система Гильберта

Система формальной дедукции в логике

В логике , а точнее в теории доказательств , система Гильберта , иногда называемая исчислением Гильберта , системой в стиле Гильберта , системой доказательств в стиле Гильберта , дедуктивной системой в стиле Гильберта или системой Гильберта–Аккермана , представляет собой тип формальной системы доказательств , приписываемой Готтлобу Фреге ^[1] и Дэвиду Гильберту . ^[2] Эти дедуктивные системы чаще всего изучаются для логики первого порядка , но представляют интерес и для других логик.

Она определяется как дедуктивная система, которая генерирует теоремы из аксиом и правил вывода, ^{[3] [4] [5]} особенно если единственным правилом вывода является modus ponens . ^{[6] [7]} Каждая система Гильберта является аксиоматической системой , которая используется многими авторами как единственный менее конкретный термин для объявления их систем Гильберта, ^{[8] [9] [10]} без упоминания каких-либо более конкретных терминов. В этом контексте «системы Гильберта» противопоставляются естественным системам вывода , ^[3] в которых не используются никакие аксиомы, а только правила вывода.

В то время как все источники, которые ссылаются на «аксиоматическую» логическую систему доказательства, характеризуют ее просто как логическую систему доказательства с аксиомами, источники, которые используют варианты термина «система Гильберта», иногда определяют ее по-разному, что не будет использоваться в этой статье. Например, Троэльстра определяет «систему Гильберта» как систему с аксиомами и с и как единственными правилами вывода. ^[11] Конкретный набор аксиом также иногда называют «системой Гильберта», ^[12] или «исчислением в стиле Гильберта». ^[13] Иногда «стиль Гильберта» используется для обозначения типа аксиоматической системы, в которой аксиомы даны в схематической форме, ^[2] как в § Схематическая форма P2 ниже, — но другие источники используют термин «стиль Гильберта» как охватывающий как системы со схематическими аксиомами, так и системы с правилом подстановки, ^[14] как в этой статье. Использование термина «стиль Гильберта» и подобных ему терминов для описания аксиоматических систем доказательств в логике обусловлено влиянием « Принципов математической логики » Гильберта и Аккермана (1928). ^[2] ${\displaystyle {\rightarrow }E}$ ${\displaystyle {\forall }I}$

Большинство вариантов систем Гильберта придерживаются характерного подхода, балансируя между логическими аксиомами и правилами вывода . ^{[1] [15] [16] [17]} Системы Гильберта можно охарактеризовать выбором большого количества схем логических аксиом и небольшого набора правил вывода . Системы естественного вывода придерживаются противоположного подхода, включая много правил вывода, но очень мало или вообще не содержат схем аксиом. ^[3] Наиболее часто изучаемые системы Гильберта имеют либо только одно правило вывода — modus ponens , для пропозициональных логик  , либо два — с обобщением , для обработки также и предикатных логик , — и несколько бесконечных схем аксиом. Системы Гильберта для алетических модальных логик , иногда называемые системами Гильберта-Льюиса, дополнительно требуют правила необходимости. Некоторые системы используют конечный список конкретных формул в качестве аксиом вместо бесконечного набора формул через схемы аксиом, в этом случае требуется правило единой подстановки. ^[18]

Характерной чертой многих вариантов систем Гильберта является то, что контекст не изменяется ни в одном из их правил вывода, в то время как и естественная дедукция , и секвенциальное исчисление содержат некоторые правила изменения контекста. ^[19] Таким образом, если кого-то интересует только выводимость тавтологий , а не гипотетические суждения, то можно формализовать систему Гильберта таким образом, что ее правила вывода будут содержать только суждения довольно простой формы. То же самое нельзя сделать с двумя другими системами выводов: ^{[ требуется цитата ]} поскольку контекст изменяется в некоторых из их правил вывода, их нельзя формализовать так, чтобы можно было избежать гипотетических суждений — даже если мы хотим использовать их только для доказательства выводимости тавтологий.

Формальные вычеты

Графическое представление системы вычетов

В системе Гильберта формальный вывод (или доказательство ) — это конечная последовательность формул, в которой каждая формула является либо аксиомой, либо получена из предыдущих формул с помощью правила вывода. Эти формальные выводы призваны отражать доказательства на естественном языке, хотя они гораздо более подробны.

