Logique épistémique

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La logique épistémique est une branche de la logique modale qui traite de la logique de la connaissance d'agents pris individuellement. Son nom est tiré du nom grec epistḗmē qui signifie « connaissance » (du verbe epístamai « savoir »), d'où vient aussi le mot épistémologie. Ses créateurs sont Edward John Lemmon  (en) et Jaakko Hintikka. Elle est complétée par la logique de la connaissance commune qui met en œuvre plusieurs agents.

L'application de la logique épistémique à l'économie a été promue par Robert Aumann, Prix Nobel d'économie 2005.

En logique épistémique il y a plusieurs agents qui ont la capacité de raisonner en prenant en compte la connaissance qu'ils ont de certaines propositions ou la connaissance des autres agents. C'est typiquement la logique d'un joueur qui raisonne sur son jeu.

La logique épistémique règle donc les aspects logiques ayant trait à la connaissance d'un agent. Ici nous ne présentons que la logique épistémique propositionnelle. Il existe une modalité K_i pour chaque agent i. Ainsi K_i(\phi) signifie que l'agent i sait \phi. La logique épistémique est donc une logique modale.

Les règles et les axiomes[modifier | modifier le code]

La logique épistémique se formalise plus facilement en utilisant une approche à la Hilbert (les seules formules auxquelles on s'intéresse sont les théorèmes). Dans ce qui suit \vdash \varphi doit se lire «\varphi est un théorème». La logique épistémique satisfait les axiomes de la logique modale, mais avec une signification différente (voir ci-dessus). Certains philosophes n'acceptent que certains parmi les axiomes qui suivent, notamment parmi T, 4 et 5.

Les règles[modifier | modifier le code]

  • \frac{\vdash \varphi \Rightarrow \psi \qquad \vdash \varphi}{\vdash \psi} modus ponens
  • \frac{\vdash\varphi}{\vdash K_i(\varphi)} règle de nécessitation ou de généralisation

Les axiomes[modifier | modifier le code]

  • \vdash K_i(\varphi \Rightarrow \psi) \Rightarrow (K_i(\varphi) \Rightarrow K_i(\psi)) axiome de distribution ou axiome K.
  • \vdash K_i(\varphi) \Rightarrow \varphi axiome de la connaissance ou axiome T ou encore axiome de vérité.
  • \vdash K_i(\varphi) \Rightarrow K_i(K_i(\varphi)) axiome d'introspection positive ou 4.
  • \vdash \neg K_i(\varphi) \Rightarrow K_i( \neg K_i(\varphi)) axiome d'introspection négative ou 5.

La signification des règles et des axiomes[modifier | modifier le code]

La règle Tautologie dit que toutes les propositions qui sont des théorèmes (c'est-à-dire des tautologies) de la logique classique (ou intuitionniste) sont des théorèmes de la logique épistémique.

Le modus ponens est la règle bien connue depuis Aristote qui permet de faire des déductions.

La règle de généralisation signifie que les agents raisonnent parfaitement et sont à même de connaître tous les faits pour lesquels il existe une démonstration.

L'axiome K montre comment l'agent peut faire des déductions à partir de ce qu'il connaît.

L'axiome T dit que les agents ne connaissent que des choses «vraies», autrement dit, si un agent connaît quelque chose alors cette chose est vraie.

L'axiome 4 dit que si un agent sait quelque chose, alors il sait qu'il le sait.

L'axiome 5 dit que si un agent ne sait pas quelque chose, alors il sait qu'il ne le sait pas.

T, S4 et S5[modifier | modifier le code]

La logique \mathbb{T} est formée des règles et des axiomes K et T. La logique \mathbb{S}\mathbf{4} est \mathbb{T} augmentée de 4. La logique \mathbb{S}\mathbf{5} est \mathbb{S}\mathbf{4} augmentée de 5.

Les modèles[modifier | modifier le code]

Les modèles de la logique épistémique sont des modèles de Kripke adaptés spécifiquement aux modalités K_i.

