Vítězslav Švejdar

In TeX/LaTeX, it is
V{\'\i}t{\v e}zslav {\v S}vejdar,
with spaces after both \v's.
V.Š. V.Š.

Introduction

About me

Associate professor at the Department of Logic, College of Arts ("Faculty of Arts"), Charles University in PragueFilozofická fakulta UK, Palachovo nám. 2, 11638 Praha 1. Courses Computability (an introduction to recursive functions), Classical Logic II (with an emphasis on incompleteness and undecidability), and some others related to metamathematics or to algorithms.

Research interests

Interpretability of axiomatic theories, arithmetization, related modal logics, algorithmic aspects of non-classical logics.

Experience and education

During 1982-90 worked as a software developer for an industrial company ČKD Polovodiče. Participation in writing a control system for PDP-11 computers. The system was designed by Jan Pavelka*)Accidentally the same Jan Pavelka who, a few years before turning into a respected software developer, wrote innovative papers about fuzzy logics., and was successfully applied in several branches of industry like steel rolling or international transport of natural gas.

Ph.D. in mathematical logic, Ph.D. study in the Institute of Mathematics of the Academy of Sciences of the Czech Republic. Dissertation Self-Reference and Modal Logic, 1982, supervisor Petr Hájek. Graduated in mathematics from Charles University, 1978, master's thesis Degrees of Interpretability.

Office info, events, miscellaneous updates

Office hours Thu 15:00, or by appointment. For more info please see the image above, or the web of the department.

Nabídka témat bakalářských a diplomových prací: TemataPraci13.pdf

Publications

BibTeX file

BibTeX entries can be taken from sv.bib. Note that the file contains a preamble with some strings and macros.

Book

Some workshop or conference presentations

Papers

Logic: Incompleteness, Complexity, and Necessity (Academia, 2002)

I do not think logic is a field where people are taught how to think logically. Instead, I consider it a theory about deductive thinking for people who already are able to think logically, usually because they have some experience with academic mathematics.

My ambition was to have more than a list of definitions, theorems, and proofs; I am trying to include comments and explanations, and I believe that the reader should be led from some questions to some solutions.

I am grateful to Petr Hájek, who was my teacher and who gave one of the initial impulses for writing this book. He actually wrote only a small part of the text, but much larger part and perhaps everything was inspired by him.

As a result of an agreement with the Academia publishing company, a pdf version of the book is now available (full text!) for study purposes (only!). When downloading the file, it is recommended to download also Errata and save both files to the same folder on local computer. That will activate the links in the text marked by big red 'E'. Redistribution and modifications of the file are not allowed! Printing of (any part of) the document is not allowed!

Po domluvě s nakladatelstvím Academia je nyní plný text knihy ve formátu pdf přístupný pro studium (pouze!). Při kopírování souboru na lokální počítač je doporučeno stáhnout také Errata a umístit oba soubory do téže složky. Soubor nesmí být dále šířen ani nesmí být modifikován! Žádná jeho část nesmí být tištěna!

Click on the blue word 'Academia' on the first page of the book to obtain further information about their bookstores and other books they publish.

Comments and additions to Errata are welcome.

Modal and non-classical logics

SIS ALG119008.

Exams

Please solve at least 11 exercises from the recently updated list and bring a list of them (just their numbers) to the exam. The ability to distinguish intuitionistic tautologies and non-tautologies is considered a must no matter whether the corresponding exercise (number 12) is on your list.

