Interessado no estudo da recuperação de uma lógica pela fibrilação de seus fragmentos, visto que pela fibrilação de dois ou mais fragmentos de uma lógica, a lógica resultante pode perder algumas das meta-propriedades características dos conectivos da lógica original depois do processo de combinação, Coniglio ((CONIGLIO, 2005a) e (CONIGLIO, 2007)) propõe uma noção específica de tradução, na qual as meta-propriedades dos sistemas componentes são preservadas. Ao invés do conceito geral de tradução entre as linguagens de dois sistemas lógicos, segundo o qual dada uma tradução h : ℒ −→ ℒ ’ e Γ ⊢ℒ 𝜙, deduz-se h(Γ) ⊢ℒ ’ h(𝜙), adota-se um conceito mais estrito de maneira que, dada a meta-propriedade abaixo em ℒ :
se Γ1 ⊢ℒ 𝜙1 e . . . e Γ𝑛 ⊢ℒ 𝜙𝑛, então Γ ⊢ℒ 𝜙,
deduz-se a seguinte meta-propriedade em ℒ ’:
O conceito geral de tradução de da Silva, D’Ottaviano e Sette (1999) não garante, por exemplo, o Meta-Teorema de Dedução, segundo o qual Γ, 𝜙 ⊢ℒ 𝜓 se, e
somente se, Γ ⊢ℒ 𝜙 → 𝜓. A função inclusão do CPC na lógica quantificacional clássica
é um exemplo de tradução em que vale o Meta-Teorema de Dedução na lógica domínio, mas não vale em geral na lógica alvo, no caso do antecedente na fórmula que envolve o símbolo condicional, 𝜙, não ser uma fórmula fechada. Vimos no capítulo anterior que, em determinadas condições, as traduções conservativas de Feitosa (1997) preservam o Meta- Teorema de Dedução. A Proposição 2.1.20 comprova que se uma tradução conservativa é sobrejetiva, então o Meta-Teorema de Dedução é uma meta-propriedade preservada da lógica domínio na lógica alvo.
Coniglio (2007), de forma a que haja a preservação de meta-propriedades, em particular do Meta-Teorema de Dedução, introduz as categorias Mcon e Seq, de relações de múltipla conclusão e cálculo de sequentes, respectivamente. Como veremos, estas categorias preservam meta-propriedades de relações de consequência. Uma noção de cálculo de asserção foi introduzida por Coniglio (2007), como segue.
Fixemos dois conjuntos enumeráveis de símbolos 𝜒 = {𝑋𝑖 : i ∈ N} e Σ = {𝜎𝑖 :
i ∈ N}, chamados conjunto de variáveis e conjunto de variáveis esquema, respectivamente. Estes conjuntos são disjuntos, ou seja, 𝜒 ∩ Σ = ∅.
Definição 3.1.1. Uma assinatura proposicional é um conjunto enumerável C = {𝐶𝑖 :
i ∈ N} de conjuntos, tal que, se i, j ∈ N e i ̸= j, então (𝜒 ∪ Σ) ∩ 𝐶𝑖 = 𝐶𝑖 ∩ 𝐶𝑗 = ∅.
O suporte de C é o conjunto |C| = ⋃︀
C. Os elementos de 𝐶𝑛, 1 ≤ n, são denominados
conectivos de aridade n de C e os elementos de 𝐶0 são denominados constantes de C.
Consideremos L(C) a C-álgebra livremente gerada por Σ, chamaremos os elementos de L(C) de fórmulas.
O conjunto Σ tem a mesma finalidade das usuais variáveis proposicionais, isto é, gera a linguagem. Quando precisarmos de variáveis proposicionais que representem “informações concretas”, serão incluídos novos símbolos para variáveis proposicionais como constantes, daí, fórmulas sem variáveis esquemas representam “fórmulas concretas”. As variáveis de 𝜒 correspondem a conjuntos arbitrários de fórmulas devido à linguagem necessária para cálculo de sequentes. De forma geral, as variáveis correspondem a conjuntos de fórmulas e variáveis esquema a fórmulas.
