亚里士多德的三段论-第16部分

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　　　　由于P５９ａ应被消去，公式５９，即ＣＫＡｃｂＡａｂＩａｃP成了剩下的作为公理排斥的唯一的表达式。

　　　　其次我将应用ＲＳ规则再一次地反驳公式（Ｆ３）

　　　　：P６４×P８５。

　　　　ｄｃ，ｃａ＇　P８５。

　　　　ＣＥａｄＩｃｄP８５×P８６。

　　　　ｂａ＇　P８６。

　　　　ＣＥｂｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｄ，βＥｂｄ，γＩｃｄ×P８５，P８６→P８７＇　　　　　　　　　　　　　　　　＇　　　　　　　　　　　　　　　　　＇　P８７。

　　　　ＣＥａｄＣＥｂｄＩｃｄP８０×P８８。

　　　　ｂａ，ｄａ＇　　　　　　　　　　　　＇　P８。

　　　　ＣＥｂｃＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥｂｃ，βＥｂｄ，γＩｃｄ×P８８，P８６→P８９＇　P８９。

　　　　ＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｄ，βＥｂｃ，γＣＥｂｄＩｃｄ×P８７，P８９→P９０＇　P９０。

　　　　ＣＥａｄＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄP８８×P９１。

　　　　ａｂ＇

……　163

　　　　３１。演绎的等值式A　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　１５１

　　　　P９１。

　　　　ＣＥａｃＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｃ，βＥｂｄ，γＩｃｄ×P９１，P８６→P９２＇　P９２。

　　　　ＣＥａｃＣＥｂｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｃ，βＥｂｃ，γＣＥｂｄＩｃｄ×P９２，P８９→P９３＇　P９３。

　　　　ＣＥａｃＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｃ，βＥａｄ，γＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄ×P９３，P９０＇→P９４P９４。

　　　　ＣＥａｃＣＥａｄＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄP５×P９５，ｂｄ＇　P９５。

　　　　ＣＥａｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｂ，βＥｂｄ，γＩｃｄ×P９５，P８６→P９６＇　P９６。

　　　　ＣＥａｂＣＥｂｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｂ，βＥｂｃ，γＣＥｂｄＩｃｄ×P９６，P８９→P９７＇　P９７。

　　　　ＣＥａｂＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｂ，βＥａｄ，γＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄ×P９７，P９０＇　　　　　　　　　　　　　　　　＇　　　　　　　　　　　　　　＇→P９８P９８。

　　　　ＣＥａｂＣＥａｄＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄ

　　　　ＲＳ。

　　　　αＥａｄ，βＥａｃ，γＣＥａｄＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄ×P９８，＇　　　　　　　　　　　　　　＇　　　　　　　　　　　　　　＇　P９４→P９９P９

