Проективно Модальная Онтология icon

Проективно Модальная Онтология



НазваниеПроективно Модальная Онтология
страница2/3
Дата конвертации14.09.2012
Размер0.88 Mb.
ТипДокументы
1   2   3
нулевую моду, определив ее как моду всех мод, и бесконечный модус, определив его как модус всех модусов. Эти два объекта как бы выражают два онтологических предела – максимального небытия (нулевая мода) и максимального бытия (бесконечный модус).

6. Можно ввести понятие положительной моды – как такой моды, для которой найдется неравная ей ее мода, и положительного модуса – как такого модуса, который обладает положительной модой. И положительная мода, и положительный модус «приподняты» над нулевой модой и с этой точки зрения не являются минимумом бытия.

7. Онтологическая тетрада «мода-модус-модель-проектор» была позднее дополнена мной до онтологической секстады «мода-модус-модель-проектор-модуль-сюръектор». Тем самым схема проективно-модальных отношений приобрела внутреннюю симметрию – в ней стал присутствовать как функтор «снижения бытия» от модуса к моде (проектор), так и функтор «повышения бытия» от моды к модусу. Аналогично тому, как проектор определен на модусе и некотором дополнительном факторе ограничения его до моды (модели), так же я предположил, что и сюръектор определен на моде и некотором дополнительном факторе расширения моды до модуса (модуль). Для мод, модулей и сюръекторов во многом могут быть проведены рассуждения, симметричные тем рассуждениям, которые звучали выше по отношению к модусу, модели и проектору. Например, подобно тому, как для каждого модуса можно предположить существование модельной единицы, в которой модус дает в качестве моды самого себя, - подобно этому и для каждой моды можно предположить существование модульной единицы, в рамках которой мода расширяется до самой себя. Подобно тому как для каждого модуса определены свои собственные модели, только в которых этот модус образует свои моды, подобно этому для каждой моды можно предположить существование своих собственных модулей, в рамках которых мода расширяется до своих модусов. Более подробно многие из этих свойств читатель сможет обнаружить ниже в виде формулировок конкретных теорем Проективно Модальной Онтологии.

Замечу также, что развиваемая ниже аксиоматика позволяет доказать равносильность понятий моды и модуса. Следовательно, эти состояния будут различимы лишь относительно: мы сможем сказать, например, что А есть мода В, а В не является модой А, но мы не сможем доказать, что А есть только мода, а В – только модус, более того, и А и В будут одновременно и модами и модусами.

Далее я буду использовать термин «модальный» в двух смыслах – широком и узком. В широком смысле под прилагательным «модальный» я буду иметь в виду «относящийся к онтологии с модусами, модами, моделями и проекторами», как это имелось в виду выше и более строго будет определено в дальнейшем. В узком смысле под термином «модальный» я буду иметь в виду «относящийся к модам». Сегодня прилагательное «модальный» оказалось тесно связанным с идеей разного рода модальных логик.
Подчеркивая специфичность моего понимания этого термина в отличие от общепринятого, я использую более комплексный термин «проективно-модальный», подчеркивая этим связь широкого понимания термина «модальный» с идеей проектора в процессе образования мод из модуса.


§ 3. Онтология как синтез L-Онтологии и логики всеединства


Теперь остается соединить методы L-Онтологии, которые Лесьневский использовал для своей номиналистической версии, с логикой всеединства. Для этого нужно суметь различить, что в L-Онтологии является общим для любой возможной онтологии, а что связано с частными смыслами именно L-Онтологии. Конечно, в первую очередь таким специфическим моментом L-Онтологии является номинализм Лесьневского. Он выражается в наложении ограничений на субъекты предикации в формулах a  b. Как я уже говорил, в формуле a  b Лесьневский использовал субъект-предикатную структуру, которую теперь можно увидеть как частный случай отношения модуса и моды. В формуле a  b в качестве субъекта (модуса) выступает а, в качестве его предиката (моды) – b. Отсюда мы получаем первый ключ к переинтерпретации L-Онтологии: мы можем прочесть формулу a  b как некоторый специфицированный случай модального отношения «b есть мода модуса a». Номинализм здесь выразится в том, что модус a у Лесьневского оказывается максимальным модусом, т.е. нельзя найти, отличный от a, модус, для которого a был бы модой. Имена, стоящие слева от -функтора у Лесьневского, выражают собой материальные объекты как вершины модальной иерархии. В номинализме нет ничего выше отдельных вещей. Все остальное – предикаты (моды) этих вещей. Вот это конечно нечто неуниверсальное, что принимается не любой версией онтологии, но только номиналистическими вариантами. И от этого ограничения Лесьневского нужно суметь отойти. Хотелось бы построить наиболее универсальную версию философской Онтологии, в рамках которой затем можно было бы выражать любые частные онтологии – номиналистические, реалистические, какие-угодно. С другой стороны, очень заманчиво использовать мощные логические средства L-Онтологии, включающие в себя бесконечную иерархию функторов и кванторов по ним, огромные выразительные возможности этой системы. Так постепенно у меня оформилась идея строить некоторую версию Онтологии, используя языковые средства L-Онтологии, насколько это возможно без -функтора (как он понимался Лесьневским. Функтор  у Лесьневского я буду далее обозначать как L). Сначала я хотел обойтись некоторым трехместным предикатом Mod(a,b,c) – «a есть мода модуса b в модели c». Затем я осознал необходимость явного указания и участвующего в этом отношении проектора и начал использовать четырехместный предикат Mod(a,b,c,f) – «a есть мода модуса b в модели c с проектором f». Наконец, позднее я перешел к еще более многоместному предикату, о чем будет более подробно сказано ниже. Так я вплотную приблизился к средствам некоторой аксиоматической системы, которая: 1) должна содержать некоторый первичный предикат Mod, выражающий онтологическую секстаду, 2) должна быть максимально близкой к L-Онтологии, насколько это возможно при смене первичного предиката, 3) должна опираться на L-Онтологию как на некоторый источник возможных аналогий, которые можно пытаться воспроизводить в новой версии Онтологии. Так L-Онтология и работа, проведенная Лесьневским, должна была стать некоторой «нитью Ариадны» при построении новой системы, но только в меру универсального заряда L-Онтологии, выходящего за рамки только номинализма. Для этого приходилось постоянно отслеживать меру универсальности тех или иных конструкций L-Онтологии. Не могу сказать, что мне все здесь кажется адекватным и до конца понятным. Скорее массив нового логоса еще только в некоторой мере оказался проявленным для меня и очень многое еще в ментальном тумане. Но уже и эта проявленная часть очень интересна.

Ближайшая цель теперь состоит в следующем. Представим, что мы начали лепить Онтологию заново, размягчив глину Лесьневского. Мы можем что-угодно принять, что-угодно отбросить из этой вселенной. Я предпочитал двигаться осторожно, минимально изменяя логическую вселенную польского мыслителя. Мы отбрасываем его -функтор, но нам понадобится своя версия этого функтора, способная выражать модальное отношение теперь уже в общем, а не только номиналистическом, смысле. Нужно, кроме того, выразить все основные понятия логики всеединства, сформулированные в пунктах 1-7. Наконец, нужно будет подумать над аксиомами новой системы, соотнося их с Аксиомой L-Онтологии. Вот первая задача.


§ 4. Язык и аксиомы Проективно Модальной Онтологии


Думая над определениями, я постепенно и пришел к идее многоместного предиката Mod, поскольку на его основе можно единообразным способом породить множество нужных производных предикатов. Хочу заметить, что Лесьневский использует два вида первичных переменных – пропозициональные переменные (этот класс выражений обозначается как «тип S») и именные переменные («тип N»). На основе этих первичных выражений языка могут образовываться более сложные выражения. Например, конъюнкция p  q может быть выражена как функтор (p,q), что соответствует типу S/(S,S) (порядок чтения – справа налево) - двуместному функтору на выражениях типа S, образующему в результате так же тип S. В общем случае, если даны типы Т1, Т2, …, Тn, то на их основе могут быть построены два вида n-местных функторов: имяобразующий функтор типа N/(Т1, Т2, …, Тn) и предложениеобразующий функтор типа S/(Т1, Т2, …, Тn). Так продолжая и далее, можно строить бесконечную иерархию типов выражений L-Онтологии.

Можно предположить, что, коль скоро функторы в предикате Mod несут смысл проектора и сюръектора, определенных на модусах и моделях или модах и модулях соотв., то эти функторы, во-первых, должны иметь тип N/(N,N), поскольку имена a, b, c для обозначений мод, модусов и моделей имеют тип N, т.е. это либо имена-константы, либо именные переменные.

Итак, основная идея построения аксиоматики Проективно Модальной Онтологии состоит в использовании некоторого семиместного предиката Mod вместо предиката «» Лесьневского. Предикат Mod(a,b,c,f,d,h,) обладает категориальным типом (чтение справа налево)

S / (N, N, N, (N/(N,N)), N, N/(N,N), T)),

где S – тип предложений, N – тип имен, Т – произвольный категориальный тип. Вербальная интерпретация предиката Mod(a,b,c,f,d,h,) – «в контексте  a есть аспект начала b при условии c и отображении f, и b есть полнота аспекта a при условии d и отображении h».