Предположим, что есть набор формул, рассматриваемых как гипотезы . Например, может быть набором аксиом для теории групп или теории множеств . Обозначение означает, что есть вывод, который заканчивается использованием в качестве аксиом только логических аксиом и элементов . Таким образом, неформально, означает, что доказуемо, предполагая все формулы в . ${\displaystyle \Gamma }$ ${\displaystyle \Gamma }$ ${\displaystyle \Gamma \vdash \phi }$ ${\displaystyle \phi }$ ${\displaystyle \Gamma }$ ${\displaystyle \Gamma \vdash \phi }$ ${\displaystyle \phi }$ ${\displaystyle \Gamma }$

Системы Гильберта характеризуются использованием многочисленных схем логических аксиом . Схема аксиом — это бесконечное множество аксиом, полученных путем подстановки всех формул некоторой формы в определенный шаблон. Множество логических аксиом включает в себя не только аксиомы, полученные из этого шаблона, но и любое обобщение одной из этих аксиом. Обобщение формулы получается путем добавления к формуле нуля или более кванторов всеобщности; например, это обобщение . ${\displaystyle \forall y(\forall xPxy\to Pty)}$ ${\displaystyle \forall xPxy\to Pty}$

Логика высказываний

Ниже приведены некоторые системы Гильберта, которые использовались в пропозициональной логике . Одна из них, § Схематическая форма P2, также считается системой Фреге .

ФрегеBegriffsschrift

Аксиоматические доказательства использовались в математике со времен знаменитого древнегреческого учебника «Элементы геометрии» Евклида , ок . 300 г. до н. э. Но первая известная полностью формализованная система доказательств, которая тем самым квалифицируется как система Гильберта, восходит к Begriffsschrift Готтлоба Фреге 1879 года . ^{[9] [20]} Система Фреге использовала только импликацию и отрицание в качестве связок, ^[21] и имела шесть аксиом, ^[20] которые были следующими: ^{[22] [23]}

• Предложение 1: ${\displaystyle a\supset (b\supset a)}$
• Предложение 2: ${\displaystyle (c\supset (b\supset a))\supset ((c\supset b)\supset (c\supset a))}$
• Предложение 8: ${\displaystyle (d\supset (b\supset a))\supset (b\supset (d\supset a))}$
• Предложение 28: ${\displaystyle (b\supset a)\supset (\neg a\supset \neg b)}$
• Предложение 31: ${\displaystyle \neg \neg a\supset a}$
• Предложение 41: ${\displaystyle a\supset \neg \neg a}$

Фреге использовал их вместе с modus ponens и правилом подстановки (которое использовалось, но никогда точно не формулировалось), чтобы получить полную и последовательную аксиоматизацию классической истинностно-функциональной пропозициональной логики. ^[22]

Лукасевич P2

Ян Лукасевич показал, что в системе Фреге «третья аксиома излишняя, поскольку ее можно вывести из двух предыдущих аксиом, и что последние три аксиомы можно заменить одним предложением ». ^{[23] Что, взятое из} польской записи Лукасевича в современную запись, означает . Таким образом, Лукасевичу приписывают ^[20] эту систему из трех аксиом: ${\displaystyle CCNpNqCqp}$ ${\displaystyle (\neg p\rightarrow \neg q)\rightarrow (q\rightarrow p)}$

• ${\displaystyle p\to (q\to p)}$
• ${\displaystyle (p\to (q\to r))\to ((p\to q)\to (p\to r))}$
• ${\displaystyle (\neg p\to \neg q)\to (q\to p)}$

Как и система Фреге, эта система использует правило подстановки и использует modus ponens в качестве правила вывода. ^[20] Точно такую ​​же систему (с явным правилом подстановки) дал Алонзо Чёрч , ^[24] который назвал её системой P _2, ^{[24] [25]} и помог популяризировать её. ^[25]

Схематическая форма P2

Можно избежать использования правила подстановки, представив аксиомы в схематической форме, используя их для создания бесконечного набора аксиом. Следовательно, используя греческие буквы для представления схем (металогических переменных, которые могут обозначать любые правильно сформированные формулы ), аксиомы задаются как: ^{[9] [25]}

• ${\displaystyle \varphi \to (\psi \to \varphi )}$
• ${\displaystyle (\varphi \to (\psi \to \chi ))\to ((\varphi \to \psi )\to (\varphi \to \chi ))}$
• ${\displaystyle (\neg \varphi \to \neg \psi )\to (\psi \to \varphi )}$