　　　　ＣＥａｂＣＥａｃＣＥａｄＣＥｂｃＣＥｂｄＩｃｄＲＳ规则在这个推导中用了十次；α和β总是简单否定表达式，而γ在任何地方都是一个初等表达式。

　　　　用同样方式，我们能反驳（Ｆ４）

　　　　形式的其它公式，并且也能反驳第２８节的公式（Ｆ１）

　　　　，然而，没有必要进行这些推导，因为现在我们能够提出一般的判定问题。

……　164

　　　　２５１第五章　判定问题

　　　　３１。演绎的等值式A对于我们的判定证明，我们需要演绎的或推论的等值式的概念。

　　　　我认为由于对待这个概念有着一些误解，因此，它的意义必须谨慎地定义。

　　　　我将在演绎理论的基础上来做到这一点。

　　　　通常说有两个表达式α和β，当其如果α被断定了，就可以从α推导出β，反之，如果β被断定了，就可以从β推导出α，我们就说α与β是彼此演绎地等值的。

　　　　推论的各种规则总假定为已给定的，但它们很少是充分的。

　　　　例如，它们在下面的例子中是充分的。

　　　　从断定的交换律ＣＣｐＣｑｒＣｑＣｐｒ，我们能推导出断定命题ＣｑＣｐＣｑｒＣｐｒ：（１）ＣＣｐＣｑｒＣｑＣｐｒ（１）ｐＣｐＣｑｒ，ｒＣｐｒ×Ｃ（１）—（２）

　　　　＇（２）ＣｑＣｐｃｑｒＣｐｒ，从这个断定命题我们能够再推导出交换律：（２）

　　　　ｑＣｑＣｐＣｑｒＣｐｒ，ｐｓ，ｒｔ×Ｃ（２）—（３）

　　　　＇（３）ＣＣｓＣｑＣｐＣｑｒＣｐｒｔＣｓｔ（２）ｑＣｐＣｑｒ，ｐｑ，ＴＣｐｒ×（４）

　　　　＇　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　＇　　　　　　　　　　　　＇（４）ＣＣｐＣｑｒＣｑＣｐＣｑｒＣｐｒＣｑＣｐｒ（３）ｓＣｐＣｑｒ，ｔＣｑＣｐｒ×Ｃ（４）—（１）