Definição 3.1.2. Uma asserção geral sobre uma assinatura proposicional C é uma ex-
pressão (𝐴; Γ|Δ; 𝐵), denotada também por 𝐴; Γ ≻ Δ; 𝐵, em que Γ e Δ são subconjuntos finitos de L(C), 𝐴, 𝐵 são subconjuntos finitos de 𝜒 e Γ ∪ Δ ∪ 𝐴 ∪ 𝐵 ̸= ∅. Uma asserção
sobre C é uma asserção geral em que ambos os conjuntos de variáveis 𝐴 e 𝐵 são vazios, ela será denotada por (Γ|Δ) ou por Γ ≻ Δ.
Em asserções gerais e asserções, no lugar de Γ ∪ Γ′; Γ ∪ {𝜙}; {𝜙}; {𝑋} e {𝑋,
𝑌 } podemos escrever simplificadamente Γ, Γ′; Γ, 𝜙; 𝜙; 𝑋 e 𝑋, 𝑌 , respectivamente.
Definição 3.1.3. Uma regra de asserção sobre uma assinatura proposicional C é um par
𝑟 = (ϒ, (𝐴; Γ|Δ; 𝐵)), em que ϒ ∪ {(𝐴; Γ|Δ; 𝐵)} é um conjunto finito de asserções gerais
de C. Se o conjunto ϒ é vazio, então a regra 𝑟 é chamada de um axioma. Uma regra 𝑟 pode ser escrita em função de suas premissas, 𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟), e suas conclusões, 𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟), da seguinte forma 𝑟 = (𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟), 𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)).
Definição 3.1.4. Um cálculo de asserções sobre uma assinatura proposicional C é um
par 𝒜 = (C, ℛ), em que ℛ é um conjunto finito de regras de asserção sobre C.
Definição 3.1.5. Seja C uma assinatura proposicional. Uma substituição sobre C é uma
função Φ : Σ −→ L(C).
A extensão homomórfica única de Φ em L(C) é denotada por ^Φ : L(C) −→ L(C).
Definição 3.1.6. Seja C uma assinatura proposicional. Uma instanciação sobre C é uma
função Ψ : 𝜒 −→ ℘𝑓 𝑖𝑛(L(C) ∪ 𝜒), em que ℘𝑓 𝑖𝑛(L(C) ∪ 𝜒) é o conjunto de subconjuntos
finitos de L(C) ∪ 𝜒. Se Ψ(𝑋) ∈ ℘𝑓 𝑖𝑛(L(C)), para todo 𝑋 ∈ 𝜒, então Ψ é uma instanciação
básica sobre C.
A extensão homomórfica única de Ψ em L(C) ∪ 𝜒 é denotada por ^Ψ : L(C) ∪
𝜒 −→ ℘𝑓 𝑖𝑛(L(C) ∪ 𝜒).
Dadas uma substituição Φ e uma instanciação Ψ sobre C, a função (Φ, Ψ) do conjunto das asserções gerais sobre C no conjunto das asserções gerais sobre C é definida da seguinte maneira:
Em que:
𝐴’ = {𝑌 ∈ 𝜒 : 𝑌 ∈ Ψ(𝑋), para algum 𝑋 ∈ 𝐴};
Γ’ = {𝜙 ∈ L(C) : 𝜙 ∈ Ψ(𝑋), para algum 𝑋 ∈ 𝐴}; Δ’ = {𝜙 ∈ L(C) : 𝜙 ∈ Ψ(𝑋), para algum 𝑋 ∈ 𝐵};
𝐵’ = {𝑌 ∈ 𝜒 : 𝑌 ∈ Ψ(𝑋), para algum 𝑋 ∈ 𝐵}.
Definição 3.1.7. Seja 𝒜 = (C, ℛ) um cálculo de asserções. Uma asserção geral sobre
C (𝐴; Γ|Δ; 𝐵) é derivável em 𝒜 , o que denotamos por 𝐴; Γ ⊢𝒜 Δ; 𝐵, se existe uma sequência finita de asserções gerais (𝐴1; Γ1|Δ1; 𝐵1), . . . , (𝐴𝑛; Γ𝑛|Δ𝑛; 𝐵𝑛), tal que (𝐴𝑛;
Γ𝑛|Δ𝑛; 𝐵𝑛) = (𝐴; Γ|Δ; 𝐵) e, para todo 1 ≤ 𝑖 ≤ 𝑛, existem uma regra 𝑟 em ℛ, uma
substituição Φ e uma instanciação Ψ sobre C tais que:
(Φ, Ψ)(𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟)) ⊆ {(𝐴1; Γ1|Δ1; 𝐵1), . . . , (𝐴𝑖−1; Γ𝑖−1|Δ𝑖−1; 𝐵𝑖−1)} e
(𝐴𝑖; Γ𝑖|Δ𝑖; 𝐵𝑖) = (Φ, Ψ)(𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)).