Course contents in Fall 2024/25

Jan 9th, 2025
Intuitionistic tautologies and non-tautologies, constructions of Kripke counterexamples. The Rieger-Nishimura lattice of infinitely many intuitionistically non-equivalent formulas built up from a single atom. This was left without a proof. The relationship between classical and intuitionistic logic: Glivenko's (not, as mistakenly stated in the lecture, Kolmogorov's) theorem says that A is a classical tautology if and only if ¬¬A is an intuitionistic tautology. This theorem is described as an embedding of classical logic into intuitionistic logic, and it actually says that of the two, intuitionistic logic is the richer. The sequent calculus GJ. Saturated sequents. The completeness proof for GJ remained unfinished, but it can be reconstructed by modifying a completeness proof for K4 given in the exercises.
Dec 19th, 2024
Kripke semantics of intuitionistic propositional logic. Every intuitionistic tautology is a classical tautology, but not vice versa.
Homework 1. Verify that A∨¬A → (¬¬A → A) is an intuitionistically tautological schema.
Homework 2. Is (¬C → A∨B) → (¬C→A) ∨ (¬C→B) an intuitionistically tautological schema?
Dec 12th, 2024
Bisimulation between frames or models. The characteristic class of a logic is closed under p‑morphic images, disjoint unions and subframes generated by a node. This fact yields a tool for proving that a particular class (like the class of all irreflexive frames) is not the characteristic class of any logic.
Homework 1. Prove that the class of all asymmetric frames (where the accessibility relation satisfies ∀x∀y(xRy ⇒ ¬(yRx)) is not the characteristic class of any logic.
Homework 2. Find the characteristic class of the schema □(□A → B) ∨ □(□B → A). Write down a justification of your answer.
Homework 3. Determine whether the class of all 〈W,R〉 where R is a strict linear order on W is the characteristic class of some logic.
Dec 5th, 2024
Cresswell's model showing that K + H ⊬ L. Sequent calculus for GL has a single modal rule 〈Γ,□Γ,□A ⇒ A〉 / 〈□Γ ⇒ □A〉. The decision procedure (proof of the completeness theorem) for K can be modified so that it works for GL.
Homework 1. Consider the Cresswell's frame and the valuation where p is refuted at a0 and satisfied at all other nodes, and other atoms are everywhere refuted. Identify the nodes that refute the formula □(□p → p) → □p. Find an instance of L that is refuted at a2.
Homework 2. Prove the formula ¬□⊥ → ¬□¬□⊥ in the sequent calculus for GL.
Nov 28th, 2024
The closure of K under the un-necessitation rule can also be proved proof-theoretically. The characteristic class of the schema L is the class of all transitive reversely well-founded frames. The same class is (somewhat surprisingly) the characteristic class of the schema H, and thus the question whether K + H ⊢ L is not answered yet.
Homework. A sequent calculus for K4 has only one modal rule 〈Γ,□Γ ⇒ A〉 / 〈□Γ ⇒ □A〉. Prove that if a formula A is provable in the Hilbert-style calculus for K4, then the sequent 〈 ⇒ A〉 is provable in the sequent calculus for K4. Also prove that if 〈Γ ⇒ Δ〉 is provable in the sequent calculus, then the implication ⋀Γ → ⋁Δ is provable in the Hilbert-style calculus. Write only the steps that you find essential and skip the routine (or known) ones.
Nov 21st, 2024
Euclidean relations. The notion of characteristic class. Characteristic classes of the traditional modal logics and schemas.
Homework. Use characteristic classes (that is, avoid speaking about truth valuations) and prove that K4 + 5 ⊬ B. Also show that T + B ⊬ 5.
Nov 14th, 2024
A strong variant of completeness theorem for K: every sequent has a cut-free proof or a finite cycle-free counterexample. Thus the cut-elimination theorem and finite model property hold for K. One of several consequences is the following. The set of all formulas provable in K is closed under the rule LR: if □A → A is provable in K, then also A is provable. Thus adding LR to K yields no new provable formulas.
Homework. Invent a brief semantic argument (a picture and a comment in one or two lines) showing that the set of all formulas provable in K is closed under the un-necessitation rule: if □A is provable in K, then also A is provable.
Nov 7th, 2024
First of several soundness theorems: K is sound w.r.t. the class of all Kripke models, T and K4 are sound w.r.t. the class of all models whose accessibility relation is reflexive (or transitive, respectively). An algorithm (processing sequents) about which it is clear that it terminates on every input. Next week we will deduce some theorems, completeness of K included, from this algorithm.
Homework 1. Find a Kripke model K = 〈W,R,⊩〉 and a formula A such that □A → A is but A is not valid in K. Can the model K be chosen so that it is irreflexive, i.e. such that no node in it is accessible from itself?
Homework 2. Characterize (describe in words) all Kripke models in which the formula ¬□⊥ → ¬□¬□⊥ is valid. Construct a model demonstrating that □(□p → p) → □p is not provable in K4 plus ¬□⊥ → ¬□¬□⊥. Again, can the model be chosen so that it is irreflexive?
Oct 31st, 2024
Equivalent axiomatizations of GL: K4 plus L, or K plus L, or K4 plus LR, or K4 plus H. Problems to be solved: can L (or the schema 4) be proved in K plus LR? Can L (or the schema 4) be proved in K plus H? Kripke semantics of modal logic: frames, models and forcing relations (written as ⊩).
Homework 1. Consider a model having four nodes 1, 2, 3 and 4 such that the nodes 3 and 4 are accessible from 1, the node 1 is accessible from 2, and the nodes 2 and 4 are accessible from 4. The atom p is satisfied at 1 and 2. Identify the nodes at which the formula ◇□◇p is satisfied.
Homework 2. Consider a model having three nodes 1, 2 and 3 where 1 sees 2 and both 2 and 3 see 3. Let p be satisfied at 2 and 3 and refuted at 1, and let all other atoms be everywhere refuted. Prove (write down a full proof consisting of Czech or English sentences) that every modal formula A is satisfied at 2 if and only if it is satisfied at 3. Conclude that all instances of the schema 4 are satisfied at all three nodes of this model.
Oct 24th, 2024
Arithmetic semantics of modal logic: necessity is understood as provability formalized inside Peano arithmetic PA. The set ArTaut of all modal formulas that are arithmetic tautologies contains all propositional tautologies and all instances of the schemas K and 4, and is closed under MP, Nec and Löb's rule LR, which makes it possible to derive A from □A → A. Löb's axiom schema L is □(□A → A) → □A. It is equivalent to LR over K4. The official definition of GL, provability logic, is K4 plus L. The formula □⊥ → ⊥ is an example of a formula not in ArTaut. It also shows that the the logic T is not a sublogic of GL. It is not a sublogic of K4 either. These are in fact our first unprovability results.
Oct 17th, 2024
Soundness and completeness of the calculus GK. The cut-elimination theorem for it. Sequent calculus for the logic K and a verification that it simulates the Hilbert-style calculus for K.
Homework. Extend the calculus GK for the case where the equivalence connective ≡ is also considered a basic symbol. The rules should be sound with respect to the truth-value semantics, they should satisfy the subformula property and the proof of the completeness and cut-elimination theorem should go through.
Hint. One left and one right rule are needed, and both are supposed to be binary.
Oct 10th, 2024
Sequent calculus GK for classical propositional logic. The corresponding terminology: sequent, antecedent, succedent, principal, active and side formulas, initial sequents, context sensitive and context insensitive variants of binary rules.
Homework. Find a proof of the sequent 〈 A → B ⇒ ¬A ∨ B 〉.
Oct 3rd, 2024
The traditional modal logics K, T, K4, S4 and S5. Their Hilbert-style calculi. Every modal formula is T‑equivalent to ⊤, or to ⊥, or to a formula not containing the symbols ⊤ and ⊥. The formulas □□A and □A, and also the formulas ◇◇A and ◇A, are S4‑equivalent. Thus in S4 every modality followed by the same modality can be equivalently dropped. The formulas □◇□A → □□A, □A → ◇□A and ◇□A → □◇□A are provable in S5. Indeed, the first can be obtained from the symmetric form of axiom 5 using Thm K(a), the second is an instance of the symmetric form of axiom T, and the third is an instance of schema 5. A tautological consequence of the three formulas is □A → □□A. Thus S5, defined as T plus 5, is in fact an extension of S4.
Homework. (a) Fill the missing part in the proof that □ commutes with conjunction in K. (b) The schema A → □◇A is known as schema B. Prove that B and 5 are equivalent over S4.
Hint. Substitute ◇A for A in schema B. Then prove □◇◇A → □◇A using the symmetric form of 4 (which is already known to be provable in S5).

Properties of axiomatic theories

SIS ALG119006, Zoom.

Exams

Připravte si prosím řešení 21 cvičení z nedávno aktualizovaného seznamu a ke zkoušce přineste jejich seznam (jen čísla). Pokud si přinesete i samotná řešení, můžete do nich na začátku krátce nahlédnout.

