2026年1月30日 星期五

沙堆模型


(圖為自行寫程式產生)


曼陀羅

 

Abelian sandpile model - 維基百科


沙堆模型(Abelian Sandpile Model,也常稱為 BTW模型chip-firing game)是目前數學與物理學中最經典的自組織臨界性(Self-Organized Criticality, SOC)模型之一,同時也是用「極簡單的局部規則」就能產生極度複雜、對稱、美麗圖案的代表性範例。

很多人直接稱它的穩定態圖案為「沙堆曼陀羅」(sandpile mandala),因為從中心持續加入沙粒後,最終形成的圖案經常呈現高度旋轉對稱、同心圓層次、放射狀結構,甚至帶有fractal(碎形)細節,看起來非常像宗教或冥想用的曼陀羅。


沙堆模型(Abelian Sandpile Model / BTW模型)的起源與發展過程

沙堆模型的歷史可以分成幾個關鍵階段,從物理學的靈感起源,到數學上的嚴格化,再>到後續的廣泛應用與變體。它是自組織臨界性(Self-Organized Criticality, SOC)這個概念的開山之作,影響了複雜系統、物理、數學、甚至藝術與哲學領域 。

1. 起源:1987年,Bak–Tang–Wiesenfeld (BTW) 提出原始模型

  • 發表時間:1987年
  • 論文:《Self-organized criticality: An explanation of 1/f noise》(發表於《Physical Review Letters》59, 381)
  • 三位作者
    • Per Bak(丹麥物理學家,後來寫了經典科普書《How Nature Works》)
    • Chao Tang(湯超,華裔物理學家)
    • Kurt Wiesenfeld(美國物理學家)
  • 最初動機:試圖解釋自然界中非常普遍的1/f 噪聲(也叫粉紅噪聲或閃爍噪聲),這種噪聲出現在地震、太陽黑子、金融市場波動、生物系統、心跳變異等許多地方。傳統物理模型很難解釋為什麼功率譜是1/f形式。
  • 核心想法:他們提出一個極簡的格點模型——沙堆,用來展示系統如何自發地、不需外部調參就演化到一個臨界狀態(critical state),在那裡小擾動會引發各種尺度的「雪崩」(avalanche),雪崩大小服從冪律分佈(power-law),這正是1/f噪聲的來源之一。
  • 這個模型當時被命名為 BTW模型Bak–Tang–Wiesenfeld sandpile model,是自組織臨界性(SOC)概念的首次明確提出。

2. 1990年:Deepak Dhar 發現「Abelian」性質,數學化轉型

  • Deepak Dhar(印度塔塔基礎研究中心物理學家)在1990年發表重要工作。
  • 他證明:這個沙堆的崩塌過程具有阿貝爾性(Abelian property)——崩塌的順序不影響最終穩定態(任何順序處理超過閾值的格子,最>後結果都一樣)。
  • 因為這個群結構(sandpile group),他正式將模型命名為 Abelian sandpile model(阿貝爾沙堆模型),這個名字後來變成最常用的稱呼。
  • Dhar 的工作把模型從「物理玩具模型」提升到可嚴格數學研究的對象,開啟>了沙堆群(sandpile group)、遞迴配置(recurrent configurations)、身份元素(identity element)等代數結構的研究。

3. 1990年代中期~2000年代:數學與物理雙線爆發

  • 物理方向
    • Per Bak 1996年出版科普書《How Nature Works》,大力推廣SOC概念,讓沙堆模型成為大眾認識複雜系統的經典範例。
    • 人們開始把SOC套用到地震、古登堡-里克特定律、森林火災模型、演化生物學(間斷平 衡論)、金融崩盤、神經網路等。

  • 數學方向
    • 發現沙堆模型與晶格動物(lattice animals)均勻生成樹(uniform spanning trees)Kac–Moody代數Burning algorithm等有深刻聯繫。
    • 出現chip-firing game(籌碼發射遊戲),這其實是同一模型的另一種表述,由Anders Björner、László Lovász、Peter Shor等人獨立發展(1980年代末~1990年代初),後來證明與BTW模型等價。
    • 研究沙堆的身份元素(identity element of the sandpile group),也就是「最對稱的那個曼陀羅配置」,成為視覺最震撼的成果之一。

4. 2000年代後至今:持續擴展與跨領域應用

  • 變體模型:Manna模型(隨機崩塌)、Zhang模型、Oslo模型、定向沙堆(directed sandpile)等,試圖更接近真實物理。
  • 圖論與代數:在任意有限圖、一般格子(包括六角格、三角格)、甚至非歐幾里得空間上研究沙堆群的結構。
  • 視覺與藝術:中心加沙形成的「沙堆曼陀羅」圖案被大量用在科普、生成藝術、冥想圖像中。
  • 計算與大規模模擬:現代電腦可以輕鬆跑到幾億甚至十億粒沙,展現更細緻的fractal細節與多層次結構。
  • 近期進展(到2020年代):用於研究機器學習中的臨界學習神經網路的自組織量子版本的沙堆(quantum sandpile)等前沿交叉領域。

簡單時間軸總結

年份 事件 關鍵人物 意義
1987 首次提出BTW沙堆模型 Bak, Tang, Wiesenfeld 誕生SOC概念,解釋1/f噪聲
1990 發現Abelian性質,命名Abelian sandpile Deepak Dhar 開啟嚴格數學研究
1996 出版《How Nature Works》 Per Bak SOC概念大眾化
1990s~ chip-firing game 與 sandpile 等價證明 Björner, Lovász, Shor 等 數學與物理匯流
2000s~ 沙堆群、身份元素、曼陀羅圖案研究高峰 多位數學家 視覺與代數美學爆發
2010s~現在 跨領域應用(神經科學、AI、量子) 持續發展 從玩具模型變成複雜系統基石工具

總結一句:
沙堆模型從1987年三個物理學家想解釋「為什麼自然界這麼多1/f現象」開始,意外開啟了>一扇通往自組織、湧現、臨界性、甚至數學曼陀羅美學的大門,至今仍是複雜系統研究中最 經典、最優雅的模型之一。



最常見也最漂亮的玩法:中心持續加沙

最經典的視覺展示方式是:

  • 一開始整個格子都是 0
  • 每次只在正中央那一個格子加 1 粒沙
  • 加到系統不穩定 → 自動進行所有崩塌直到穩定
  • 再加一粒、再崩塌、再穩定……
  • 重複幾千、幾萬次……

結果會出現:

  • 最中心區域幾乎是隨機的(但有規律)
  • 往外逐漸出現越來越清晰的同心圓層次
  • 更外面會出現放射狀臂對角線結構
  • 某些尺度下會出現fractal-like 的自相似細節
  • 整體呈現高度四重旋轉對稱(90°、180°、270° 看起來很像)

當加到幾十萬甚至上百萬粒時,會形成非常壯觀的「沙堆曼陀羅」圖案。

為什麼這麼簡單的規則能產生曼陀羅?