Идея такого предиката предполагает следующую онтологию. Определены некоторые источники – генераторы - бытия (модусы), они способны образовывать свои аспекты (моды) в рамках некоторых ограничивающих условий (моделей), которые накладываются на модусы и ограничивают их до мод. Сама процедура ограничения может быть названа проектором. В общем случае проектор - это двуместная операция, определенная на модусе и модели, и образующая в результате моду этого модуса в этой модели. В то же время на отношение моды и модуса можно посмотреть и с другой стороны. Можно представить, что не мода образуется из модуса, но наоборот, модус из моды. В этом случае нужно не начало ограничения, но некоторое начало расширения моды до модуса. Такое начало я буду называть модулем. Процедуру расширения моды до модуса на основе некоторого модуля также можно рассматривать как некоторый двуместный функтор, который я буду называть сюръектором. Определяясь на моде и модуле, сюръектор дает модус этой моды в этом модуле. В целом, получаем симметричную схему такого вида:




Здесь модус изображен большим кругом, его мода – малым кругом, модель – квадратом, модуль – треугольником. Проектор изображен стрелкой, направленной от овала, обнимающего модус и модель, в сторону моды. Это выражает идею проектора как двуместного функтора, определенного на модусе и модели, и образующего моду. Аналогично, сюръектор изображается стрелкой, направленной от овала, обнимающего моду и модуль, в сторону модуса, что выражает идею сюръектора как двуместного функтора, определенного на моде и модуле и образующего модус. Проектор ограничивает модус до моды. Сюръектор, наоборот, расширяет моду до модуса. Поэтому модель – начало ограничения. Модуль – начало расширения.

Предикат Mod должен выразить указанную координацию всех шести элементов – модуса, моды, модели, модуля, проектора и сюръектора. Следовательно, он должен быть, как минимум, шестиместным предикатом. Кроме того, следует учесть, что возможны разные контексты определения всех указанных объектов. Например, в одном контексте объекты Х и У могут быть таковы, что У – мода Х, в другом контексте, наоборот, Х может быть модой У. Чтобы выразить такую зависимость всех модальных определений от некоторых контекстов, я введу седьмой элемент, который назову спецификатором. Спецификатор задает конкретный контекст, в рамках которого определены все указанные шесть объектов. Теперь предикат Mod становится семиместным предикатом. Например, его можно записать в следующем виде:


Mod(a,b,c,f,d,h,) – «в контексте  a есть мода модуса b в модели c и с проектором f, и b есть модус моды a в модуле d с сюръектором h»


Версию Проективно Модальной Онтологии с семиместным предикатом Mod и спецификатором  я буду далее называть 7-Онтологией. Язык этой теории буду обозначать как язык L7.

Более строго язык L7 7-Онтологии может быть определен следующим образом.


1. ^ Индуктивное определение множества типов языка L7.

Пусть Т – переменная метаязыка по типам языка L7. Т может применяться с различными индексами, например, Т1, Т*, и т.д. Тогда

1) ^ Базис индукции: S и N – типы L7.

2) Индуктивное предположение: если Т1, …, Тn – типы L7, то S/(Т1, …, Тn) и N/(Т1, …, Тn) – типы L7.

3) ^ Индуктивное замыкание: никаких иных типов в языке L7 нет.


2. Алфавит языка L7:

1) - Переменные p, q, r, … типа S (возможно, содержащие индексы, например, p12, q’, r*, и т.д),

- переменные a,b,c,d,…, x,y,z,… типа N (возможно, содержащие индексы, например, a12, b’, c*, и т.д).

- для каждого типа S/(Т1, …, Тn) и N/(Т1, …, Тn) в алфавите языка L7 предполагаются функторные переменные, которые обозначаются символами f, g, h, …, возможно, содержащими индексы, например, f12, g’, h*, и т.д.

2) Первичный 7-местный предикат Mod типа S / (N, N, N, (N/(N,N)), N, N/(N,N), T)), где Т – какой-то тип языка L7.

3) Символы логических функторов  (отрицание),  (импликация) и  (квантор всеобщности).


2. Индуктивное определение первичных выражений языка L7:


2.1. Индуктивное определение первичных термов языка L7:


1) Базис индукции: переменные типа N – первичные термы языка L7.

2) ^ Индуктивное предположение: если f – n-местный функтор типа N/(T1,…,Tn), и t1,…, tn – первичные выражения типа T1,…,Tn соотв., то f(t1,…,tn) – первичный терм типа N.

3) Индуктивное замыкание: никаких иных первичных термов в яхыке L7 нет.


2.2. Индуктивное определение первичных формул языка L7:


1) Базис индукции:

1.1) переменные типа S – первичные формулы языка L7.

1.2) если a, b, c, f, d, h – термы типа N, N, N, N/(N,N), N, N/(N,N) соотв., то Mod(a,b,c,f,d,h,) – первичная формула языка L7.

2) Индуктивное предположение:

2.1) если f – n-местный функтор типа S/(T1,…,Tn), и t1,…, tn – первичные выражения типа T1,…,Tn соотв., то f(t1,…,tn) – первичная формула языка L7,

2.1) если А – первичная формула языка L7, то А – первичная формула языка L7,

2.2) если А и В – первичные формулы языка L7, то АВ – первичная формула языка L7,

2.3) если А – первичная формула языка L7, и  - переменная любого типа языка L7, то А – первичная формула языка L7.

3) ^ Индуктивное замыкание: никаких иных первичных формул в языке L7 нет.


Специфика логических систем Лесьневского состоит в том, что разного рода определениями множество первичных выражений языка L7 может быть расширено до, если так можно выразиться, «вторичных» выражений языка. Как уже отмечалось, вся Прототетика, в том числе аксиоматика и прототетические определения, остаются в 7-Онтологии без изменений. Техника онтологических опредлений будет описана ниже.


Теперь нам нужны онтологические аксиомы для выражения свойств модусов, мод и других объектов. В первую очередь необходимо выразить идею отношения порядка между модусом и его модой – мода должна быть меньше или равна модусу. Чтобы обеспечить свойства нестрогого порядка в отношениях моды и модуса, необходимо вложить идеи рефлексивности и транзитивности в формулировку аксиомы (антисимметричность может быть обеспечена подходящей формулировкой равенства). Кроме того, хорошо бы выразить идею относительности понятий моды и модуса, закладывая в аксиому такое условие, которое впоследствии позволило бы доказать, что всякая мода – это модус, а всякий модус – это мода. Остальные объекты – модель, проектор, модуль и сюръектор – пока не важны в определениях порядка. Поэтому мы можем связать их кванторами существования. Контекст важен, так как в разных контекстах, как уже отмечалось выше, могут возникать различные отношения порядка. Следовательно, в формулировке первой аксиомы можно использовать не вообще формулу Mod(a,b,c,f,d,h,), но производную от нее формулу cfdhMod(a,b,c,f,d,h,), которую я для краткости обозначу в виде Modа(a,b,) – «а есть мода модуса b в контексте ».

Теперь первая аксиома модальной онтологии могла бы выглядеть следующим образом:


(АО1) Moda(a,b,)  Modus(a,)  d(Moda(b,d,)  Moda(a,d,))  Moda(b,b,)


Здесь:


Modus(a,)  bcfdhMod(b,a,c,f,d,h,)


В этой первой аксиоме определяются свойства отношения «быть модой модуса в контексте » (Modа(…,)). Требуется, чтобы это отношение было транзитивным и рефлексивным, чтобы всякая мода одновременно была и модусом.

Во второй аксиоме можно выразить координацию всех шести объектов, а именно условия a = f(b,c) – мода а есть результат действия проектора f на модус b и модель с, и условия b = h(a,d) – модус b есть результат действия сюръектора h на моду а и модуль d. Здесь, правда, возникает проблема – какие следует использовать равенства в первом и втором случаях? Следует отметить, что возможны разные равенства между модальными объектами, например, моды могут быть равны по всем модусам, или по всем модусам и моделям, и т.д. Будем использовать равенства в самом сильном смысле. В первом случае это будет равенство


(x =1 y)  bсfdh(Mod(x,b,c,f,d,h,)  Mod(y,b,c,f,d,h,))Moda(x,) Moda(y,) – равенство мод по всем остальным объектам (кроме спецификатора), где формула


Moda(a,) – это формула bсf dh Mod(a,b,c,f,d,h,), и читается она как «a есть -мода».


Во втором случае примем равенство


(x =2 y)  aсfdh(Mod(a,x,c,f,d,h,)  Mod(a,y,c,f,d,h,))Modus(x,) Modus(y,) – равенство модусов по всем остальным объектам (кроме спецификатора),


где Modus(b,), как отмечалось выше, - это формула aсf dh Mod(a,b,c,f,d,h,), которая может быть прочитана как «a есть -модус».