Схематическая версия P ₂ приписывается Джону фон Нейману [ ^20] и используется в базе данных формальных доказательств Metamath "set.mm". ^[25] Фактически, сама идея использования схем аксиом для замены правила подстановки приписывается фон Нейману. ^[26] Схематическая версия P ₂ также приписывается Гильберту и названа в этом контексте. ^[27] ${\displaystyle {\mathcal {H}}}$

Системы для пропозициональной логики, правила вывода которых схематичны, также называются системами Фреге ; как отмечают авторы, которые изначально определили термин «система Фреге» ^[28] , это фактически исключает собственную систему Фреге, приведенную выше, поскольку она имела аксиомы вместо схем аксиом. ^[26]

Пример доказательства в P₂

В качестве примера ниже приведено доказательство в P _2. Сначала аксиомам даны имена: ${\displaystyle A\to A}$

(А1) ${\displaystyle (p\to (q\to p))}$

(А2) ${\displaystyle ((p\to (q\to r))\to ((p\to q)\to (p\to r)))}$

(А3) ${\displaystyle ((\neg p\to \neg q)\to (q\to p))}$

И доказательство следующее:

1. ${\displaystyle A\to ((B\to A)\to A)}$       (пример (A1))
2. ${\displaystyle (A\to ((B\to A)\to A))\to ((A\to (B\to A))\to (A\to A))}$       (пример (A2))
3. ${\displaystyle (A\to (B\to A))\to (A\to A)}$       (из (1) и (2) по modus ponens )
4. ${\displaystyle A\to (B\to A)}$       (пример (A1))
5. ${\displaystyle A\to A}$       (из (4) и (3) по modus ponens)

Логика предикатов (пример системы)

Существует неограниченное количество аксиоматизаций предикатной логики, поскольку для любой логики существует свобода в выборе аксиом и правил, характеризующих эту логику. Мы описываем здесь систему Гильберта с девятью аксиомами и только правилом modus ponens, которое мы называем аксиоматизацией с одним правилом и которое описывает классическую эквациональную логику. Мы имеем дело с минимальным языком для этой логики, где формулы используют только связки и и только квантор . Позже мы покажем, как систему можно расширить, включив дополнительные логические связки, такие как и , не расширяя класс выводимых формул. ${\displaystyle \lnot }$ ${\displaystyle \to }$ ${\displaystyle \forall }$ ${\displaystyle \land }$ ${\displaystyle \lor }$

Первые четыре схемы логических аксиом позволяют (вместе с modus ponens) манипулировать логическими связками.

П1. ${\displaystyle \phi \to \phi }$

П2. ${\displaystyle \phi \to \left(\psi \to \phi \right)}$

П3. ${\displaystyle \left(\phi \to \left(\psi \rightarrow \xi \right)\right)\to \left(\left(\phi \to \psi \right)\to \left(\phi \to \xi \right)\right)}$

П4. ${\displaystyle \left(\lnot \phi \to \lnot \psi \right)\to \left(\psi \to \phi \right)}$

Аксиома P1 избыточна, как следует из P3, P2 и modus ponens (см. доказательство). Эти аксиомы описывают классическую пропозициональную логику ; без аксиомы P4 мы получаем позитивную импликационную логику . Минимальная логика достигается либо добавлением вместо нее аксиомы P4m, либо определением как . ${\displaystyle \lnot \phi }$ ${\displaystyle \phi \to \bot }$

П4м. ${\displaystyle \left(\phi \to \psi \right)\to \left(\left(\phi \to \lnot \psi \right)\to \lnot \phi \right)}$

Интуиционистская логика достигается путем добавления аксиом P4i и P5i к позитивной импликационной логике или путем добавления аксиомы P5i к минимальной логике. И P4i, и P5i являются теоремами классической пропозициональной логики.

