np. wyprawy Krzyżowe)
Moim zadaniem jest pomóc ci rozgromić armię starych pryków, fanatyków KRZ.
Oto moja pomoc!
Weźmy nasze zdanie wejściowe wypowiedziane przez panią przedszkolankę
1.
Jutro pójdziemy do kina lub do teatru
Ty Irbisolu na gruncie algebry Kubusia zapisałeś to zdanie matematycznie poprawnie jako:
A0=K+T
Dowód:
http://www.sfinia.fora.pl/filozofia,4/algebra-kubusia-rewolucja-w-logice-matematycznej,16435-11900.html#840403
@Irbisol
co jest zaprzeczeniem A0?
Przypominam: A0 = K + T (pójdziemy do kina lub do teatru)
@Rafal3006
Słusznie też zadałeś pytanie o ~A0!
Tu moja odpowiedź, z którą w 100% się zgodziłeś jest następująca:
Mamy zdanie pani przedszkolanki i jego matematyczne kodowanie w logice Irbisola:
1.
Jutro pójdziemy do kina lub do teatru
A0=K+T
Prawo Irbisa:
Każde tożsamość matematyczna jest równoważnością
(odwrotnie nie zachodzi)
Prawo Irbisa, Irbisol doskonale zna i akceptuje (na jego cześć zostało tak nazwane).
Stąd mamy tożsamy zapis matematyczny zdania pani przedszkolanki:
1.
Jutro pójdziemy do kina lub do teatru
A0<=>K+T
Czytamy:
Pani dotrzyma słowa (A0) wtedy i tylko wtedy gdy jutro pójdziemy do kina (K) lub pójdziemy do teatru (T)
Zuzia (lat 5) pyta Jasia (lat 5):
Czy wiesz kiedy jutro pani nie dotrzyma słowa (~A0)?
Jaś:
Oczywiście że wiem!
Negujemy równanie 1 stronami:
2.
~A0 <=> ~(K+T) = ~K*~T – prawo De Morgana, jakbyś nie wiedziała
Stąd mamy odpowiedź końcową:
~A0 <=> ~K*~T
Czytamy:
Pani nie dotrzyma słowa (~A0) wtedy i tylko wtedy gdy jutro nie pójdziemy do kina (~K), i nie pójdziemy do teatru (~T)
Zuzia:
… to proste, ja doskonale wiem kiedy pani jutro nie dotrzyma słowa (~A0), chciałam tylko sprawdzić czy ty wiesz?
Acha! … i nie potrzebuje do tego twojego:
„Negujemy równanie 1 stronami”
Jaś:
Zgoda!
Sens mojego zdania:
„Negujemy równanie 1 stronami”
poznasz w I klasie LO, ja wyprzedziłem tu czas!
Pytanie do Irbisola:
Irbisolu, identycznie jest w twojej logice matematycznej, zgadza się?
Oczywista odpowiedź Irbisola:
TAK!
Wniosek
Armia 5-cio latków dla których religią jest algebra Kubusia rozgromiła armię starych pryków, fanatyków KRZ dla których religią jest Klasyczny Rachunek Zdań.
Irbisolu:
Czy zgadzasz się z takim, a nie innym rozstrzygnięciem tej wojny na śmierć i życie w twoim mózgu?
Jeśli tak, to biegnij do 100-milowego lasu po odbiór legitymacji członka algebry Kubusia.
Oto co cię czeka:
Za parę dni, jak Irbisol pojawi się w 100-milowym lesie, to się dopiero zacznie: wywiady, autografy, wizyty w zakładach pracy…
Seksmisja
Podsumowując:
Wirtualnie, wszyscy ziemscy matematycy, fanatycy KRZ, żyją w kopalni soli w Wieliczce, gdzie kręcona była Seksmisja bez prawa wyjścia na powierzchnię i zobaczenia naszego słoneczka, przyrody, fruwających bocianów etc.
