Архитектура Аудит Военная наука Иностранные языки Медицина Металлургия Метрология
Образование Политология Производство Психология Стандартизация Технологии


Правила вывода аксиоматической теории.



1.Правило mp ( modus ponens ):

Читается: если имеются две формулы ɸ 1и ɸ 1 ⇒ ɸ 2, то по правилу mp получается формула ɸ 2. При этом формула ɸ 2называется следствием из формул ɸ 1и ɸ 1 ⇒ ɸ 2.

2. Правило связывания квантором общности:

где формула ɸ 2не содержит переменной х i. Чтение правила аналогично предыдущему. Если имеется формула, стоящая над чертой, то получается формула, стоящая под чертой. Вторая формула называется следствием первой по правилу 2.

3. Правило связывания квантором существования:

где формула ф2не содержит переменной х i. Чтение правила аналогично предыдущему.

4. Правило переименования связанной переменной: связанную переменную формулы ɸ 1можно заменить (в кванторе и во всех вхождениях в области действия квантора) другой переменной, не являющейся свободной в формуле ɸ 1. Чтение этого правила также аналогично предыдущему.

В аксиоматической теории новые формулы получают по правилам вывода из имеющихся формул. Причем если имеющиеся формулы истинны в некоторой интерпретации, то новые формулы будут истинными в той же интерпретации. Что нового появляется в аксиоматической теории по сравнению с логикой предикатов? Синтаксис и семантика, которые имеют место в логике предикатов, полностью переносятся и в аксиоматическую теорию. Но в аксиоматической теории появляется новое семантическое качество — возможность описывать (моделировать) суждения (умозаключения). Этого нет в логике предикатов. В логике предикатов можно в некоторых случаях провести только оценку данной формулы (текста). В аксиоматической теории есть возможность организовать логический процесс: вывод из имеющихся истинных формул (текстов) новых истинных формул с целью получения заданной формулы и одновременно ее оценку. Тем самым логический вывод — оригинальный способ решения задачи оценивания выведенной (заданной) формулы.

Перейдем к строгим определениям главных понятий аксиоматической теории — вывода из гипотез и понятия теоремы.

Определение 10.1.Пусть дано конечное множество формул χ 1, χ 2,… χ m, которые назовем гипотезами. Выводом(доказательством) из этих гипотез назовем последовательность формул

φ 1, φ 2,…,φn, φ ,

где каждая формула последовательности есть или гипотеза, или аксиома, или следствие из формул, стоящих перед данной формулой в последовательности, по одному из правил вывода аксиоматической теории. При этом каждая формула, кроме последней, называется промежуточным результатом, данного вывода. Последняя формула вывода называется окончательным, результатом, вывода. Говорят: формулаɸ выведена из гипотез. Кроме того, получение (появление) каждой формулы вывода называется шагом, вывода.

Кратко вывод (доказательство) из гипотез принято обозначать

χ 1, χ 2,… χ m⊢ φ

Знак ⊢ называется секвенцией .

Если формула φ выводится только из аксиом, не используя никаких гипотез, то она называется теоремой . Говорят: формула φ выведена, или теорема ср доказана в аксиоматической теории. В этом случае пишут: ⊢ φ .

Пример 10.1. Доказать теорему ɸ ⇒ ɸ , т. е. ⊢ ( ɸ ⇒ ɸ ).

На первом шаге вывода рассмотрим первую группу аксиом для случая ɸ 1= ɸ , ɸ 2= ( ɸ ⇒ ɸ ). Будем иметь:

φ 1= (ɸ ⇒ ( ( ɸ ⇒ ɸ ) ⇒ ɸ)).

На втором шаге вывода рассмотрим вторую группу аксиом для случая ɸ 1= ɸ , ɸ 2= ( ɸ ⇒ ɸ ), ɸ 3= ɸ . Будем иметь:

φ 2= (ɸ ⇒ ( ( ɸ ⇒ ɸ ) ⇒ ɸ)) ⇒ ( (ɸ ⇒ (ɸ ⇒ ɸ )) ⇒ ( ɸ ⇒ ɸ )).

