WikiDer > Допустимое правило

В логика, а правило вывода является допустимый в формальная система если набор теоремы системы не изменяется, когда это правило добавляется к существующим правилам системы. Другими словами, каждый формула это может быть полученный использование этого правила уже можно вывести без этого правила, поэтому в некотором смысле оно избыточно. Понятие допустимого правила было введено Пол Лоренцен (1955).

Определения

Допустимость систематически изучалась только в случае структурных правил в пропозициональный неклассическая логика, о котором мы расскажем далее.

Пусть набор основных пропозициональные связки быть фиксированным (например, ${ displaystyle { to, land, lor, bot }}$ в случае суперинтуиционистская логика, или же ${ displaystyle { to, bot, Box }}$ в случае мономодальные логики). Правильные формулы строятся свободно, используя эти связки из счетно бесконечный набор из пропозициональные переменные п₀, п₁, .... А замена σ - это функция от формул к формулам, которая коммутирует со связками, т. е.

${ displaystyle sigma f (A_ {1}, dots, A_ {n}) = f ( sigma A_ {1}, dots, sigma A_ {n})}$

для каждого связующего ж, и формулы А₁, ..., А_п. (Мы также можем применять замены к множествам формул Γ, делая σΓ = {σА: А ∈ Γ}.) В стиле Тарского отношение последствий^[1] это отношение ${ displaystyle vdash}$ между наборами формул и формулами, такими, что

для всех формул А, B, и множества формул Γ, ∆. Отношение следствия такое, что

для всех замен σ называется структурный. (Обратите внимание, что термин «структурный», используемый здесь и ниже, не имеет отношения к понятию структурные правила в последовательные исчисления.) Отношение структурного следствия называется логика высказываний. Формула А это теорема логики ${ displaystyle vdash}$ если ${ displaystyle varnothing vdash A}$.

Например, мы идентифицируем суперинтуиционистскую логику L со стандартным отношением следствия ${ displaystyle vdash _ {L}}$ аксиоматизируемый modus ponens и аксиомы, и мы идентифицируем нормальная модальная логика с его отношением глобального следствия ${ displaystyle vdash _ {L}}$ аксиоматизируется modus ponens, необходимостью и аксиомами.

А правило структурного вывода^[2] (или просто правило для краткости) задается парой (Γ,B), обычно записываемый как

${ displaystyle { frac {A_ {1}, dots, A_ {n}} {B}} qquad { text {или}} qquad A_ {1}, dots, A_ {n} / B, }$

где Γ = {А₁, ..., А_п} - конечный набор формул, а B это формула. An пример правила

${ displaystyle sigma A_ {1}, dots, sigma A_ {n} / sigma B}$

для замены σ. Правило Γ /B является выводимый в ${ displaystyle vdash}$, если ${ displaystyle Gamma vdash B}$. это допустимый если для каждого случая правила σB является теоремой, если все формулы из σΓ являются теоремами.^[3] Другими словами, правило допустимо, если, будучи добавленным к логике, не приводит к новым теоремам.^[4] Мы также пишем ${ displaystyle Gamma , | ! ! ! sim B}$ если Γ /B допустимо. (Обратите внимание, что ${ Displaystyle | ! ! ! sim}$ является структурным отношением следствия само по себе.)

Любое выводимое правило допустимо, но не наоборот. Логика структурно завершенный если каждое допустимое правило выводимо, т. е. ${ Displaystyle { vdash} = {, | ! ! ! sim}}$.^[5]

По логике с хорошо себя соединение связка (например, суперинтуиционистская или модальная логика), правило ${ Displaystyle A_ {1}, точки, A_ {n} / B}$ эквивалентно ${ Displaystyle A_ {1} земля точки земля A_ {n} / B}$ относительно допустимости и выводимости. Поэтому принято иметь дело только с унарный правила А/B.