Теперь вторая аксиома могла бы выглядеть следующим образом:


(АО2) Mod(a,b,c,f,d,h,)  (a =1 f(b,c))  (b =2 h(a,c))  хMod(x,b,c,f,d,h,)  yMod(a,y,c,f,d,h,)


В этой аксиоме выражается связь функторов f и h с предикатом Mod: 1) если функторы f и h используются в предикате Mod(a,b,c,f,d,h,), то это означает, что мода а есть результат действия f на модус b и модель с, модус b есть результат действия функтора h на моду a и модуль d, 2) с другой стороны, если окажется, что для некоторых функторов f и h типа N/(N,N) имеют место равенства a =1 f(b,c), b =2 h(a,c), и, кроме того, f есть проектор для модуса b и модели с, h есть сюръектор для моды а и модуля d, то отсюда мы можем заключить, что а есть мода модуса b в модели с и с проектором f, и b есть модус моды a в модуле d с сюръектором h (и все это фиксировано в рамках некоторого контекста ). Следовательно, никаких специальных условий, кроме того, что это должны быть отображения из модусов и моделей в моды или из мод и модулей в модусы, я не требую от проектора и сюръектора (точнее говоря, я не требую ничего большего, кроме того, что следует из аксиомы АО2).

С использованием указанных аксиом в рамках некоторой подходящей логической системы можно строить аксиоматическую теорию предиката Mod. В работах8 я развивал версию Онтологии с использованием в качестве первичного четырехместного предиката Mod(a,b,c,f), который можно было бы определить в терминах 7-Онтологии через формулу dhMod(a,b,c,f,d,h,), т.е. как некоторый частный случай 7-Онтологии в рамках фиксированного контекста . Здесь вообще следует отметить, что для 7-Онтологии возможны построения более частных версий онтологий, использующих в качестве первичного k-местный предикат Mod, где k < 7, и такой предикат может быть согласован с 7-местным предикатом Mod навешиванием на последний кванторов существования по некоторым (7-k-1) переменным и фиксацией контекста . Например, упомянутый выше 4-местный предикат Mod(a,b,c,f) был образован связыванием переменных d и h в предикате Mod(a,b,c,f,d,h,) с фиксацией контекста . Такие онтологии можно называть k-Онтологиями, например, Онтологию с предикатом Mod(a,b,c,f) – «4-Онтологией». Замечу, что когда я развивал теорию ментальных многообразий в своей книге «Логика всеединства», то, как теперь можно сказать, я использовал идею 4-Онтологии с единственным проектором, что позволяло интерпретиции такой теории обозначать в виде четверки  = <М123,>, где символ М1 обозначал множество модусов, М2 – множество моделей, М3 – множество мод, и  обозначал единственный проектор в структуре . В работе9 развивается аксиоматика 4-Онтологии без наложения каких-либо ограничений на проекторы. Здесь уже я принял нумерацию, согласованную с таковой в 7-местном предикате Mod(a,b,c,f,d,h,), где на 1-м месте стоит переменная для мод, на 2-м – для модусов, на 3-м – для моделей, на 4-м – для проекторов, на 5-м – для модулей, на 6-м – для сюръекторов, на 7-м – для спецификаторов. Отсюда можно принять следующую терминологию: моды можно называть «1-объектами», модусы – «2-объектами», модели – «3-объектами», проекторы – «4-объектами», модули – «5-объектами», сюръекторы – «6-объектами» и спецификаторы – «7-объектами». Соответствующая нумерация может быть принята для разного рода нотаций в формальной аксиоматической теории. Например, равенство по модам между модусами, т.е. равенство вида a(сfdhMod(a,x,c,f,d,h,)  сfdhMod(a,y,c,f,d,h,)), можно было бы обозначать в виде (x 21 y), или, если контекст фиксирован, просто в виде (x 21 y), обозначая индексом вверху у символа равенства () номер тех объектов, которые равны (в нашем случае это модусы – 2-объекты), а индексом внизу – номера тех объектов, по которым определяется равенство (это моды – 1-объекты).

Интерпретации для 7-Онтологии теперь можно было бы символически представлять в следующем виде:

 = <М1234567>,

где М1 – множество мод, М2 – множество модусов, М3 – множество моделей, М4 – множество проекторов, М5 – множество модулей, М6 – множество сюръекторов и М7 – множество спецификаторов. Такие структуры, как и ранее, я буду называть ментальными многообразиями.

Используя уже только первую аксиому онтологии (АО1), которая является аксиомой 2-Онтологии с первичным двуместным предикатом Modа(a,b) (этот предикат, как уже говорилось, может быть определен в 7-Онтологии через трехместный предикат Modа(a,b,)  cfdhMod(a,b,c,f,d,h,) в рамках фиксированного контекста ), мы можем доказать во всех k-Онтологиях, где k2, что любая мода – это одновременно модус, и любой модус – это мода (см. ниже). Отсюда следует, что М1 = М2 – множества мод и модусов равны между собой.

Связь с «L-Онтологией» становится более прозрачной при принятии следующего определения:

b  a  Moda(a,b,), где «b  a» читается как «b -есть a».

Однако, в отличие от функтора Лесьневского, указанный функтор «» лишен номиналистических ограничений. Развиваемая ниже аксиоматическая система может, как представляется, выступить в качестве достаточно общей основы при построении разного рода конкретных онтологий, в том числе и номиналистической онтологии Лесьневского. Ниже я несколько подробней остановлюсь на отдельных аспектах предложенной аксиоматической системы, которую я буду называть Проективно Модальной 7-Онтологией (или, в данном тексте, просто 7-Онтологией), понимая под «модальностью» в данном случае более первичный смысл начала варьирования (передаваемого латинским корнем mod), сравнительно с закрепившимся сегодня за этим термином более узким смыслом выражения некоторых видов модальности в некотором классе модальных логик10.


§ 5. Первичные определения 7-Онтологии


Все последующие конструкции определяются для некоторого фиксированного спецификатора . Фрагменты 7-Онтологии с фиксированным  я буду называть 7-Онтологиями. Под первичными определениями 7-Онтологии я буду в первую очередь понимать прототетические определения вида


Dk1…km. (xk1,…,xkm,)  хp1...хpnMod(xk,xp,),


где (xk1,…,xkm,) – определяемое выражение типа S. Выражение (xk1,…,xkm,) содержит в качестве свободных переменных, кроме , только переменные xk1,…,xkm типа , где 1≤kj≤6 при j=1,..,m, тип  - это либо тип N при kj  4,6, либо N/(N,N) при kj = 4,6. Под обозначением хp1...хpnMod(xkp,) имеется в виду выражение, образованное навешиванием кванторов существования хp1...хpn на предикат Mod по переменным хp1,...,хpn типа , где 1≤ps≤6 при s=1,..,L, и тип  - это либо тип N при ps  4,6, либо N/(N,N) при ps = 4,6. В предикат Mod, кроме терма , который стоит на 7-м месте, входят только переменные xk1,…,xkm и хp1,...,хpn, так что переменная kj стоит на kj-ом месте в предикате Mod, перменная ps – на ps-ом месте, и m+n = 6.

При m свободных переменных xk1,…,xkm в предикате Mod возможно всего = первичных определений. Так как m  1, n  1 и m+n = 6, то m может принимать пять значений 1, 2, 3, 4 и 5. Отсюда общее количество первичных определений равно ++ + + = 6 + 15 + 20 + 15 + 6 = 62. Я буду обозначать выражения типа (xk1,…,xkm,) также символом Modk1…km7(xk1,…,xkm,).

Специально можно выделить следующие случаи (после двоеточия приведены уникальные обозначения выражения Modk1…km7(a1,…,am,)):


D123. Mod1237(a,b,c,) : Mod(a,b,c,)  f dh Mod(a,b,c,f,d,h,),


где “Mod(a,b,c,)” читается как “а есть мода модуса b в модели с в контексте ” (т.е. универсальное обозначение Mod1237(a,b,c,) передано здесь как уникальное обозначение Mod(a,b,c,). Аналогично и ниже).


D125. Mod1257(a,b,d,) : Mod*(a,b,d,)  cfh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Mod*(a,b,d,)” читается как “b есть модус моды а в модуле d в контексте ”


D12. Mod127(a,b,) : Moda(a,b,)  cf dh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Moda(a,b,)” читается как “a есть мода модуса b в контексте ”


D23. Mod237(b,с,) : Model(c,b,)  af dh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Model(c,b,)” читается как “c есть модель для модуса b в контексте ”


D25. Mod157(a,d,) : Modul(d,b,)  acf h Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Modul(d,b,)” читается как “d есть модуль для модуса b в контексте ”


D1. Mod17(а,) : Moda(a,)  bcf dh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Moda(a,)” читается как “a есть -мода”


D2. Mod27(b,) : Modus(b,)  acf dh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Modus(b,)” читается как “b есть -модус”


D3. Mod37(с,) : Model(c,)  abf dh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Model(c, )” читается как “c есть -модель”


D5. Mod57(d,) : Modul(c,)  abcf h Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Modul(d, )” читается как “d есть -модуль”


D4. Mod47(f,) : Projector(f,)  abcdh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Projector(f,)” читается как “f есть -проектор”.


D6. Mod67(h,) : Surjector(h,)  abcfd Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “Surjector(h,)” читается как “h есть -проектор”.


Отдельно можно рассмотреть случай определения спецификатора:


D. Mod7() : Specificator()  abcfdh Mod(a,b,c,f,d,h,),

где “ Specificator()” читается как “ есть cпецификатор”.


Во-вторых, под первичными определениями я буду понимать прототетические определения вида


DI ik1…km. a ik1…km b  xk1…xkm(yp1...ypnMod(...a...)  yp1...ypnMod(...b...)).