На третьем шаге вывода используем первое правило вывода ( mp ) к полученным двум промежуточным результатам вывода. Тогда получим новую формулу:

φ 3= (ɸ ⇒ (ɸ ⇒ ɸ)) ⇒ (ɸ ⇒ ɸ )).

Посмотрев на этот третий результат вывода, видим, что можно снова воспользоваться правилом m р, если предварительно получить соответствующую подформулу, которая стоит в посылке импликации. Поэтому снова рассмотрим первую группу аксиом, но для случая ɸ 1= ɸ , ɸ 2= ɸ Тогда на четвертом шаге доказательства будем иметь:

φ 4= (ɸ ⇒ (ɸ ⇒ ɸ)).

Теперь завершаем доказательство. Применим первое правило вывода к формулам φ 4и φ 3. Получим окончательный результат:

φ 5= ( ɸ ⇒ ɸ ).

Теорема 10.1.Аксиомы аксиоматической теории — общезначимые формулы.

Теорема 10.2.Формула, получающаяся из общезначимых формул по любому из правил вывода, является общезначимой.

Еще важны следующие теоремы, которые также приведем без доказательств.

Теорема 10.3дедукции ). Если ɸ 1⊢ ɸ 2, то ⊢ ( ɸ 1⇒ ɸ 2) В общем случае, если справедливо χ 1, χ 2,… χ m⊢ ɸ , имеет место χ 2,… χ m⊢ ( χ 1⇒ ɸ ), т. е. любую гипотезу можно перенести в выводимую формулу в форме посылки соответствующей импликации.

Пример 10.2. Рассмотрим снова задачу: доказать теорему ɸ ⇒ ɸ . Воспользуемся теоремой (метатеоремой) о дедукции. Тогда достаточно доказать, что ɸ ⊢ ɸ , и применить теорему о дедукции. Вывод формулы ɸ из гипотезы ɸ состоит из одного шага ɸ , который является одновременно первым и последним шагом. Тем самым задача решена.

Теорема 10.4.Любая теорема в аксиоматической теории (исчислении предикатов) общезначима.

Теорема 10.5.непротиворечивости ). Аксиоматическая теория непротиворечива, т. е. в такой теории нельзя одновременно иметь два доказательства некоторой теоремы и ее отрицания.

Следующая теорема о полноте аксиоматической теории (исчисления предикатов) принадлежит Гёделю.

Теорема 10.6.(теорема Гёделя о полноте ). Всякая общезначимая формула является теоремой в аксиоматической теории.

Вывод . Класс всех теорем аксиоматической теории (исчисления предикатов) совпадает с классом всех общезначимых формул логики предикатов. Но проблема неразрешимости в исчислении предикатов остается в форме отсутствия общего алгоритма поиска вывода (доказательства). Далее рассмотрим современную идею, как можно обойти, в некотором смысле, проблему неразрешимости формальной теории.

Метод резолюций

Подход к определению общезначимости формулы в рамках формальной теории более удобный, чем в рамках логики предикатов. Но в силу неалгоритмичности проблемы разрешимости логики предикатов существуют формулы, для которых неизвестно, как построить их вывод. Во второй половине XX в. американский математик А. Робинсон сформулировал еще один подход к этой алгоритмически неразрешимой задаче. Он предложил перевести проблему в рамки специальной игры с формулами по более простым правилам, чем правила вывода исчисления предикатов. Этот подход был назван методом резолюций. Сначала рассмотрим метод резолюций в применении, к логике высказываний и затем перенесем метод на логику предикатов.

Определение 10.2.Атомарную формулу логики высказываний, или ее отрицание, назовем литерой . Литеры будем обозначать строчными латинскими буквами.