Примеры

• Классическое исчисление высказываний (Цена за клик) конструктивно завершена.^[6] Действительно, предположим, что А/B невыводимое правило, и исправить присвоение v такой, что v(А) = 1 и v(B) = 0. Определим такую ​​замену σ, чтобы для каждой переменной п, σп = ${ displaystyle top}$ если v(п) = 1 и σп = ${ displaystyle bot}$ если v(п) = 0. Тогда σА это теорема, но σB не является (на самом деле ¬σB это теорема). Таким образом, правило А/B тоже не допускается. (Тот же аргумент применим к любому многозначная логика L завершена по отношению к логической матрице, все элементы которой имеют имя на языке L.)
• В Kreisel–Putnam правило (a.k.a. Харропправило или независимость от правила посылок)

${ displaystyle ({ mathit {KPR}}) qquad { frac { neg p to q lor r} {( neg p to q) lor ( neg p to r)}}}$

допустимо в интуиционистское исчисление высказываний (МПК). Фактически, это допустимо в любой суперинтуиционистской логике.^[7] С другой стороны, формула

${ Displaystyle ( отр р к д лор г) к (( отр р к д) лор ( отр р к г))}$

не является интуиционистской тавтологией, поэтому КПР не выводится в МПК. Особенно, МПК структурно не завершена.

• Правило

${ displaystyle { frac { Box p} {p}}}$

допустимо во многих модальных логиках, таких как K, D, K4, S4, GL (видеть этот стол для имен модальных логик). Это выводится в S4, но не выводится в K, D, K4, или GL.

• Правило

${ displaystyle { frac { Diamond p land Diamond neg p} { bot}}}$

допустима в любой нормальной модальной логике.^[8] Это выводится в GL и S4.1, но не выводится в K, D, K4, S4, S5.

• Правило Лёба

${ displaystyle ({ mathit {LR}}) qquad { frac { Box p to p} {p}}}$

допустима (но не выводима) в основной модальной логике K, и он выводится в GL. Тем не мение, LR не допускается в K4. В частности, это нет правда в общем, что правило, допустимое в логике L должны быть допустимы в своих расширениях.

• В Логика Гёделя – Даммета (LC), а модальная логика Grz.3 конструктивно завершены.^[9] В нечеткая логика продукта также конструктивно завершена.^[10]

Разрешимость и сокращенные правила

Основной вопрос о допустимых правилах данной логики состоит в том, является ли набор всех допустимых правил разрешимый. Обратите внимание, что проблема нетривиальна, даже если сама логика (то есть ее набор теорем) разрешимый: определение допустимости правила А/B включает в себя неограниченный универсальный квантор по всем пропозициональным заменам, поэтому априори мы знаем только, что допустимость правила в разрешимой логике ${ displaystyle Pi _ {1} ^ {0}}$ (т.е. его дополнение рекурсивно перечислимый). Например, известно, что допустимость в бимодальной логике K_ты и K4_ты (расширение K или же K4 с универсальная модальность) неразрешима.^[11] Примечательно, что разрешимость допустимости в базовой модальной логике K это большая открытая проблема.

Тем не менее, как известно, допустимость правил разрешима во многих модальных и суперинтуиционистских логиках. Первые решающие процедуры для допустимых правил в основных транзитивных модальных логиках были построены Рыбаков, с использованием сокращенная форма правил.^[12] Модальное правило в переменных п₀, ..., п_k называется приведенным, если он имеет вид

${ displaystyle { frac { bigvee _ {я = 0} ^ {n} { bigl (} bigwedge _ {j = 0} ^ {k} neg _ {i, j} ^ {0} p_ { j} land bigwedge _ {j = 0} ^ {k} neg _ {i, j} ^ {1} Box p_ {j} { bigr)}} {p_ {0}}},}$

где каждый ${ displaystyle neg _ {я, j} ^ {u}}$ либо пусто, либо отрицание ${ displaystyle neg}$. Для каждого правила р, мы можем эффективно построить сокращенное правило s (называется сокращенной формой р) такая, что любая логика допускает (или выводит) р тогда и только тогда, когда он допускает (или выводит) s, введя переменные расширения для всех подформул в А, и выражая результат в полной дизъюнктивная нормальная форма. Таким образом, достаточно построить алгоритм принятия решения о допустимости редуцированных правил.