Course contents in Fall 2024/25

9. ledna 2025
Pro každé m>0 existují množiny v Σm – Πm. Jejich komplementy jsou v Πm – Σm. Aritmetická hierarchie tedy nekolabuje. Pro každé m>0 také existují Σm‑kompletní a Πm‑kompletní množiny. Množina Th(ℕ) všech sentencí platných v ℕ není v žádné Σm. Je to tedy nearitmetická množina. Z toho plyne jednoduchá verze První Gödelovy věty: je-li T rekurzívně axiomatizovatelná teorie v aritmetickém jazyce taková, že ℕ ⊧ T, pak T je neúplná. Rekurzívně neoddělitelné dvojice RE množin.
7. ledna 2025
Přehled rekurzívně-teoretických pojmů a vztahů mezi nimi.
19. prosince 2024
M-převeditelnost. Univerzální relace pro nějakou třídu množin. Existuje univerzální relace pro třídu všech Δ0 podmnožin množiny N, která je Δ1. Z toho plyne, že pro každé nenulové m existuje univerzální relace pro třídu všech Σm podmnožin množiny N, která sama je Σm.
17. prosince 2024
Párovací funkce (tj. funkce [n,k] ↦ 〈n,k〉), k ní inverzní funkce l a r a také různé syntaktické operace jako substituce za volnou proměnnou nebo připsání negace na začátek (textového řetězce) jsou příklady rekurzívních funkcí. Množina q‑tic je RE, právě když je definičním oborem nějaké částečně rekurzívní funkce. Množina přirozených čísel je RE, právě když je prázdná nebo je oborem hodnot nějaké rekurzívní funkce.
12. prosince 2024
Částečně rekurzívní a rekurzívní funkce. Skládáním (substitucí) částečně rekurzívních funkcí vznikne opět částečně rekurzívní funkce. Definiční obor i obor hodnot částečně rekurzívní funkce jsou RE množiny. Rekurzívní funkce má rekurzívní (tj. Δ1) graf. Základní metodou pro důkaz, že funkce f je (částečně) rekurzívní, zůstává ověření, že její graf je Δ0.
10. prosince 2024
Craigův trik. Rekurzívně axiomatizovatelné teorie. Rekurzívní (tj. Δ1) množiny. Rozhodnutelné teorie. Když T je rekurzívně axiomatizovatelná a úplná, pak je rozhodnutelná. Teorie DO, DNO a SUCC jsou rozhodnutelné, a všechny jejich modely jsou rozhodnutelné struktury. Jedno z cvičení (29 při dosavadním číslování) ukazuje příklad teorie, která je rozhodnutelná ale neúplná.
5. prosince 2024
Pokud τ je Σ‑formule, pak Proofτ(x,w) i Prτ(x) jsou  Σ‑formule. Pokud m≠0, pak jak třída všech Σm podmínek, tak třída všech Πm podmínek je uzavřena na konjunkci, disjunkci a omezenou kvantifikaci. Navíc Σm je uzavřena na existenční kvantifikaci a Πm je uzavřena na univerzální kvantifikaci. Z toho plyne, že každá množina, kterou definuje Σ‑formule, je RE. Takže když existuje Σ‑formule, která definuje množinu axiomů teorie T, pak Thm(T) je RE. Pro teorie DO, SUCC, LO, DNO a také pro každou teorii, která je axiomatizovaná pomocí konečně mnoha axiomů plus případně konečně mnoha schémat, existuje dokonce Δ0‑formule, která definuje množinu jejích axiomů.
3. prosince 2024
Formule Proofτ(x,w), Prτ(x) a Con(τ). Pokud τ definuje T, pak Proofτ(x,w) definuje množinu všech dvojic [φ,m] takových, že m je důkaz formule φ v T, a Prτ(x) definuje množinu všech formulí dokazatelných v T. Pokud τ je Δ0, pak Proofτ(x,w) je Δ0, Prτ(x) je Σ1 a Con(τ) je Π1. Aritmetická hierarchie.
28. listopadu 2024
Pro všechny syntaktické pojmy od termů a formulí k logickým axiomům (a případně k numerálům a k uzávěru formule) existují Δ0‑formule (Term(t), Fla(z) atd.), které je definují v ℕ.
26. listopadu 2024
Kódování textových řetězců pomocí přirozených čísel. Operace s řetězci: určení délky, určení x-tého symbolu, spojení (konkatenace) řetězců, počet výskytů určitého symbolu. Všechny tyto operace (podmínky) jsou Δ0, což lze dokázat použitím zatím nedokázaných faktů: graf funkce [x,z] ↦ zx je Δ0 a graf funkce x ↦ NPB(x) (která určí počet pozitivních bitů v zápisu čísla x) je Δ0 také. Vyvážené (balanced) řetězce.
21. listopadu 2024
Předběžná úvaha o budoucí definici algoritmu: algoritmicky rozhodnutelné množiny musí zahrnout všechny Δ0 množiny, a algoritmicky počitatelné funkce musí zahrnout všechny funkce, jejichž graf je Δ0. Počítačově přesný zápis termů a formulí, neboli syntaktické objekty chápané jako textové řetězce (čili možné vstupy algoritmů).
19. listopadu 2024
Eliminace kvantifikátorů je užitečná nejen jako metoda pro prokazování úplnosti teorií, ale poskytuje také informaci o množinách definovatelných ve strukturách. Δ0 množiny (relace) jako množiny definovatelné Δ0‑formulemi.
14. listopadu 2024
Ještě dva příklady neaxiomatizovatelných tříd: všechny silně souvislé orientované grafy a všechny dobře uspořádané množiny. Definovatelné množiny ve strukturách.
12. listopadu 2024
Struktura nestandardního modelu teorie Th(ℕ). Má-li teorie T neomezeně velké konečné modely, pak má i nekonečné modely. Z toho plyne, že je-li L libovolný jazyk, pak třída všech konečných struktur pro L není axiomatizovatelná. Z toho je dále jasné, že její komplement čili třída všech nekonečných struktur, o kterém víme, že axiomatizovatelný je, není konečně axiomatizovatelný. Löwenheimova-Skolemova věta "směrem nahoru", plná verze: má-li T v L modely, pak má i modely mohutnosti nejvýše |L| + ℵ0; má-li navíc nekonečné modely, pak má i modely každé mohutnosti od |L| + ℵ0 výše.