Uma relação de consequência de conclusão múltipla ⊢𝒜 sobre a linguagem proposicional C é obtida através da definição acima:
Γ ⊢𝒜 Δ se, e somente se, (Γ|Δ) é derivável em 𝒜 .
Definição 3.1.8. Sejam 𝒜 = (C, ℛ) um cálculo de asserções e Ω = {(𝐴1; Γ1|Δ1; 𝐵1) . . . (𝐴𝑖−1; Γ𝑖−1|Δ𝑖−1; 𝐵𝑖−1)} um conjunto de asserções gerais sobre C. Uma asserção geral
sobre C, (𝐴; Γ|Δ; 𝐵), é derivável em 𝒜 a partir de Ω, o que denotamos por
𝐴1; Γ1 ≻ Δ1; 𝐵1. . . 𝐴𝑛; Γ𝑛≻ Δ𝑛; 𝐵𝑛
𝐴; Γ ≻ Δ; 𝐵
se existe uma sequência finita de asserções gerais (𝐴1; Γ1|Δ1; 𝐵1), . . . , (𝐴𝑚; Γ𝑚|Δ𝑚; 𝐵𝑚),
tal que (𝐴𝑚; Γ𝑚|Δ𝑚; 𝐵𝑚) = (𝐴; Γ|Δ; 𝐵) e, para todo 1 ≤ 𝑖 ≤ 𝑚, ou (𝐴𝑖; Γ𝑖|Δ𝑖; 𝐵𝑖) ∈ Ω,
ou existem uma regra 𝑟 em ℛ, uma substituição Φ e uma instanciação Ψ sobre C tais que: (Φ, Ψ)(𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟)) ⊆ {(𝐴1; Γ1|Δ1; 𝐵1), . . . , (𝐴𝑖−1; Γ𝑖−1|Δ𝑖−1; 𝐵𝑖−1)} e
(𝐴𝑖; Γ𝑖|Δ𝑖; 𝐵𝑖) = (Φ, Ψ)(𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)).
Quando (𝐴; Γ|Δ; 𝐵) é derivável em 𝒜 a partir de Ω, dizemos que ⊢𝒜 possui a seguinte meta-propriedade:
Para todos Γ𝑖’, Δ𝑖’, Γ’, Δ’, se Γ1’, Γ1 ⊢𝒜 Δ1, Δ1’, . . . , Γ𝑛’, Γ𝑛 ⊢𝒜 Δ𝑛, Δ𝑛’,
então Γ’, Γ ⊢𝒜 Δ, Δ’.
Ou, em outros termos,
𝐴1; Γ1 ≻ Δ1; 𝐵1. . . 𝐴𝑛; Γ𝑛 ≻ Δ𝑛; 𝐵𝑛
𝐴; Γ ≻ Δ; 𝐵
é uma regra derivável de 𝒜 .
Proposição 3.1.1. Sejam 𝒜 = (C, ℛ) um cálculo de asserções, Ω um conjunto de
asserções gerais sobre C e (𝐴; Γ|Δ; 𝐵) uma asserção geral sobre C que é derivável em 𝒜 a partir de Ω. Então, (Φ, Ψ)((𝐴; Γ|Δ; 𝐵)) é derivável em 𝒜 a partir de (Φ, Ψ)(Ω), para toda substituição Φ sobre C e toda instanciação Ψ sobre C.
