WikiDer > Математическая индукция - Википедия

Математическая индукция может быть неформально проиллюстрирована ссылкой на последовательный эффект падения домино.^[1][2]

Математическая индукция это математическое доказательство техника. По сути, он используется для доказательства того, что утверждение п(п) выполняется для каждого натуральное число п = 0, 1, 2, 3,. . . ; то есть общее утверждение представляет собой последовательность бесконечного числа случаев п(0), п(1), п(2), п(3),. . . . Неформальные метафоры помогают объяснить эту технику, например, падение домино или подъем по лестнице:

Математическая индукция доказывает, что мы можем подняться по лестнице сколь угодно высоко, доказывая, что мы можем подняться на нижнюю ступеньку ( основа) и что с каждой ступеньки мы можем подняться на следующую ( шаг).

— Конкретная математика, стр. 3 поля.

А Доказательство по индукции состоит из двух корпусов. Первый, базовый вариант (или же основа), доказывает утверждение для п = 0 без каких-либо знаний о других случаях. Второй случай, ступень индукции, доказывает, что если утверждение верно для любого данного случая п = к, тогда это также должно быть справедливо для следующего случаяп = k + 1. Эти два шага устанавливают, что утверждение верно для любого натурального числа п.^[3] Базовый вариант не обязательно начинается с п = 0, но часто с п = 1 и, возможно, с любым фиксированным натуральным числом п = N, устанавливая истинность утверждения для всех натуральных чисел п ≥ N.

Метод может быть расширен для доказательства утверждений о более общих обоснованный структуры, такие как деревья; это обобщение, известное как структурная индукция, используется в математическая логика и Информатика. Математическая индукция в этом расширенном смысле тесно связана с рекурсия. Математическая индукция - это правило вывода используется в формальные доказательства, и в той или иной форме является основой всего доказательства корректности компьютерных программ.^[4]

Хотя его название может предполагать иное, математическую индукцию не следует путать с индуктивное мышление как используется в философия (видеть Проблема индукции). Математический метод исследует бесконечно много случаев, чтобы доказать общее утверждение, но делает это с помощью конечной цепочки дедуктивное мышление с участием Переменная п, который может принимать бесконечно много значений.^[5]

История

В 370 г. до н.э. Платонс Парменид могло содержать ранний пример неявного индуктивного доказательства.^[6] Самое раннее ясное использование математической индукции (хотя и не под этим названием) можно найти в Евклидс^[7] доказательство бесконечности числа простых чисел. Противоположная итеративная техника, подсчет вниз а не вверх, находится в парадокс сорита, где утверждалось, что если 1 000 000 песчинок образуют кучу, а при удалении одной песчинки из кучи она остается кучей, то одна песчинка (или даже без песчинок) образует кучу.^[8]

В Индии первые неявные доказательства математической индукции появляются в Бхаскара"s"циклический метод",^[9] и в аль-Фахри написано аль-Караджи около 1000 г. н.э., который применил его к арифметические последовательности доказать биномиальная теорема и свойства Треугольник Паскаля.^[10][11]

Однако ни один из этих древних математиков явно не высказал гипотезы индукции. Другой подобный случай (вопреки тому, что написал Вакка, как тщательно показал Фройденталь)^[12] было то из Франческо Мауролико в его Arithmeticorum libri duo (1575), которые использовали эту технику, чтобы доказать, что сумма первых п нечетные целые числа п².

Самое раннее строгое использование индукции было сделано Герсонид (1288–1344).^[13][14] Первую явную формулировку принципа индукции дал Паскаль в его Арифметический треугольник (1665). Другой француз, Ферма, широко использовали связанный принцип: косвенное доказательство бесконечный спуск.

Гипотеза индукции также использовалась швейцарцами. Якоб Бернулли, и с тех пор о нем стало хорошо известно. Современная формальная трактовка этого принципа появилась только в 19 веке, когда Джордж Буль,^[15] Август де Морган, Чарльз Сандерс Пирс,^[16][17] Джузеппе Пеано, и Ричард Дедекинд.^[9]

Описание

Самая простая и распространенная форма математической индукции предполагает, что утверждение, включающее натуральное число ${ displaystyle n}$ (то есть целое число ${ Displaystyle п geq 0}$ или 1) выполняется для всех значений ${ displaystyle n}$. Доказательство состоит из двух этапов:

1. В исходный или же базовый вариант: докажите, что утверждение верно для 0 или 1.
2. В ступень индукции, индуктивный шаг, или же шаг случае: доказать, что для каждого ${ displaystyle n}$, если утверждение верно для ${ displaystyle n}$, то это верно для ${ displaystyle n + 1}$. Другими словами, предположим, что утверждение верно для некоторого произвольного натурального числа ${ displaystyle n}$, и докажем, что утверждение верно для ${ displaystyle n + 1}$.