Présentation intuitive[modifier | modifier le code]

L'idée de Kripke est que chaque agent imagine des mondes dans lesquels telle ou telle proposition est réalisée et telle ou telle autre ne l'est pas. En fonction du monde où l'agent se trouve, tel autre monde lui paraît possible ou impossible. Donc pour chaque agent dans un monde donné, certains mondes lui paraissent accessibles à son imagination d'autres pas. La relation qui relie les mondes entre eux est la relation d'accessiblité. Il y a une relation d'accessiblité pour chaque agent. S'il y a n agents, il y a donc n relations d'accessiblité étiquettée chacune par le nom de l'agent.

On définit enfin une relation de réalisabilité entre un monde et une proposition. Un monde réalise la proposition \varphi signifiera que la proposition se trouve être «vraie» dans ce monde.

Présentation formelle[modifier | modifier le code]

Dans un modèle de Kripke, on distingue:

  • un univers \mathcal{U} dont les éléments notés m sont appélés des mondes,
  • pour chaque agent i une relation \equiv_i dite relation d'accessibilité pour i,
  • une relation \Vdash de réalisabilité entre un monde m et une proposition \varphi, on écrit m\Vdash \varphi et on lit m réalise \varphi.

Un cône est un ensemble C de mondes (C\subseteq\mathcal{U}) tels

  • si m\in C
  • et si pour tout i entre 1 et n, on a m\equiv_i m',

alors m'\in C.

Une intitalisation est une application I qui associe à chaque variable un cône de \mathcal{U}.

Le triplet \mathcal{M} = \langle\mathcal{U}_\mathcal{M},\{\equiv_1,...,\equiv_n\}, I_\mathcal{M}\rangle s'appelle un modèle ou une structure de Kripke. S'il n'y a pas d'ambiguïté on abandonne les indices \mathcal{M}.

La relation de réalisabilité, notée \Vdash_\mathcal{M}, ou \Vdash quand il n'y a pas d'ambiguïté, se définit par induction sur la structure des propositions.

  • Si \varphi est une variable x, m\Vdash x si et seulement si m\in I.
  • Si \varphi= K_i(\psi), alors m\Vdash\varphi si et seulement pour tout monde m'\in\mathcal{U} tel que m\equiv_i m' on a m'\Vdash\psi.
  • Si \varphi=\varphi_1 \vee \varphi_2, m\Vdash \varphi si et seulement si m\Vdash \varphi_1 ou m\Vdash \varphi_2.
  • Et ainsi de suite pour chaque connecteur.

On dit que \varphi est valide dans \mathcal{M} ou que \mathcal{M} modélise \varphi, noté \mathcal{M}\vDash\varphi, si pour m\in\mathcal{U}_\mathcal{M}, on a m\Vdash\varphi.

Validité[modifier | modifier le code]

Une proposition \varphi est valide (noté \vDash\varphi) si pour tout modèle \mathcal{M} on a \mathcal{M}\vDash\varphi. Autrement dit, une proposition \varphi est valide si pour tout modèle \mathcal{M} et tout monde m dans ce modèle, m\Vdash \varphi.

Théorème de correction[modifier | modifier le code]

Toute proposition prouvable est valide. Autrement dit, si \vdash\varphi alors \vDash\varphi

Complétude[modifier | modifier le code]

Complétude de T[modifier | modifier le code]

Si l'on considère les modèles où les relations d'accessibilité sont réflexives alors toute proposition valide est prouvable dans \mathbb{T}.

Complétude de S4[modifier | modifier le code]

Si l'on considère les modèles où les relations d'accessibilité sont des relations de préordre (réflexives et transitives) alors toute proposition valide est prouvable dans \mathbb{S}_4.

Complétude de S5[modifier | modifier le code]

Si l'on considère les modèles où les relations d'accessibilité sont des relations d'équivalence (réflexives, transitives et symétriques) alors toute proposition valide est prouvable dans \mathbb{S}_5.

Sources[modifier | modifier le code]

  • J-J Ch. Meyer and W van der Hoek Epistemic Logic for Computer Science and Artificial Intelligence, volume 41, Cambridge Tracts in Theoretical Computer Science, Cambridge University Press, 1995 (ISBN 052146014X)
  • R. Fagin, J. Y. Halpern, Y. Moses, and M. Y. Vardi. Reasoning about Knowledge, The MIT Press, 1995 (ISBN 0-262-56200-6)

Articles connexes[modifier | modifier le code]