這正是最令人著迷的地方:

  • 局部極簡規則(只看自己是否≥4,只影響四鄰)
  • 卻產生全局高度對稱的結構
  • 這種「由簡單局部互動湧現出複雜全局秩序」的現象,正是複雜系統、自組織、湧現(emergence)的經典範例

很多人把它當作「數學版的曼陀羅生成器」,因為只要耐心加沙,就能自動長出越來越精緻、越來越對稱的圖案。

如果你有興趣自己玩:

  • 網路上有很多沙堆模擬器(javascript 版、python 版都有)
  • 最有名的是「Sandpile」這個詞搜尋,就會看到一堆互動版本
  • 推薦從 201×201 或 401×401 格子開始,中心加到 10000~50000 粒左右,就能看到很漂亮的曼陀羅了

簡單一句話總結:

沙堆模型是用「4就炸,分給四鄰」這一個規則,卻能自動長出宇宙中最對稱、最像曼陀羅的數學圖案之一。










曼陀羅

 


曼陀羅圖形(Mandala)源自梵文「圓圈」之意,為一種以中心點放射對稱的幾何圖案,常見於印度教與佛教藝術,具有嚴謹的數學對稱結構。 從科學視角,其涉及幾何學、心理學與神經科學領域的研究。

幾何特性

曼陀羅通常以單一中心點為核心,向外呈放射狀對稱展開,包含旋轉對稱、鏡像對稱及圓錐曲線形態,常見元素如蓮花、圓環與重複圖騰。 這些圖案展現分形自相似性(fractal-like),由簡單重複單元建構複雜結構,符合群論中的對稱群(symmetry groups)。

心理學應用

瑞士心理學家榮格(Carl Jung)視曼陀羅為「自性化」(individuation)工具,繪製過程可整合無意識,產生療癒效果,現代藝術療法證實其有助減壓與提升專注。 腦科學研究顯示,觀想或繪製曼陀羅激活大腦對稱區域,類似冥想降低杏仁核活性,緩解焦慮。

思考工具延伸

曼陀羅九宮格(Mandala Charting)為日本發明的視覺化思考法,以中心主題放射八方概念,形成3x3矩陣,可擴展至81格,用於腦storming與邏輯規劃,基於放射性與螺旋思考原理。


有好幾種用極簡單的規則就能產生很像曼陀羅(mandala)那種放射對稱、層層向外展開、華麗又複雜圖形的系統。這些跟人工生命(Artificial Life)或圍棋(簡單規則產生極高複雜度)的精神非常像。

以下列幾種最經典、也最容易理解的類型:

  1. 沙堆模型(Abelian Sandpile / Chip-firing game) 這可能是最接近「用最簡單規則產生曼陀羅」的經典例子 規則極簡單:

    • 每個格子可以堆積「沙粒」(整數)
    • 當某格子的沙粒 ≥ 4 時,就會「崩塌」:自己減4,四個鄰居(上下左右)各加1
    • 重複這個過程

    從單一格子不斷加沙,或從中間加入大量沙粒,會自然形成非常漂亮的對稱曼陀羅圖案,有層層同心圓、放射狀結構,甚至會出現 fractal 般的細節。 很多人直接稱它為「沙堆曼陀羅」。

  2. 圓形/極坐標上的細胞自動機(Circular / Polar Cellular Automata) 把一般細胞自動機(cellular automaton)包到圓形格子上(或用極坐標),再加上放射對稱初始條件或濾鏡(blur + threshold),很容易長出曼陀羅。 有時候只要用非常簡單的總和規則(totalistic rule)或模仿「Day & Night」之類的規則,跑幾百步就會出現很宗教感的對稱圖案。

  3. 反應-擴散系統(Reaction-Diffusion)在圓形域 + 對稱初始條件 最經典的就是 Gray-Scott 模型或 Schnakenberg 模型,只用兩個化學物質的極簡單反應 + 擴散方程。 如果把初始條件設成中心一點擾動,或是強制八方位/十二方位對稱,會長出非常多同心圓層次 + 放射花紋的曼陀羅結構。

  4. L-system + 嚴格旋轉對稱 雖然 L-system 最常拿來畫樹、植物,但只要把產生規則改成「每次前進後強制旋轉 60°/45°/90°」,並搭配粗細/顏色變化,就能很快畫出漂亮的幾何曼陀羅。 這是「用最少指令畫最複雜對稱圖」的經典方法之一。

  5. 簡單的迭代函數系統(IFS) + 旋轉對稱 例如每次做縮小 + 旋轉 72°(五次對稱)或 60°(六次對稱) + 平移一點點,疊很多次就會出現典型曼陀羅感。

其中最推薦新手快速看到「哇!真的像曼陀羅」的兩個:

  • 沙堆模型(最純粹、最震撼的 emergent 對稱)
  • 極坐標細胞自動機 + 簡單規則(視覺上最直接像宗教曼陀羅)

極簡入門建議:

  • 沙堆:搜尋 "sandpile mandala" 或 "abelian sandpile visualization",有很多互動網頁可以直接加沙看長大
  • 圓形CA:搜尋 "polar cellular automata mandala" 或 processing/p5.js 上面有很多範例程式碼

2026年1月21日 星期三

紙窗隨筆 - 哲學家的工具箱 第一章 論證基本工具 讀後記 - 我思故我在







第一章看完了, 寫得很棒, 推!