Гипотеза индуктивного шага о том, что утверждение верно для определенного ${ displaystyle n}$, называется гипотеза индукции или же индуктивная гипотеза. Чтобы доказать индукционный шаг, принимаем предположение индукции для ${ displaystyle n}$ а затем использует это предположение, чтобы доказать, что утверждение верно для ${ displaystyle n + 1}$.

Авторы, которые предпочитают определять натуральные числа, начинающиеся с 0, используют это значение в базовом случае; те, кто определяет натуральные числа, чтобы начать с 1, используют это значение.

Примеры

Сумма последовательных натуральных чисел

Математической индукцией можно доказать следующее утверждение п(п) для всех натуральных чисел п.

${ Displaystyle P (n) !: 0 + 1 + 2 + cdots + n , = , { frac {n (n + 1)} {2}}.}$

Это устанавливает общую формулу для суммы натуральных чисел, меньших или равных данному числу; по сути бесконечная последовательность утверждений: ${ displaystyle 0 = { tfrac {(0) (0 + 1)} {2}}}$, ${ Displaystyle 0 + 1 = { tfrac {(1) (1 + 1)} {2}}}$, ${ Displaystyle 0 + 1 + 2 = { tfrac {(2) (2 + 1)} {2}}}$, так далее.

Предложение. Для любого ${ Displaystyle п в mathbb {N}}$, ${ displaystyle 0 + 1 + 2 + cdots + n = { tfrac {n (n + 1)} {2}}.}$

Доказательство. Позволять п(п) быть заявлением ${ displaystyle 0 + 1 + 2 + cdots + n = { tfrac {n (n + 1)} {2}}.}$ Дадим доказательство индукцией по п.

Базовый вариант: Докажите, что утверждение верно для наименьшего натурального числа п = 0.

п(0) явно верно: ${ Displaystyle 0 = { tfrac {0 (0 + 1)} {2}} ,.}$

Индуктивный шаг: Покажи это любому k ≥ 0, если п(k) выполняется, то п(k+1) тоже верно.

Предположим предположение индукции, что для определенного k, единственный случай п = к держит, что означает п(k) правда:

${ displaystyle 0 + 1 + cdots + k = { frac {k (k {+} 1)} {2}}.}$

Следует, что:

${ displaystyle (0 + 1 + 2 + cdots + k) + (k {+} 1) = { frac {k (k {+} 1)} {2}} + (k {+} 1 ).}$

Алгебраически правая часть упрощается как:

${ displaystyle { begin {align} { frac {k (k {+} 1)} {2}} + (k {+} 1) & = { frac {k (k {+} 1) +2 (k {+} 1)} {2}} & = { frac {(k {+} 1) (k {+} 2)} {2}} & = { frac {(k {+} 1) ((k {+} 1) +1)} {2}}. end {align}}}$

Приравнивая крайнюю левую и правую части, мы заключаем, что:

${ displaystyle 0 + 1 + 2 + cdots + k + (k {+} 1) = { frac {(k {+} 1) ((k {+} 1) +1)} {2}} .}$

То есть заявление п(к +1) также выполняется, устанавливая индуктивный шаг.

Вывод: Поскольку и базовый случай, и индуктивный шаг были доказаны как истинные, математической индукцией утверждение п(п) выполняется для любого натурального числа п. ∎

Тригонометрическое неравенство

Индукция часто используется для доказательства неравенств. В качестве примера докажем, что ${ Displaystyle | ! грех nx | leq п | ! грех х |}$ для любого реального числа ${ displaystyle x}$ и натуральное число ${ displaystyle n}$.

На первый взгляд может показаться, что более общая версия, ${ Displaystyle | ! грех nx | leq n , | ! грех х |}$ для любого настоящий числа ${ displaystyle n, x}$, может быть доказано без индукции; но случай ${ textstyle п = { гидроразрыва {1} {2}}, , x = pi}$ показывает, что это может быть ложным для нецелых значений ${ displaystyle n}$. Это предполагает, что мы исследуем утверждение специально для естественный ценности ${ displaystyle n}$, а индукция - самый удобный инструмент.