D. úkol. Cvičení 15 v seznamu nahoře.
7. listopadu 2024
Presburgerova aritmetika je teorie struktury 〈N,+,0,s〉 a z literatury je o ní známo, že umožňuje eliminaci kvantifikátorů. Axiomatizovatelné (elementární) a konečně axiomatizovatelné třídy struktur. Komplement konečně axiomatizovatelné třídy je opět konečně axiomatizovatelná třída. Teorie Th(ℕ) má i nestandardní modely.
5. listopadu 2024
Teorie DOS připouští eliminaci kvantifikátorů a je tedy úplná. Z toho plyne, že i teorie DO je úplná. Zvláštním případem konzervativního rozšíření teorie je definiční rozšíření (rozšíření o definice). Rozdíl mezi konzervativním rozšířením a rozšířením o definice ale nehraje roli v důkazech úplnosti.
31. října 2024
Rozšíření teorie a podteorie. Expanze struktury. Postačující podmínka pro to, aby rozšíření S teorie T bylo konzervativní: každý model T má expanzi, která je modelem S. Teorie DOS je konzervativním rozšířením jak teorie SUCC, tak teorie DO.
29. října 2024
Teorie SUCC umožňuje eliminaci kvantifikátorů, a je tedy úplná. Teorie DO diskétního lineárního uspořádání (discrete order). Jejím preferovaným modelem je struktura 〈N,<〉, kterou značíme ω. Operace s lineárně uspořádanými množinami: λ* je struktura získaná z λ obrácením všech šipek, λ + θ sestává z disjunktních kopií struktur λ a θ, uvnitř nichž je uspořádání zachováno beze změny, avšak navíc jsou všechny prvky v λ menší než všechny prvky v θ, a konečně λ · θ vznikne tak, že v θ nahradíme každý prvek disjunktní kopií struktury λ. Je-li λ libovolné lineární uspořádání, pak ω + (ω* + ω) · λ je model teorie DO.
24. října 2024
Podstatné kroky v důkazu, že teorie SUCC umožňuje eliminaci kvantifikátorů. Z lemmatu 2 (je-li φ konjunkce literálů, pak ∃xφ je ekvivalentní s otevřenou formulí) zbývá dořešit poslední případ, kdy každý literál ve φ obsahující x je negativní, vpravo od nerovnítka se v něm nevyskytuje x a vlevo od nerovnítka je v něm term S(m)(x) vždy se stejným m.
22. října 2024
Teorie SUCC a DNO. Vaughtův test, jeho nikoliv nejsilnější varianta: má-li T nejvýše spočetný jazyk a je bezesporná, pak je-li navíc ℵ0‑kategorická a nemá konečné modely (dokonce stačí, že každé dva její nejvýše spočetné modely jsou spolu izomorfní), pak je úplná. Takže například DNO je úplná. Nechť γn pro n>0 je sentence ∀x1 . . ∀xn∃y(y≠x1 & . . & y≠xn). Pak {γn ; n>0 } je úplná teorie (s prázdným jazykem), což je řešení cvičení 10 a 13. Také cvičení 12 bylo na přednášce vyřešeno. Teorie {γ2,¬γ3} je úplná, ovšem nesplňuje podmínku, že nemá konečné modely. O teorii SUCC umíme dokázat, že není ekvivalentní s žádnou svou konečnou podteorií. Plánem do budoucna ale je dokázat, že není ekvivalentní s vůbec žádnou konečnou teorií. Přesně totéž lze říci o teorii z cvičení 10.
17. října 2024
Věta o úplnosti. Slabá verze Löwenheimovy-Skolemovy věty. Tzv. Skolemův paradox: má-li teorie množin modely, pak má i nejvýše spočetné modely (je ale jasné, že konečné modely nemá). Úplné teorie. Množiny Thm(T) a Ref(T) sentencí dokazatelných a vyvratitelných v T. Pokus o přehlednou axiomatizaci struktury 〈N,0,s〉, čili o nahrazení množiny Th(ℕ) jednodušší množinou axiomů.
15. října 2024
Korektnost pravidel kalkulu HK vůči sémantice klasické predikátové logiky. Relace důsledku. Větu o korektnosti lze pro teorie formulovat také takto: když T ⊢ φ, pak T ⊧ φ.
10. října 2024
Izomorfní a neizomorfní struktury. Ohodnocení proměnných, Tarského definice, platnost formule ve struktuře. Výroková část kalkulu HK je korektní vůči sémantice predikátové logiky s rovností v tom smyslu, že v každé struktuře každé ohodnocení splňuje každou tautologii a když ohodnocení splňuje implikaci i její premisu, splňuje i její závěr.
D. úkol. Vyřešte sémantickou část cvičení 1 (pdf soubor na webu kursu): pro formuli vzniklou obrácením nejvnějšnější implikace existuje ve všech pěti případech existuje struktura, ve které ta formule neplatí. Nebo vyřešte cvičení 9, tam možná jsou zajímavější konstrukce struktur.
8. října 2024
Věta o dedukci v predikátové logice. Sporné a bezesporné teorie. Věta o korektnosti jako základní a možná jediný nástroj pro prokazování nedokazatelnosti. Struktury. Příklady, prominentní číselné struktury.
3. října 2024
Doprohlédnutí hilbertovského kalkulu HK (či HKe) pro klasickou predikátovou logiku s rovností: axiomy rovnosti, pravidla generalizace.
D. úkol. S využitím tautologických důsledků a případně neformálních důkazů zdůvodněte dokazatelnost sentencí ∀x(P(x) → Q(x)) → (∃xP(x) → ∃xQ(x), ∃x∀yR(x,y) → ∀y∃xR(x,y) a ∃x(P(x) → ∀yP(y)).
Návod. Začněte s tautologií ¬P(z) → (P(z) → ∀yP(y)) a s instancí axiomu specifikace, která má v premise závěr této implikace. Méně názorný ale o dost kratší důkaz lze také založit na tom, že pravidlo generalizace aplikujete na formuli ¬∃x(P(x) → ∀yP(y)) → P(y).
1. října 2024
Přehled logické syntaxe: od termů k axiomatickým teoriím. Jednoduchá teorie s axiomy Q1 a Q2. Logické axiomy. Použití tautologií a tautologických důsledků v predikátové logice, neformální důkazy.