П4и. ${\displaystyle \left(\phi \to \lnot \phi \right)\to \lnot \phi }$

П5и. ${\displaystyle \lnot \phi \to \left(\phi \to \psi \right)}$

Обратите внимание, что это схемы аксиом, которые представляют бесконечно много конкретных примеров аксиом. Например, P1 может представлять конкретный пример аксиомы или может представлять : это место, где может быть размещена любая формула. Такая переменная, которая ранжируется по формулам, называется «схематической переменной». ${\displaystyle p\to p}$ ${\displaystyle \left(p\to q\right)\to \left(p\to q\right)}$ ${\displaystyle \phi }$

С помощью второго правила равномерной подстановки (US) мы можем изменить каждую из этих схем аксиом в одну аксиому, заменив каждую схематическую переменную некоторой пропозициональной переменной, которая не упоминается ни в одной аксиоме, чтобы получить то, что мы называем подстановочной аксиоматизацией. Обе формализации имеют переменные, но там, где аксиоматизация с одним правилом имеет схематические переменные, которые находятся вне языка логики, подстановочная аксиоматизация использует пропозициональные переменные, которые выполняют ту же работу, выражая идею переменной, ранжирующейся по формулам с правилом, которое использует подстановку.

НАС. Пусть будет формулой с одним или несколькими экземплярами пропозициональной переменной , и пусть будет другой формулой. Тогда из выведите . ${\displaystyle \phi (p)}$ ${\displaystyle p}$ ${\displaystyle \psi }$ ${\displaystyle \phi (p)}$ ${\displaystyle \phi (\psi )}$

Следующие три схемы логических аксиом предоставляют способы добавления, манипулирования и удаления универсальных квантификаторов.

Q5. где t может быть заменено на x в ${\displaystyle \forall x\left(\phi \right)\to \phi [x:=t]}$ ${\displaystyle \,\!\phi }$

В6. ${\displaystyle \forall x\left(\phi \to \psi \right)\to \left(\forall x\left(\phi \right)\to \forall x\left(\psi \right)\right)}$

Q7. где x не является свободным в . ${\displaystyle \phi \to \forall x\left(\phi \right)}$ ${\displaystyle \phi }$

Эти три дополнительных правила расширяют пропозициональную систему для аксиоматизации классической предикатной логики . Аналогично, эти три правила расширяют систему для интуиционистской пропозициональной логики (с P1-3 и P4i и P5i) до интуиционистской предикатной логики.

Универсальной квантификации часто придается альтернативная аксиоматизация с использованием дополнительного правила обобщения (см. раздел «Метатеоремы»), в этом случае правила Q6 и Q7 излишни.

Окончательные схемы аксиом необходимы для работы с формулами, содержащими символ равенства.

I8. для каждой переменной x . ${\displaystyle x=x}$

И9. ${\displaystyle \left(x=y\right)\to \left(\phi [z:=x]\to \phi [z:=y]\right)}$

Консервативные расширения

Обычно в систему Гильберта включают только аксиомы для логических операторов импликации и отрицания в направлении функциональной полноты . Учитывая эти аксиомы, можно сформировать консервативные расширения теоремы о дедукции , которые разрешают использование дополнительных связок. Эти расширения называются консервативными, потому что если формула φ, включающая новые связки, переписывается как логически эквивалентная формула θ, включающая только отрицание, импликацию и универсальную квантификацию, то φ выводима в расширенной системе тогда и только тогда, когда θ выводима в исходной системе. При полном расширении система Гильберта будет больше походить на систему естественной дедукции .

Экзистенциальная квантификация

• Введение

${\displaystyle \forall x(\phi \to \exists y(\phi [x:=y]))}$

• Устранение

${\displaystyle \forall x(\phi \to \psi )\to \exists x(\phi )\to \psi }$где не является свободной переменной . ${\displaystyle x}$ ${\displaystyle \psi }$

Конъюнкция и дизъюнкция

• Введение и исключение союзов

введение: ${\displaystyle \alpha \to (\beta \to \alpha \land \beta )}$

осталось исключить: ${\displaystyle \alpha \wedge \beta \to \alpha }$

Право на устранение: ${\displaystyle \alpha \wedge \beta \to \beta }$

• Введение и устранение дизъюнкции

введение слева: ${\displaystyle \alpha \to \alpha \vee \beta }$

введение справа: ${\displaystyle \beta \to \alpha \vee \beta }$

исключение: ${\displaystyle (\alpha \to \gamma )\to ((\beta \to \gamma )\to \alpha \vee \beta \to \gamma )}$

Метатеоремы

Поскольку системы Гильберта имеют очень мало правил вывода, обычно доказывают метатеоремы , которые показывают, что дополнительные правила вывода не добавляют дедуктивной силы, в том смысле, что вывод, использующий новые правила вывода, можно преобразовать в вывод, использующий только исходные правила вывода.