Предложение. Для любого ${ Displaystyle х in mathbb {R}, п in mathbb {N}}$, ${ Displaystyle | ! грех nx | leq n , | ! грех х |}$.

Доказательство. Зафиксируйте произвольное действительное число ${ displaystyle x}$, и разреши ${ Displaystyle P (п)}$ быть заявлением ${ Displaystyle | ! грех nx | leq n , | ! грех х |}$. Мы вводим в курс дела ${ displaystyle n}$.

Базовый вариант: Расчет ${ Displaystyle | ! грех 0x | = 0 Leq 0 = 0 , | ! грех х |}$ проверяет ${ Displaystyle P (0)}$.

Индуктивный шаг: Мы показываем значение ${ displaystyle P (k) подразумевает P (k {+} 1)}$ для любого натурального числа ${ displaystyle k}$. Предположим гипотезу индукции: для данного значения ${ Displaystyle п = к geq 0}$, единственный случай ${ Displaystyle P (k)}$ правда. С использованием формула сложения углов и неравенство треугольника, выводим:

${ displaystyle { begin {array} {rcll} | sin (k {+} 1) x | & = & | sin kx , cos x + sin x , cos kx , | & { text {(сложение углов)}} & leq & | ! sin kx , cos x | + | ! sin x , cos kx | & { text {(неравенство треугольника)}} & = & | ! sin kx | , | ! cos x | + | ! sin x | , | ! cos kx | & & leq & | ! sin kx | + | ! sin x | & (, | ! cos t | leq 1) & leq & k , | ! sin x | + | ! sin x | & { text {(гипотеза индукции}}) & = & (k {+} 1) , | ! sin x |. & end {array}}}$

Неравенство между крайними левыми и правыми величинами показывает, что ${ Displaystyle P (к {+} 1)}$ верно, что завершает индуктивный шаг.

Вывод: Предложение ${ Displaystyle P (п)}$ выполняется для всех натуральных чисел ${ displaystyle n}$. ∎

Варианты

Этот раздел включает Список ссылок, связанное чтение или внешняя ссылка, но его источники остаются неясными, потому что в нем отсутствует встроенные цитаты. Пожалуйста, помогите улучшать этот раздел введение более точные цитаты. (Июль 2013) (Узнайте, как и когда удалить этот шаблон сообщения)

На практике доказательства по индукции часто строятся по-разному, в зависимости от точной природы доказываемого свойства. Все варианты индукции являются частными случаями трансфинитной индукции; видеть ниже.

Индукционная база, отличная от 0 или 1

Если кто-то хочет доказать утверждение не для всех натуральных чисел, а только для всех чисел п больше или равно определенному числу б, то доказательство по индукции состоит из:

1. Показывая, что утверждение верно, когда ${ displaystyle n = b}$.
2. Показывая, что если утверждение верно для произвольного числа ${ textstyle п geq b}$, то то же утверждение верно и для ${ displaystyle n + 1}$.

Это можно использовать, например, чтобы показать, что ${ textstyle 2 ^ {n} geq n + 5}$ за ${ Displaystyle п geq 3}$.

Таким образом, можно доказать, что какое-то утверждение ${ Displaystyle P (п)}$ относится ко всем ${ Displaystyle п geq 1}$, или даже для всех ${ Displaystyle п geq -5}$. Эта форма математической индукции на самом деле является частным случаем предыдущей формы, потому что если доказываемое утверждение ${ Displaystyle P (п)}$ то доказательство этого с помощью этих двух правил эквивалентно доказательству ${ Displaystyle P (п + b)}$ для всех натуральных чисел ${ displaystyle n}$ с индукционной базой ${ displaystyle 0}$.^[18]

Пример: формирование долларовых сумм монетами

Предположим, бесконечный запас 4- и 5-долларовых монет. Индукция может использоваться, чтобы доказать, что любая сумма в долларах больше или равна ${ displaystyle 12}$ может быть образован комбинацией таких монет. Позволять ${ Displaystyle S (к)}$ обозначить заявление "количество ${ displaystyle k}$ доллары могут быть образованы комбинацией 4- и 5-долларовых монет". Доказательство того, что ${ Displaystyle S (к)}$ верно для всех ${ displaystyle k geq 12}$ тогда может быть получена индукцией по ${ displaystyle k}$ следующее:

Базовый вариант: Показывая, что ${ Displaystyle S (к)}$ держится для ${ displaystyle k = 12}$ легко: возьмите три 4-долларовые монеты.