Arithmetics and algorithms

SIS ALG110008, Exercises.

Exams (Czech)

Ke zkoušce si prosím připravte (přineste) řešení osmnácti libovolně zvolených cvičení (i s vysvětlením matematického či algoritmického pozadí). Zkouška pak pokračuje prodiskutováním některého důkazu. Kromě termínů vypsaných v SISu se lze domluvit i na jinou dobu, ale ve středu obvykle mohu až tak od 17h, a v pátek pouze ráno a pouze možná. Všechny termíny lze využívat i jako konzultace.

Course contents in Spring 2024/25 (Czech)

25. dubna 2025
Mersennova prvočísla a výsledek F. Colea z roku 1904. Úlohy ve třídě NP. Řády prvků v grupách. Když m je prvočíslo, pak v grupě Φ(m) existují prvky, jejichž řád je φ(m). Na této (v přednášce nedokázané) větě lze založit metodu pro prokazování, že dané (velké) číslo je prvočíslo. Jinak řečeno, lze na ní založit důkaz, že úloha Primes je v NP. Z doslechu víme, že je dokonce v P, to ale má velmi obtížný důkaz.
24. dubna 2025
Počítání s modulárními reprezentacemi, čínská zbytková věta. Kryptografická metoda RSA.
10. dubna 2025
Zobecněná Eulerova věta: umocníme-li v komutativní grupě s n prvky libovolný prvek a na n‑tou (tj. vynásobíme-li a se sebou n−1‑krát) dostaneme neutrální prvek oné grupy. Takže v každé grupě Φ(m) platí aφ(m) = 1. Z toho speciálně plyne Malá věta Fermatova: je-li m prvočíslo a je-li a nenulový prvek struktury ℤm, pak v ℤm (neboli ve Φ(m)) platí am−1 = 1.
3. dubna 2025
Ekvivalentní podmínka pro nesoudělnost: čísla (prvky libovolného oboru integrity) x a y jsou nesoudělná, právě když ∀z(x | yz → x | z). Umocňování modulo m je polynomiálně počitatelná operace.
D. úkol. Na základě znalosti důkazu týkajícího se nesoudělnosti (a s opětovným využitím Bézoutovy věty) dokažte, že x je ireducibilní, právě když je prvočíslem.
27. března 2025
Rozšířený (čtyřsloupcový) Eukleidův algoritmus. Jeho matematický důsledek: Bezoutova rovnice, tj. rovnice tvaru ax + by = c, má v ℤ řešení právě tehdy, když c je dělitelné (každým, čili některým největším, čili každým největším) společným dělitelem čísel a a b. Eukleidův algoritmus nalezne některé řešení, pokud existuje. Algoritmický důsledek: o invertibilitě prvku x v ℤm lze rozhodnout v polynomiálním čase. Navíc, pokud prvek x invertibilní je, prvek k němu inverzní lze také nalézt v polynomiálním čase. V ℤ platí sentence ∀a∀b∃x∃y(ax + by | a & ax + by | b), takže ji lze považovat za dodatečný axiom, který lze přidat k axiomům oboru integrity.
D. úkol. S využitím Eukleidova algoritmu vyřešte cvičení 6 nebo 7 v seznamu nahoře.
20. března 2025
Vlastnosti relace dělitelnosti v oborech integrity. Ireducibilní čísla, nesoudělnost, prvočísla. Číslo (prvek oboru integrity) 1 a každý jeho dělitel jsou nesoudělní s každým číslem. Číslo 0 je soudělné s každým číslem, které není invertibilní. Ireducibilní číslo je nesoudělné s každým číslem kromě svých násobků. Eukleidův algoritmus a z něj odvozená definice největšího společného dělitele. Tento algoritmus pracuje v polynomiálním čase.
D. úkol (1) Dokažte, že polynom x2 + 1 je v ℚ[x] ireducibilní.
D. úkol (2) Dokažte, že každé prvočíslo je ireducibilní.
13. března 2025
Obory integrity a tělesa. Nenulovými prvky v tělese lze krátit. V oboru integrity také, ale má to úplně jiný důkaz. Eulerova grupa přirozeného čísla m>1, Eulerova funkce. Dělitelnost v oborech integrity. Relace dělitelnosti je tranzitivní a reflexivní, ale mohou existovat různé prvky, z nichž každý dělí ten druhý. Takovým prvkům říkáme asociované. Nula je jediným prvkem, který je dělitelný nulou, dělitelé jedničky jsou právě ty prvky, které jsou invertibilní. Když x a y jsou asociované, pak některý z nich (tím pádem ovšem každý z nich) lze z druhého získat vynásobením nějakým invertibilním v.
6. března 2025
Grupy (Abelovy) a (komutativní) okruhy. Invertibilní prvky v monoidech a okruzích. Modulární aritmetika.
27. února 2025
Úloha GCD, neboli úloha nalézt největšího společného dělitele dvou daných přirozených čísel. Komutativní monoidy jako jedna ze základních algebraických struktur.
20. února 2025
Úloha a algoritmus jako základní pojmy teoretické informatiky. Časové nároky algoritmů. Školní algoritmus pro úlohu Mult neboli pro násobení pracuje v kvadratickém čase, školní algoritmus pro sčítání dokonce v lineárním čase. Pro algoritmy, které pracují v čase linárním, kvadratickém, kubickém atd. máme souhrnný název polynomiální algoritmy. Úlohou, pro kterou polynomiální algoritmus neexistuje, je pravděpodobně Factoring, čili úloha nalézt prvočíselný rozklad daného čísla. Ale dokázané to není. Nalezení důkazu, že takový algoritmus opravdu neexistuje, je otevřeným problémem. Dva algoritmy uvedené v přednášce, z nichž jeden dělí dané a různé od nuly a jedničky všemi čísly d splňujícími podmínku 2 ≤ d < a a druhý pouze čísly d splňujícími podmínku 4 ≤ d2 ≤ a, pracují v exponenciálním čase, takže polynomiální rozhodně nejsou.