　　　　＇（１）ＣＣｐＣｑｒＣｑＣｐｒ①

　　　　但是我们不能用这个简单方法从断定的表达式ＣＮｐＣｐｑ推

　　　　①①　这个简洁的推导是Ａ塔尔斯基在华沙提出的。

　　　　W

……　165

　　　　３１。演绎的等值式A　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　３５１

　　　　导出邓斯司各脱定律ＣｐＣＮｐｑ，因为我们只能用代入规则从W第一个表达式推出新命题，而所有的ＣＮｐＣｐｑ的代入都是以ＣＮ开头的，没有一个是用Ｃｐ开头。

　　　　要从另外一个表达式推导出那些表达式中的一个来，我们必须要有进一步的支持。

　　　　一般地说，演绎等值式的关系少有是绝对的，而在大多数场合，它是与一些断定命题的某一个基础相关的。

　　　　在我们的场合，这个基础就是交换律。

　　　　从（５）ＣＮｐＣｐｑ开始，我们用交换律得到邓斯司各脱定律：W（１）ｐＮｐ，ｑｐ，ｒｑ×Ｃ（５）—（６）

　　　　＇（６）ＣｐＣＮｐｑ，并且从（６）开始，我们又用交换律再得到（５）

　　　　：（１）ｑＮｐ，ｒｑ×Ｃ（６）—（５）

　　　　＇（５）ＣＮｐＣｐｑ。

　　　　所以我说ＣＮｐＣｐｑ与ＣｐＣＮｐｑ就交换律而言是演绎地等值的，并且我写作：

　　　　ＣＮｐＣｐｑ～ＣｐＣＮｐｑ对（１）而言。

　　　　记号～表示演绎的等值式的关系。

　　　　这个关系不同于通常的等值关系（此处用Ｑ表示）。

　　　　通常的等值关系是用两个彼此互相换位的蕴涵式的合取式来定义的，

　　　　Ｑｐｑ＝ＫＣｐｑＣｑｐ，而不需要任何基础。

　　　　如果一个通常的等值关系Ｑαβ被断定了，并且α或α的一个替代者也被断定了，那么，我们就能断定β，或β的相应的替代者，并且，反之亦然。

　　　　所以，一个断定的通常的等值式Ｑαβ对于演绎的等值式α～β是一个充分

……　166

　　　　４５１第五章　判定问题

　　　　的基础；但是它并非是必要的基础，这恰好就是需要说明之点。

　　　　不仅断定的或真的表达式而且假的表达式都可以是演绎地等值的。

　　　　为了解决对于Ｃ—Ｎ系统的判定问题，我们必须把一个任意的有意义的表达式α变形为表达式ＣＮαπ，π是一个不在α中出现的命题变项。

　　　　这可以借助于两条断定命题做到：Ｓ１。

　　　　ＣｐＣＮｐｑＳ２。

　　　　ＣＮｐ。

　　　　我说对Ｓ１与Ｓ２而言，α与ＣＮαπ是演绎地等值的，并且我写作：Ⅰ。

　　　　α～ＣＮαπ对Ｓ１与Ｓ２而言。

　　　　当α被断定时，一切都容易进行。

　　　　以ＮＮＣｐｐ为例。

　　　　这是一个容易由０—１方法确证的断定命题。

　　　　根据公式Ｉ我陈述：

　　　　ＮＣｐ～ＣＮＣｐｑ对Ｓ１与Ｓ２而言。

　　　　从（７）ＮＮＣｐ开始，我们用Ｓ１得到：

　　　　Ｓ１。

　　　　ｐＮＮＣｐ×Ｃ（７）—（８）

　　　　＇（８）ＣＮＣｐｑ，并且从（８）开始，我们用代入和Ｓ２得到：（８）ｑＮＮＣｐ×（９）

　　　　＇（９）ＣＮＣｐＮＣｐ

　　　　Ｓ２。

　　　　ｐＮＮＣｐ×Ｃ（９）—（７）

　　　　＇（７）。

　　　　ＮＣｐ。

　　　　但α是一个任意的表达式；它可以是假的，例如Ｃｐｑ。

　　　　在这个

……　167

　　　　３１。演绎的等值式A　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　５５１

　　　　场合公式Ⅰ读作：Ｃｐｑ～ＣＮＣｐｑｒ对Ｓ１与Ｓ２而言在这里，困难开始了：我们能从Ｓ１用代入ｐＣｐｑ，ｑｒ，得到＇　　　　　　　　　　　＇断定命题ＣＣｐｑＣＮＣｐｑｒ，但我们不能从这个断定命题引出后件ＣＮＣｐｑｒ，因为Ｃｐｑ不是一个断定命题并且不能加以断定。

　　　　所以ＣＮＣｐｑｒ不能被分离出来。

　　　　还有一个更大的困难在另一个方向出现：我们能够从Ｓ２用代入ｐＣｐｑ得到断定命题ＣＣ＇　CＮＣｐｑＣｐｑＣｐｑ，但ＣＮＣｐｑＣｐｑ没有被断定，我们也不能从ＣＮＣｐｑｒ用代入得到ＣＮＣｐｑＣｐｑ，因为ＣＮＣｐｑｒ不是一个断定命题。

　　　　我们不能说：假定Ｃｐｑ被断定了，那么，就会得出ＣＮＣｐｑｒ。

　　　　断定一个假的表达式是一个错误。

　　　　而我们不能希望用一个错误来证明任何东西。

　　　　因此公式Ⅰ看来不是对所有的表达式而只是对那些被断定的表达式才是正确的。

　　　　照我看，只有一个办法来避免这些困难：那就是把排斥引入演绎理论。

　　　　我们作为公理排斥变项ｐ，并且承认清楚的排斥规则（ｃ）和（ｄ）。

　　　　在这个基础上就能够容易地表明Ｃｐｑ必定被排斥。

　　　　因为我们从公理（P１０）ｐ以及断定命题（１）ＣＣｐ用排斥规则可得：（１）×Ｃ（P１２）—（P１０）

　　　　（P１２）ＣＣｐ（P１２）×（P１３）ｐＣｐ，ｑｐ＇（P１３）Ｃｐｑ。

……　168

　　　　６５１第五章　判定问题

　　　　现在我们能够证明如果Ｃｐｑ被排斥，ＣＮＣｐｑｒ必定也被排斥；以及相反地，如果ＣＮＣｐｑｒ被排斥，Ｃｐｑ必定也被排斥。

　　　　从（P１３）Ｃｐｑ开始，我们用Ｓ２及排斥规则得到：

　　　　Ｓ２。

　　　　ｐＣｐｑ×（１４）

　　　　＇（１４）ＣＣＮＣｐｑＣｐｑＣｐｑ（１４）×Ｃ（P１５）—（P１３）

　　　　（P１５）ＣＮＣｐｑＣｐｑ（P１５）×（P１６）

　　　　ｒＣｐｑ＇（P１６）ＣＮＣｐｑｒ。

　　　　在另一方向从（P１６）用Ｓ１我们容易地得到Ｃｐｑ：

　　　　Ｓ１。

　　　　ｐＣｐｑ，ｑｒ×（１７）

　　　　＇（１７）ＣＣｐｑＣＮＣｐｑｒ（１７）×Ｃ（P１３）—（P１６）

　　　　（P１３）Ｃｐｑ。

　　　　公式Ⅰ现在已充分地被证明了。

　　　　然而，我们必须校正我们前面的演绎等值式的定义，说成：两个表达式就某些断定命题而言是演绎地互相等值的，当且仅当我们能够用这些断定命题和推论规则来证明：如果那些表达式之一被断定，另一个必定也被断定，或者如果它们中的一个被排斥，其它一个必定也被排斥。

　　　　从这个定义可知通常的等值式不是演绎等值式的一个必要的基础。

　　　　如果Ｑαβ是一个断定命题，对于Ｑαβ而言，α是演绎地等值于β这是真的；但是如果对于某些断定命题而言α

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　　　　３２。化归为初等表达式A　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　７５１