Индукционный шаг: При условии ${ Displaystyle S (к)}$ справедливо для некоторого значения ${ displaystyle k geq 12}$ (гипотеза индукции), докажи это ${ Displaystyle S (к + 1)}$ тоже держит:

Предполагать ${ Displaystyle S (к)}$ верно для некоторого произвольного ${ displaystyle k geq 12}$. Если есть решение для ${ displaystyle k}$ долларов, который включает хотя бы одну 4-долларовую монету, замените ее 5-долларовой монетой, чтобы ${ displaystyle k + 1}$ долларов. В противном случае, если используются только 5-долларовые монеты, ${ displaystyle k}$ должно быть кратно 5 и не менее 15; но тогда мы можем заменить три монеты по 5 долларов на четыре монеты по 4 доллара, чтобы получить ${ displaystyle k + 1}$ долларов. В каждом случае, ${ Displaystyle S (к + 1)}$ правда.

Следовательно, по принципу индукции ${ Displaystyle S (к)}$ относится ко всем ${ displaystyle k geq 12}$, и доказательство завершено.

В этом примере, хотя ${ Displaystyle S (к)}$ также справедливо для ${ Displaystyle к в {4,5,8,9,10 }}$, приведенное выше доказательство не может быть изменено для замены минимального количества ${ displaystyle 12}$ доллар на любую более низкую стоимость ${ displaystyle m}$.За ${ displaystyle m = 11}$, базовый случай на самом деле неверен; для ${ displaystyle m = 10}$, второй случай на этапе индукции (замена трех монет по 5 на четыре монеты по 4 доллара) не будет работать; не говоря уже о еще более низких ${ displaystyle m}$.

Индукция на более чем одном счетчике

Иногда желательно доказать утверждение, состоящее из двух натуральных чисел, п и м, повторяя индукционный процесс. То есть доказывается базовый случай и индуктивный шаг для п, и в каждом из них доказывается базовый случай и индуктивный шаг для м. См., Например, доказательство коммутативности сопутствующий сложение натуральных чисел. Возможны и более сложные аргументы с участием трех и более счетчиков.

Бесконечный спуск

Метод бесконечного спуска представляет собой разновидность математической индукции, которую использовал Пьер де Ферма. Он используется, чтобы показать, что какое-то утверждение Q(п) ложно для всех натуральных чисел п. Его традиционная форма состоит в том, чтобы показать, что если Q(п) верно для некоторого натурального числа п, это также верно для некоторого строго меньшего натурального числа м. Поскольку не существует бесконечных убывающих последовательностей натуральных чисел, эта ситуация была бы невозможна, тем самым показывая (от противного), что Q(п) не может быть верным ни для каких п.

Справедливость этого метода может быть проверена с помощью обычного принципа математической индукции. Использование математической индукции по утверждению п(п) определяется как "Q(м) ложно для всех натуральных чисел м меньше или равно п", следует, что п(п) выполняется для всех п, что обозначает Q(п) ложно для любого натурального числа п.

Индукция префикса

Наиболее распространенная форма доказательства с помощью математической индукции требует на этапе индукции доказательства того, что

${ Displaystyle forall k (P (k) to P (k + 1))}$

после чего принцип индукции «автоматизирует» п применения этого шага в получении от п(0) в п(п). Это можно назвать «индукцией предшественника», потому что каждый шаг доказывает что-то о числе из чего-то о предшественнике этого числа.

Вариант, представляющий интерес с точки зрения вычислительной сложности, - это «префиксная индукция», в которой на индуктивном этапе доказывается следующее утверждение:

${ Displaystyle forall k (P (k) to P (2k) land P (2k + 1))}$

или эквивалентно

${ Displaystyle forall k left (P left ( left lfloor { frac {k} {2}} right rfloor right) к P (k) right)}$

Затем принцип индукции «автоматизирует» журнал п применения этого вывода при получении от п(0) в п(п). Фактически, это называется «префиксной индукцией», потому что каждый шаг доказывает что-то о числе из чего-то о «префиксе» этого числа, образованного путем усечения младшего бита его двоичного представления. Его также можно рассматривать как применение традиционной индукции по длине этого двоичного представления.