Смотрите также

• Список систем Гильберта
• Натуральный вычет
• Последовательное исчисление

Примечания

1. Máté & Ruzsa 1997:129
2. Смит, Питер (21.02.2013). Введение в теоремы Гёделя. Cambridge University Press. стр. 10. ISBN 978-1-107-02284-3.
3. Restall, Greg (2002-09-11). Введение в субструктурную логику. Routledge. стр. 73–74. ISBN 978-1-135-11131-1.
4. Gaifman, Haim (2002). "Дедуктивная система типа Гильберта для сентенциальной логики, полнота и компактность" (PDF) . Columbia . Получено 2024-08-19 .
5. Бентем, Йохан ван; Гупта, Амитабха; Парих, Рохит (2011-04-02). Доказательство, вычисление и агентство: логика на перепутье. Springer Science & Business Media. стр. 41. ISBN 978-94-007-0080-2.
6. Бэкон, Эндрю (2023-09-29). Философское введение в логику высшего порядка. Тейлор и Фрэнсис. стр. 424. ISBN 978-1-000-92575-3.
7. Эйк, Ян ван (26 февраля 1991 г.). Логика в искусственном интеллекте: Европейский семинар JELIA '90, Амстердам, Нидерланды, 10–14 сентября 1990 г. Материалы. Springer Science & Business Media. п. 113. ИСБН 978-3-540-53686-4.
8. Хаак, Сьюзен (1978-07-27). Философия логики. Cambridge University Press. стр. 19. ISBN 978-0-521-29329-7.
9. Bostock, David (1997). Промежуточная логика . Oxford: New York: Clarendon Press; Oxford University Press. стр. 4–5, 8–13, 18–19, 22, 27, 29, 191, 194. ISBN 978-0-19-875141-0.
10. Лукас, Дж. Р. (2018-10-10). Трактат о времени и пространстве. Routledge. стр. 152. ISBN 978-0-429-68517-0.
11. Troelstra, AS; Schwichtenberg, H. (2000). Basic Proof Theory. Cambridge Tracts in Theoretical Computer Science (2-е изд.). Кембридж: Cambridge University Press. стр. 51. doi : 10.1017/cbo9781139168717. ISBN 978-0-521-77911-1.
12. "Введение в логику - Глава 4". intrologic.stanford.edu . Получено 2024-08-16 .
13. Басс, SR (1998-07-09). Справочник по теории доказательств. Elsevier. С. 552–553. ISBN 978-0-08-053318-6.
14. Оно, Хироакира (2019-08-02). Теория доказательств и алгебра в логике. Springer. стр. 5. ISBN 978-981-13-7997-0.
15. Бэкон, Эндрю (2023-09-29). Философское введение в логику высшего порядка. Тейлор и Фрэнсис. стр. 424. ISBN 978-1-000-92575-3.
16. Эйк, Ян ван (26 февраля 1991 г.). Логика в искусственном интеллекте: Европейский семинар JELIA '90, Амстердам, Нидерланды, 10–14 сентября 1990 г. Материалы. Springer Science & Business Media. п. 113. ИСБН 978-3-540-53686-4.
17. Troelstra, AS; Schwichtenberg, H. (2000). Basic Proof Theory. Cambridge Tracts in Theoretical Computer Science (2-е изд.). Кембридж: Cambridge University Press. стр. 51. doi : 10.1017/cbo9781139168717. ISBN 978-0-521-77911-1.
18. Оно, Хироакира (2019-08-02). Теория доказательств и алгебра в логике. Springer. стр. 5. ISBN 978-981-13-7997-0.
19. Габбай, Дов М.; Гюнтнер, Франц (2013-03-14). Справочник по философской логике. Springer Science & Business Media. стр. 201. ISBN 978-94-017-0458-8.
20. Smullyan, Raymond M. (2014-07-23). ​​Руководство для начинающих по математической логике. Courier Corporation. С. 102–103. ISBN 978-0-486-49237-7.
21. Фрэнкс, Кертис (2023), «Пропозициональная логика», в Zalta, Edward N.; Nodelman, Uri (ред.), The Stanford Encyclopedia of Philosophy (ред. осень 2023 г.), Metaphysics Research Lab, Stanford University , получено 22.03.2024
22. Мендельсон, Ричард Л. (2005-01-10). Философия Готтлоба Фреге. Cambridge University Press. стр. 185. ISBN 978-1-139-44403-3.
23. Лукасевич, Январь (1970). Ян Лукасевич: Избранные произведения. Северная Голландия. п. 136.
24. Church, Alonzo (1996). Введение в математическую логику. Princeton University Press. стр. 119. ISBN 978-0-691-02906-1.
25. "Proof Explorer - Домашняя страница - Metamath". us.metamath.org . Получено 2024-07-02 .
26. Кук, Стивен А.; Рекхоу, Роберт А. (1979). «Относительная эффективность систем пропозициональных доказательств». Журнал символической логики . 44 (1): 39. doi :10.2307/2273702. ISSN  0022-4812. JSTOR  2273702.
27. Валицкий, Михал (2017). Введение в математическую логику (Расширенное издание). Нью-Джерси: World Scientific. стр. 126. ISBN 978-981-4719-95-7.
28. Пудлак, Павел; Бусс, Сэмюэл Р. (1995). «Как лгать, не будучи (легко) осужденным, и длина доказательств в исчислении высказываний». В Pacholski, Leszek; Tiuryn, Jerzy (ред.). Computer Science Logic . Lecture Notes in Computer Science. Vol. 933. Berlin, Heidelberg: Springer. p. 152. doi :10.1007/BFb0022253. ISBN 978-3-540-49404-1.