Позволять ${ displaystyle textstyle bigvee _ {я = 0} ^ {n} varphi _ {i} / p_ {0}}$ быть сокращенным правилом, как указано выше. Мы идентифицируем каждое соединение ${ displaystyle varphi _ {я}}$ с набором ${ displaystyle { neg _ {i, j} ^ {0} p_ {j}, neg _ {i, j} ^ {1} Box p_ {j} mid j leq k }}$ его конъюнктов. Для любого подмножества W из набора ${ displaystyle { varphi _ {i} mid i leq n }}$ всех союзов, определим Модель Крипке ${ Displaystyle M = langle W, R, { Vdash} rangle}$ к

${ displaystyle varphi _ {i} Vdash p_ {j} iff p_ {j} in varphi _ {i},}$

${ displaystyle varphi _ {i} , R , varphi _ {i '} iff forall j leq k , ( Box p_ {j} in varphi _ {i} Rightarrow { p_ {j}, Box p_ {j} } substeq varphi _ {i '}).}$

Далее приводится алгоритмический критерий допустимости в K4:^[13]

Теорема. Правило ${ displaystyle textstyle bigvee _ {я = 0} ^ {n} varphi _ {i} / p_ {0}}$ является нет допустимый в K4 тогда и только тогда, когда существует множество ${ Displaystyle W substeq { varphi _ {я} середина я Leq п }}$ такой, что

1. ${ Displaystyle varphi _ {я} nVdash p_ {0}}$ для некоторых ${ Displaystyle я Leq п,}$
2. ${ Displaystyle varphi _ {я} Vdash varphi _ {я}}$ для каждого ${ Displaystyle я Leq п,}$
3. для каждого подмножества D из W есть элементы ${ displaystyle alpha, beta in W}$ такие, что эквивалентности

${ displaystyle alpha Vdash Box p_ {j}}$ если и только если ${ Displaystyle varphi Vdash p_ {j} land Box p_ {j}}$ для каждого ${ displaystyle varphi in D}$

${ displaystyle alpha Vdash Box p_ {j}}$ если и только если ${ displaystyle alpha Vdash p_ {j}}$ и ${ Displaystyle varphi Vdash p_ {j} land Box p_ {j}}$ для каждого ${ displaystyle varphi in D}$

держать для всех j.

Аналогичные критерии можно найти и для логики S4, GL, и Grz.^[14] Более того, допустимость в интуиционистской логике может быть сведена к допустимости в Grz с использованием Перевод Геделя – МакКинси – Тарского:^[15]

${ Displaystyle A , | ! ! ! sim _ {IPC} B}$ если и только если ${ Displaystyle T (A) , | ! ! ! sim _ {Grz} T (B).}$

Рыбаков (1997) разработал гораздо более сложные методы для демонстрации разрешимости допустимости, которые применимы к робастному (бесконечному) классу транзитивных (т.е. K4 или МПК) модальные и суперинтуиционистские логики, включая, например, S4.1, S4.2, S4.3, KC, Т_k (а также упомянутую выше логику МПК, K4, S4, GL, Grz).^[16]

Несмотря на свою разрешимость, проблема допустимости имеет относительно высокий уровень вычислительная сложность, даже в простых логиках: допустимость правил в основных транзитивных логиках МПК, K4, S4, GL, Grz является coNEXP-полный.^[17] Это должно контрастировать с проблемой выводимости (для правил или формул) в этих логиках, которая PSPACE-полный.^[18]

Проективность и унификация

Допустимость в логике высказываний тесно связана с объединением в эквациональная теория из модальный или же Гейтинговые алгебры. Связь была разработана Ghilardi (1999, 2000). В логической настройке объединитель формулы А в логике L (ан L-unifier для краткости) - такая подстановка σ, что σА это теорема L. (Используя это понятие, мы можем перефразировать допустимость правила А/B в L как "каждый L-объединитель А является L-объединитель B".) L-унификатор σ является менее общий чем L-объединитель τ, записываемый как σ ≤ τ, если существует такая подстановка υ, что

${ displaystyle vdash _ {L} sigma p leftrightarrow upsilon tau p}$

для каждой переменной п. А полный комплект унификаторов формулы А это набор S из L-унификаторы А так что каждый L- объединитель А менее общий, чем некоторый объединитель из S. А самый общий объединитель (mgu) из А - объединитель σ такой, что {σ} - полный набор объединителей А. Отсюда следует, что если S полный набор унификаторов А, тогда правило А/B является L-допустимым тогда и только тогда, когда каждое σ из S является L-объединитель B. Таким образом, мы можем охарактеризовать допустимые правила, если сможем найти хорошо работающие полные наборы унификаторов.