　　　　是演绎地等值于β，那么Ｑαβ是一个断定命题就并不总是真的了。

　　　　以刚才考虑的演绎等值式为例：

　　　　Ｃｐｑ～ＣＮＣｐｑｒ对Ｓ１与Ｓ２而言。

　　　　其相应的通常的等值式ＱＣｐｑＣＮＣｐｑｒ不是一个断定命题，因为它对于ｐ１，ｑ０，ｒ１来说乃是假的。

　　　　＇很明显，演绎等值的关系是自返的，对称的和传递的。

　　　　有这种情况，对于某些断定命题而言，α是演绎地等值于两个表达式β并且γ。

　　　　那就是说：如果α被断定，则β被断定并且γ被断定，并从而它们的合取式“β并且γ”被断定；而反之，如果β和γ两者，或它们的合取式“β并且γ”被断定了，那么α也被断定。

　　　　再有，如果α被排斥，则合取式“β并且γ”必定被排斥，而且在这个场合，只要β和γ两者之一应被排斥就足够了，而反之，如果它们中有一个被排斥，α必定也被排斥。

　　　　３２。化归为初等表达式A我们的判定的证明是基于以下定理：（ＴＡ）亚里士多德三段论系统的每一个有意义的表达式都能够用一个演绎地等值的方法（对于演绎理论的断定命题而言）

　　　　化归为一组初等表达式，亦即具有形式

　　　　Ｃα１Ｃα２Ｃα３…

　　　　Ｃαｎ１ＣαｎC的表达式，其中所有α都是三段论系统的简单表达式，亦即Ａａｂ，Ｉａｂ，Ｅａｂ，和Ｏａｂ类型的表达式。

　　　　所有已知三段论系统的断定命题或者是初等表达式或者

……　170

　　　　８５１第五章　判定问题

　　　　能够容易地被变形为初等表达式。

　　　　换位定律，如ＣＩａｂＩｂａ或ＣＡａｂＩｂａ，都是初等表达式。

　　　　所有三段论都是ＣＫαβγ形式，而这类表达式都是演绎地等值于ＣαＣβγ形式的初等表达式（对于输出和输入定律而言）。

　　　　但是还有三段论系统的其它有意义的表达式，有些是真的，有些是假的，却并不是初等表达式。

　　　　我们已经碰到过这样一个表达式，即是断定命题７８，ＣＣCＮＡａｂＡｂａＩａｂ，它的前件不是一个简单表达式，而是一个蕴涵式。

　　　　当然，有无穷的这样的表达式，并且它们全都应当在判定的证明中加以考虑。

　　　　定理（ＴＡ）在演绎理论的一个类似的定理（ＴＢ）的基础上能够容易地被证明：（ＴＢ）每一个以Ｃ和Ｎ为原始词项的演绎理论的有意义的表达式，都能够用一个演绎地等值的方法（对于有穷数的断定命题而言）化归为一组

　　　　Ｃα１Ｃα２Ｃα３…

　　　　Ｃαｎ１ＣαｎC形式的初等表达式，其中所有α都是简单表达式，亦即或者是变项或者是它们的否定式。

　　　　这个定理的证明是不容易的，但是，由于它对于判定问题来说乃是精华所在，所以不能加以省略。

　　　　下面所作的（ＴＢ）

　　　　的证明是为对形式逻辑有兴趣的读者提出的；没有受过数理逻辑训练的读者可以把（ＴＡ）

　　　　，（ＴＢ）

　　　　两条定理当作是认可的东西。

　　　　令α是演绎理论的任意的一个有意义的表达式，并且它不同于变项（它可以，但是并不需要，加以变形）

　　　　：如我们所知，每一个这样的表达式，都能够用演绎地等值的方法，对

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　　　　３２。化归为初等表达式A　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　９５１