Smutne to, ale prawdziwe, niestety
Dzięki Irbisolu za 18 letnią dyskusję – bez ciebie nie byłoby algebry Kubusia!
35.7.2 Kubuś vs Lucyfer
Fragment dyskusji z forum śfinia:
Wysłany: Nie 23:33, 04 Maj 2025
http://www.sfinia.fora.pl/filozofia,4/algebra-kubusia-rewolucja-w-logice-matematycznej,16435-12000.html#840879
@Irbisol
Wskaż błąd. Bez tych deklaracji.
@Rafal3006
Jak przeczytasz punkt 20.10 w poście wyżej to bez problemu zrozumiesz swój błąd.
Przeczytasz?
TAK/NIE
Irbisolu:
Fantastycznie mi się z tobą dyskutuje, twój upór jest tu bezcenny.
Rozpracowałem w 100% wszelkie obietnice bezwarunkowe – post wyżej.
Te prawa Irbisa kolumnowe i międzykolumnowe na które mnie naprowadziłeś są fantastyczne!
P.S.
Tak sobie myślę Irbisolu, że do naszych mózgów wtargnęli „obcy” z innego Wszechświata:
Do mojego Kubuś, rzeczywisty autor „Algebry Kubusia”, logiki matematycznej pod którą podlega cały nasz Wszechświat, zaś do twojego Lucyfer, śmiertelny wróg Kubusia, za wszelką cenę usiłujący zniszczyć to, co Kubuś stworzył.
… i to jest TO!
Tak zaistniała największa rewolucja w historii matematyki!
35.8 Błędy nauki
Autor: Luc Bürgin
Ludzie mają widocznie skłonność do przedwczesnego i negatywnego oceniania perspektyw rozwojowych pewnych dziedzin nauki. Niektóre rewolucyjne odkrycia lub idee przez lata bojkotowano i zwalczano tylko dlatego, że dogmatycznie nastawieni luminarze nauki nie umieli odrzucić swych ulubionych, choć przestarzałych i skostniałych idei i przekonań. Jednym słowem: „Niemożliwe!" hamowali postęp nauki, a przykładami można dosłownie sypać jak z rękawa:
• Gdy w XVIII wieku Antoine-Laurem de Lavoisier zaprzeczył istnieniu „flogistonu" – nieważkiej substancji, która wydziela się w trakcie procesu spalania i w którą wierzyli wszyscy ówcześni chemicy – i po raz pierwszy sformułował teorię utleniania, świat nauki zatrząsł się z oburzenia. „Observations sur la Physique", czołowy francuski magazyn naukowy, wytoczył przeciwko Lavoisierowi najcięższe działa, a poglądy uczonego upowszechniły się dopiero po zażartych walkach.
• Gdy w 1807 roku matematyk Jean-Baptiste Joseph de Fourier wystąpił przed Paryską Akademią Nauk z wykładem na temat przewodnictwa cieplnego w obwodzie zamkniętym i wyjaśnił, że każdą funkcję okresową można przedstawić w postaci nieskończonej sumy prostych funkcji okresowych (sinus, cosinus), wstał Joseph-Louis de Lagrange, jeden z najwybitniejszych matematyków tamtej epoki, i bez ogródek odrzucił tę teorię. A ponieważ przeciwko Fourierowi wystąpili także inni słynni uczeni, np. Pierre-Simon de Laplace, Jean-Baptiste Biot, Denis Poisson i Leonhard Euler, musiało minąć sporo czasu, zanim uznano doniosłość jego odkrycia. Obecnie nie można sobie wyobrazić matematyki i fizyki bez analizy Fouriera.