Важным классом формул, имеющих самый общий объединитель, являются проективные формулы: это формулы А такой, что существует объединитель σ А такой, что

${ displaystyle A vdash _ {L} B leftrightarrow sigma B}$

для каждой формулы B. Обратите внимание, что σ является mgu А. В транзитивных модальных и суперинтуиционистских логиках с конечное свойство модели (fmp), можно семантически характеризовать проективные формулы как те, у которых множество конечных L-модели имеют свойство расширения:^[19] если M конечный Крипке L-модель с рутом р чей кластер одиночка, а формула А выполняется во всех точках M кроме р, то мы можем изменить оценку переменных в р чтобы сделать А правда в р также. Более того, доказательство дает явную конструкцию mgu для данной проективной формулы А.

В основных транзитивных логиках МПК, K4, S4, GL, Grz (и, в более общем смысле, в любой транзитивной логике с fmp, чей набор конечных фреймов удовлетворяет другому виду свойства расширения), мы можем эффективно построить для любой формулы А это проективное приближение Π (А):^[20] конечный набор проективных формул таких, что

1. ${ displaystyle P vdash _ {L} A}$ для каждого ${ Displaystyle P in Pi (A),}$
2. каждый объединитель А является объединителем формулы из Π (А).

Отсюда следует, что множество элементов множества of (А) представляет собой полный набор объединителей А. Кроме того, если п - проективная формула, то

${ Displaystyle P , | ! ! ! sim _ {L} B}$ если и только если ${ displaystyle P vdash _ {L} B}$

для любой формулы B. Таким образом, мы получаем следующую эффективную характеристику допустимых правил:^[21]

${ Displaystyle A , | ! ! ! sim _ {L} B}$ если и только если ${ displaystyle forall P in Pi (A) , (P vdash _ {L} B).}$

Основы допустимых правил

Позволять L быть логикой. Множество р из L-допустимое правило называется основа^[22] допустимых правил, если каждое допустимое правило Γ /B может быть получено из р и выводимые правила L, используя замещение, композицию и ослабление. Другими словами, р является базисом тогда и только тогда, когда ${ Displaystyle | ! ! ! sim _ {L}}$ наименьшее отношение структурных последствий, которое включает ${ displaystyle vdash _ {L}}$ и р.

Обратите внимание, что разрешимость допустимых правил разрешимой логики эквивалентна существованию рекурсивного (или рекурсивно перечислимый) баз: с одной стороны, набор все допустимое правило является рекурсивным основанием, если допустимость разрешима. С другой стороны, набор допустимых правил всегда сопряжен, и если в дальнейшем у нас есть случайный набор правил. базис, он также r.e., следовательно, разрешим. (Другими словами, мы можем решить допустимость А/B следующими алгоритм: запускаем параллельно два исчерпывающий поиск, один для замены σ, объединяющей А но нет B, и один для вывода А/B из р и ${ displaystyle vdash _ {L}}$. Один из поисков должен в конечном итоге дать ответ.) Помимо разрешимости, явные основы допустимых правил полезны для некоторых приложений, например в сложность доказательства.^[23]

Для данной логики мы можем спросить, имеет ли она рекурсивную или конечный основы допустимых правил и предоставить явную основу. Если у логики нет конечной основы, она, тем не менее, может иметь независимая основа: основа р такой, что нет подходящего подмножества р это основа.