Definição 3.1.9. A categoria Sig de assinaturas proposicionais é tal que seus objetos são
as assinaturas proposicionais e um morfismo ℎ : C1 −→ C2, de uma assinatura C1 numa
assinatura C2, em Sig é uma função ℎ : |C1| −→ L(C2) tal que ℎ(𝜎) = 𝜎, para 𝜎 ∈ Σ, e ℎ(𝑐) é uma fórmula que depende no máximo de variáveis esquema 𝜎1, . . . , 𝜎𝑛 se 𝑐 ∈ C1𝑛;
em particular, se 𝑐 ∈ C10, então ℎ(𝑐) ∈ C20.
A composição 𝑓 ∘ 𝑔 : C1 −→ C3 de 𝑔 : C1 −→ C2 e 𝑓 : C2 −→ C3 em Sig é o
morfismo obtido pela função ^𝑓 ∘ 𝑔 : |C1| −→ L(C3).
A função ^𝑓 : L(C2) −→ L(C3) é definida como:
^ 𝑓 (𝜎) = 𝜎, se 𝜎 ∈ Σ; ^ 𝑓 (𝑐) = 𝑓 (𝑐), se 𝑐 ∈ C2 0; ^ 𝑓 (𝑐(𝜙1, . . . , 𝜙𝑛)) = 𝑓 (𝑐)( ^𝑓 (𝜙1), . . . , ^𝑓 (𝜙𝑛)), se 𝑐 ∈ C2𝑛.
O morfismo identidade 𝑖𝑑𝐶 : C −→ C para uma assinatura proposicional C
é a função 𝑖𝑑𝐶 : |C| −→ L(C) tal que 𝑖𝑑𝐶(𝑐) = 𝑐(𝜎1, . . . , 𝜎𝑛), se 𝑐 ∈ C𝑛; em particular,
𝑖𝑑𝐶(𝑐) = 𝑐, se 𝑐 ∈ C0.
Abaixo definiremos a categoria Mcon e, consequentemente, o que são os morfismos entre relações de consequência de conclusão múltipla.
Definição 3.1.10. A categoria Mcon de relações de consequência de conclusão múltipla
é tal que seus objetos são cálculos de asserções da forma 𝒜 = (C, ℛ) e um morfismo ℎ : 𝒜1 −→𝒜2, de um cálculo de asserções 𝒜1 = (C1, ℛ1) num cálculo de asserções𝒜2 =
(C2, ℛ
2), em Mcon é um morfismo ℎ : C1 −→ C2 em Sig tal que, para toda regra 𝑟 ∈
ℛ1, a asserção geral ^ℎ(𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)) é derivável em 𝒜2 a partir do conjunto de asserções gerais
^
ℎ(𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟)), em que, dada uma asserção geral (𝐴; Γ|Δ; 𝐵) sobre C1, ^ℎ((𝐴; Γ|Δ; 𝐵)) é a
asserção geral (𝐴; ^ℎ(Γ)|^ℎ(Δ); 𝐵) sobre C2.
A composição de morfismos e o morfismo identidade em Mcon são definidos como em Sig.
Destacamos que uma característica dos morfismos de Mcon é que as regras são preservadas, pois ^ℎ(𝜎) = 𝜎, se 𝜎 ∈ Σ e ^ℎ(𝑋) = 𝑋, se 𝑋 ∈ 𝜒. Ou seja, os símbolos
de variáveis são mantidos pelos morfismos. Daí, regras que contêm apenas variáveis e variáveis esquema do cálculo de asserções de origem são mantidas no cálculo de asserções alvo pelo morfismo. Coniglio (2005a) demonstra o teorema a seguir, que garante que meta-propriedades são preservadas pelos morfismos de Mcon.
Teorema 3.1.2. Seja ℎ : 𝒜1 −→ 𝒜2 um morfismo de Mcon. Se
𝐴1; Γ1 ≻ Δ1; 𝐵1. . . 𝐴𝑛; Γ𝑛≻ Δ𝑛; 𝐵𝑛
𝐴; Γ ≻ Δ; 𝐵 é uma regra derivável em 𝒜1, então
𝐴1; ^ℎ(Γ1) ≻ ^ℎ(Δ1); 𝐵1. . . 𝐴𝑛; ^ℎ(Γ𝑛) ≻ ^ℎ(Δ𝑛); 𝐵𝑛
𝐴; ^ℎ(Γ) ≻ ^ℎ(Δ); 𝐵 é uma regra derivável em 𝒜2.