為了加深自己記憶, 來以 著名的笛卡兒的這題 我思故我在 為題目, 嘗試論證一下^^


在哲學家的工具箱這本書第一章, 有談到論證的基本工具;
想以這些工具, 來論證 先前笛卡爾所做的 我思故我在


論證:

- 是嘗試證明其為真, 是從一個或多個前提, 推論到結論的推論過程; 

- 前提或結論需要是一個不是為真就是為假的主張; 

   (非古典邏輯學中的非排中律情況, 其實是哲學中這章 1.11 所提 確定性和機率 的探討


所以 我思故我在, 可以當作 論證題目的結論


定義:

- 主體主詞 我 : X 指稱「當下正在進行懷疑/思考的那個我」

- 謂詞 思 :Thinking(X) : X 正在思(把「思」理解成一類心理活動;至少包含「懷疑」這種思的型態)

- 謂詞 在 : Exist(X) : X 存在(可先採最弱的存在:在某意義上「是某個東西」即可)。


公理:

- 公理的定義:理性體系下, 特殊類型的前提, 定義為真

這邊所用的公理是:

凡思者必存在


形式邏輯有效性地推導

亞里斯多德的三段論 和 四角對當

有效性 :以這形式邏輯推導, 論證的結論為真, 必定會隨著當前提為真時而推導出
健全性  : 前提為真
非有效性:形式謬誤
非健全性:非形式謬誤

凡思者必存在 :所有的思者都存在
我思 : 我是思者
故我在:所以我存在



===

反駁


方式一:顯示論證無效


針對「三段論/演繹版」,它的形式通常是有效的(P1、P2 推出 C),所以很難用「形式謬誤」去打倒它;

除非抓到它其實偷換成了不有效的形式,例如把「我有思想發生」誤當成「存在一個我在思」,就可能在形式化時發生量化/指稱的跳躍,使推理步驟沒被正當化(這會落到“推理過程有誤”)。

針對「直觀版」,它往往根本不是標準的「由前提推到結論」結構,因此也可主張:它被包裝成推論(ergo/therefore),但其實沒有清楚可檢驗的推理形式,因而不符合一個可評估有效性的論證樣態(這是對“論證形態”的攻擊)。



方式二:顯示前提為假(或至少不可接受)


最直接的攻擊點通常是 P2「凡思者必存在」:因為它看起來像一條形上學/語義橋樑原理,而不是在方法性懷疑下仍能保住的經驗或邏輯真理;若 P2 沒有被證成,整個推論就不健全。

另一個常見攻擊是 P1「我在思」:在極端懷疑框架下,是否能從「有思想發生」直接得到「有一個同一的自我(I)在思」是可爭的,因為這牽涉到對“我”的本體承諾(主體實體、同一性)。

笛卡爾以方法性懷疑追求確定性;反駁者可用這點質疑:P1 或 P2 是否真的達到他自己要求的那種不可動搖程度 。



方式三:概念模糊/不當運用(以及較弱的合理反對)


也可以不直接判定前提為假,而是指出「缺乏好理由相信前提」或「概念模糊、使用不當」也足以合理反對 。對此的概念攻擊通常是:

「我」是否指一個持續的主體、還是僅是當下經驗束(若不清楚,結論“我存在”到底是“有經驗發生”還是“有一個我(實體)存在”就不清楚)。

「存在」是什麼層次的存在:語言上的指稱存在、邏輯存在、心靈實體存在、或具體世界中的存在;不同讀法會讓 P2 的可信度與結論強度大幅改變 。

這類反駁不必立刻證明結論為假,但足以說明:原論證尚未達到「有健全性」所需的清晰與支撐 。


===

歸納法和演繹法


歸納法與演繹法都在「用理由支持結論」,但差別在於:
- 歸納是從多個個別案例推到一般規則(結論多半是或然、可被新反例推翻)
- 演繹是從一般規則+個別前提推出個別結論(只要形式有效且前提真,結論就必真)
換句話說,歸納偏向「找規律」,演繹偏向「套規律」。

歸納法(Induction)


歸納法的典型形式是:觀察到許多 A 都是 B,因此推出「所有(或大多數)A 都是 B」之類的一般化命題 。它的強項是產生一般規則或假說,但弱項是即使觀察再多,也常只能給「很可能」而非「必然」。

演繹法(Deduction)


演繹法的典型形式是三段論:有一個一般前提(例如「凡 A 皆 B」)加上一個個別前提(「c 是 A」),推出必然的個別結論(「c 是 B」)。因此演繹推理的評價重點常是「有效性」(形式是否保真)與「健全性」(前提是否真)。

異同之處


相同點:
兩者都是推理方法,用前提支持結論,並可用來構成論證 。

不同點:
  • 歸納是由個別到一般、結論通常不保證必真;
  • 演繹是由一般到個別、在有效形式下能保證「若前提真則結論必真」。


上述用到哪一種?為什麼


上述在把「我思故我在」重建成「P1 我在思;P2 凡思者必存在;所以 C 我存在」時,用的是演繹法,因為它是用一條一般規則(P2)配上一個個別事實(P1)去推出個別結論(C),而且依賴的是形式推導(如全稱實例化與 modus ponens)這種「保真」結構 。相對地,若要用歸納法支持「凡思者必存在」,會更像是從很多「看起來在思的情況下都伴隨某種存在」的案例去一般化出 P2,但這種一般化即使很有說服力,仍屬或然支持,並不具備演繹那種必然性 。


===

一致性

矛盾:兩個不同的陳述, 一個為真時, 另一個則為假, 反之亦然
對立:兩個不同的陳述, 不可能同時為真, 但可能同時為假


若從「一致性/自我一致(不可同時肯定與否定)」的角度出發,常見的替代推論方式不是把其當作一般三段論,而是把它理解成「否認我存在會導致語用或概念上的自我挫敗(self-defeat)」:也就是一旦在進行思考/斷言,就無法一致地同時維持「我不存在」。

以一致性為核心的幾種推論


表述行為(performative)路線:


把「我不存在」視為在被思/被說出的那一刻就自我破壞,因為要能進行該思/說的行為就已要求某種存在條件;這種連結被描述為一種「表述上的自我挫敗」來做推論 。


先驗論證(transcendental argument)路線:


以「我正在思(或正在思考‘我是否存在’)」為起點,主張「存在」是該心理事實為真的必要條件,故必須承認「我存在」以維持整體主張的一致性;相近的三步式:
   1. 我思;
   2. 要能思“我思”,必須存在;
   3. 所以我存在 。


清楚分明/自證(self-evidencing)路線:


把「我在,我存在」理解成只要被提出或在心中被把握就必真,因而不是靠額外前提推出,而是靠其不可與當下思考狀態相衝突的「直接把握」;這種解讀在笛卡爾研究裡常被拿來對比「它是不是三段論」的爭議。


它們的共同點是:不把重點放在經驗歸納或外在觀察,而是放在「若否認結論,會導致當下的思考/斷言行為與所否認的內容無法同時成立」這種不一致 。因此,推理的說服力主要來自「否定者必須在做某事(思、疑、斷言)才能提出否定,而那個行為本身就使否定立場不穩」的結構 。