DE ik1…km. a ik1…km b  xk1…xkm(yp1...ypnMod(...a...)  yp1...ypnMod(...b...)).


Эти записи означают, что  стоит на 7-м месте, переменные xk1,…,xkm стоят соотв. на k1,…, km-ных местах, переменные yp1,..., ypn – на p1,..., pn-ных местах соотв. в предикатах Mod. Здесь m+n = 6, все i, kj и ps где j=1,.., m, s=1,.., n, не равны между собой и меньше 7. Термы а и b стоят на i-том месте в предикатах Mod. Переменные с индексом 4 и 6 (стоящие на 4-м или 6-м месте в предикатах Mod) – это переменные типа N/(N,N). Все остальные переменные, кроме , имеют тип N.

Из этих определений видно, что a ik1…km b  (a ik1…km b)  (b ik1…km a).

Выражение a ik1…km b я буду называть «слабым ik1…km-включением а в b», выражение a ik1…km b - «слабым ik1…km-равенством а и b».

Каждому «слабому равенству» «a ik1…km b» соответствует свое «сильное равенство»:


DSEik1…km. a =ik1…km b  a ik1…km b  Mod(…a…)  Mod(…b…),


где под обозначением Mod(…a…) здесь имеется в виду предикат Mod, в котором связаны кванторами существования все переменные, кроме переменной а, стоящей на i-том месте, и переменной , стоящей на 7-м месте. В выражениях с индексной формой ik1…km индекс i может пробегать значения от 1 до 6, и при каждом фиксированном i m может принимать значения от 1 до 5. Таким образом, при каждом i получим ++++= 5+10+10+5+1 = 31 вариант определений, следовательно, всего 631 = 186 вариантов. Отношение с индексной формой ik1…km выражает равенство или включение i-объектов по k1-, k2-,…,km-объектам в рамках контекста . Например, модусы могут быть равны между собой по следующим основаниям:

a 21 b  x1(y3y4y5y6Mod(x1,a,y3,y4,y5,y6,)  y3y4y5y6Mod(x1,b,y3,y4,y5,y6,)) – равенство по модам

a 23 b  x3(y1y4y5y6Mod(y1,a,x3,y4,y5,y6,)  y1y4y5y6Mod(y1,b,x3,y4,y5,y6,)) – равенство по моделям

a 2134 b  x1x3x4(y5y6Mod(x1,a,x3,x4,y5,y6,)  y5y6Mod(x1,b,x3,x4,y5,y6,)) – по модам, моделям и проекторам, и т.д.

Теперь можно увидеть, что равенства =1 и =2, фигурировавшие во второй аксиоме, - это соотвественно сильные равенства =123456 и =213456, в связи с чем вторая аксиома точнее должна быть представлена в следующем виде:


(АО2) Mod(a,b,c,f,d,h,)  (a =123456 f(b,c))  (b =213456 h(a,c))  хMod(x,b,c,f,d,h,)  yMod(a,y,c,f,d,h,)

Отдельно можно выделить следующие равенства и включения:


DE21. a 21 b : a  b  c(Moda(c,a,)  Moda(c,b,)),

где “a  b” читается как “a слабо равно b в контексте ”


DI21. a 21 b : a  b  c(Moda(c,a,)  Moda(c,b,)),

где “a  b” читается как “a слабо включено в b в контексте ”


DE23. a 23 b : a * b  x(Model(x,a,)  Model(x,b,)),

где “a * b” читается как “a модельно равно b в контексте ”


Я буду также использовать следующее равенство:


DE. a = b  Moda(a,b,)Moda(b,a,),

где “a = b” читается как “a -равно b”


В-третьих, под первичными определениями я буду понимать т.н. валентные определения, среди которых, по крайней мере, содержатся следующие:


DPModa1. PModa(a,)  b(Moda(b,a,)  Moda(a,b,))  Moda(a,),

где “PModa(a,)” читается как “a есть положительная (ненулевая) -мода”

Здесь положительная мода определяется как такая мода, которая имеет не равную себе моду.


DNModa. NModa(a,)  b(Moda(b,)  Moda(a,b,))  Moda(a,),

где “NModa(a,)” читается как “a есть нулевая -мода”

Таким образом, нулевая мода определяется как мода всех мод.


DPModa2. PModa(a,b,)  Moda(a,b,)  PModa(a,),

где “PModa(a,b,)” читается как “a есть положительная мода модуса b в контексте ”

Здесь вводится двуместный предикат, утверждающий, что а является не просто модой модуса b, но его положительной модой.


DPModus. PModus(a,)  bPModa(b,a,),

где “PModus(a,)” читается как “a есть положительный -модус”

Положительный модус определяется как модус, у которого найдется положительная мода.


DIModa. IModa(a,)  Modus(a,)  b(Modus(b,)  Moda(b,a,)),

где “IModa(a,)” читается как “a есть бесконечный (максимальный) -модус”

Бесконечный модус – модус всех модусов, т.е. все модусы являются его модами.


DAt. At(a,)  PModus(a,)  b(PModa(b,a,)  b=a), здесь “At(a,)” читается как “a есть -атом”. В этом смысле атом – это такой положительный модус, который не имеет отличных от себя положительных мод.


§ 6. Первичные теоремы 7-Онтологии


Далее в этом параграфе я буду, как правило, опускать ссылку на спецификатор , выражая предикат Mod(…,) через обозначение Mod(…). Например, под выражением Mod(a,b) следует на самом деле понимать выражение Mod(a,b,), и т.д. Таким образом, далее везде будет предполагаться некоторый фиксированный спецификатор , но явно он в подавляющем большинстве случаев представляться не будет.

Под первичными теоремами Онтологии я буду в нестрогом смысле понимать ряд наиболее важных теорем, описывающих основные свойства и отношения модусов, мод, моделей, проекторов, модулей и сюръекторов.

Для примера я приведу доказательство следующей простой теоремы.


^ Первая теорема собственных моделей. Moda(a,b)  c(Model(c,b)  Mod(a,b,c)), т.e., если а есть мода модуса b, то найдется модель c такая, что c есть (собственная) модель модуса b и a есть мода модуса b в модели c.

Доказательство.(1) Moda(a,b) посылка

(2) Moda(a,b)  cf Mod(a,b,c,f) D12.

(3) cf Mod(a,b,c,f) MP (1), (2)

(4) f Mod(a,b,c0,f) c-снятие (3)

(5) af Mod(a,b,c0,f) a-введение (4)

(6) af Mod(a,b,c0,f)  Model(c0,b) D23.

(7) Model(c0,b) MP (5), (6)

(8) f Mod(a,b,c0,f)  Mod(a,b,c0) D123.

(9) Mod(a,b,c0) MP (4), (8)

(10) Model(c0,b)  Mod(a,b,c0) -введение (7), (9)

(11) c(Model(c,b)  Mod(a,b,c)) c-введение (8)


Я использовал здесь следующие правила вывода ():


  1. A  B  A  B – переход от эквивалентности к импликации. Это правило может быть рассмотрено как частный случай снятия конъюнкции (-снятия) – см. ниже. Особенно часто это правило может применяться в тех случаях, когда эквивалентность A  B представляет из себя какое-либо определение. В этих случаях можно приводить ссылку на название определения справа от импликации A  B (см. строчки (2), (6) и (8)).

  2. AB, A  B, правило модус поненс (modus ponens, MP). Если формула B выводится из формул (i)AB и (j)B в доказательстве, тогда можно писать “MP (i), (j)” или “MP (j), (i)” справа от формулы B (см. строчки (3), (7) и (9)).

  3. aA(a)  A(ai), правило снятия квантора существования (a-снятие). Как и в L-Онтологии, на место переменной а в формуле А подставляется индексированная переменная ai, которая не должна быть эквиформной (равной по форме) никакой ранее появившейся в доказательстве переменной. Подстановки на место индексированной переменной запрещены. Если A(ai) выводится из (i)aA(a), тогда можно писать “a-снятие (i)” справа от формулы A(ai) (см. строчку (4)).

  4. {A(a)}a[b]  aA(a) – правило введения квантора существования (a-введение), где {A(a)}a[b] есть результат правильной подстановки терма b на место терма a в формуле A(a). Для этого правила нет никаких ограничений. Если aA(a) выведена из (i) {A(a)}a[b], то можно писать “a-введение (i)” справа от aA(a) (см. строчки (5) и (11)).

  5. A, B  AB - правило “-введения”. Если AB выведена из строки (i)A и строки (j)B в доказательстве, тогда можно писать “-введение (i), (j)” справа от AB (см. строку (10)).


Доказательство Первой теоремы собственных моделей использует теорему дедукции: если формула А влечет формулу В, то формула АВ является теоремой с обычным ограничением на варьирование переменных в выводе В из А. В этом случае формула А обозначается как посылка доказательства (см. строку (1)). Я буду также предполагать использование других правил вывода и теорем Исчисления предикатов, поскольку последнее может быть выведено как частный случай в L-Онтологии. Для такого погружения достаточно уже средств Прототетики и общей логики именных выражений L-Онтологии (более подробно о правилах вывода в L-Онтологии см.11). Все эти средства сохраняются и в моей версии Онтологии. Что касается Онтологических определений и Правила экстенсиональности, лежащего в основании неэлементарной Онтологии, то об этом будет сказано ниже. Я буду также предполагать использование правила подстановки в той же форме, как оно используется в L-Онтологии. Однако, чтобы не загромождать изложение излишними техническими деталями, во многих случаях я буду давать только формулировки теорем или краткие комментарии к их доказательству.