Huge number calculator

The calculator BNCalc.pdf is implemented as a (set of scripts behind a) pdf document and can be used for operating with really huge integers. Note that there are some undocumented key combinations that make it easier to repeat the given operation. The "result" text field in the "Factoring" page, marked by an arrow in this image, accepts Shift‑M (or Shift‑B with the same meaning). Also, the result text field on the preceding page accepts Shift‑M and Shift‑B.

Incompleteness and Gödel Theorems

Here is an (updated May 17th, 2025) list of exercises.

SIS ALG119007.

Exams (Czech)

Ke zkoušce si prosím připravte řešení dvanácti (z celkového počtu čtrnáct) cvičení. Důkaz Solovayovy věty o úplnosti logiky GL je ke zkoušce nepovinný, ale lze jím případně nahradit něco z ostatních požadavků.

Course contents in Spring 2024/25

6. dubna 2025
Dokončení Solovayova důkazu věty o aritmetické úplnosti logiky GL. Nepodařil se úmysl buď se samostatně zabývat Rosserovou sentencí, nebo ji vyložit jako speciální případ Solovayova důkazu (který začíná z kripkovského modelu, jehož rámec sestává ze dvou nesrovnatelných prvků). Tomuto budou možná věnována nějaká cvičení, ale jejich seznam bude aktualizován a požadavek ke zkoušce upřesněn až později.
5. května 2025
Kromě PA‑tautologií má smysl uvažovat i (větší množinu) všech ℕ‑tautologií. ℕ‑tautologie nejsou uzavřeny na pravidlo Nec, ale obsahují všechny modální formule tvaru □A → A, tj. všechny instance schématu reflexe.
29. dubna 2025
Löbova věta má i o něco přímočařejší důkaz, než je původní Löbův: lze ji odvodit z Druhé Gödelov věty. Z Löbovy věty plyne aritmetická korektnost modálního Löbova pravidla. Protože rozšíření logiky K4 o Löbovo pravidlo je jednou z ekvivalentních axiomatizací logiky dokazatelnosti (tj. logiky GL), logika GL je korektní vůči aritmetické sémantice. Jedna z aplikací tohoto faktu: některé autorererenční rovnice (v tom Gödelova, Henkinova i Löbova) mají jednoznačně určené řešení v tom smyslu, že každá dvě řešení jsou PA–ekvivalentní.
24. dubna 2025
V PA jsou možné i další důkazy bezespornosti, například Robinsonovy aritmetiky. Bylo by k tomu ale potřeba zabývat se tzv. částečnými definicemi pravdy, a pak větou o eliminovatelnosti řezů pro klasickou predikátovou logiku. Důkaz Löbovy věty podle Löbova článku z roku 1955.
22. dubna 2025
Normální (tzv. Tarského) sémantika je formalizovatelní v ZF, a v ZF je dokazatelná i věta o korektnosti: teorie, která má model, je bezesporná. V ZF je dokazatelné i to, že { z ; π(z) } má model. Takže ZF ⊢ Con(π). Z Druhé Gödelovy věty plyne, že existence modelu teorie množin v ZF dokazatelná není. I v PA lze (pomocí ad hoc sémantiky) dokázat bezespornost určitých (slabých) teorií.
17. dubna 2025
Druhá Gödelova věta: pokud T je bezesporné rozšíření PA a τ(z)∈Σ definuje T, pak T⊬Con(τ). Některé souvislosti: Hilbertův program, modální logika.
15. dubna 2025
Několik bezprostředních důsledků Löbových podmínek. Slabá reprezentovatelnost funkcí (s Δ0‑definovatelným grafem) v Q. Věta o autoreferenci.
14. dubna 2025 (nahrazení přednášky z 13. května)
Formalizace dokazatelnosti a bezespornosti v PA. Tvrzení, která mají syntaktický důkaz, například větu o dedukci nebo to, že ve sporné teorii lze dokázat cokoliv, lze dokázat v PA. Löbovy podmínky (Löb's derivability conditions).
10. dubna 2025
Nejen mocniny dvojky, ale i umocňování jako funkci dvou proměnných, a také funkci NPB (number of positive bits) lze formalizovat v PA. Takže lze formalizovat i syntaktické pojmy.
8. dubna 2025
Eukleidův důkaz, že ireducibilních čísel je nekonečně mnoho, lze (s jistou opatrností a s přeformulováním některých argumentů) formalizovat v PA. Také Bézoutovu větu lze v PA formalizovat, z čehož je (v PA) jasné, že ireducibilní čísla jsou přesně ta, která jsou prvočísly.
3. dubna 2025
Schéma LNP (princip nejmenšího prvku) je se schématem indukce ekvivalentní nad Robinsonovou aritmetikou obohacenou o jeden dodatečný axiom. Ale lze ukázat (konstrukcí jednoduchého modelu), že ten dodatečný axiom je nutný. V Peanově aritmetice lze dokázat větu o dělení se zbytkem. První kroky směřující k tomu, že v PA lze formalizovat Eukleidův důkaz, že ireducibilních čísel je nekonečně mnoho.
1. dubna 2025
Peanova aritmetika PA. Parametrická a neparametrická indukce. V PA lze dokázat, že obě operace a uspořádání mají očekávané vlastnosti.
27. března 2025
Teorie je podstatně neúplná, právě když je podstatně nerozhodnutelná. Odstraněním kteréhokoliv z prvních sedmi axiomů Robinsonovy aritmetiky vznikne teorie, která není podstatně nerozhodnutelná. Konečné rozšíření rozhodnutelné teorie je rozhodnutelné. Z toho plyne, že odebráním axiomů z Robinsonovy aritmetiky vždy vznikne teorie, která je nerozhodnutelná. Množina všech logicky platných formulí v aritmetickém jazyce je algoritmicky nerozhodnutelná.
25. března 2025
Rosserovo zobecnění První Gödelovy věty: každé rekurzívně axiomatizovatelné rozšíření T Robinsonovy aritmetiky je neúplné a nerozhodnutelné. Existují Σ1‑ a Π1‑sentence, které jsou nezávislé na T. Že Thm(T) je Σ1‑kompletní, je pravda také, ale z daného důkazu to nevyšlo.
20. března 2025
Strukturální důkaz První Gödelovy věty. Každé rekurzívně axiomatizovatelné Σ1‑korektní rozšíření T Robinsonovy aritmetiky je neúplné a nerozhodnutelné. Thm(T) je Σ1‑kompletní. Existují nezávislé Σ1‑ a Π1‑sentence.
18. března 2025
Dosazením numerálů do Δ0‑formule vždy vznikne sentence, která je v Q dokazatelná nebo vyvratitelná (podle toho, zda platí nebo neplatí v ℕ). Dosazením numerálů do Σ‑formule vždy vznikne sentence, která pokud platí v ℕ, je v Q dokazatelná. Z toho plyne (i), že Δ0‑sentence nemůže být na Q nezávislá a (ii) že Σ‑sentence platná v ℕ je vždy v Q dokazatelná. Přitom (ii) bylo dokázáno jako důsledek (i), ale stojí za zmínku, že (i) plyne z (ii): jak Δ0‑sentence, tak její negace jsou Σ. Všem těmto tvrzením se říká věta o Σ‑úplnosti Robinsonovy aritmetiky.
13. března 2025
Dokazatelnost v Q. Schémata týkající se numerálů, která lze interpretovat tak, že z hlediska uspořádání nemohou nestandardní prvky modelu Robinsonovy aritmetiky být mezi standardními, ani nemohou se standardními být nesrovnatelné, ale musí být za nimi. Atomická sentence je vždy v Q dokazatelná nebo vyvratitelná.
11. března 2025
Robinsonova aritmetika Q. Její jednoduchý model se dvěma nestandardními prvky, z něhož je jasné, že například asociativita a komutativita operací nebo tranzitivita uspořádání nejsou v Q dokazatelné. Q1–Q5 je konzervativní nad Q1–Q3, ale Q1–Q7 není konzervativní nad Q1–Q5.
6. března 2025
Pokračování úvah o množinách K a K0: ani K0 není rekurzívní, protože K je na ni m‑převeditelná; dokonce platí, že každá RE množina je m‑převeditelná na K0, což jinými slovy znamená, že K0 je Σ1‑kompletní. Existence rekurzívně neoddělitelných dvojic disjunktních RE množin.
4. března 2025
Ackermannova funkce. M‑převeditelnost. Vlastnosti množin K a K0: zatím je jasné, že obě jsou RE a K není rekurzívní.
27. února 2025
Operace primitivní rekurze. Zobecněná primitivní rekurze. Dodatek k větě shrnující souvislosti mezi RE a Δ1 množinami a (částečně) rekurzívními funkcemi: nekonečná množina A ⊆ N je Δ1, právě když je oborem hodnot nějaké rostoucí rekurzívní funkce, a je RE, právě když je oborem hodnot nějaké prosté rekurzívní funkce.
25. února 2025
Souvislosti mezi RE a Δ1 množinami a (částečně) rekurzívními funkcemi. Operací substituce a minimalizace vznikne z částečně rekurzívních funkcí opět částečně rekurzívní funkce.
20. února 2025
Rekurzívní množiny. Craigův trik, rekurzívně axiomatizovatelné teorie. Každá rekurzívně axiomatizovatelná úplná teorie je rozhodnutelná. Postova věta, věta o projekci.
18. února 2025
Přehled základních pojmů z vyčíslitelnosti a jejich souvislostí s logikou. Δ0-formule, důležité Δ0 podmínky týkající se čísel nebo syntaktických objektů, formule Proofτ(x,y). RE podmínky, uzavřenost na operace, univerzální RE relace, formule Prτ(x).