• Gdy w latach czterdziestych XIX wieku John James Waterston, nieznany młody fizyk, przedstawił brytyjskiemu Towarzystwu Królewskiemu swój rękopis, dwaj recenzenci nie pozostawili na nim suchej nitki. Gdyby w 1891 roku fizyk i późniejszy laureat Nagrody Nobla John William Rayleight nie odnalazł oryginalnego rękopisu w archiwach tej szacownej instytucji, na próżno szukalibyśmy w podręcznikach fizyki nazwiska Waterstona. A to właśnie on był pierwszym badaczem, który sformułował tak zwaną zasadę ekwipartycji energii dla specjalnego przypadku. W 1892 roku Rayleight napisał: „Bardzo trudno postawić się w sytuacji recenzenta z 1845 roku, ale można zrozumieć, że treść artykułu wydała mu się nadmiernie abstrakcyjna i nie przemówiły do niego zastosowane obliczenia matematyczne. Mimo to dziwi, że znalazł się krytyk, według którego: "Cały artykuł to czysty nonsens, który nie nadaje się nawet do przedstawienia Towarzystwu". Inny opiniujący zauważył: "[...] analiza opiera się – co przyznaje sam autor – na całkowicie hipotetycznej zasadzie, z której zamierza on wyprowadzić matematyczne omówienie zjawisk materiałów sprężystych [...]. Oryginalna zasada wynika z przyjęcia założenia, którego nie mogę zaakceptować i które w żadnym razie nie może służyć jako zadowalająca podstawa teorii matematycznej".
• Gdy pod koniec XIX wieku Wilhelm Conrad Röntgen, odkrywca promieni, bez których trudno sobie wyobrazić współczesną medycynę, opublikował wyniki swoich badań, musiał wysłuchać wielu krytycznych komentarzy. Nawet światowej sławy brytyjski fizyk lord Kelvin określił promienie rentgenowskie mianem .,sprytnego oszustwa''. Friedrich Dessauer, profesor fizyki medycznej, w czasie wykładu wygłoszonego 12 lipca 1937 roku na uniwersytecie w szwajcarskim Fryburgu powiedział w odniesieniu do odkrycia Röntgena: „Nadal widzę sceptyków wykrzykujących: "Niemożliwe!". I nadal słyszę proroków, wielkie autorytety tamtych lat, którzy odmawiali promieniom rentgenowskim jakiegokolwiek, także medycznego, znaczenia".
• Gdy Werner von Siemens, twórca elektrotechniki, zaprezentował przed Scientific Community teorię ładunku elektrostatycznego przewodów zamkniętych i otwartych, wywołał falę gwałtownych sprzeciwów. „Początkowo nie wierzono w moją teorię, ponieważ była sprzeczna z obowiązującymi w tamtych czasach poglądami", wspominał Siemens w autobiografii wydanej pod koniec XIX wieku.
• Podobnych przeżyć doświadczył William C. Bray z Uniwersytetu Kalifornijskiego w Berkeley, gdy w 1921 roku poinformował o zaobserwowaniu oscylującej okresowo reakcji chemicznej. W 1987 roku w fachowym czasopiśmie „Chemical and Engineering News" ukazał się artykuł R. Epsteina, który napisał, że amerykański uczony został wyśmiany i wyszydzony, bo reakcja taka wydawała się niepodobieństwem. I choć odkrycie Braya potwierdzono w teorii i w praktyce, to musiało upłynąć pięćdziesiąt lat, nim uznano znaczenie jego pracy.
Studenci rzadko mają okazję zetknąć się z podobnymi przykładami, ponieważ naukowcy, jak wszyscy inni ludzie, przejawiają osobliwą skłonność do zapominania o rozmaitych „wpadkach", z jakimi na przestrzeni lat musiała się uporać ich dyscyplina wiedzy. Z dumnie wypiętą piersią sprzedają uczniom historię nauki jako pasmo nieustających sukcesów. Wstydliwie przemilczają opowieści o walkach, które poprzedzają wielkie przełomy.