Pela definição de cálculo de asserções que estamos utilizando, claramente a meta-propriedade a seguir é satisfeita:
𝐴; Γ, 𝜙, 𝜓 ≻ Δ; 𝐵 𝐴; Γ, 𝜓, 𝜙 ≻ Δ; 𝐵
Quando pensamos em um cálculo de sequentes, nem sempre um sequente é uma asserção como na Definição 3.1.2 e um cálculo de sequentes é um cálculo de asserções como na Definição 3.1.4, pois algumas vezes em cálculos de sequentes, por exemplo, a meta-propriedade acima não se verifica. Podemos trabalhar com sequências finitas de fórmulas ao invés de conjuntos finitos de fórmulas, daí, a “comutatividade” pode não se verificar. Segue, então, uma definição de sequente geral e sequente.
Definição 3.1.11. Um sequente geral sobre uma assinatura proposicional C é uma
expressão (△|▽), em que △ e ▽ são sequências finitas em L(C) ∪ 𝜒, não simultaneamente vazias. Um sequente sobre C é uma expressão (△|▽), em que △ e ▽ são sequências finitas em L(C), não simultaneamente vazias.
Também escrevemos △ ≻ ▽ ao invés de (△|▽).
Definição 3.1.12. Uma regra de sequente sobre uma assinatura proposicional C é um par
𝑟 = (ϒ, (△|▽)), em que ϒ ∪ {(△|▽)} é um conjunto finito de sequentes gerais de C. Se
o conjunto ϒ é vazio, então a regra 𝑟 é chamada de axioma. Uma regra 𝑟 pode ser escrita em função de suas premissas, 𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟), e suas conclusões, 𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟), da seguinte forma: 𝑟 = (𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟), 𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)).
Definição 3.1.13. Um cálculo de sequentes sobre uma assinatura proposicional C é um
par 𝒮 = (C, ℛ), em que ℛ é um conjunto finito de regras de sequentes sobre C.
Precisamos agora definir instanciação para o cálculo de sequentes.
Definição 3.1.14. Seja C uma assinatura proposicional. Uma instanciação de sequente
sobre C é uma função Ψ : 𝜒 −→ (L(C) ∪ 𝜒)*, em que (L(C) ∪ 𝜒)* é o conjunto de sequências finitas em L(C) ∪ 𝜒. Se Ψ(𝑋) ∈ L(C)*, para todo 𝑋 ∈ 𝜒, então Ψ é uma
instanciação básica de sequente sobre C.
A extensão homomórfica única de Ψ em L(C) ∪ 𝜒 é denotada por ^Ψ : L(C) ∪
𝜒 −→ (L(C) ∪ 𝜒)*.
Dadas uma substituição Φ e uma instanciação de sequente Ψ sobre C, a função (Φ, Ψ) do conjunto dos sequentes gerais sobre C no conjunto dos sequentes gerais sobre C
é definida da seguinte maneira:
(Φ, Ψ)((𝑠1, . . . , 𝑠𝑛|𝑠1’, . . . , 𝑠𝑚’)) = ((Φ, Ψ)(𝑠1), . . . , (Φ, Ψ)(𝑠𝑛)|(Φ, Ψ)(𝑠1’), . . . , (Φ, Ψ)(𝑠𝑚’)).
Em que, se 𝑠 ∈ L(C) ∪ 𝜒 e ^Ψ(𝑠) = 𝑠1 . . . 𝑠𝑘, então (Φ, Ψ)(𝑠) = Φ(𝑠1) . . .
Φ(𝑠) = ⎧ ⎨ ⎩ Φ(𝑠), se 𝑠 ∈ L(C); 𝑠, se 𝑠 ∈ 𝜒.
Definição 3.1.15. Seja 𝒮 = (C, ℛ) um cálculo de sequentes. Um sequente geral sobre
C (△|▽) é derivável em 𝒮 , se existe uma sequência finita de sequentes gerais (△1|▽1), . . . , (△𝑛|▽𝑛), tal que (△𝑛|▽𝑛) = (△|▽) e, para todo 1 ≤ 𝑖 ≤ 𝑛, existem uma regra 𝑟 em
ℛ, uma substituição Φ e uma instanciação de sequente Ψ sobre C tais que: (Φ, Ψ)(𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟)) ⊆ {(△1|▽1), . . . , (△𝑖−1|▽𝑖−1)} e
(△𝑖|▽𝑖) = (Φ, Ψ)(𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)).