Chapters in Classical Logic

About

A seminar partly based on students' presentations, devoted to various topics in metamathematics, non-classical logics, and proof theory. The topics usually include: Provability Logic, independence of the Paris-Harrington combinatorial principle over Peano arithmetic, relations between ZF, GB and the Kelly-Morse set theories, upper and lower bounds for cut-elimination in classical predicate logic, decision procedures for intuitionistic propositional logic. List of topics (in Czech). SIS: ALG500003.

Exams (Czech)

Ke zkoušce je třeba zvládnout témata dle vlastního výběru, která pokrývají 15 dvouhodinovek. Vlastní přednáška se do počtu 15 počítá trojnásobně.

Course contents in 2024/25 (Czech)

Intuicionistická predikátová logika, různá její rozšíření (Marie Fojtíková, 6.5. a 13.5.)
Sémantika intuicionistické predikátové logiky. Silnější varianta relace ≠, neboli relace anglicky zvaná apartness. Dodatečná schémata, jejichž přijetím (přidáním) vzniknou tzv. intermediate logics (česky snad mezilogiky?). Např. schéma DNS demonstruje, že pro intuicionistickou predikátovou logiku neplatí vlastnost konečných modelů (finite model property). Schéma CD (constant domains) platí ve všech kripkovských modelech, v nichž všechny vrcholy mají tutéž nosnou množinu. Schéma ED se objevilo v souvislosti s úvahami, zda (a pokud ne, tak v jakém rozšíření intuicionistické logiky) lze existenční kvantifikátor vyjádřit pomocí ostatních symbolů. Zkoumání některých těchto dodatečných principů je také motivováno otázkou, které z prenexních operací jsou intuicionisticky korektní.
K tomu četba.
Riegerův-Nishimurův svaz (Timea Cochová, 29.4. a 6.5., dvě přednášky)
Formule En a Dn jsou definovány rekurzí, jsou sestaveny pomocí disjunkce a implikace ze symbolu ⊥ a atomu p a mají vlastnost, že formule sestavená z některých dvou z nich pomocí disjunkce, implikace nebo konjunkce je ekvivalentní opět s některou z nich. Vztahy mezi nimi udává svaz (Heytingova algebra) zvaný R.-N. svaz. Dále R.-N.–žebřík je kripkovský model, který demonstruje, že žádné jiné vztahy mezi formulemi En a Dn neplatí. Speciálně, žádné dvě nejsou ekvivalentní.
K tomu četba.
Turingovská převeditelnost a Friedbergova-Muchnikova věta (Martin Q. Putzer, 22.4. a 28.4.)
Rekurzívní funkce, rekurzívní a rekurzívně spočetné množiny, 7 equivalentních definicí. Důkazy o poslední podmínce: 7 implikuje 3, 5 implikuje 7. Addendum: odstraníme-li z podmínky 7 passus o neklesavosti v druhé proměnné, získáme ekvivalentní definici třídy Σ1∪Π1, nahradíme-li neklesavost nerostoucností, získáme definici třídy Π1. Kleeneova věta o normální formě. Neformální diskuse orákul a orákulových strojů, formalizace Turingovými funkcionály pro rekurzívně spočetná orákula, neformální vysvětlení obecného případu. Rozdíl mezi Turingovskou převeditelností a m‑převeditelností. Tvrzení Friedbergovy‑Muchnikovy věty. Podstata prioritní methody. Četba: Prolegomena, kniha André Nies, Ladislav Strojil, Kučerovy přednášky z vyčíslitelnosti, kniha Robert I. Soare obsahuje delší ale hezké vysvětlení. A dodatečně zaslané skriptum.
Matematická neúplnost v Peanově aritmetice (David Roubínek, od 18.3. do 15.4., čtyři přednášky)
Konečná a nekonečná Ramseyova věta. Parisovo-Harringtonovo zesílení Ramseyovy věty neboli princip PH: pro každé k, n a c existuje m, že pro každé obarvení n‑tic přirozených čísel c barvami existuje homogenní množina H (čili taková, že každá n‑tice jejích prvků má tutéž barvu), která má alespoň max(k,min(H)) prvků. Kanamoriho-McAloonův princip KM. Šipkovací notace pro tyto principy. PH i KM jsou dokazatelné v ZF. V Peanově aritmetice PH implikuje KM.
Instance (PH)n a (KM)n principů PH a KM pro standardní čísla v PA dokazatelné jsou. Definice indikátoru.
Důkaz, že z KM lze v PA získat nerozlišitelné (nerozlišitelná čísla, indiscernibles) pro formule s maximálně n+1 volnými proměnnými.
V každém nestandardním modelu Peanovy aritmetiky, v němž platí KM, lze k libovolnému nestandardnímu prvku a sestrojit řez I, který je modelem PA, obsahuje a a má následující vlastnost. Nejmenší číslo b takové, že interval [a,b] šipkuje jistou relaci, je mimo I. Z toho plyne, že v I neplatí KM, a tedy ani PH.
Četba: základními zdroji jsou článek Kanamori-McAloon a kniha od Richarda Keye, přičemž ke studiu je doporučený možná spíš ten článek. Dále článek Ketonen-Solovay a kapitola Paris-Harrington jsou spíš jen pro nahlédnutí či orientaci v historii.
Gentzenův důkaz bezespornosti Peanovy aritmetiky, pokračování (Jiří Rýdl, 4.3. a 11.3.)
Zde je Jiřího handout. Ale tento abstrakt ještě možná bude poupraven. A Jiří možná na začátku setkání v úterý 2. dubna přednese určité shrnutí.
Metamatematika teorií množin (Šimon Pošta, 18.2. a 25.2.2025)
Axiomatika teorií ZF a GB (tato teorie je nověji často označována jako NBG, kde N odkazuje k von Neumannovi). Axiomy GB jsou obvykle formulovány jako sedm nebo osm jednotlivých axiomů, které do značné míry odpovídají axiomům ZF, plus jedno schéma (comprehension schema), které zaručuje, že každá normální vlastnost množin určuje třídu (všech množin, které mají onu vlastnost). Ale GB je konečně axiomatizovatelná, to schéma lze ekvivalentně nahradit sedmi jeho instancemi. Možná témata ke zkoušce: (1) ta konečná axiomatizovatelnost (asi ji lze vyčíst z knihy od Sochora), (2) princip reflexe a nemožnost konečné axiomatizovatelnosti teorie ZF (asi lze vyčíst z knihy od Jecha, a bude to tam velmi stručné, ale odhadl bych, že bude vhodné to trochu revidovat či doplnit z pohledu logika), (3) konzervativita GB nad ZF vůči množinovým sentencím (to lze vyčíst z článku Vopěnka-Hájek, a je také obsaženo v Šimonově handoutu), (4) nedokazatelnost v GB plné indukce pro přirozená čísla (to je také v článku Vopěnka-Hájek, a navíc je to převyprávěno v mém článku v Logica Yearbook).
Pudlákův spodní odhad pro eliminaci řezů (Eliška Schůtová, od 10.12. tři přednášky)
Pudlákova exponenciální aritmetika.
Gentzenův důkaz bezespornosti Peanovy aritmetiky (Jiří Rýdl, zatím 26.11. a 3.12.)
Pro Peanovu aritmetiku lze navrhnout pravidlo gentzenovského kalkulu, které simuluje schéma indukce a přitom nepracuje se zbytečně složitými formulemi. Prosté důkazy, linie (threads), hranice (boundary) a hraniční sekventy, finální úsek důkazu.
Eliminovatelnost řezů v klasické predikátové logice (Martin Georgiu, 12. a 19.11.)
Regulární formule a sekventy, regulární důkazy. Lemma o redukci: důkaz, jehož posledním krokem je řez na formuli θ a v němž všechny ostatní řezové formule mají hloubku menší než θ, lze přepracovat na důkaz téhož sekventu, který má nižší rank než původní důkaz.
Neefektivnost rezoluce (Timotej Šujan, 22.10. až 5.11., tři přednášky)
Rezoluční kalkulus. Efektivní a neefektivní výrokové kalkuly.
Dobrá uspořádání v teoretické informatice (Laura Clowez, 15. a 22.10.)
Na množině všech konečných multimnožin sestavených z prvků fundovaně uspořádané množiny lze přirozeným způsobem definovat uspořádání a dokázat o něm, že je také fundované. To pak lze v některých případech použít k důkazu, že určitý algoritmus se dopočítá na každém vstupu. McCarthyho 91-funkce.
Úvod (V. Švejdar, 8.10.)
Upřesnění programu pro zimní semestr. Timotej, Martin Georgiu a Jiří připravují nebo již mají připraveny přednášky. Plány nad to existují ale moc určité zatím nejsou. Krátký výklad o univerzálních relacích pro určitou třídu množin jako pokus o úvod (začátek úvodu) do zamýšlených přednášek Timoteje nebo Martina Putzera o rekurzívních funkcích.

Interpretation of Gödel incompleteness theorems

About

A seminar based on students' presentations, devoted to reading papers mainly by Smorynski and Detlefsen. Here is a course announcement. SIS: ALGV19006.