Если традиционная индукция предшественников интерпретируется вычислительно как п-шаговый цикл, тогда индукция префикса будет соответствовать лог-п-шаговая петля. Из-за этого доказательства, использующие префиксную индукцию, «более конструктивны», чем доказательства, использующие индукцию предшественников.

Индукция предшественника может тривиально имитировать индукцию префикса для того же оператора. Индукция префикса может имитировать индукцию предшественника, но только за счет усложнения инструкции синтаксически (добавление ограниченного универсальный квантор), поэтому интересные результаты, связывающие индукцию префикса с вычислением за полиномиальное время, зависят от полного исключения неограниченных кванторов и ограничения чередования ограниченных универсальных и экзистенциальные кванторы допускается в заявлении.^[19]

Можно пойти еще дальше: нужно доказать

${ Displaystyle forall k left (P left ( left lfloor { sqrt {k}} right rfloor right) к P (k) right)}$

после чего принцип индукции «автоматизирует» журнал log п применения этого вывода при получении от п(0) в п(п). Эта форма индукции аналогичным образом использовалась для изучения логарифмических параллельных вычислений.^{[нужна цитата]}

Полная (сильная) индукция

Другой вариант, названный полная индукция, индукция ценностей или же сильная индукция (в отличие от которого основная форма индукции иногда известна как слабая индукция), упрощает доказательство индуктивного шага с помощью более сильной гипотезы: утверждение доказывается п(м + 1) в предположении, что п(п) выполняется для все натуральные числа п меньше, чем м + 1; напротив, основная форма предполагает только п(м). Название «сильная индукция» не означает, что этот метод может доказать нечто большее, чем «слабая индукция», а просто относится к более сильной гипотезе, используемой на индуктивном этапе.

Фактически, можно показать, что эти два метода фактически эквивалентны, как объясняется ниже. В этой форме полной индукции еще нужно доказать базовый случай, п(0), и может даже потребоваться доказать дополнительные базовые случаи, такие как п(1) до того, как будет применен общий аргумент, как в приведенном ниже примере числа Фибоначчи F_п.

Хотя только что описанная форма требует доказательства базового случая, в этом нет необходимости, если можно доказать п(м) (при условии п(п) для всех нижних п) для всех м ≥ 0. Это частный случай трансфинитная индукция как описано ниже. В этой форме базовый вариант подпадает под случай м = 0, куда п(0) доказано без других п(п) предполагается; этот случай, возможно, придется рассматривать отдельно, но иногда тот же аргумент применяется для м = 0 и м > 0, что делает доказательство более простым и элегантным. Однако в этом методе очень важно убедиться, что п(м) не подразумевает, что м > 0, например говоря "выберите произвольный п < м", или предполагая, что набор м elements имеет элемент.

Полная индукция эквивалентна обычной математической индукции, описанной выше, в том смысле, что доказательство одним методом может быть преобразовано в доказательство другим. Предположим, есть доказательство п(п) по полной индукции. Пусть Q (п) иметь в виду "п(м) выполняется для всех м такой, что 0 ≤ м ≤ п". Тогда Q (п) выполняется для всех п тогда и только тогда, когда P (п) выполняется для всех п, и наше доказательство п(п) легко превращается в доказательство Q (п) по (обычной) индукции. Если же, с другой стороны, п(п) было доказано с помощью обычной индукции, доказательство уже фактически будет доказано с помощью полной индукции: п(0) доказано в базовом случае без каких-либо предположений, и п(п + 1) доказывается на индуктивном этапе, на котором можно предположить все предыдущие случаи, но нужно только использовать случай п(п).