　　　　于断定命题Ｓ１与Ｓ２而言：Ｓ１。

　　　　ＣｐＣＮｐｑＳ２。

　　　　ＣＮｐ变形为表达式ＣＮαπ，其中π是一个不在α中出现的变项。

　　　　因此，我们有变形Ⅰ：Ⅰ。

　　　　α～ＣＮαπ对于Ｓ１与Ｓ２而言。

　　　　变形Ⅰ允许我们把所有有意义的表达式化归为蕴涵式（有一个变项作为它们的最后的词项）。

　　　　现在我们必须试着将ＣＮαπ的前件Ｎα变为一个变项或它的否定。

　　　　为此目的，我使用以下三项变形：Ⅱ。

　　　　ＣＮαβ～Ｃαβ对于Ｓ３与Ｓ４而言Ⅲ。

　　　　ＣＮＣαβγ～ＣαＣＮβγ对于Ｓ５与Ｓ６而言Ⅳ。

　　　　Ｃαβγ～ＣＮαγ，Ｃβγ对于Ｓ７，Ｓ８，Ｓ９而言相关的断定命题是：对于变形Ⅱ：Ｓ３。

　　　　ＣＮｐｑＣｐｑＳ４。

　　　　ＣｐｑＣＮｐｑ；对于变形Ⅲ：Ｓ５。

　　　　ＣＮＣｐｑｒＣｐＣＮｑｒＳ６。

　　　　ＣｐＣＮｑｒＣＮＣｐｑｒ；对于变形Ⅳ：Ｓ７。

　　　　ＣｐｑｒＣＮｐｒＳ８。

　　　　ＣｐｑｒＣｑｒＳ９。

　　　　ＣＮｐｒＣｑｒＣｐｑｒ。

　　　　现在让我们解释用这些变形我们怎样能够从ＣＮαπ的前件中得到一个变项或它的否定式。

　　　　在ＣＮαπ中出现的表达式

……　172

　　　　０６１第五章　判定问题

　　　　α，像Ｃ—Ｎ系统的每一个有意义的表达式一样可以或者是一个变项，或者是一个否定式，或者是一个蕴涵式。

　　　　如果α是一个变项，就不需要任何变形；如果它是一个否定式，我们得到ＣＮαβ，而根据变形Ⅱ，两个否定互相抵消；如果它是一个蕴涵式，我们从ＣＮＣαβγ得到等值的表达式ＣαＣＮβγ，它的前件α比原来的前件ＮＣαβ简单，这个新的α又可以是一个变项（因而也勿需变形）

　　　　，或是一个否定式（这个情况已经解决过了）

　　　　，或是一个蕴涵式。

　　　　在最后这个情况中，我们从ＣＣαβγ得到两个表达式ＣＮαγ和Ｃβγ，它们有着比原前件Ｃαβ简单一些的前件。

　　　　Ⅱ，Ⅲ和Ⅳ的重复地应用，我们必定最后地在一个前件中达到一个变项或它的否定式。

　　　　现在让我们用例子来看一看这些变形是如何工作的。

　　　　第一个例子：ＮＣｐＮＣｐ～ＣＮＣｐｑ由Ⅰ；ＣＮＣｐｑ～ＣＮＣｐｑ由Ⅱ；ＣＮＣｐｑ～ＣｐＣＮｐｑ由Ⅲ。

　　　　ＮＣｐ就这样化归为表达式ＣｐＣＮｐｑ，它在前件中有变项ｐ。

　　　　ＣｐＣＮｐｑ是一个初等表达式。

　　　　第二个例子：ＣｐｑｐＣｐｑｐ～ＣＮＣｐｑｐｒ由Ⅰ；ＣＮＣｐｑｐｒ～ＣｐｑｐＣＮｐｒ由Ⅲ；ＣｐｑｐＣＮｐｒ～ＣＮＣｐｑＣＮｐｒ，ＣｐＣＮｐｒ由ⅣＣＮＣｐｑＣＮｐｒ～ＣｐＣＮｑＣＮｐｒ由Ⅲ。

　　　　Ｃｐｑｐｐ就这样化归为两个表达式：ＣｐＣＮｑＣＮｐｒ与ＣｐＣＮCｐｒ，两者在前件中都有变项ｐ；两者都是初等表达式。

……　173

　　　　３２。化归为初等表达式A　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　１６１

　　　　第三个例子：ＣｐｑｐＣｐｑｐＣｐｑｐＣｑｐ～ＣＮＣｐｑＣｑｐｒ由Ⅰ；ＣＮＣｐｑＣｑｐｒ～ＣｐｑＣＮＣｑｐｒ由Ⅲ；ＣｐｑＣＮＣｑｐｒ～ＣＮＣｐｑＣＮＣｑｐｒ，ＣｑＣＮＣｑｐｒ由Ⅳ；ＣＮＣｐｑＣＮＣｑｐｒ～ＣｐＣＮｑＣＮＣｑｐｒ由Ⅲ。