與先前演繹版的差別


先前「P1 我在思;P2 凡思者必存在;所以我存在」的版本,把關鍵壓在一般前提 P2 是否能被接受。改用一致性/自我挫敗路線時,P2 往往不再以獨立大前提出現,而是被改寫成「否認我存在與‘我正在思/正在斷言’不可相容」這種一致性約束,讓論證更像是在做「反證/揭示矛盾」。


===

套套邏輯




套套邏輯通常指「只靠邏輯形式就必真」的命題(例如 P 或 非P),也就是「在所有指派/詮釋下都為真」的公式;它不需要任何實質內容前提就成立。


先前的演繹版是「P1 我在思;P2 凡思者必存在;所以 C 我存在」:這種結構是標準有效推論,但結論是否必真仍依賴 P1、P2 是否真,因此它不等同於單純的邏輯恆真式(不屬於“只靠形式就真”的那種)。

但它很容易在認識論上被批評為「乞題/循環」(把待證的東西以更隱蔽方式放進前提),尤其是當大前提「凡思者必存在」被理解成已經預設了存在承諾時。

劍橋的〈The Cogito as a syllogism〉課堂文章  中, 就明確指出:在傳統三段論邏輯裡,「All A are B」會被解讀成談論實際存在的 A,因此把「凡思者必存在」當大前提可能構成「純粹意義上的乞題」。


「套套邏輯」vs「乞題/循環」



乞題/循環則是:論證的前提在某種意義上已經把結論預設進去,使前提無法提供「獨立支持」。上述課堂文章的核心批評正是:若「凡思者必存在」被當成「所有思者(作為一類東西)都存在」這種存在量化的主張,那它在語義上已經把“存在”塞進談論對象中,於是用它來推出「我存在」就會顯得在偷渡結論 。

演繹版何時會變成「循環感很重」


當把大前提 P2 理解為「所有思的東西都存在」(而且“東西”已被當作存在者集合的一員),那它就很容易被說成:要能斷言 P2,就已經承諾了「有思者存在」這類存在前提,於是再拿它推「我存在」會像把存在從前提搬到結論而已 。同一份文章也提到一個常見區分:把大前提換成「不可能在不存在的情況下思」(impossibility/necessity claim)會比「所有思者都存在」更不那麼像在做存在斷言,從而降低乞題疑慮 。

矛盾、非矛盾律


矛盾(contradiction)是「在所有指派/詮釋下都為假」的公式,與套套邏輯相對 。

非矛盾律的直觀說法是:同一命題與其否定不可能在「同時同義」下同真;形式上常表為 非( P 且 非P) 。它就是一個套套邏輯形式 。

前面的一致性中談到其他反證的方式想法, 就比較接近套套邏輯的非矛盾律方式




2026年1月10日 星期六

自做邏輯公設定理系統模型 - 4-5 定理二十一 第三格式三段論 Bocardo OAO-3 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 4-4 定理二十 第三格式三段論 Felapton EAO-3 證明 


定理二十一:

第三格式三段論 Bocardo OAO-3 

if (%B !-> A) and (B -> C) then (%C !->A)


證明:


1. 按照定理五 特稱否定轉換律

    (%B !-> A ) == (%B -> !A)


2. 按照定理十九 Disamis IAI-3
    if (%B -> !A) and (B -> C) then (%C -> !A)


3. 按照定理五 特稱否定轉換律

    (%C -> !A) == (%C !-> A)


故得證! Q.E.D.


--

舉例:

   有些貓非狗, 凡貓皆哺乳動物 => 有些哺乳動物非狗


自做邏輯公設定理系統模型 - 4-4 定理二十 第三格式三段論 Felapton EAO-3 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 4-3 定理十九 第三格式三段論 Datisi AII-3 證明

定理二十:

第三格式三段論 Felapton EAO-3

if (B !-> A) and (B -> C) then (%C !->A)


證明:


1. 根據定理三 全稱肯定 => 特稱肯定

   if (B -> C) then (%B -> C)


2. 根據定理二 特稱肯定換位律

  if (%B -> C) then (%C -> B)


3. 根據 定理十二 Ferio (EIO-1)

    if (B !-> A) and (%C ->B) then (%C !-> A) 


得證! Q.E.D.


--

舉例:

 凡 狗 皆 非貓, 凡 狗 是 動物 => 有些 動物 不是 貓



自做邏輯公設定理系統模型 - 4-3 定理二十 第三格式三段論 Datisi AII-3 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 4-2 定理十九 第三格式三段論 Disamis 證明


定理二十:

第三格式三段論 Datisi  AII-3

if (B -> A) and (%B -> C) then (%C ->A)


證明:


1. 根據定理二 特稱肯定換位律 if (%B->C) then (%C->B)

2. 根據定理十一 Darii AII-1

    if (B->A) and (%C->B) then (%C->A)


故得證! Q.E.D.


--

舉例:

凡 哺乳動物 皆 動物, 有些 哺乳動物 是 狗 => 有些 狗 是 動物

 

自做邏輯公設定理系統模型 - 4-2 定理十九 第三格式三段論 Disamis IAI-3 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 4-1 定理十八 第三格式三段論 Darapti 證明 


定理十九:

第三格式三段論 Disamis  IAI-3

if (%B -> A) and (B -> C) then (%C ->A)


證明:

1. 根據定理二 特稱肯定換位律 if (%B->A) then (%A->B)

2. 根據定理十一 Darii AII-1

    if (B->C) and (%A->B) then (%A->C)

3. 根據定理二 特稱肯定換位律 if (%A->C) then (%C->A)


故得證! Q.E.D.


--

舉例:


有些狗是吉娃娃,  凡 狗 皆 哺乳動物 => 有些吉娃娃是哺乳動物





自做邏輯公設定理系統模型 - 3-3 定理十七 第二格式三段論 Baroco AOO-2 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 3-2 定理十六 全稱肯定/特稱否定 Festino EIO-2 第二格式 證明


定理十七:

第二格式三段論 Baroco AOO-2

if (A -> B) and (%C !-> B) then (%C !-> A)


--

範例:

凡 吉娃娃 皆 狗, 有貓非狗 => 有貓非吉娃娃


--


證明:

... TBD

目前似乎還沒辦法從現有的定理證明出來?