Пример: числа Фибоначчи

Полная индукция наиболее полезна, когда для каждого индуктивного шага требуется несколько примеров индуктивной гипотезы. Например, полная индукция может использоваться, чтобы показать, что

${ Displaystyle F_ {n} = { гидроразрыва { varphi ^ {n} - psi ^ {n}} { varphi - psi}}}$

куда ${ displaystyle F_ {n}}$ это пth Число Фибоначчи, ${ textstyle varphi = {{1 + { sqrt {5}}} более 2}}$ (в Золотое сечение) и ${ textstyle psi = {{1 - { sqrt {5}}} более 2}}$ являются корнями многочлена ${ displaystyle x ^ {2} -x-1}$. Используя тот факт, что ${ Displaystyle F_ {n + 2} = F_ {n + 1} + F_ {n}}$ для каждого ${ displaystyle n in { mathbb {N}}}$, указанная выше идентичность может быть проверена прямым вычислением для ${ textstyle F_ {n + 2}}$ если предположить, что это уже верно для обоих ${ textstyle F_ {n + 1}}$ и ${ textstyle F_ {n}}$. Чтобы завершить доказательство, личность должна быть проверена в двух базовых случаях: ${ displaystyle n = 0}$ и ${ textstyle n = 1}$.

Пример: разложение на простые множители

Другое доказательство по полной индукции использует гипотезу, что утверждение верно для все меньше ${ displaystyle n}$ более основательно. Рассмотрим утверждение, что "каждый натуральное число больше 1 является продуктом (одного или нескольких) простые числа", какой "существование" часть основная теорема арифметики. Для доказательства индуктивного шага предположение индукции состоит в том, что для данного ${ displaystyle n> 1}$ утверждение верно для всех меньших ${ displaystyle n> 1}$. Если ${ displaystyle m}$ является простым, то это, безусловно, произведение простых чисел, а если нет, то по определению это продукт: ${ displaystyle m = n_ {1} n_ {2}}$, где ни один из множителей не равен 1; следовательно, ни один из них не равен ${ displaystyle m}$, поэтому оба больше 1 и меньше ${ displaystyle m}$. Гипотеза индукции теперь применяется к ${ displaystyle n_ {1}}$ и ${ displaystyle n_ {2}}$, поэтому каждое из них является произведением простых чисел. Таким образом ${ displaystyle m}$ является произведением простых чисел, а значит, и произведением простых чисел.

Пример: пересмотр долларовых сумм

Мы постараемся доказать тот же пример, что и надна этот раз с сильная индукция. Утверждение остается прежним:

${ Displaystyle S (п): , , п geq 12 к , существует , a, b in mathbb {N}. , , n = 4a + 5b}$

Однако будут небольшие различия в структуре и предположениях доказательства, начиная с расширенного базового случая:

Базовый вариант: Покажи это ${ Displaystyle S (к)}$ держится для ${ displaystyle k = 12,13,14,15}$.

${ Displaystyle { begin {align} 4 cdot 3 + 5 cdot 0 = 12 4 cdot 2 + 5 cdot 1 = 13 4 cdot 1 + 5 cdot 2 = 14 4 cdot 0 + 5 cdot 3 = 15 конец {выровнено}}}$

Базовый случай верен.

Гипотеза индукции: Учитывая некоторые ${ displaystyle j> 15}$, предполагать ${ Displaystyle S (м)}$ относится ко всем ${ displaystyle m}$ с ${ Displaystyle 12 Leq м$.

Индуктивный шаг: Докажи это ${ Displaystyle S (j)}$ держит.

Выбор ${ displaystyle m = j-4}$, и наблюдая, что ${ displaystyle 15$ показывает, что ${ Displaystyle S (J-4)}$ выполняется по предположению индукции. То есть сумма ${ displaystyle j-4}$ может быть образован некоторой комбинацией ${ displaystyle 4}$ и ${ displaystyle 5}$ долларовые монеты. Затем, просто добавив ${ displaystyle 4}$ долларовая монета к этой комбинации дает сумму ${ displaystyle j}$. То есть, ${ Displaystyle S (j)}$ держит. Q.E.D.

Прямая-обратная индукция

Иногда удобнее делать обратный вывод, доказывая утверждение для ${ displaystyle n-1}$, учитывая его срок действия ${ displaystyle n}$. Однако доказательства справедливости утверждения ни для одного числа недостаточно, чтобы установить базовый случай; вместо этого нужно доказать утверждение для бесконечного подмножества натуральных чисел. Например, Огюстен Луи Коши впервые использовал прямую (регулярную) индукцию для доказательстванеравенство средних арифметических и геометрических для всех степеней двойки, а затем использовала обратную индукцию, чтобы показать это для всех натуральных чисел.^[20][21]