Используя те же логические средства, могут быть доказаны, например, следующие теоремы.

^ Вторая теорема собственных моделей. Model(a,b)  c(Moda(c,b)  Mod(c,b,a)), т.e., если a есть (собственная) модель модуса b, тогда найдется мода c модуса b такая, что c есть мода модуса b в модели a.

^ Третья теорема собственных моделей. Model(a)  bModel(a,b), т.e., если a есть модель, то найдется модус b, для которого а есть (собственная) модель.

Теорема модельной данности. Modus(a)  bModel(b,a), т.e., если a есть модус, то для а найдется (собственная) модель b.

^ Первая теорема собственных модулей. Moda(a,b)  d(Modul(d,a)  Mod*(a,b,d)), т.e., если а есть мода модуса b, то найдется модуль d такой, что d есть (собственный) модуль моды а, и b есть модус моды а в модуле d.

^ Вторая теорема собственных модулей. Modul(a,b)  c(Moda(b,c)  Mod*(b,c,a)), т.e., если a есть (собственный) модуль моды b, тогда найдется модус c моды b такой, что c есть модус моды b в модуле a.

^ Третья теорема собственных модулей. Modul(a)  bModul(a,b), т.e., если a есть модуль, то найдется мода b, для которой а есть (собственный) модуль.

Теорема модульной данности. Moda(a)  bModul(b,a), т.e., если a есть мода, то для а найдется (собственный) модуль b.

Природа первичных Определений Dk1…km такова, что легко могут быть доказаны различные Леммы согласования, часто использующиеся в доказательствах:


LCoord(k1…km/p1…pm). ((k1kn / p1pm)-Лемма согласования).


Modk1…kn7(ak1,…,akn,)  Modp1…pm7(bp1,…,bpm,),


где (bp1,…,bpm) – поднабор набора (ak1,…,akn)


^ Теорема равносильности. Moda(a,b,)  Modus(a,)  d(Moda(b,d,)  Moda(a,d,))  Moda(b,b,). В этой теореме 1-я аксиома Онтологии дополняется следованием справа налево.


^ Теорема тождественной моды. Modus(a)  Moda(a,a), т.e., если a есть модус, то а есть мода самого себя.

Эта теорема утверждает, что всякий модус является одновременно и своей собственной модой, доказательство чего следует из первой Аксиомы Онтологии (АО1), утверждающей, в частности, рефлексивность предиката «быть модой модуса».

^ Теорема модальности модуса. Modus(a)  Moda(a), т.e., если a есть модус, то а есть мода.

Следовательно, всякий модус – одновременно мода, что и понятно из предыдущей теоремы, где утверждается, что модус – мода самого себя, и, в частности, - просто мода.

^ Теорема модусности моды. Moda(a)  Modus(a), т.e., если a есть мода, то а есть модус.

Эта теорема, наоборот, утверждает, что всякая мода является модусом. В доказательстве этой теоремы используется Вторая Аксиома Онтологии (АО2), позволяющая заключить от модальной природы а к участию а в равенстве с некоторым х: а = х. А так как равенство а = х – это в том числе утверждение о том, что х есть мода модуса а, то а оказывается модусом.

Соединяя вместе последние две теоремы, получим:

^ Теорема эквивалентности моды и модуса. Moda(a)  Modus(a), т.e., a есть мода если и только если (е.т.е.) a есть модус.

Следовательно, понятия «мода» и «модус» имеют лишь относительный смысл. В общем случае любая мода – модус, а любой модус – мода.

Используя модус-модальную эквивалентность, можно теперь все теоремы, относящиеся к модусам, формулировать как теоремы для мод, и обратно.

^ Теорема эквивалентности модуса и тождественной моды. Modus(a)  Moda(a,a), т.e., a есть модус е.т.е. a есть своя собственная мода.


Теорема транзитивности. Moda(a,b)Moda(b,c)  Moda(a,c), т.e., если a есть мода модуса b и b есть мода модуса c, то a есть мода модуса c.

Это свойство практически заложено в формулировке Первой аксиомы АО1.


Теорема модусной эквивалентности.

  1. Modus(a)  a = a

  2. a = b  b = a

  3. a = b  b = c  a = c

Согласно этой теореме, отношение = есть отношение эквивалентности на модусах. В самом деле, эта теорема может быть сформулирована в следующем виде:

Теорема модусной эквивалентности*.

  1. Modus(a)  a = a

  2. Modus(a) Modus(b)  (a = b  b = a)

  3. Modus(a) Modus(b) Modus(c)  (a = b  b = c  a = c)


Теорема модусного порядка.

  1. Modus(a)  Moda(a,a)

  2. Moda(a,b)  Moda(b,a)  a = b

  3. Moda(a,b)  Moda(b,c)  Moda(a,c)

Эта теорема описывает свойства предиката «быть модой» как свойства нестрогого порядка на модусах-модах.


Теорема модельной единицы. Modus(a)  b(Model(b,a)  Mod(a,a,b)), т.e., если a есть модус, то для некоторого b верно, что b есть модель a и a есть мода самого себя в этой модели b.

Такую модель можно называть «модельной единицей» для модуса а. Модельная единица представляет из себя такие ограничивающие условия, которые оставляют модус неизменным, т.е. по сути не ограничивают его. Теорема модельной единицы утверждает, что любой модус обладает такой моделью.

^ Теорема модульной единицы. Modа(a)  b(Modul(b,a)  Mod(a,a,b)), т.e., если a есть мода, то для некоторого b верно, что b есть модуль a, и a есть мода самой себя в этом модуле b.

Такой модуль можно называть «модульной единицей» для моды а. Модульная единица представляет из себя такие расширяющие условия, которые оставляют моду неизменной, т.е. по сути не расширяют ее. Теорема модульной единицы утверждает, что любая мода обладает таким модулем.

^ Теорема антитранзитивности. Moda(b,a)  Moda(b,c)  Moda(a,c), т.e., если b есть мода a и b не есть мода c, то a не есть мода c.

Это свойство следует из свойства транзитивности, выражая его антипод, т.е. такую систему условий, когда свойство транзитивности не верно.

^ Теорема эквивалентности положительных модуса и тождественной моды. PModus(a)  PModa(a,a), т.e., a есть положительный модус е.т.е. a есть положительная мода самого себя.

^ Теорема эквивалентности положительных моды и модуса. PModus(a)  PModa(a), т.e., a есть положительный модус е.т.е. a есть положительная мода.

Следовательно, и для положительных мод-модусов их различие лишь относительно.

^ Теорема нулевой моды. NModa(a)  Moda(c,a)  NModa(c), т.e., если a есть нулевая мода и c есть мода a, то с есть нулевая мода. Иными словами, мода нулевой моды сама есть нулевая мода.

^ Теорема универсальности нулевой моды. Moda(a)  NModa(b)  Moda(b,a) – нулевая мода есть мода любой моды. Или:

Следовательно, у всякого модуса, как минимум, всегда есть две моды (не обязательно разные) – это тождественная мода и нулевая мода.

^ Теорема модальной несовместимости. PModa(a)  NModa(a)  Moda(a) – любая мода является либо положительной модой, либо нулевой, третьего не дано.

Теорема положительной транзитивности. PModa(a,b)  PModa(b,c)  PModa(a,c), т.e., если a есть положительная мода b и b есть положительная мода c, то a есть положительная мода c.

^ Теорема переноса положительной моды. PModa(a)  Moda(a,b)  PModa(b) – модус, обладающий положительной модой, сам есть положительная мода.

Теорема слабого равенства. (i) a  a

(ii) a  b  b  a

(iii) a  b  b  c  a  c

Эта теорема утверждает, что отношение «» есть отношение эквивалентности для любых объектов.

^ Первая теорема переноса моды. Moda(a)  a  b  Moda(b) – если а и b слабо равны, и а есть мода, то b также есть мода.

Вторая теорема переноса моды. Moda(a)  a  b  Moda(b) – если а слабо включено в b, и а есть мода, то b также есть мода.

Следующие теоремы показывают тесную связь двух отношений эквивалентности «=» и «».

^ Первая теорема критерия модальности. Moda(a,b)  [c(Moda(c,a)  Moda(c,b))  Moda(a)] – а есть мода b е.т.е. а есть мода и любая мода а есть мода b.

Эта теорема дает критерий определения того, что а есть мода b. Для этого достаточно и необходимо доказать, что а есть мода и любая мода а есть мода b.

^ Теорема модальности равенства. a = b  Moda(a) – если a и b равны, то а есть мода. Утверждение прямо следует из Теоремы равенства.

Вторая теорема критерия модальности. Moda(a,b)  [c(Moda(b,c)  Moda(a,c))  Modus(b)] - а есть мода b е.т.е. b есть модус и любой модус а есть модус b.