　　　　ＣｐｑＣｑｐｐ化归为两个表达式ＣｐＣＮｑＣＮＣｑｐｒ以及ＣｑＣＮＣｑｐｒ，两者都在第一个前件中有一个变项。

　　　　但是两者都不是初等表达式，因为第一个有着复杂的表达式ＮＣｑｐ作为它的第三个前件，而第二个有着同样的复杂的表达式作为它的第二个前件。

　　　　我们能从最后的例子中看到，我们的任务还没有完成。

　　　　用变形Ⅰ—Ⅳ我们能得到在第一个前件中有一个变项的蕴涵式，以及还有

　　　　Ｃα１Ｃα２Ｃα３…

　　　　Ｃαｎ１ＣαｎC形式的表达式，但并非这个形式的所有前件（除α１之外）都必定是简单表达式。

　　　　为了解除这样的复杂前件，我们需要三个进一步的变形：Ⅴ。

　　　　ＣαＣβγ～ＣβＣαγ对于Ｓ１０而言Ⅵ。

　　　　ＣαＣβＣγδ～ＣαＣγＣβδ对于Ｓ１而言Ⅶ。

　　　　ＣαＣβγ～ＣＮＣαＮβγ对于Ｓ１２与Ｓ１３而言相应的断定命题是：对变形Ⅴ：Ｓ１０。

　　　　ＣｐＣｑｒＣｑＣｐｒ；对变形Ⅵ：Ｓ１。

　　　　ＣｐＣｑＣｒｓＣｐＣｒＣｑｓ；

……　174

　　　　２６１第五章　判定问题

　　　　对变形Ⅶ：Ｓ１２。

　　　　ＣｐＣｑｒＣＮＣｐＮｑｒ。

　　　　Ｓ１３。

　　　　ＣＮＣｐＮｑｒＣｐＣｑｒ。

　　　　用Ｓ１０我们能把复杂的前件从第二个位置移到第一个位置，而用Ｓ１能从第三个位置移到第二个位置。

　　　　应用这些变形于第三个例子的表达式ＣｐＣＮｑＣＮＣｑｐｒ与ＣｑＣＮＣｑｐｒ我们得到：（α）ＣｐＣＮｑＣＮＣｑｐｒ～ＣｐＣＮＣｑｐＣＮｑｒ由Ⅵ；ＣｐＣＮＣｑｐＣＮｑｒ～ＣＮＣｑｐＣｐＣＮｑｒ由Ⅴ；ＣＮＣｑｐＣｐＣＮｑｒ～ＣｑｐＣＮｐＣｐＣＮｑｒ由Ⅲ；ＣｑｐＣＮｐＣｑＣＮｑｒ～ＣＮｑＣＮｐＣｐＣＮｑｒ，ＣｐＣＮｐＣｐＣＮｑｒ由Ⅳ。

　　　　（β）ＣｑＣＮＣｑｐｒ～ＣＮＣｑｐＣｑｒ由Ⅴ；ＣＮＣｑｐＣｑｒ～ＣｑｐＣＮｐＣｑｒ由Ⅲ；ＣｑｐＣＮｐＣｑｒ～ＣＮｑＣＮｐＣｑｒ，ＣｐＣＮｐＣｑｒ由Ⅳ。

　　　　这样ＣＣｐｑＣｑｐｐ化归为四个初等表达式：ＣＮｑＣＮｐＣｐＣCＮｑｒ，ＣｐＣＮｐＣｐＣＮｑｒ，ＣＮｑＣＮｐＣｑｒ与ＣｐＣＮｐＣｑｒ。

　　　　变形Ⅶ用于复杂前件出现在第四个位置或者更远的地方的所有那些情况。

　　　　这个变形允许我们减少前件的数目；事实上，ＮＣｐＮｑ与Ｋｐｑ的意思是一样的，并且Ｓ１２与Ｓ１３相应地都是输入定律与输出定律的另外的形式。

　　　　现在ＣＮＣαＮβγ，像ＣＫαβγ一样，只有一个前件，而其等值的表达式ＣαＣβγ有两个前件。

　　　　所以，如果一个复杂的表达式出现于第四个位置，如δ在ＣαＣβＣγＣδ∈中那样，我们相继应用