Course contents in 2023/24

Smorynského článek Hilbert's Programme (Adam Fürstenzeller, od 14.12., 2 přednášky)
Abstrakt (poskytnutý přednášejícím): Smoryńského článek popisuje situaci, ve které se matematika jako vědecká disciplína ocitla na začátku dvacátého století. Mezi matematiky se vedly diskuse týkající se formulování samotných základů této vědní disciplíny. Jednou z teorií byl intuicionismus, za jehož zakladatele se považuje L. E. J. Brouwer, který ve své disertaci (1907) zformuloval základní myšlenky tohoto směru. Intuicionisté odmítali aktuální nekonečno a využívání aristotelské logiky, zejména zákonu vyloučení třetího, pro nekonečné objekty. Dalším rozšířeným směrem byl formalismus v čele s Davidem Hilbertem. Hlavní myšlenkou formalismu je budování bezesporných axiomatických teorií — sad axiomů, které úplně popisují danou matematickou teorii (věty a axiomy jsou pravdivé, když nejsou ve sporu se svými důsledky — nemusí se nutně jednat o “evidentní” pravdy).
Názorová rozepře mezi Hilbertem a Brouwerem je ústředním tématem celého článku. Smoryński důkladně popisuje jak osobní vztah hlavních dvou protagonistů, tak i ohlasy, které jejich práce vyvolaly. Počátkem dvacátých let získává Brouwer nové stoupence. Jedním z nich byl také H. Weyl, jehož přednáška z roku 1920 přiměla Hilberta znovu se plně věnovat práci v oblasti základů matematiky. Společně se svými stoupenci se snaží dokázat bezespornost aritmetiky (v širším smyslu, zahrnujícím i analýzu a teorii množin) — tzv. Hilbertův program. Ideový spor mezi Hilbertem a Brouwerem se postupně přesouvá i do osobní roviny. Jeho vrcholem je vyloučení Brouwera z Matematische Annalen, které inicioval Hilbert.
V průběhu dvacátých let 20. století předkládá Hilbert rozpracované důkazy Ackermanna a Von Neumanna a zdá se, že důkaz bezespornosti aritmetiky a s ním i dokončení Hilbertova programu je na dosah ruky. Zvrat však přináší rok 1931 a Gödelovy věty o neúplnosti. V první z nich Gödel dokázal, že každá bezesporná rekurzivně axiomatizovatelná teorie obsahující aritmetiku je neúplná (existuje v ní nezávislé tvrzení) a tím prokázal neuskutečnitelnost Hilbertova programu.
Eckart Menzler-Trott: Logic's Lost Genius — The Life of Gerhard Gentzen (Timea Cochová, od 30.11., 2 přednášky)
Zaoberali sme sa životným príbehom matematika a logika Dr. habil. Gerharda Gentzena. Od detstva, cez štúdium a prácu až po jeho tragickú smrť v Prahe. Nahliadli sme k jeho práci a komunikácii s matematikmi vtedajšej doby, ako boli napríklad Hilbert a Bernays. Z oficiálnych dokumentov, spovedí blízkych, pracovných a osobných listov sa dozvedáme o jeho charaktere a sledovali sme rozvoj jeho nápadov a práce. Taktiež sme si priblížili ako vyzerala veda a hlavne matematika a logika v nacistickom Nemecku a v zvyšku sveta.
Ukážky niektorých listov a dokumentov: PDF1, PDF2.
L. E. J. Brouwer: Life, Art and Mysticism (Šimon Pošta, 23.11., 1 přednáška)
Brouwerův výchozí bod Smutného světa, role člověka jako individua a jako člena kolektivu, zásadnost karmického řádu a jeho prohlédnutí skrze přivrácení se k sobě, druhy řečí, pravd a jejich vztah k vědám, speciálně k logice a matematice. K tomu podrobnější shrnutí.
Detlefsenův článek z roku 79 (Timotej Šujan, od 2.11, 1.5 přednášky)
Abstrakt (poskytnutý přednášejícím): Detlefsen v první části článku kritizuje takovou skeptickou interpretaci (SI) Gödelovy druhé věty (G2), která by se snažila dojít ke skeptickému závěru, že víru v konzistenci teorie T nelze odůvodnit důkazem sentence Con(T). Tvrdí, že tento závěr z G2 žádným zřejmým způsobem neplyne, a tedy je potřeba dokázat určité pomocné předpoklady SUP1 a SUP2. Následně se snaží ukázat, že platnost SUP1 vyvrací původní SI — v jeho argumentu jsou ústřední pojmy jako reflexivní teorie či (jeho vlastní pojem) epistemicky kompaktní teorie. V druhé části článku se snaží upravit SI tak, aby unikla ze spárů jeho kritiky, avšak následně i takovou upravenou SI odmítá jako nepodloženou. V třetí části krátce odmítá jako nepodloženou Resnikovu interpretaci G2 v kontextu “nejsilnějšího/nejsložitějšího systému, který jsme ještě ochotní vážně zkoumat”, a to i kvůli nejasnému popisu takového systému. V závěrečné části se pak snaží zachránit Hilbertův program tak, že představuje tzv. omezené ω-pravidlo, které je dle něj v souladu s finitními metodami, které Hilbertův program vyžaduje, a tvrdí, že např. Con(PA) je dokazatelné z PA+(ω-pravidlo).
Gödelův článek z roku 1931 (L. Clowez, od 19.10., 2.5 přednášky)
Kódování logické syntaxe, které je založeno na prvočíselných rozkladech přirozených čísel. Definice kalkulu poměrně podobná dnešní definici kalkulu hilbertovského. Gödel pracuje s axiomatickou teorií, která odráží takzvanou teorii typů. Viditelný rozdíl vůči dnešním přístupům je to, že nepracuje s nějakým předem fixovaným jazykem. Pouze trvá na tom, že k dispozici jsou symboly pro nulu a následnickou funkci. Článek pracuje s “rekurzívními” funkcemi, ale definici se shoduje s tím, čemu se dnes říká primitivně rekurzívní funkce (dnes víme, že rekurzívní funkce lze ztotožnit s funkcemi algoritmicky počitatelnými a je jich víc než primitivně rekurzívních). Jako celkem věrohodná tedy vypadá historická hypotéza, že kromě vět o neúplnosti je článek důležitý také tím, že v něm byly zavedeny primitivně rekurzívní funkce.
Dnešní pohled na Gödelovy věty (V. Švejdar, 2 týdny)
Trochu životopisných údajů ke Gödelovi. Ingredience důkazu jeho vět o neúplnosti: kódování syntaxe, numerály, definovatelné množiny, Σ-formule a věta o Σ-úplnosti, predikát dokazatelnosti, věta o autoreferenci.

Other activities

TeX/LaTeX, pdf, ...

FBUsersSetup

The Firebird SQL server comes with a command line utility gsec for manipulating database users. Using it, one can add, delete, or modify server's users, where a modification practically means a password change.

FBUsersSetup.exe is written as an Inno Setup Windows installer*)Unlike normal installers, it does not write anything to the registry and does not leave any trace on your computer. So no deinstallation is provided/needed. and it basically is a gui wrapper for the gsec utility. As such, it has little additional functionality in comparison to gsec. However, it is easy to use, it can modify users on any computer in or outside the local network, it never gets confused if there are parallel instances of Firebird running on the local computer, and it can detect the properties of the local Firebird(s).

The utility is rather self-explanatory, the essential dialog pages being

DBUSubst

The utility DBUSubst.exe can substitute one Firebird database user for another. A substitution of user M for existing user D in a database means that M becomes an owner of all database objects that user D owned, he inherits all privileges that were granted to D, and he becomes a grantor of all privileges that D granted. After being substituted out, user D grants and is granted nothing, and owns no database object. If D was an owner of a database then M becomes a new database owner. Thus user substitution is a more general operation than database ownership change.

Similarly as FBUsersSetup, DBUSubst.exe is written as a (harmless for your computer) Inno Setup Windows installer. It basically is a wrapper for the isql command line utility and some sql scripts. The scripts are available in DBUSubst.zip. They are documented and thus contain a detailed information about the substitution process. The document DBUSubst.pdf contains some introductory information about the user privileges and some Firebird internals. Two essential dialog pages of DBUSubst.exe are

Modified: May 17, 2025 11:01. These links are duplicate but can be bookmarked: Publ, Book, Mod L, Log, Chapt, Ar Alg, Incompl, IGT, Other.