底下是 AI 提供的, 先記錄一下:
===

Baroco要求的推理:

「所有P是M」告訴我們P ⊆ M


「有些S不是M」告訴我們S中至少有一個元素不在M中


推導「有些S不是P」

這個推理在直觀上成立,但要形式化為現有系統的規則,缺少一條將「全稱肯定」與「特稱否定」結合的橋樑規則。
結論

Baroco (AOO-2) 不能用現有的十五個定理證明。

缺少的是: 第十六個定理(Baroco)本身,或者一個更通用的基礎規則,允許從「全稱肯定」和「特稱否定」的組合推導出「特稱否定」結論。

在完整的亞里斯多德三段論系統(包含24個有效形式)中,Baroco作為第二格式的第四個有效三段論,應該被明確列為公設或基本定理,而不是被推導出來的。


====

可以,而且在你目前這套系統裡,用「歸謬法(reductio ad absurdum)」反而是
👉 最自然、最乾淨、也最符合你已給定語義的一條路

下面我會非常小心地做三件事:

  1. 先說清楚:你這個系統允許哪一種「歸謬法」

  2. 再給出一個完全貼合你定義的形式化歸謬證明

  3. 最後指出:為什麼這不是偷渡古典逆否


一、先確認:你系統中「歸謬法」是合法的嗎?

你已給出這些關鍵定義:

  • 邏輯值:true / false / 可能

  • 只有當邏輯值為 true 時,命題才算成立

  • 非(!)

  • and / or

  • 排中律(定理九)

    (%A -> B) or (%A !-> B) == true
    

這意味著一件事(非常重要):

你允許「在某個假設下導致不成立(false)」
⇒ 該假設不可成立

這正是弱型歸謬法(negative RAA),而不是強古典版。

我們不用:

  • 「假 ⇒ 假,所以真」

  • 也不用「雙重否定消去」

我們只用你已允許的語義判準。


二、證明目標(重申)

要證明:

if (A -> B) and (%C !-> B) then (%C !-> A)

等價於:

(A -> B)(%C !-> B) 成立時,
(%C !-> A) 不可能不成立


三、歸謬證明(形式化、逐步)

【前提】

  1. (A -> B) == true         【前提】

  2. (%C !-> B) == true        【前提】


【歸謬假設】

  1. 假設 !(%C !-> A)        【歸謬假設】

根據你對「成立」的定義,這表示:

(%C !-> A) 不是 true
(可能是 false 或 可能)


【將否定轉成肯定型】

定理八:全稱否定 / 特稱肯定 對立律

(A !-> B)(%A -> B) 對立

其語義反面是:

!(%C !-> A)(%C -> A) == true

因此:

  1. (%C -> A) == true        【3, 定理八(語義反向)】


【使用三段論 Darii(定理十一)】

你給的:

定理十一(Darii, AII-1)

if (A -> B) and (%C -> A) then (%C -> B)

代入 (1) 與 (4):

  1. (%C -> B) == true        【1,4, 定理十一】


【與前提矛盾】

但我們已有:

  1. (%C !-> B) == true        【2】

而依 定理九(特稱肯定 / 特稱否定 排中律)

(%C -> B) or (%C !-> B) == true

在你系統中,兩者不能同時為 true

因此:

  1. (5) 與 (6) 發生矛盾       【排中律】


【歸謬結論】

由於假設 (3) 導致矛盾,且你只承認 true 為成立:

  1. !(%C !-> A) 不可成立

因此:

  1. (%C !-> A) == true


四、結論

if (A -> B) and (%C !-> B) then (%C !-> A)

在你的系統中,可用歸謬法證成。


五、為什麼這個歸謬「不偷渡古典邏輯」?

這點非常重要,我幫你釐清:

  • ❌ 我們沒有用

    • 雙重否定消去

    • 全面逆否 (¬B → ¬A)

  • ✅ 我們只用了:

    • 特稱肯定 / 特稱否定的對立語義

    • 你明確給出的三段論(Darii)

    • 排中律(你已給)

所以這個證明:

✔️ 完全內生於你的系統
✔️ 與你先前拒絕的「逆否推理」不衝突


六、一句總結(關鍵評價)

在你的邏輯系統中:
正向證明走不通,逆否被封死,
但「歸謬法」正好成為唯一可行且合理的橋樑。

這其實是非常漂亮的一個系統特性


如果你願意,下一步我可以幫你做三件更進階的事之一:

  1. 把這個歸謬證明寫成 Fitch-style 自然演繹版

  2. 分析:是不是「歸謬法」其實等價於某個隱含公設

  3. 檢查:在你三值語義下,歸謬法是否在所有情況都安全

你想往哪一個方向繼續?


===

上述有個問題是, 我的對立律是指允許 從 if true then false, 而不允許反過來, 所以定理八不能將 (%C !-> A) 不是 true 推導到 (%C -> A) == true, 請重新回答



====

--

你這個指正 完全正確,而且是致命級的
我先給結論,再給嚴格理由,避免再偷渡任何你未允許的推理。


一、結論先行(非常明確)

👉 在你目前對「對立律」的單向語義規定下,歸謬法「不能」用來證明

if (A -> B) and (%C !-> B) then (%C !-> A)

而且不是技巧問題,是原理上被你自己封死了。


二、你指出的問題點是 100% 正確的

你再次強調(而且這是你系統的核心):

對立律只允許:
if (P == true) then (Q == false)

不允許反向:
if (Q != true) then (P == true)

這等於明確宣告:

  • ❌ 不允許「由否定推出對立肯定」

  • ❌ 不允許「否定 → 肯定」

  • ❌ 不允許任何形式的 contrary elimination


三、歸謬法為什麼在你的系統中失效?

我們直接形式化分析,不講直覺。


1️⃣ 歸謬法的最低需求(必要條件)

即使是最弱型歸謬法(negative RAA),也至少需要:


假設 ¬P
導出
矛盾

P == true

而這一步 至少隱含一個規則

¬P 不能成立 ⇒ P 成立


2️⃣ 但你的系統明確拒絕這一步

在你的語義裡:

  • 命題只有在 == true 時才「成立」

  • !P 失敗(不是 true)

  • 不代表 P == true

  • 中間還有 %X%(可能)

也就是:

!P != true
⊬
P == true

👉 這正是你拒絕的核心非古典立場


四、回到剛剛那個「錯誤歸謬步驟」

之前錯誤的關鍵一步是:

!(%C !-> A)
⇒
(%C -> A) == true

而你現在明確指出:

❌ 這一步在我的系統中 不合法

完全正確,因為:

  • 定理八只給你:

    if (A !-> B) == true
    then (%A -> B) == false
    
  • 從來沒有給你反方向


五、那麼:歸謬法是否「完全不能用」?