В общем, о существовании баз с желаемыми свойствами можно сказать очень мало. Например, пока табличная логика обычно хорошо себя ведут и всегда конечно аксиоматизируемы, существуют табличные модальные логики без конечного или независимого базиса правил.^[24] Конечные базисы относительно редки: даже базовые транзитивные логики МПК, K4, S4, GL, Grz не имеют конечного базиса допустимых правил,^[25] хотя у них есть независимые базы.^[26]

Примеры баз

• Пустой набор - основа L-допустимые правила тогда и только тогда, когда L конструктивно завершена.
• Каждое расширение модальной логики S4.3 (включая, в частности, S5) имеет конечный базис, состоящий из единственного правила^[27]

${ displaystyle { frac { Diamond p land Diamond neg p} { bot}}.}$

• Visserправила

${ displaystyle { frac { displaystyle { Bigl (} bigwedge _ {i = 1} ^ {n} (p_ {i} to q_ {i}) to p_ {n + 1} lor p_ { n + 2} { Bigr)} lor r} { displaystyle bigvee _ {j = 1} ^ {n + 2} { Bigl (} bigwedge _ {i = 1} ^ {n} (p_ { i} to q_ {i}) to p_ {j} { Bigr)} lor r}}, qquad n geq 1}$

являются основой допустимых правил в МПК или же KC.^[28]

• Правила

${ Displaystyle { гидроразрыва { displaystyle Box { Bigl (} Box q to bigvee _ {i = 1} ^ {n} Box p_ {i} { Bigr)} lor Box r} { Displaystyle bigvee _ {я = 1} ^ {n} Box (q land Box q to p_ {i}) lor r}}, qquad n geq 0}$

являются основой допустимых правил GL.^[29] (Обратите внимание, что пустая дизъюнкция определяется как ${ displaystyle bot}$.)

• Правила

${ Displaystyle { гидроразрыва { Displaystyle Box { Bigl (} Box (q to Box q) to bigvee _ {i = 1} ^ {n} Box p_ {i} { Bigr) } lor Box r} { displaystyle bigvee _ {i = 1} ^ {n} Box ( Box q to p_ {i}) lor r}}, qquad n geq 0}$

являются основой допустимых правил S4 или Grz.^[30]

Семантика допустимых правил

Правило Γ /B является действительный в модальном или интуиционистском Рамка Крипке ${ Displaystyle F = langle W, R rangle}$, если для каждой оценки верно следующее ${ displaystyle Vdash}$ в F:

если ${ Displaystyle forall х в W , (х Vdash A)}$ для всех ${ displaystyle A in Gamma}$, тогда ${ Displaystyle forall х в W , (х Vdash B)}$.

(Определение легко обобщается на общие рамки, если нужно.)

Позволять Икс быть подмножеством W, и т точка в W. Мы говорим что т является

• а рефлексивный жесткий предшественник из Икс, если для каждого у в W: пытаться если и только если т = у или же Икс = у или же x R y для некоторых Икс в Икс,
• ан иррефлексивный жесткий предшественник из Икс, если для каждого у в W: пытаться если и только если Икс = у или же x R y для некоторых Икс в Икс.

Мы говорим, что рамка F имеет рефлексивных (иррефлексивных) тугих предшественников, если для каждого конечный подмножество Икс из W, существует рефлексивный (иррефлексивный) плотный предшественник Икс в W.

У нас есть:^[31]

• правило допустимо в МПК тогда и только тогда, когда это верно во всех интуиционистских рамках, которые имеют рефлексивных плотных предшественников
• правило допустимо в K4 тогда и только тогда, когда оно действительно во всех переходный кадры, у которых есть возвратные и нерефлексивные плотные предшественники,
• правило допустимо в S4 тогда и только тогда, когда это верно во всех транзитивных рефлексивный рамы, у которых есть возвратные тугие предшественники,
• правило допустимо в GL тогда и только тогда, когда это верно во всех транзитивных обратных обоснованный кадры, у которых есть иррефлексивные жесткие предшественники.

Обратите внимание, что за исключением нескольких тривиальных случаев, фреймы с точными предшественниками должны быть бесконечными, следовательно, допустимые правила в базовой транзитивной логике не обладают свойством конечной модели.