Эта теорема интересна тем, что она дает как бы второй («верхний») критерий того, что а есть мода b. Для этого необходимо и достаточно показать, что b есть модус и всякий модус b есть модус а. Равносильность двух критериев («нижнего», модального, и «верхнего», модусного) выражается в следующей теореме:

^ Теорема верхней и нижней эквивалентности. [c(Moda(c,a)  Moda(c,b))]  [c(Moda(a,c)  Moda(b,c)] - любая мода а есть мода b е.т.е. любой модус а есть модус b.

Следовательно, проверив, что а и b есть модусы (или моды), мы можем далее с одинаковым успехом использовать для доказательства их равенства либо первый критерий («нижний»), показывая, что любая мода а есть мода b, и наоборот; либо – второй критерий («верхний»), показывая, что любой модус b есть модус а, и наоборот.

Теорема слабого включения как порядка.

  1. a  a

  2. (a  b)  (b  a)  a  b

  3. (a  b  b  c)  a  c

Эта теорема показывает, что отношение слабого включения есть отношение нестрогого порядка на любых объектах.


Теорема однозначности. Mod(x,b,c,f,d,h)  Mod(y,b,c,f,d,h)  x =123456 y – если моды х и у входят в предикат Mod с модусом b, моделью c, проектором f, модулем d и сюръектором h, то моды х и у равны между собою по всем проективно-модальным объектам.


Хочу заметить, что все доказанные выше теоремы даны «в условной форме» - как импликации или конъюнкции импликаций. В общем случае, как и в L-Онтологии, в 7-Онтологии нельзя доказать, что нечто существует, например, существует нулевая мода или бесконечный модус (как и Лесьневский, я интерпретирую квантор х в смысле «для некоторого х», а не как «существует х»). Онтология совместима с пустым универсумом, когда нет никаких объектов. Присоединение к Онтологии тех или иных достаточных условий существования некоторых объектов будет образовывать уже некоторые частные версии Онтологии.


§ 7. Проблема онтологических определений


Лесьневский использует, кроме прототетических, еще и так называемые «онтологические» определения в L-Онтологии в следующей форме:


а(а L С  a L a  (a)),


где С – вновь вводимое имя, (a) – пропозициональное выражение, содержащее только переменную а в качестве свободной переменной.

В моей версии Онтологии можно было бы также принять схему подобных определений:

(*) а(а  С  a  a  (a)),

где С – вновь вводимое имя, (a) – пропозициональное выражение (типа «S»), содержащее только переменную а в качестве свободной переменной. Поскольку а  а равносильно Modus(a, ), то (*) можно записать также в следующем виде:

(*’) а(а  С  Modus(a, )  (a)).

В этом определении С вводится как мода некоторого класса модусов. Определение (*) я буду называть модально-модусным онтологическим определением, подчеркивая этим, что определяемый термин С выступает здесь как мода, а переменная а пробегает по модусам С.

Кроме модально-модусного онтологичного определения, я буду использовать другие виды онтологических определений, например, модусно-модальные.

Под модусно-модальным онтологическим определением я буду понимать следующий вид определения:

(**) а(С  а  а  а  (a)),

где С – вновь вводимое имя, (a) – пропозициональное выражение (типа «S»), содержащее только переменную а в качестве свободной переменной. Поскольку а  а равносильно Modа(a, ), то (**) можно записать также в следующем виде:

(**’) а(С  а  Modа(a, )  (a)).

В этом виде определений переменная а фигурирует как мода определяемого термина С, т.е. С вводится как модус всех мод некоторого класса.

Перепишем теперь приведенные выше определения в полном виде, через предикат Mod. Получим:

а(Mod127(С,a, )  Mod27(a, )  (a)) – для модально-модусных определений

а(Mod127(a,C, )  Mod17(a, )  (a)) – для модусно-модальных определений

При таком представлении возникает возможность расширить эти два вида определений на общий случай онтологического определения, в дефиниендуме которого фигурирует предикат Modk1…km7, содержащий на том или ином месте определяемый термин. В частности, должны будут возникнуть проекторные и сюръекторные определения, когда определяемый термин  типа N/(N,N) будет стоять на 4-м или 6-м месте в предикате Mod. Напоминаю, что я по-прежнему предполагаю фиксированным во всех представленных выше конструкциях некоторый спецификатор .

Например, получим:

D21. a(Mod127(a,C,)  Mod17(a,)  P(a)) – случай модусно-модального определения модуса С.

D12. a(Mod127(C,a,)  Mod27(a,)  P(a)) – случай модально-модусного определения моды С.

D23.a(Mod237(C,a,)  Mod37(a,)  P(a)) – случай модусно-модельного определения модуса С.

D213. ab(Mod1237(a,C,b,)  Mod137(a,b,)  P(a,b)) – случай модусно-модально-модельного определения модуса C.

D4123. abс(Mod12347(a,b,c,,)  Mod1237(a,b,c,)  P(a,b,c)) – случай проекторно-модально-модусно-модельного определения проектора . В этом определении проектор  определяется через множество своих модусов, мод и моделей.

D412356. abсdh(Mod(a,b,c,,d,h,)  Mod123567(a,b,c,d,h,)  P(a,b,c,d,h(a,d))) – случай проекторно-модально-модусно-модельно-модульно-сюръекторного определения проектора . В этом определении проектор  определяется через множество всех остальных объектов (кроме спецификатора).

Примем здесь то условие, что в онтологическом определении предикат Р, в который входит функтор (проектор или сюръектор), – это предикат на функтор вместе с его аргументами. Например, в определении D412356 предикат Р дан как P(…,h(a,d)), а не просто как Р(…,h).

Указанных видов онтологических определений будет столько же, сколько и слабых включений, т.е. 186 видов.

Среди всех онтологических определений выделим так называемые фрагментарные определения. Это онтологические определения, в которых – если убрать предваряющие кванторы всеобщности - при свободной функторной переменной или константе хотя бы часть аргументов этого функтора оказываются связанными кванторами существования (таким образом, в определении фигурирует свободно только часть, фрагмент, функторного выражения). Это определения вида:

1) ^ Проекторные фрагментарные определения – либо определения D4i1…in, где среди ij, j=1,…,n, нет одновременно 2 и 3, либо определения Dki1…in, где k  4, и среди ij нет одновременно 2,3,4, но есть 4.

1) ^ Сюръекторные фрагментарные определения – либо определения D6i1…in, где среди ij, j=1,…,n, нет одновременно 1 и 5, либо определения Dki1…in, где k  6,и среди ij нет одновременно 1,5,6, но есть 6.

Все остальные онтологические определения можно называть нефрагментарными. Далее я буду принимать версию 7-Онтологии только с нефрагментарными онтологическими определениями.

Одна из интересных особенностей в 7-Онтологии, - это симметрия проективной и сюръективной частей предиката Mod. Используя подходящие определения, можно ввести следующие объекты:


d[]c(b)  x  y(Mod(y,b,c,,) y  x) – определение дифференциала с параметрами ,  и с


x  i[]d(a)  y(Mod*(a,y,d,,) х  у) – определение интеграла с параметрами ,  и d


Если функторы ,  и контекст  фиксированы, то явную ссылку на них можно опускать, используя вместо обозначений d[]c и i[]d символы dc (дифференциал с параметром с) и id (интеграл с параметром d). Дифференциал – то же, что проектор с фиксированной моделью и спецификатором. Он из модуса образует моду. В качестве явного параметра с в дифференциале dc используется модель модуса. Наоборот, интеграл – то же, что сюръектор с фиксированным модулем и спецификатором. Он из моды образует модус. В интеграле id в качестве явного параметра d используется модуль моды. В таком выражении 7-Онтология предстает как некоторая теория обобщенных интегралов и дифференциалов. Различные приложения такой теории чрезвычайно интересны и плодотворны (см. ниже).


§ 8. Законы экстенсиональности в 7-Онтологии


Каждый из введенных выше видов эквивалентности может быть обеспечен соответствующим законом экстенсиональности (LE – Law of Extensionality) в 7-Онтологии. Например:

(LE12)  12   {()  ()}

Закон экстенсиональности (LE12) согласован с равенством мод «a 12 b» (здесь  представляет собой предложениеобразующие функтор одного аргумента, а неэквиформные переменные  и  являются аргументами таких функторов и имеют тип N).

Поскольку Теорема верхней и нижней эквивалентности утверждает равносильность равенств «a 12 b» и «a 21 b», то из (LE12) может быть как теорема выведен закон экстенсиональности (LE21):


(LE21)  21   {()  ()}


В общем случае могут приниматься законы экстенсиональности (LE ik1…km):


(LE ik1…km)  ik1…km   {()  ()},


где (a ik1…km b) - ik1…km-равенство между a и b.

Следовательно, как и слабых равенств, всего возможно 186 законов экстенсиональности.

Я принимаю версию 7-Онтологии с законами экстенсиональности LE21, LE312456, LE412356, LE512346 и LE612345.

Принятие тех или иных законов экстенсиональности будет обеспечивать разные типы и степени «разрешающей способности» Онтологии, т.е. способности или неспособности отождествлять формулы () и (), фигурирующие в консеквентах законов экстенсиональности. В представленной выше версии Онтологии логическая система была построена как обладающая «умеренной степенью близорукости», т.е. не различающая моды и модусы на основании равенств только множеств их мод и модусов и не принимающая во внимание множества моделей, проекторов, модулей и сюръекторов этих мод-модусов. Этот выбор в определенной степени является также данью стратегии максимальной близости Онтологии к L-Онтологии. В общем случае можно пытаться строить иные версии Онтологии, принимающие те или иные версии законов экстенсиональности.