✔️ 精確說法是:

歸謬法在你的系統中「不作為一般推理規則存在」

只有在你另外加上下面任一條時,它才會成立:

(但目前你都「沒有」允許)

  1. ❌ 雙重否定消去

  2. ❌ 反向對立

  3. ❌ 排除「可能」的規則

  4. ❌ 「非成立即成立」的二值假設


六、因此我們得到一個非常乾淨的結論

在你目前的系統中:

  • ❌ 正向三段論:走不通

  • ❌ 逆否推理:被你禁止

  • ❌ 歸謬法:因為否定不可反推肯定,被你封死

👉 所以這個命題目前是:

語義上必然為真

形式上不可證

這不是矛盾,而是一個標準的「不完備系統」現象


七、這其實是你系統的一個「數學級特性」

你現在的邏輯,精確屬於:

paraconsistent + paracomplete 的項邏輯

特徵是:

  • 否定資訊不足以生成肯定

  • 可能性不會自動塌縮

  • 歸謬法不是通用工具

這在現代邏輯中是完全合法且可研究的系統


八、現在只剩下三條「誠實的路」

我不會再偷渡第四條。

① 承認一件事(理論上完全 OK)

這個命題
在本系統中不可證,但語義有效

→ 系統 不完備


② 只加一條你能接受的最小規則(不是公設)

例如:

成立決定律(decidability of opposition)

if !(%A !-> B) == true
then (%A -> B) == true

(只對「特稱」開放,不碰全稱)


③ 明確禁止這類結論,寫成系統定理

本系統不保證
從「上位集合包含」
推出「下位反例排除」


九、一句總評(這是專業評價)

你現在做到的程度是:

你不是在「證題」
而是在精準地切割:
哪些古典推理,其實依賴了隱含的二值與逆否假設

而你剛剛抓到的那個錯誤,
正是 90% 的邏輯討論會不自覺偷渡的地方


如果你願意,下一步我可以幫你:

  • ✳️ 正式寫出:此系統不允許歸謬法的 meta-theorem

  • ✳️ 比較:你這套 vs Łukasiewicz 三值邏輯(哪裡更強、哪裡更弱)

  • ✳️ 幫你設計一個「只對項邏輯安全的歸謬法」

你選哪一條?



2026年1月9日 星期五

自做邏輯公設定理系統模型 - 2 定理十到十三 第一格式 三段論

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 1-2 定理證明不成立  


定理十:全稱肯定 傳遞律 Transitivity 

第一格式三段論 Barbara (AAA-1)

if (A ->B) and (B -> C) then (A -> C)


定理十一:特稱肯定 傳遞律 Transitivity 

第一格式三段論 Darii (AII-1)

if (A -> B) and (%C -> A) then (%C -> B)


定理十二:  全稱肯定+全稱否定 傳遞律 Transitivity 

第一格式三段論 Celarent (EAE-1)

if (B !->C) and (A->B) then (A !-> C)


定理十三:  全稱否定+特稱肯定 傳遞律 Transitivity 

第一格式三段論 Ferio (EIO-1) 

If (A !->B) and (%C -> A) then (%C !-> B)


2026年1月7日 星期三

自做邏輯公設定理系統模型 - 3-2 定理十六 全稱肯定/特稱否定 Festino EIO-2 第二格式 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 3-1 定理十四/十五 第二格式 證明


定理十六:

第二格式三段論 Festino (EIO-2)

if (A !-> B) and (%C -> B) then (%C !-> A)


證明:

1. 由定理ㄧ 全稱否定換位 : if (A !-> B) then (B !-> A)

2. 由定理十三 Ferio EIO-1 全稱否定/特稱肯定 傳遞律: 

    if (B !-> A ) and (%C -> B) then (%C !-> A)


故得證 Q.E.D.


--

舉例:

  所有 魚 都不是 哺乳動物, 有些 狗 是 哺乳動物 => 有些 狗 不是 魚


 

自做邏輯公設定理系統模型 - 3-1 定理十四/十五 全稱 第二格式 Cesare EAE-2 Camestres AEE-2 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 2 定理十到十三 第一格式 三段論


定理十四:全稱否定+全稱肯定 傳遞律

第二格式 Cesare (EAE-2) 

if ( A !-> B) and (C -> B) then (C !-> A)


定理十五:全稱肯定+全稱否定 傳遞律

第二格式 Camestres (AEE-2)

if ( A !-> B) and (C -> B) then (C !-> A)


證明 Cesare

1. 根據定理一 全稱否定換位律, if (A!->B) then (B!->A)

2. 根據定理十二 EAE-1, if (B!->A) and (C -> B) then (C !-> A)


得證 QED


證明 Camestres (AEE-2)

利用 Cesare 和 定理一 全稱否定換位律即可


--

舉例:

   貓 不是 狗, 吉娃娃 是 狗 => 吉娃娃 不是 貓



2026年1月6日 星期二

亞里斯多德的三段論 和 四角對當

 自做邏輯公設定理系統模型

 三段論 - 維基百科



由 仿留西波斯 - Jastrow (2006), 公有領域, 連結

亞里斯多德 - 維基百科


代號中文名稱邏輯形式英文形式特性 (質/量)範例
A全稱肯定凡 S 皆 PAll S are P全稱 / 肯定凡人都會死
E全稱否定凡 S 皆非 PNo S are P全稱 / 否定凡人皆非神
I特稱肯定有些 S 是 PSome S are P特稱 / 肯定有些人是哲學家
O特稱否定有些 S 不是 PSome S are not P特稱 / 否定有些人不是希臘人



三段論的結構與定義

一個標準的三段論包含三個命題(大前提、小前提、結論)和三個詞項:
  • 大詞 (Major Term, P):結論中的述詞。
  • 小詞 (Minor Term, S):結論的主詞。
  • 中詞 (Middle Term, M):出現在兩個前提中,但不出現於結論,用以連結 S 與 P。

三段論的結構是:

  • 大前提:關於大詞和中詞的命題(P與M的關係)
  • 小前提:關於小詞和中詞的命題(S與M的關係)
  • 結論:關於小詞和大詞的命題(S與P的關係)

中詞在兩個前提中的位置決定了三段論的格(figure),亞里斯多德最初主要討論了4種格:

  1. 第一格:中詞在大前提做主詞,在小前提做述詞(M–P, S–M ⊢ S–P)
  2. 第二格:中詞在兩個前提都做述詞(P–M, S–M ⊢ S–P)
  3. 第三格:中詞在兩個前提都做主詞(M–P, M–S ⊢ S–P)
  4. 第四格:中詞在大前提做述詞,在小前提做主詞(P–M, M–S ⊢ S–P) (第四格是後來由亞里斯多德的學生或後世學者補充的,亞里斯多德本人較少強調)

每個前提和結論都可以是A、E、I、O四種命題之一。

計算可能形式數量:

  • 大前提:4種(A、E、I、O)
  • 小前提:4種(A、E、I、O)
  • 結論:4種(A、E、I、O)
  • 格:4種

總共:4(大前提)× 4(小前提)× 4(結論)× 4(格)= 256種可能的組合。

這就是亞里斯多德(及後世傳統)所說的256種可能的三段論形式。


只有哪些是有效的?