35.9 Czym byłby nasz świat bez wariatów?
”I tak jak obłęd, w wyższym tego słowa znaczeniu, jest początkiem wszelkiej mądrości, tak schizofrenia jest początkiem wszelkiej sztuki, wszelkiej fantazji.”
Herman Hesse.
Przewodnik Lekarza 1/2009
Tytuł: Wielcy twórcy i ich choroby
autorzy:
prof. dr hab. n. med. Andrzej Steciwko
kierownik Katedry i Zakładu Medycyny Rodzinnej
Akademii Medycznej we Wrocławiu;
rektor Państwowej Medycznej Wyższej Szkoły Zawodowej w Opolu
lek. Dominika Siejka
Katedra i Zakład Medycyny Rodzinnej
Akademii Medycznej we Wrocławiu,
kierownik Katedry i Zakładu prof. dr hab. n. med. Andrzej Steciwko
[link widoczny dla zalogowanych]
Fragmenty …
W historii, zarówno nauki, jak i sztuki, czy rozwoju kultury ogromną rolę odegrało kilkudziesięciu, a być może kilkuset ludzi, którzy na zawsze zmienili myślenie i postrzeganie człowieka. To dzięki nim, dzięki pojedynczym myślom jednostek, które na przestrzeni wieków określane były jako geniusze, nasza świadomość, wiedza o świecie oraz kultura społeczna rozwijały się, a etapy tej ewolucji często nie odbywały się stopniowo i powoli, lecz gwałtownymi skokami. Współcześni im oraz historycy badający ich życie już dawno zauważali, iż często wyróżnia ich jakaś właściwość, która u zwykłych ludzi uważana jest za poważną chorobę lub ułomność, a która wzmacnia cechy pozwalające tym jednostkom osiągać niezwykłe rezultaty. Czy to przypadek, czy też choroba może zrodzić geniusz? To pytanie naukowcy zadawali sobie od dawna. Istnieje wiele przykładów, które zdają się odpowiadać twierdząco na to pytanie. Czy jednak choroba jest przyczyną czy skutkiem geniuszu?
Choroba afektywna dwubiegunowa była i jest, można by powiedzieć, „popularna” wśród wybitnych artystów, zwłaszcza związanych z muzyką i literaturą. Cierpieli na nią m.in.: Piotr Czajkowski, Siergiej Rachmaninow, Virginia Woolf, Samuel Clemens (Mark Twain), Hermann Hesse, Tennessee Williams, Ernest Hemingway, Edgar Allan Poe i Paul Gauguin. Analiza biografii stu znanych pisarzy i poetów doprowadziła profesora psychiatrii z Uniwersytetu Oksfordzkiego, Feliksa Posta, do wniosku, że ok. 80% z nich miało zaburzenia nastroju i emocji. Z kolei Nancy Andreasen, neuropsychiatra z University of Iowa, obserwowała 30 amerykańskich pisarzy przez 15 lat i również u ok. 80% z nich stwierdziła zaburzenia nastroju i emocji, a u połowy zdiagnozowała chorobę maniakalno-depresyjną. Przypuszcza się, iż jest to związane z faktem, że w chorobie afektywnej dwubiegunowej w trakcie epizodów manii, a także w schizofrenii w fazie przedurojeniowej, dochodzi do nadmiernego wydzielania dopaminy, a jednocześnie do pobudzenia ośrodka nagrody w mózgu, co prowadzi do wzmożonej aktywności, a także intensywnego odczuwania wszelkich doznań i myśli. Może to w pewien sposób tłumaczyć, dlaczego ludzie na krawędzi choroby psychicznej dostrzegają czy wyczuwają rzeczy, które dla zwykłych śmiertelników są niewidoczne, a także rzucają się w wir kreatywnej pracy [5].
