数理論理学において、クレイグの補間定理は、異なる論理理論間の関係に関する結果である。大まかに言うと、この定理は、式φ が式 ψ を含意し、かつ 2 つの式が少なくとも 1 つの共通の原子変数記号を持つ場合、補間式と呼ばれる式 ρ が存在し、ρ のすべての非論理記号はφ と ψ の両方に現れ、φ は ρ を含意し、ρ は ψ を含意する、というものである。この定理は、1957 年にウィリアム・クレイグによって一階述語論理に対して初めて証明された。この定理の変形は、命題論理などの他の論理に対しても成り立つ。一階述語論理に対するクレイグの補間定理のより強い形式は、 1959 年にロジャー・リンドンによって証明された。[ 1 ] [ 2 ]全体的な結果は、クレイグ-リンドン定理と呼ばれることもある。
命題論理では、
それからトートロジー的に意味するこれは、次のように書くことで確認できます。連言標準形:
したがって、もし保持して、保持する。
順番に、トートロジー的に意味する2 つの命題変数が出現するため両方で発生するそしてつまり、は含意の補間である。
SとTを2つの1階理論とする。表記法として、 S ∪ TをSとTの両方を含む最小の理論とし、S ∪ TのシグネチャはSとTのシグネチャを含む最小のシグネチャとする。また、S ∩ Tを2つの理論の言語の共通部分とし、 S ∩ Tのシグネチャは2つの言語のシグネチャの共通部分とする。
リンドンの定理によれば、 S ∪ T が充足不能である場合、 S ∩ Tの言語には、Sのすべてのモデルで真であり、 Tのすべてのモデルで偽となる補間文 ρ が存在する。さらに、ρ には、ρ において正の出現を持つすべての関係記号が、Sの何らかの式で正の出現を持ち、 Tの何らかの式で負の出現を持ち、ρ において負の出現を持つすべての関係記号が、 Sの何らかの式で負の出現を持ち、 Tの何らかの式で正の出現を持つという、より強い性質がある。
ここでは、命題論理に対するクレイグ補間定理の構成的証明を提示する。[ 3 ]
定理— ⊨φ → ψ ならば、⊨φ → ρ かつ ⊨ρ → ψ となるようなρ (補間関数) が存在する。ここで、 atoms (ρ) ⊆ atoms (φ) ∩ atoms (ψ) である。atoms (φ)はφ に含まれる命題変数の集合であり、⊨ は命題論理における意味的含意関係である。
⊨φ → ψ と仮定する。証明は、φ に現れる命題変数のうち ψ に現れないものの数 (| atoms (φ) − atoms (ψ)| で表される) に関する帰納法によって進む。
基本ケース | atoms (φ) − atoms (ψ)| = 0: | atoms (φ) − atoms (ψ)| = 0 なので、 atoms (φ) ⊆ atoms (φ) ∩ atoms (ψ)が成り立ちます。さらに、⊨φ → φ および ⊨φ → ψ が成り立ちます。これだけで、この場合 φ が適切な補間関数であることがわかります。
帰納的ステップでは、| atoms (χ) − atoms (ψ)| = nとなるすべての χ に対して結果が示されていると仮定します。次に、| atoms (φ) − atoms (ψ)| = n +1 であると仮定します。a q ∈ atoms (φ) ですがq ∉ atoms (ψ) を選びます。ここで、次のように定義します。
φ′ := φ[⊤/ q ] ∨ φ[⊥/ q ]
ここで、φ[⊤/ q ]は、φのすべてのqを⊤に置き換えたものと同じであり、φ[⊥/ q ]も同様にqを⊥に置き換えたものである。この定義から、次の2つのことがわかる。
⊨ φ′ → φ から、⊨ φ′ → ψ も成り立つので、χ := φ′ という帰納的仮説を適用して、φ′ と ψ の補間関数 φ′′ を得ることができます。⊨ φ → φ′ であることから、φ′′ は φ と ψ の適切な補間関数でもあると結論付けられます。
上記の証明は構成的であるため、補間関数を計算するアルゴリズムを抽出できます。このアルゴリズムを使用すると、 n = | atoms (φ') − atoms (ψ)| の場合、補間関数 ρ はφ よりもO (exp( n )) 個多くの論理結合子を持ちます(この主張の詳細については、ビッグ O 記法を参照してください)。同様の構成的証明は、基本的な様相論理K、直観主義論理、μ 計算に対しても、同様の複雑さの尺度で提供できます。
クレイグ補間は他の方法でも証明できる。ただし、これらの証明は一般的に非構成的である。
クレイグ補間には多くの応用例があり、その中には一貫性証明、モデル検査、[ 4 ]モジュール仕様の証明、モジュールオントロジーなどがあります。