Пример ошибки индуктивного шага

Индуктивный шаг должен быть доказан для всех значений п. Чтобы проиллюстрировать это, Джоэл Коэн предложил следующий аргумент, который стремится доказать математической индукцией, что все лошади одного цвета:^[22]

• Базовый вариант: в комплекте только один конь, цвет там только один.
• Индуктивный шаг: предположим в качестве гипотезы индукции, что в пределах любого набора ${ displaystyle n}$ кони, цвет там только один. Теперь посмотрим на любой набор ${ displaystyle n + 1}$ лошади. Пронумеруйте их: ${ Displaystyle 1, ; 2, ; 3, ; dotsc, ; n, ; n + 1}$. Рассмотрим множества ${ textstyle left {1, ; 2, ; 3, ; dotsc, ; n right }}$ и ${ textstyle left {2, ; 3, ; 4, ; dotsc, ; n + 1 right }}$. Каждый представляет собой набор только ${ displaystyle n}$ лошади, поэтому внутри каждого только один цвет. Но эти два набора перекрываются, поэтому среди всех должен быть только один цвет. ${ displaystyle n + 1}$ лошади.

Базовый случай ${ Displaystyle п = 1}$ тривиально (так как любая лошадь того же цвета, что и она сама), и шаг индукции правильный во всех случаях ${ displaystyle n> 1}$. Однако логика индуктивного шага неверна для ${ Displaystyle п = 1}$, из-за утверждения, что "два набора перекрываются" неверно (есть только ${ Displaystyle п + 1 = 2}$ лошади перед удалением и после удаления партии по одной лошади не перекрываются).

Формализация

В логика второго порядка, можно записать "аксиома индукции »следующим образом:

${ Displaystyle Displaystyle forall P { Bigl (} P (0) land forall k { bigl (} P (k) to P (k + 1) { bigr)} to forall n { bigl (} П (п) { bigr)} { Bigr)}}$,

куда п(.) - переменная для предикатов, содержащих одно натуральное число и k и п переменные для натуральные числа.

На словах базовый случай п(0) и индуктивный шаг (а именно, что предположение индукции п(k) подразумевает п(k + 1)) вместе означают, что п(п) для любого натурального числа п. Аксиома индукции утверждает справедливость вывода, что п(п) выполняется для любого натурального числа п от базового случая и индуктивного шага.

Первый квантор аксиомы превышает предикаты а не над отдельными числами. Это квантор второго порядка, что означает, что эта аксиома сформулирована в логика второго порядка. Аксиоматизирующая арифметическая индукция в логика первого порядка требует схема аксиомы содержащая отдельную аксиому для каждого возможного предиката. Статья Аксиомы Пеано содержит дальнейшее обсуждение этого вопроса.

Аксиома структурной индукции для натуральных чисел была впервые сформулирована Пеано, который использовал ее для определения натуральных чисел вместе со следующими четырьмя другими аксиомами:

1. 0 - натуральное число.
2. Функция преемника s каждого натурального числа дает натуральное число (s(Икс)=Икс+1).
3. Функция преемника инъективна.
4. 0 нет в классифицировать из s.

В первый заказ Теория множеств ZFC, количественная оценка по предикатам не допускается, но индукцию можно выразить количественной оценкой по множествам:

${ displaystyle forall A { Bigl (} 0 in A land forall k in mathbb {N} { bigl (} k in A to (k + 1) in A { bigr) } to mathbb {N} substeq A { Bigr)}}$

${ displaystyle A}$ может быть прочитан как набор, представляющий предложение и содержащий натуральные числа, для которых утверждение верно. Это не аксиома, а теорема, учитывая, что натуральные числа определяются на языке теории множеств ZFC с помощью аксиом, аналогичных аксиомам Пеано.

Трансфинитная индукция

Принцип полной индукции действителен не только для утверждений о натуральных числах, но и для утверждений об элементах любых обоснованный набор, то есть набор с иррефлексивное отношение <который не содержит бесконечные нисходящие цепочки. Любой набор Количественные числительные хорошо обоснован, который включает в себя множество натуральных чисел.

Применительно к хорошо обоснованному набору его можно сформулировать как один шаг:

1. Покажите, что если какое-то утверждение верно для всех м < п, то то же утверждение верно и для п.

Эта форма индукции, применяемая к набору порядковые (которые образуют хорошо организованный и, следовательно, вполне обоснованный класс), называется трансфинитная индукция. Это важный метод доказательства в теория множеств, топология и другие поля.