Структурная завершенность

Хотя общая классификация структурно полных логик - непростая задача, мы хорошо разбираемся в некоторых частных случаях.

Сама интуиционистская логика структурно не завершена, но ее фрагменты может вести себя по-другому. А именно, любое правило без дизъюнкции или правило без импликации, допустимое в суперинтуиционистской логике, выводимо.^[32] С другой стороны, правило монетного двора

${ Displaystyle { гидроразрыва {(п к q) к p lor r} {((p to q) to p) lor ((p to q) to r)}}}$

допустима в интуиционистской логике, но не выводима и содержит только импликации и дизъюнкции.

Мы знаем максимальный структурно неполная транзитивная логика. Логика называется наследственно структурно полный, если какое-либо пристройка завершена конструктивно. Например, классическая логика, а также логика LC и Grz.3, упомянутые выше, являются наследственно структурно законченными. Полное описание наследственно структурно полной суперинтуиционистской и транзитивной модальных логик было дано соответственно Циткиным и Рыбаковым. А именно, суперинтуиционистская логика наследственно структурно завершена тогда и только тогда, когда она не верна ни в одной из пяти фреймов Крипке.^[9]

Точно так же расширение K4 является наследственно структурно завершенным тогда и только тогда, когда он не действителен ни в одной из определенных двадцати систем Крипке (включая пять интуиционистских рамок выше).^[9]

Существуют структурно завершенные логики, которые не являются наследственно структурно завершенными: например, Логика Медведева конструктивно завершена,^[33] но это входит в структурно неполную логику KC.

Варианты

А правило с параметрами это правило формы

${ displaystyle { frac {A (p_ {1}, dots, p_ {n}, s_ {1}, dots, s_ {k})} {B (p_ {1}, dots, p_ {n) }, s_ {1}, dots, s_ {k})}},}$

переменные которого делятся на «обычные» переменные п_я, а параметры s_я. Правило L-допустимым, если каждые L-объединитель σ А такое, что σs_я = s_я для каждого я также объединяет B. Основные результаты разрешимости допустимых правил также относятся к правилам с параметрами.^[34]

А правило множественного заключения представляет собой пару (Γ, Δ) двух конечных наборов формул, записанных как

${ displaystyle { frac {A_ {1}, dots, A_ {n}} {B_ {1}, dots, B_ {m}}} qquad { text {или}} qquad A_ {1} , точки, A_ {n} / B_ {1}, dots, B_ {m}.}$

Такое правило допустимо, если каждый объединитель Γ также является объединителем некоторой формулы из Δ.^[35] Например, логика L является последовательный если и если он допускает правило

${ displaystyle { frac {; bot ;} {}},}$

и суперинтуиционистская логика имеет дизъюнктивное свойство если и если он допускает правило

${ displaystyle { frac {p lor q} {p, q}}.}$

Опять же, основные результаты о допустимых правилах плавно обобщаются на правила с несколькими выводами.^[36] В логиках с вариантом свойства дизъюнкции правила множественного заключения имеют такую ​​же выразительную силу, что и правила одиночного заключения: например, в S4 приведенное выше правило эквивалентно

${ displaystyle { frac {A_ {1}, dots, A_ {n}} { Box B_ {1} lor dots lor Box B_ {m}}}.}$

Тем не менее, правила множественного вывода часто можно использовать для упрощения аргументов.

В теория доказательств, приемлемость часто рассматривается в контексте последовательные исчисления, где базовыми объектами являются секвенции, а не формулы. Например, можно перефразировать теорема исключения сечения как утверждая, что исчисление секвенций допускает вырезать правило

${ displaystyle { frac { Gamma vdash A, Delta qquad Pi, A vdash Lambda} { Gamma, Pi vdash Delta, Lambda}}.}$

(Злоупотребляя языком, также иногда говорят, что (полное) исчисление секвенций допускает отсечение, что означает, что его версия без отсечений допускает.) Однако допустимость в исчислениях секвенций обычно является лишь вариантом обозначения допустимости в соответствующей логике: любая полное исчисление (скажем) интуиционистской логики допускает правило секвенции тогда и только тогда, когда МПК допускает правило формулы, которое мы получаем, переводя каждую секвенцию ${ displaystyle Gamma vdash Delta}$ к его характерной формуле ${ displaystyle bigwedge Gamma to bigvee Delta}$.