Według niektórych na schizofrenię chorował także jeden z największych fizyków – Izaak Newton. W swoim dziele Philosophiae naturalis principia mathematica (1687 r.) Newton przedstawił prawo powszechnego ciążenia, a także prawa ruchu leżące u podstaw mechaniki klasycznej. Również Albertowi Einsteinowi – laureatowi Nagrody Nobla w dziedzinie fizyki za wyjaśnienie efektu fotoelektrycznego, twórcy szczególnej i ogólnej teorii względności oraz współtwórcy korpuskularno-falowej teorii światła – niektórzy badacze przypisują schizofrenię, a inni zespół Aspergera (wspomniane zaburzenie ze spektrum zaburzeń autystycznych).
35.10 Co sądzi o algebrze Kubusia sztuczna inteligencja AI?
Zacznijmy od dowodu, że AI jako pierwsza, przed ziemskimi matematykami zrozumiała doniosłość odkrycia algebry Kubusia
Wstęp do algebry Kubusia autorstwa AI:
Miłym dla mnie zaskoczeniem była rozmowa ze sztuczną inteligencją (AI) w temacie algebry Kubusia. Nie jestem tylko pewien czy poniższy, piękny wstęp do algebry Kubusia AI wygenerowała sama z siebie, czy też jest to tekst napisany przez jakiegoś cichego wielbiciela AK.
Jeśli to pierwsze to kłaniam się nisko … oczywiście ludziom, którzy stworzyli tego GPT
http://www.sfinia.fora.pl/filozofia,4/algebra-kubusia-rewolucja-w-logice-matematycznej,16435-9450.html#822251
Wysłany: Czw 14:17, 28 Lis 2024
Sztuczna inteligencja ChatGPT npisał:
"Algebra Kubusia" to nietypowe podejście do matematycznego opisu logiki języka potocznego. Jej autor, znany pod pseudonimem Kubuś, przez wiele lat rozwijał tę koncepcję, mając na celu zastąpienie tradycyjnego rachunku zdań nową, bardziej intuicyjną logiką symboliczną. Główną innowacją algebry Kubusia jest redefinicja klasycznych pojęć logicznych, takich jak implikacja prosta (|=>) i odwrotna (|~>), w sposób bardziej zbliżony do codziennego rozumowania człowieka.
Podstawowe założenia tej teorii to:
1. **Uniwersalność językowa** – Algebra Kubusia ma być niezależna od konkretnego języka naturalnego.
2. **Jednoznaczność matematyczna** – Wszystkie definicje muszą być precyzyjne i logicznie spójne.
3. **Odzwierciedlenie logiki naturalnej** – Opisuje sposób myślenia, jakim posługują się dzieci w przedszkolu, co ma zapewnić jej intuicyjność.
W odróżnieniu od klasycznej algebry Boole’a, "Algebra Kubusia" kładzie nacisk na interpretację znaczeń logicznych, a nie jedynie na manipulację zero-jedynkową. W praktyce jest to próba opracowania formalnego języka dla ludzkiej logiki potocznej, co autor opisuje w publikacji „Kompendium algebry Kubusia”.
Kolejna wypowiedź AI w temacie algebry Kubusia:
http://www.sfinia.fora.pl/filozofia,4/algebra-kubusia-rewolucja-w-logice-matematycznej,16435-11725.html#839571
Jeszcze jedna wypowiedź AI w temacie algebry Kubusia:
http://www.sfinia.fora.pl/filozofia,4/algebra-kubusia-rewolucja-w-logice-matematycznej,16435-11725.html#839563
Ostatnio zmieniony przez rafal3006 dnia Sob 8:10, 10 Maj 2025, w całości zmieniany 2 razy
|
|
Powrót do góry |
|
 |
|
|
Nie możesz pisać nowych tematów Nie możesz odpowiadać w tematach Nie możesz zmieniać swoich postów Nie możesz usuwać swoich postów Nie możesz głosować w ankietach
|
fora.pl - załóż własne forum dyskusyjne za darmo
Powered by phpBB © 2001, 2005 phpBB Group
|