Доказательства по трансфинитной индукции обычно различают три случая:

1. когда п - минимальный элемент, т.е. нет элемента меньше, чем п;
2. когда п имеет прямого предшественника, то есть набор элементов, размер которых меньше п имеет самый большой элемент;
3. когда п не имеет прямого предшественника, т.е. п это так называемый предельный порядковый номер.

Строго говоря, в трансфинитной индукции нет необходимости доказывать базовый случай, потому что это пустой частный случай предложения, что если п верно для всех п < м, тогда п верно для м. Это пусто верно именно потому, что нет значений п < м это может служить контрпримером. Таким образом, частные случаи являются частными случаями общего случая.

Отношение к принципу хорошего порядка

Принцип математической индукции обычно формулируется как аксиома натуральных чисел; видеть Аксиомы Пеано. Это строго сильнее, чем принцип хорошего порядка в контексте других аксиом Пеано. В самом деле, предположим следующее:

• В трихотомия аксиома: для любых натуральных чисел п и м, п меньше или равно м если и только если м не меньше чем п.
• Для любого натурального числа п, п + 1 лучше чем п.
• Для любого натурального числа п, натуральное число не между п и п + 1.
• Натуральное число не может быть меньше нуля.

Затем можно доказать, что индукция, учитывая перечисленные выше аксиомы, влечет принцип хорошего порядка. В следующем доказательстве используется полная индукция и первая и четвертая аксиомы.

Доказательство. Предположим, что существует непустое множество, Sнатуральных чисел, не имеющих наименьшего элемента. Позволять п(п) - утверждение, что п не в S. потом п(0) истинно, так как если бы оно было ложным, то 0 - наименьший элемент S. Кроме того, пусть п - натуральное число, и предположим п(м) верно для всех натуральных чисел м меньше, чем п+1. Тогда если п(п+1) ложно п+1 находится в S, являясь минимальным элементом в S, противоречие. Таким образом п(п+1) верно. Следовательно, по принципу полной индукции п(п) выполняется для всех натуральных чисел п; так S пусто; противоречие. Q.E.D.

"Числовая строка"для набора {(0,п): п∈ℕ} ∪ {(1,п): п∈ℕ}. Цифры относятся ко второму компоненту пар; первый можно получить по цвету или местоположению.

С другой стороны, множество {(0,п): п∈ℕ} ∪ {(1,п): п∈ℕ}, показанный на рисунке, упорядочен^[23]:35lf посредством лексикографический порядокБолее того, за исключением аксиомы индукции, он удовлетворяет всем аксиомам Пеано, где константа Пеано 0 интерпретируется как пара (0,0), а константа Пеано преемник функция определяется на парах succ(Икс,п)=(Икс,п+1) для всех Икс∈ {0,1} и п∈ℕ. В качестве примера нарушения аксиомы индукции определим предикат п(Икс,п) в качестве (Икс,п) = (0,0) или (Икс,п)=(succ(у,м)) для некоторых у∈ {0,1} и м∈ℕ. Тогда базовый случай п(0,0) тривиально верно, как и случай шага: если п(Икс,п), тогда п(succ(Икс,п)). Тем не мение, п не для всех пар в наборе.

Аксиомы Пеано с принципом индукции однозначно моделируют натуральные числа. Замена принципа индукции принципом правильного порядка позволяет создавать более экзотические модели, удовлетворяющие всем аксиомам.^[23]

Он ошибочно напечатан в нескольких книгах.^[23] и источники, что принцип хорошего порядка эквивалентен аксиоме индукции. В контексте других аксиом Пеано это не так, но в контексте других аксиом они эквивалентны;^[23] в частности, принцип хорошего порядка подразумевает аксиому индукции в контексте первых двух перечисленных выше аксиом и

• Каждое натуральное число равно 0 или п + 1 для некоторых естественных номер п.

Распространенная ошибка во многих ошибочных доказательствах - это предположение, что п − 1 - уникальное и точно определенное натуральное число, свойство, которое не подразумевается другими аксиомами Пеано.^[23]

Смотрите также

• Комбинаторное доказательство
• Индукционные головоломки
• Доказательство истощением
• Рекурсия
• Рекурсия (информатика)
• Структурная индукция
• Трансфинитная индукция

Примечания

Рекомендации