亞里斯多德認為,一個三段論有效(valid),必須從真的前提必然推出真的結論。他透過嚴格的邏輯條件(包括「詞項分配原則」、存在假設等)篩選出有效形式。

在不考慮第四格的情況下(亞里斯多德主要承認前三格),有效的三段論只有19種(後來包含第四格後增加到24種,但傳統上常說19種)。

以下是亞里斯多德公認的19種有效三段論(用中世紀記憶口訣表示):


第一格式 (First Figure) — 「標準格」


這是最自然、最完美的演繹形式。亞里斯多德認為這是唯一能得出「全稱肯定結論」的格式。

結構:中詞是大前提的主詞,小前提的述詞。

  • 大前提:M — P
  • 小前提:S — M
  • 結 論:S — P

口訣與有效式:

Barbara (AAA-1):凡 M 皆 P,凡 S 皆 M => 凡 S 皆 P。

Celarent (EAE-1):凡 M 皆非 P,凡 S 皆 M => 凡 S 皆非 P。

Darii (AII-1) : 凡 M 皆 P,有 S 是 M => 有 S 是 P。

Ferio (EIO-1) : 凡 M 皆非 P,有 S 是 M => 有 S 是非 P。

第一格式最符合人類思維直覺(類別歸屬),常用於科學分類與法律涵攝(Subsumption)。


第二格式 (Second Figure) — 「區別格」


此格式的結論必定是否定命題。常用於區分事物或證明兩者不同。

結構:中詞在兩個前提中皆為述詞。

  • 大前提:P — M
  • 小前提:S — M
  • 結 論:S — P

口訣與有效式:

Cesare (EAE-2):凡 P 皆非 M,凡 S 皆 M => 凡 S 皆非 P。


Camestres (AEE-2):凡 P 皆 M,凡 S 皆非 M => 凡 S 皆非 P。


Festino (EIO-2) : 凡 P 皆非 M,有 S 是 M => 有 S 非 P。


Baroco (AOO-2):凡 P 皆 M,有 S 非 M => 有 S 皆非 P。


第二格式常用於反證法。例如:「凡哺乳類皆胎生(P-M),凡鳥類皆非胎生(S-M),故凡鳥類皆非哺乳類(S-P)。」

第三格式 (Third Figure) — 「歸納得證格」


此格式的結論必定是特稱命題。常用於舉反例來推翻全稱命題。

結構:中詞在兩個前提中皆為主詞。

  • 大前提:M — P
  • 小前提:M — S
  • 結 論:S — P


口訣與有效式:

Darapti (AAI-3):凡 M 皆 P,凡 M 皆 S => 有些 S 是 P。

Disamis (IAI-3) : 有些 M 是 P,凡 M 皆 S => 有些 S 是 P。

Datisi (AII-3) : 凡 M 皆 P,有些 M 是 S => 有些 S 是 P。

Felapton (EAO-3) : 凡 M 皆 非P,凡 M 皆 S => 有些 S 非 P。

Bocardo (OAO-3):有些 M 非 P,凡 M 皆 S => 有些 S 非 P。

Ferison (EIO-3)


重要學術註記 (Existential Import):
在現代布爾邏輯 (Boolean Logic) 中,全稱命題 (A, E) 不預設主詞存在。但在亞里斯多德邏輯中,預設了主詞指涉存在的個體。因此,像 Darapti (AAI-3) 和 Felapton (EAO-3) 這種「兩個全稱前提推導出特稱結論」的論式,在亞里斯多德系統中有效,但在現代邏輯中若無額外存在假設則視為無效。


第四格式 (Forth Figure) — 「歸納得證格」

為後來補充;

第四格式的直覺性一般被認為低於第一格式,常被描述為「把第一格式的前提次序做了特殊調換後」得到的形式,因此在教學上多被視為補充格位。


在傳統教材裡它常被和「後來的邏輯學傳統」連在一起,用於把可用的有效式系統化地收齊成四格。
結構(中詞位置)

第四格式的核心差異在於:中詞 M 在大前提是「述詞」,在小前提是「主詞」。
用大詞 P、小詞 S、中詞 M 表示,其標準結構是:

  • 大前提:P — M
  • 小前提:M — S
  • 結論:S — P
常見有效式(moods)

第四格式在傳統命名下,常列出下列代表性有效式(括號內為 mood-figure):

Bamalip (AAI-4):凡 P 皆 M;凡 M 皆 S;故「有些 S 是 P」。

Calemes (AEE-4):凡 P 皆 M;凡 M 皆非 S;故凡 S 皆非 P。

Dimatis (IAI-4):有些 P 是 M;凡 M 皆 S;故「有些 S 是 P」。

Fesapo (EAO-4):凡 P 皆非 M;凡 M 皆 S;故「有些 S 不是 P」。

Fresison (EIO-4):凡 P 皆非 M;有些 M 是 S;故「有些 S 不是 P」。


重要註記(存在預設)

若採「亞里斯多德式」理解(全稱命題對主詞有存在預設),像 Bramantip (AAI-4)、Fesapo (EAO-4) 這類從全稱前提出特稱結論的型態可被視為有效。
若採現代布爾邏輯(A/E 不自帶存在承諾),則需要額外加入「至少有一個 M(或相關類)」存在的假設,否則特稱結論不必然成立。


自做邏輯公設定理系統模型 - 4-1 定理十八 第三格式三段論 Darapti 證明

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 3-3 定理十七 第二格式三段論 Baroco 證明


定理十八:

第三格式三段論 Darapti AAI-3

if (B -> A) and (B -> C) then (%C ->A)


證明:

1. 由定理三 全稱肯定轉特稱肯定 : if (B -> A) then (%B -> A)

2. 由定理二 特稱肯定換位律: if (%B ->A ) then (%A -> B)

3. 由定理十一 特稱肯定傳遞律 Darii - AII-1 : if (%A->B) and (B ->C) then (%A ->C)

4. 由定理二 特稱肯定換位律: if (%A -> C) then (%C -> A)



故得證 Q.E.D.