Definição 3.1.16. Sejam 𝒮 = (C, ℛ) um cálculo de sequentes e ϒ um conjunto de
sequentes gerais sobre C. Um sequente geral sobre C (△|▽) é derivável em 𝒮 a partir
de ϒ se existe uma sequência finita de sequentes gerais (△1|▽1), . . . , (△𝑛|▽𝑛), tal que
(△𝑛|▽𝑛) = (△|▽) e, para todo 1 ≤ 𝑖 ≤ 𝑛, ou (△𝑖|▽𝑖) ∈ ϒ, ou existem uma regra 𝑟 em
ℛ, uma substituição Φ e uma instanciação de sequente Ψ sobre C tais que: (Φ, Ψ)(𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟)) ⊆ {(△1|▽1), . . . , (△𝑖−1|▽𝑖−1)} e
(△𝑖|▽𝑖) = (Φ, Ψ)(𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)).
Proposição 3.1.3. Sejam 𝒮 = (C, ℛ) um cálculo de sequentes e {(△1|▽1), . . . ,
(△𝑛|▽𝑛), (△|▽)} um conjunto de sequentes gerais sobre C. Se (△|▽) é derivável em 𝒮
a partir de {(△1|▽1), . . . , (△𝑛|▽𝑛)}, então, (Φ, Ψ)((△|▽)) é derivável em 𝒮 a partir
de {(Φ, Ψ)((△1|▽1)), . . . , (Φ, Ψ)((△𝑛|▽𝑛))}, para toda substituição Φ sobre C e toda
instanciação Ψ sobre C.
Abaixo definiremos a categoria Seq.
Definição 3.1.17. A categoria Seq de cálculos de sequentes é tal que seus objetos são
cálculos de sequentes da forma 𝒮 = (C, ℛ) e um morfismo ℎ : 𝒮1 −→ 𝒮2, de um
cálculo de sequentes 𝒮1 = (C1, ℛ1) num cálculo de sequentes 𝒮2 = (C2, ℛ2), em Seq
é um morfismo ℎ : C1 −→ C2 em Sig tal que, para toda regra 𝑟 ∈ ℛ
1, o sequente geral
^
ℎ(𝑐𝑜𝑛𝑐(𝑟)) é derivável em 𝒮2 a partir do conjunto de sequentes gerais ^ℎ(𝑝𝑟𝑒𝑚(𝑟)), em que,
dado um sequente geral (𝑠1, . . . , 𝑠𝑛|𝑠1’, . . . , 𝑠𝑚’) sobre C1, ^ℎ((𝑠1, . . . , 𝑠𝑛|𝑠1’, . . . , 𝑠𝑚’)) é o
sequente geral (^ℎ(𝑠1), . . . , ^ℎ(𝑠𝑛)|^ℎ(𝑠1’), . . . , ^ℎ(𝑠𝑚’)) sobre C2. A função ^ℎ é definida como
A composição de morfismos e o morfismo identidade em Seq são definidos como em Sig.
Os morfismos de Seq, bem como os de Mcon, preservam as regras. Além disso também é possível demonstrar que os morfismos de Seq preservam as meta-propriedades.
Teorema 3.1.4. Seja ℎ : 𝒮1 −→ 𝒮2 um morfismo de Seq. Se
△1 ≻ ▽1. . . △𝑛≻ ▽𝑛
△ ≻ ▽
é uma regra derivável em 𝒮1, então
^
ℎ(△1 ≻ ▽1) . . . ^ℎ(△𝑛 ≻ ▽𝑛)
^
ℎ(△ ≻ ▽) é uma regra derivável em 𝒮2.
Este tipo de morfismo das categorias Mcon e Seq, que preserva meta-propriedades gerais, é denominado por (CONIGLIO, 2005b) como meta-tradução. Uma versão simplifi- cada deste conceito de meta-tradução foi dada por (CARNIELLI; CONIGLIO; D’OTTAVIANO, 2007) e é tema da nossa próxima seção.