§ 9. К доказательству непротиворечивости 7-Онтологии


Теорема непротиворечивости. Если непротиворечива Прототетика, то непротиворечива и описанная выше версия 7-Онтологии.


Для доказательства этой теоремы необходимо предложить некоторую интерпретацию теорем и правил вывода Онтологии в теоремах и правилах вывода Прототетики. Я буду использовать здесь следующую интерпретацию (I):

1. Если а является переменной или константой типа Т в 7-Онтологии, то I(a) представляет соответственно из себя переменную или константу типа Т* в Прототетике, полученного из Т заменой всех типов N на тип S. При таком соглашении я также буду обозначать I(a) через а.

2. Если f есть проектор или сюръектор, то через I0(f) обозначим сопоставленный ему функтор типа S/(S,S) (однозначность I0(f) при таком соответствии уже предполагается, поскольку f – это либо переменная, и тогда I0(f) – также переменная, либо f – это новая константа в онтологическом определении, и тогда I0(f) – также новая константа в соответствующем прототетическом определении (см. подробнее ниже)). Теперь положим, что интерпретацией функтора f, т.е. I(f), будет в этом случае функтор I0(f)*, где g*(a,b)  g(a,b)ab. I0(f) я буду при этих соглашениях также обозначать далее символом f.

3. Предикат Mod(a,b,c,f,d,h,) я буду интерпретировать в виде прототетической формулы f*(b,c)h*(a,d). В соответствии с соглашениями, в формуле f*(b,c)h*(a,d) функторы f и h представляют из себя прототетические функторы. Формулу f*(b,c)h*(a,d) буду также обозначать через Mod(a,b,c,f*,d,h*,S) – прототетическую (типа S) версию формулы Mod(a,b,c,f,d,h,). S выступит здесь в качестве спецификатора, сопоставленного при интерпретации спецификатору . Замечу также, что функторная часть f одинакова в функторе f и f*, так что кванторы по переменной f* - это кванторы по переменной f.

4. По определению, формула f*(b,c)h*(a,d) равносильна формуле f(b,c)h(a,d)abcd, которую я буду сокращать выражением Mod(a,b,c,f,d,h,S). Таким образом, Mod(a,b,c,f*,d,h*,S)  Mod(a,b,c,f,d,h,S). Рассматривая выражения Mod(a,b,c,f*,d,h*,S) и Mod(a,b,c,f,d,h,S) как формулы некоторой 7S-Онтологии, я буду и в этом случае далее использовать ту же нотацию, что и в общем случае 7-Онтологии. Например, под выражением Moda(a,b,S) будет иметься в виду выражение cfdhMod(a,b,c,f,d,h,S), т.е. cfdh(f(b,c)h(a,d)abcd), и т.д.

5. В остальном формулы 7-Онтологии не изменяются при интерпретации (конечно при том условии, что все выражения для имяобразующих функторов теперь понимаются как выражения для соответствующих предложениеобразующих функторов).

6. Теперь перейдем к доказательству версии первой аксиомы (АО1), получаемой при указанной интерпретации. Приводимые ниже доказательства я буду давать в сокращенном виде, который, однако, вполне позволяет воссоздать полное доказательство.

Здесь могут быть доказаны следующие вспомогательные леммы.

^ Лемма 1. Moda(a,b,S)  a  b

Доказательство.

1. Moda(a,b,S)  a  b

(1) Moda(a,b,S) посылка

(2) cfdh(f(b,c)h(a,d)abcd) определение (1)

(3) f0(b,c0)h0(a,d0)abc0d0 cfdh-снятие (2)

(4) ab -снятие (3)

2. a  b  Moda(a,b,S)

(1) a  b посылка

(2) (a  b)  (a  b)  a  b  a  b -введение (1)

(3) (a,b)  (a,b)  a  b  a  b другая запись (2)

(4) {f(b,c)h(a,d)abcd}c,d,f,h[a,b, , ] представление (3) как

результата подстановки

(5) cfdh(f(b,c)h(a,d)abcd) cfdh-введение (4)

(6) Moda(a,b,S) следствие (5)


Аналогично могут быть доказаны следующие две леммы.


^ Лемма 2. Moda(a,S)  a


Лемма 3. Modus(b,S)  b


Используя леммы, может быть доказана следующая теорема.


Теорема 1. Moda(a,b,S)  Modus(a,S)  d(Moda(b,d,S)  Moda(a,d,S))  Moda(b,b,S)

Доказательство.

(1) Moda(a,b,S) посылка

(2) a  b Лемма 1, (1)

(3) а -снятие (2)

(4) b -снятие (2)

(5) Modus(a,S) Лемма 3, (3)

(6) b  b -введение (4)

(7) Moda(b,b,S) Лемма 1, (6)

+1(8) Moda(b,d,S) посылка

(9) b  d Лемма 1, (8)

(10) d -снятие (9)

(11) a  d -введение (3), (10)

(12) Moda(a,d,S) Лемма 1, (11)

-1 (13) Moda(b,d,S)  Moda(a,d,S) снятие посылки (8)

(14) d(Moda(b,d,S)  Moda(a,d,S)) d-введение (13)

(15) Modus(a,S) 

d(Moda(b,d,S)  Moda(a,d,S))  Moda(b,b,S) -введение (5), (7), (14)


Замечу, что в доказательстве теоремы я использовал внутренние посылки и их снятие (см. напр., строчки 8 и 13). Все такие случаи отмечаются введением внутренней нумерации посылок и их снятий. Строчка, где вводится посылка под номером i, отмечается символом «+i». Строчка, где снимается посылка под номером i, отмечается знаком «-i». После снятия посылки на новые переменные этой посылки можно вводить кванторы всеобщности.


Теорема 1 представляет из себя прототетическую интерпретацию первой аксиомы (АО1) 7-Онтологии.


7. Докажем теперь интерпретацию второй аксиомы 7-Онтологии (АО2).

Здесь также будем использовать вспомогательные леммы.


^ Лемма 4. (a = S123456 b)  a  b

Доказательство.

1. (a = S123456 b)  a  b

(1) a = S123456 b посылка

(2) (a  S123456 b)  Moda(a,S)  Moda(b,S) определение S123456-равенства

(3) Moda(a,S)  Moda(b,S) -снятие (2)

(4) a  b Лемма 1, (3)


2. a  b  (a = S123456 b)

(1) a  b посылка

(2) a  b следствие (1)

+1 (3) f(x,y)  h(a,z)  a  x  y  z посылка

(4) (a  b) 

 ([f(x,y)  h(a,z)  a  x  y  z]  [f(x,y)  h(b,z)  b  x  y  z]) следствие

прототетического Закона Экстенсиональности

(5) [f(x,y)  h(a,z)  a  x  y  z]  [f(x,y)  h(b,z)  b  x  y  z] modus ponens (2), (4)

(6) f(x,y)  h(b,z)  b  x  y  z следствие (3), (5)

-1 (7) ([f(x,y)  h(a,z)  a  x  y  z] 

 [f(x,y)  h(b,z)  b  x  y  z]) снятие посылки (3)

Аналогично доказываем импликацию в другую сторону и переходим к равносильности:

(8) xyzfh([f(x,y)  h(a,z)  a  x  y  z]  [f(x,y)  h(b,z)  b  x  y  z]),

что как раз и представляет из себя определение слабого S123456-равенства.

(9) a  S123456 b

(10) (a  S123456 b)  a  b -введение (1), (9)

(11) (a  S123456 b)  Moda(a,S)  Moda(b,S) Лемма 1, (10)

(12) a = S123456 b по определению, (11)


Аналогично может быть доказана


^ Лемма 5. (a = S213456 b)  a  b


Теперь можем доказать следующую теорему.


Теорема 2. Mod(a,b,c,f,d,h,S)  (a =S123456 f(b,c))  (b =S213456 h(a,c))  хMod(x,b,c,f,d,h,S)  yMod(a,y,c,f,d,h,S)


Доказательство.

1. Mod(a,b,c,f,d,h,S)  (a =S123456 f(b,c))  (b =S213456 h(a,c))  хMod(x,b,c,f,d,h,S)  yMod(a,y,c,f,d,h,S)


(1) Mod(a,b,c,f,d,h,S) посылка

(2) f(b,c)h(a,d)abcd по определению, (1)

(3) a  f(b,c) -снятие (2)

(4) b  h(a,c) -снятие (2)

(5) a =S123456 f(b,c) Лемма 4, (3)

(6) b =S213456 h(a,c) Лемма 5, (4)

(7) хMod(x,b,c,f,d,h,S) следствие (1)

(8) yMod(a,y,c,f,d,h,S) следствие (1)

(9) (a =S123456 f(b,c))  (b =S213456 h(a,c)) 

хMod(x,b,c,f,d,h,S)  yMod(a,y,c,f,d,h,S) -введение (5), (6), (7), (8)


2. (a =S123456 f(b,c))  (b =S213456 h(a,c))  хMod(x,b,c,f,d,h,S)  yMod(a,y,c,f,d,h,S)  Mod(a,b,c,f,d,h,S)


(1) (a =S123456 f(b,c))  (b =S213456 h(a,c)) 

хMod(x,b,c,f,d,h,S)  yMod(a,y,c,f,d,h,S) посылка

(2) a =S123456 f(b,c) -снятие (1)

(3) b =S213456 h(a,c) -снятие (1)

(4) хMod(x,b,c,f,d,h,S) -снятие (1)

(5) a  f(b,c) Лемма 4, (2)

(6) b  h(a,c) Лемма 5, (3)

(7) х(f(b,c)h(a,d)abcd) следствие (4)

(8) cd -снятие (7)

(9) f(b,c)h(a,d)abcd -введение (5), (6), (8)

(10) Mod(a,b,c,f,d,h,S) по определению, (9)


Доказанная Теорема 2 представляет из себя интерпретацию второй аксиомы (АО2) в Прототетике.