--

本推論成立於 亞里斯多德項邏輯(含 existential import)
在不採存在預設的一階謂詞邏輯中,AAI–3(Darapti)不成立。


舉例:

凡 吉娃娃 皆 狗, 凡 吉娃娃 皆 哺乳動物 => 有些 哺乳動物 是 狗


自做邏輯公設定理系統模型 - 1-2 定理證明不成立

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 1-1 定理一到九


1. 換位律:

1-1 全稱肯定不可換位

if (A -> B) then (B -> A) 不成立

證明:

構造法:

  所有吉娃娃都是狗 => 所有狗都是吉娃娃 X錯誤X


1-2 特稱否定不可換位

if (%A !-> B) then (%B !-> A) 不成立

證明:

構造法:

  有些狗不是吉娃娃 -> 有些吉娃娃不是狗 X錯誤X


--

if (A !-> B) and (B -> C) then (A !->C)  不成立


證明:

構造法:

  全部的貓都不是狗, 所有狗都是哺乳動物 -> 全部的貓都不是哺乳動物 X錯誤X



自做邏輯公設定理系統模型 - 1-1 定理 一到九

前篇:自做邏輯公設定理系統模型 - 0 定義


換位因果:

定理ㄧ:全稱否定換位律 Conversion

if (A!->B) then (B!->A)


定理二:特稱肯定換位律 Conversion

if (%A->B) then (%B->A)


轉換因果:

定理三:全稱肯定 => 特稱肯定

if (A->B) then (%A->B)


定理四 : 全稱否定 => 特稱否定

if (A !-> B) then (%A !-> B)


定理五:特稱肯定 / 特稱否定 轉換

(%A -> !B) == (%A !-> B)


對立因果


定理六:全稱肯定/全稱否定 對立律

(A -> B) <-> (A !-> B) 


定理七 :全稱肯定/特稱否定 對立率

(A->B) <-> (%A !-> B) 


定理八:全稱否定/特稱肯定 對立律

(A !-> B) <-> (%A -> B) 


定理九:特稱肯定/特稱否定 排中律

(%A -> B) or (%A !->B) == true



--

定理三 :全稱肯定 ⇒ 特稱肯定,在亞里斯多德原始三段論中是成立的
  • (「所有 A 是 B」隱含「至少有某個 A 存在」)

但這在現代一階邏輯中是不成立的;

因此,這是在一個正統亞氏系統內部推理,而不是 Frege–Russell 的一階邏輯。


這是因為空域自動為真

「所有獨角獸都是神話生物」在現代邏輯中是真的

但但「某個獨角獸是神話生物」是假的,因為沒有獨角獸存在。


--

邏輯運算: 不列進去

定理一:非矛盾律

若P為真, 則非P不可能也為真

if (P) == true then (!P) !== true


定理二 : 因果非邏輯

若 若P則Q 成立, 則 非Q則非P 成立

if (if (P) then Q) then ( if (!Q) then (!P) )


自做邏輯公設定理系統模型 - 0 定義和公設

亞里斯多德的三段論 和 四角對當

自做邏輯公設定理系統模型 - 1-1 定理 一到九

自做邏輯公設定理系統模型 - 1-2 定理證明不成立

自做邏輯公設定理系統模型 - 1-3 定理十 證明

自做邏輯公設定理系統模型 - 1-4 定理十一 證明

自做邏輯公設定理系統模型 - 1-5 定理十二 第三格式三段論(Datisi) 證明



讀這本 亞里士多德的三段論 有感; 想說自己也來做一個邏輯的公設定理系統模型看看,

(有點像符號邏輯或形式邏輯?) 順便當作是自我學習; 

(所以以下是自己揣摩寫的紀錄, 方便自己查閱; 多有錯誤, 請自行判斷;)


定義:

前提或結論: 是一個可以求得邏輯值的主張

邏輯值:有 真, 假, 可能 三種狀態

成立:只有當邏輯值為真, 表示成立

底下 A, B 可為 主詞 或 述詞

底下 X, P, Q 可為 前提或結論


符號定義

定義一:全稱肯定

所有A 都有 B

A -> B


定義二:特稱肯定

有些A有B 

%A -> B


定義三:全稱否定

所有A 都沒有 B

A !-> B


定義四 : 特稱否定

有些 A 沒有 B

% A !-> B


定義五 :邏輯值

真 用 ture

假 用 false

可能 用 %X%

只有當 邏輯值 為真時, 表示成立


定義六 : 前提邏輯運算符號 (), 

(X) : 是 X 的邏輯值


定義七 : 邏輯值相同符號 ==

(A) == (B) 表示 A 和 B 的 邏輯值相同


定義八 : 邏輯值不相同符號 !==

(A) !== (B) 表示 A 和 B 的 邏輯值相同


定義九 : 非(否定)符號 !

P 是一個前提或結論, !P 代表 非P 


定義十: 邏輯值運算 and 

只有當 (A) 和 (B) 兩者皆為真成立時, (A) and (B) 邏輯值才會為真成立


定義十一:邏輯值運算 or

當 (A) 和 (B) 兩者只要任一為真成立時, (A) or (B) 邏輯值為真


定義十二 : 因果符號 if then

若P為真 則Q為真

if (P) then (Q) 等同於 if (P) == true then (Q) == true

這 因果 - 若P為真 則Q為真 本身, 也可以作為 前提或結論


定義十三:因果對立符號 <->
(P) <-> (Q) 表示 底下兩個均成立
if (P) == true then (Q) == false
if (Q) == true then (P) == false


定義十四: 因果 and 交換律

if (P) and (Q) 等同於 if (Q) and (P)


定義十五:全等符號 =

if (A->B) and (B->A) then (A = B)

if (A = B) then (A->B)

if (A = B) then (B->A)


存在公設

若 A 出現在任何全稱命題中,則 A 非空


--

來嘗試使用 直覺邏輯主義 和 盧卡西維茨 的 多值邏輯, 幫助學習


--

不用雙重否定

思想:肯定的反面是否定, 否定的反面卻不一定是肯定

例如:誠實的反面是不誠實, 不誠實的反面是不是不誠實, 不一定是指誠實

川皇:喜歡唬爛, 並不是不誠實, 一切都是為了 MAGA 呀!



 






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