Ссылки

• Карри, Хаскелл Б.; Роберт Фейс (1958). Комбинаторная логика. Т. I. Т. 1. Амстердам: Северная Голландия.
• Монк, Дж. Дональд (1976). Математическая логика . Тексты для выпускников по математике. Берлин, Нью-Йорк: Springer-Verlag . ISBN 978-0-387-90170-1.
• Ружа, Имре; Мате, Андраш (1997). Bevezetés - современная логикаба (на венгерском языке). Будапешт: Осирис Киадо.
• Тарский, Альфред (1990). Bizonyítás é igazság (на венгерском языке). Будапешт: Гондолат.Это венгерский перевод избранных статей Альфреда Тарского по семантической теории истины .
• Давид Гильберт (1927) «Основания математики», перевод Стефана Бауэра-Менглерберга и Дагфинна Фёллесдаля (стр. 464–479). в:
  • ван Хейеноорт, Жан (1967). От Фреге до Гёделя: Учебник по математической логике, 1879–1931 (3-е издание, 1976 г.). Кембридж, Массачусетс: Издательство Гарвардского университета. ISBN 0-674-32449-8.
  • В своей работе 1927 года «Основания» (стр. 367–392) Гильберт представил свои 17 аксиом — аксиомы импликации № 1–4, аксиомы о & и V № 5–10, аксиомы отрицания № 11–12, свою логическую ε-аксиому № 13, аксиомы равенства № 14–15 и аксиомы чисел № 16–17 — вместе с другими необходимыми элементами своей формалистской «теории доказательств», например, аксиомами индукции, аксиомами рекурсии и т. д.; он также предлагает энергичную защиту от интуиционизма Л. Э. Брауэра. См. также комментарии и опровержения Германа Вейля (1927) (стр. 480–484), приложение Пола Бернея (1927) к лекции Гильберта (стр. 485–489) и ответ Луицена Эгбертуса Яна Брауэра (1927) (стр. 490–495).
• Клини, Стивен Коул (1952). Введение в метаматематику (10-е издание с исправлениями 1971 г.). Амстердам, Нью-Йорк: North Holland Publishing Company. ISBN 0-7204-2103-9.
  • См., в частности, главу IV «Формальная система» (стр. 69–85), в которой Клини представляет подразделы §16 «Формальные символы», §17 «Правила формирования», §18 «Свободные и связанные переменные (включая подстановку)», §19 «Правила преобразования» (например, modus ponens) — и из них он представляет 21 «постулат» — 18 аксиом и 3 отношения «непосредственного следствия», разделенные следующим образом: постулаты для исчисления высказываний № 1–8, дополнительные постулаты для исчисления предикатов № 9–12 и дополнительные постулаты для теории чисел № 13–21.

Внешние ссылки

• Гайфман, Хаим. «Дедуктивная система типа Гильберта для сентенциальной логики, полнота и компактность» (PDF) .
• Фармер, В. М. «Пропозициональная логика» (PDF) .В нем описывается (среди прочего) конкретная система доказательств в стиле Гильберта (ограниченная исчислением высказываний ).