8. Покажем теперь, что все нефрагментарные онтологические определения 7-Онтологии могут быть выведены из прототетических определений.

Здесь необходимо заметить, что Слупецкий при доказательстве непротиворечивости L-Онтологии относительно Прототетики использует интерпретацию L-функтора как конъюнкции в Прототетике (см.12). При такой интерпретации онтологическое определение a L C  (a L a)  P(a) перейдет в условное прототетическое определение C  а  a  Q(a). Следовательно, в Прототетике допускаются условные онтологические определения. Я далее буду предполагать, что это условные определения констант C вида


С  а1  …  an  а1  …  an  P(а1, … ,an)


и условные определения прототетических функторов  вида


(b1, … ,bm)  а1  …  an  а1  …  an  P(а1, … ,an, b1, … ,bm)


Рассмотрим теперь пример предложенной выше интерпретации I какого-либо простого онтологического определения из 7-Онтологии в Прототетике. Пусть, например, это будет определение

D21. a(Mod127(a,C,)  Mod17(a,)  P(a)) – случай модусно-модального определения модуса С.

Принимая во внимание Лемму 1, в Прототетике для этой формулы получим формулу

C  а  a  Q(a),

т.е. случай условного прототетического определения (Q(a) – это прототетическая формула, возникающая как результат интерпретации I из онтологической формулы Р(а). Такого рода формулы я буду ниже обозначать символом РI(a)).

Поскольку формула Mod(a,b,c,f,d,h,S) симметрична относительно а, b, c и d, то такой же вид примут интерпретации определений Dij, где i и j не равны 4 и 6. Аналогичная ситуация будет возникать вообще для интерпретации определений Dki1…in, где среди k, i1,…,in не будут встречаться индексы 4 и 6. Например, аналогично Лемме 1, может быть доказана


Лемма 6. Mod12357(a,b,c,d,S)  a  b  c  d


В этом случае, например, онтологическое определение модуля  через моды, модусы и модели


D5123. Mod(a,с,b,,)  Mod1237(a,b,c,)  P(a,b,c)


перейдет в условное прототетическое определение константы 


  a  b  c  a  b  c  PI(a, b, c)


Несколько иная ситуация возникнет в случае онтологических определений Dki1…in, где среди k, i1,…,in будут встречаться индексы 4 или 6. Здесь рассмотрим два случая: 1) индекс 4 или 6 встречается только среди индексов i1,…,in в определении Dki1…in. 2) индекс k принимает значения 4 или 6 в определении Dki1…in.

Рассмотрим 1-й случай. Пусть, например, индекс 4 встречается среди индексов i1,…,in в определении Dki1…in. Поскольку мы рассматриваем нефрагментарные онтологические определения, то среди индексов i1,…,in в этом случае должны обязательно встретиться индексы 2 и 3, выражающие места аргументов того функтора (проектора), который стоит на 4-м месте в предикате Mod. Например, это случай онтологического определения


D51234. Mod123457(a,b,c,f,,)  Mod12347(a,b,c,f,)  P(a,b,c,f(b,c))


модуля  через моды, модусы, модели и проекторы.

Здесь могут быть доказаны следующие леммы.


^ Лемма 7. Mod123457(a,b,c,f,d,S)  f(b,c)  a  b  c  d


Лемма 8. Mod12347(a,b,c,f,S)  f(b,c)  a  b  c


Поэтому онтологическое определение D51234 перейдет при интерпретации I в формулу


  f(b,c)  a  b  c  f(b,c)  a  b  c  PI(a,b,c,f*(b,c))


Замечу, что P(a,b,c,f(b,c)) перейдет в этом случае в формулу PI(a,b,c,f*(b,c)), где онтологическому функтору f будет сопоставлен прототетический функтор f*.

Формула

  f(b,c)  a  b  c  f(b,c)  a  b  c  PI(a,b,c,f*(b,c))

может быть представлена как формула

  f*(b,c)  a  b  c  f*(b,c)  a  b  c  PI(a,b,c,f*(b,c)),

которая может быть выведена из условного прототетического определения

  d  a  b  c  d  a  b  c  PI(a,b,c,d)

подстановкой f*(b,c) на место d.

Другие варианты 1-го случая будут аналогичны рассмотренному в силу симметрии формулы Mod(a,b,c,f,d,h,S) относительно функторов f, h и переменных a, b, c и d.


Рассмотрим 2-й случай, когда индекс k принимает значения 4 или 6 в определении Dki1…in. Пусть, например, индекс k равен 6. Тогда, в силу нефрагментарности определения, среди индексов i1,…,in обязательно должны встретиться индексы 1 и 5. Рассмотрим в качестве иллюстрации определение вида


D612345. Mod(a,b,c,f,d,,)  Mod12347(a,b,c,f,d,)  P(a,b,c,d,f(b,c))


Здесь определяется сюръектор  через все остальные объекты, кроме спецификатора. При интерпретации I это определение перейдет в прототетическую формулу


(a,d)  f(b,c)  a  b  c  d  f(b,c)  a  b  c  d  PI(a,b,c,d,f*(b,c)),


которая может быть представлена как формула


(a,d)  f*(b,c)  a  b  c  d  f*(b,c)  a  b  c  d  PI(a,b,c,d,f*(b,c)),


и выведена подстановкой f*(b,c) на место е из условного прототетического функторного определения


(a,d)  е  a  b  c  d  е  a  b  c  d  PI(a,b,c,d,е),


Опять-таки, остальные варианты 2-го случая будут аналогичны рассмотренному в силу симметрии формулы Mod(a,b,c,f,d,h,S) относительно функторов f, h и переменных a, b, c и d.

Итак, интерпретации всех нефрагментарных онтологических определений могут быть выведены из условных прототетических определений.


9. Наконец, покажем выполнение интерпретаций онтологических законов эстенсиональности в Прототетике.


^ Лемма 9. (a S12 b)  (a  b)

Доказательство.

1. (a  S12 b)  (a  b)

(1) a  S12 b посылка

(2) x(Moda(a,x,S)  Moda(b,x,S)) определение слабого S12-равенства

(3) x(ax  bx) Лемма 1, (2)

(4) ax  bx х-снятие (3)

(5) a
1   2   3



Похожие:

Проективно Модальная Онтология iconПроективно Модальная Онтология
Лесьневского (дальше я буду «Онтологию» Лесьневского называть «l-онтологией»), а по содержанию выражает основные идеи логики всеединства...
Проективно Модальная Онтология iconОсновной вопрос мировоззрения
Онтология как наука выстраивает категориальную структуру, онтология как вид литературы (более широко – искусства) осмысляет уровень...
Проективно Модальная Онтология iconДокументы
1. /онтология.doc
Проективно Модальная Онтология iconДокументы
1. /онтология.doc
Проективно Модальная Онтология iconХристианская философия: общие идеи План Онтология хф
Богу не нужно ничего, кроме себя и своей воли, для сотворения мира (всемогущество Бога-творца)
Проективно Модальная Онтология iconLouis Hirsch Kauffman под названием «Eigenform». Основная новизна статьи состоит в соединении с задача
«исчисления стрелок» (более популярного представления идей Проективно Модальных Онтологий), выделении на этой основе двух видов собственных...
Проективно Модальная Онтология iconМ. Фуко и его "онтология дискурса"
Мишель Фуко представитель структурализма, Зотов настаивает, что в его классическом
Проективно Модальная Онтология iconСоциокультурная традиция: онтология и динамика 09. 00. 11 социальная философия
Защита состоится “12” октября 2006 г в 13-00 часов на заседании диссертационного совета Д. 212. 208. 01 по философским и социологическим...
Проективно Модальная Онтология iconРоссия на перепутье. Онтология добра и зла (о четырёх законах общественного развития)
Спасение страны, по мнению авторов, состоит в том, чтобы направить её историческое развитие не по пути Западной цивилизации, несущей...
Проективно Модальная Онтология iconОнтология имени
В общем случае имя объекта включено в координационную связь с объектом и множеством сопуствующих конструкций. Здесь может быть построена...
Разместите кнопку на своём сайте:
Документы


База данных защищена авторским правом ©podelise.ru 2000-2014
При копировании материала обязательно указание активной ссылки открытой для индексации.
обратиться к администрации
Документы

Разработка сайта — Веб студия Адаманов