Примечания

Рекомендации

• В. Блок, Д. Пигоцци, Алгебраизируемые логики, Мемуары Американского математического общества 77 (1989), вып. 396, 1989 г.
• А. Чагров и М. Захарящев, Модальная логика, Oxford Logic Guides, т. 35, Oxford University Press, 1997. ISBN 0-19-853779-4
• П. Синтула и Г. Меткалф, Структурная полнота в нечеткой логике, Notre Dame Journal of Formal Logic 50 (2009), нет. 2. С. 153–182. Дои:10.1215/00294527-2009-004
• Циткин А.И., О структурно полной суперинтуиционистской логике// Советская математика. - Докл. 19 (1978), стр. 816–819.
• С. Гиларди, Объединение в интуиционистской логике, Журнал символической логики 64 (1999), вып. 2. С. 859–880. Проект Евклид JSTOR
• С. Гиларди, Лучшее решение модальных уравнений, Анналы чистой и прикладной логики 102 (2000), вып. 3. С. 183–198. Дои:10.1016 / S0168-0072 (99) 00032-9
• Р. Иемхофф, О допустимых правилах интуиционистской логики высказываний, Журнал символической логики 66 (2001), нет. 1. С. 281–294. Проект Евклид JSTOR
• Р. Иемхофф, Промежуточная логика и правила Виссера, Журнал формальной логики Нотр-Дам 46 (2005), нет. 1. С. 65–81. Дои:10.1305 / ndjfl / 1107220674
• Р. Иемхофф, О правилах промежуточной логики, Архив математической логики, 45 (2006), вып. 5. С. 581–599. Дои:10.1007 / s00153-006-0320-8
• Э. Ержабек, Допустимые правила модальных логик, Журнал логики и вычислений 15 (2005), вып. 4. С. 411–431. Дои:10.1093 / logcom / exi029
• Э. Ержабек, Сложность допустимых правил, Архив математической логики 46 (2007), вып. 2. С. 73–92. Дои:10.1007 / s00153-006-0028-9
• Э. Ержабек, Независимые основы допустимых правил, Логический журнал IGPL 16 (2008), вып. 3. С. 249–267. Дои:10.1093 / jigpal / jzn004
• М. Крахт, Модальные отношения последствий, в: Справочник по модальной логике (П. Блэкберн, Дж. ван Бентем и Ф. Вольтер, ред.), Исследования логики и практического мышления, том. 3, Elsevier, 2007, стр. 492–545. ISBN 978-0-444-51690-9
• П. Лоренцен, Einführung в оперативной Logik und Mathematik, Grundlehren der Mathematischen Wissenschaften vol. 78, Springer – Verlag, 1955.
• Г. Минц и А. Кожевников, Интуиционистские системы Фреге полиномиально эквивалентны// Записки научных семинаров ПОМИ 316 (2004). С. 129–146. gzip PS
• Т. Прукнал, Структурная полнота исчисления высказываний Медведева, Reports on Mathematical Logic 6 (1976), pp. 103–105.
• Т. Прукнал, О двух проблемах Харви Фридмана, Studia Logica 38 (1979), нет. 3. С. 247–262. Дои:10.1007 / BF00405383
• П. Розьер, Règles допустимых en Calculate propositionnel intuitionniste, Кандидат наук. диссертация, Парижский университет VII, 1992. PDF
• Рыбаков В.В., Допустимость правил логического вывода, Исследования по логике и основам математики т. 136, Elsevier, 1997. ISBN 0-444-89505-1
• Ф. Вольтер, М. Захарящев, Неразрешимость проблем унификации и допустимости модальных и описательных логик, Транзакции ACM по вычислительной логике 9 (2008), вып. 4, статья № 25. Дои:10.1145/1380572.1380574 PDF