Пример 10.3. Формулы являются литерами, а формула РQ не является литерой.

Определение 10.3.Конечная дизъюнкция литер или их отрицаний называется дизъюнктом. Пустой дизъюнкт обозначается Л и означает ложь, или тождественно-равную нулю формулу.

Пример 10.4 . Дизъюнкции:

являются дизъюнктами, а формула — нет.

Определение 10.4.Два дизъюнкта называются резольвентной парой, если существует такая литера, которая участвует в одном дизъюнкте как положительная, а в другом — как отрицательная.

Пример 10.5. Пара дизъюнктов — резольвентная, так как литера b участвует в первом дизъюнкте как положительная, а во втором — как отрицательная. Пара не является дизъюнктной парой.

Теорема 10.7.Пусть d 1, d 2— резольвентная пара дизъюнктов вида где через A , В обозначены члены дизъюнктов с невыделенными литерами. Тогда формула

является тавтологией, т. е. тождественно-истинной, или логическим законом.

Доказательство. Если посылка в импликации — ложь, то формула — истина. Если посылка — истина, то каждая скобка — истина. Возможны два случая: р — истина, р — ложь. В первом случае будет: В — истина и, следовательно, заключение импликации ( A В ) — истина. Во втором случае будет А — истина и, следовательно, снова заключение ( A В ) — истина. Так как посылка и заключение импликации — истина, то вся формула импликации — истина.

Из этой теоремы следует правило получения из резольвентной пары нового дизъюнкта, который называется резольвентой . Это правило называется правилом резолюции и его записывают в виде

Это правило по виду напоминает правило m р в формальной теории

которое, кстати, соответствует следующей тавтологии (логическому закону)

или в виде

Последняя формула соответствует правилу резолюции

Пример 10.6. Резольвентой для пары будет дизъюнкт a b с . Применим правило резолюции к паре получим резольвенту рr .

Идея метода резолюций.

1. Пусть требуется доказать в алгебре высказываний, что формула F — тавтология.

2. Рассмотрим отрицание этой формулы Тогда задача переформулируется и станет следующей. Доказать, что формула G — тождественно-ложная.

3. Преобразуем формулу G в конъюнктивную нормальную форму (КНФ)

где di— дизъюнкты.

4. Среди дизъюнктов diнайдем резольвентную пару и применим к ней правило резолюции. Полученный новый дизъюнкт, резольвенту, обозначим dn+1и добавим в формулу КНФ для G :

Тем самым получим новую КНФ для G .

5. Если резольвента dn+1= Λ является пустым дизъюнктом, то формула G будет тождественной ложью, задача решена и производим останов. Если нет, то снова найдем, как в п. 4, среди всех дизъюнктов d 1, ..., dn, dn+1резольвентную пару. Применим к ней правило резолюции и добавим полученную резольвенту к имеющимся дизъюнктам. Будем повторять п. 4 и 5, пока не получим пустой дизъюнкт.

Теорема 10.8резольвентной паре ). Пусть формула G — тождественно-ложная и представлена в КНФ G = d 1 ∧ ... ∧ dn. Тогда среди дизъюнктов diсуществует резольвентная пара.

Теорема 10.9добавлении резольвенты ). Пусть формула G = d 1 ∧ ... ∧ dnпредставлена в КНФ и среди дизъюнктов dj существует резольвентная пара. Тогда добавление в формулу КНФ резольвенты dn+1этой пары является равносильным преобразованием формулы G , т. е.

Теорема 10.10пустой резольвенте ). Если формула G — тождественно-ложная и представлена в КНФ, то среди всех резольвент исходных дизъюнктов и вновь получаемых дизъюнктов по правилу резолюции существует пустой дизъюнкт.

Хорновские дизъюнкты

Дальнейшим упрощением метода резолюций является идея американского математика Хорна использовать только дизъюнкты определенного вида.

Определение 10.5.Дизъюнкт, у которого среди литер не более одной положительной, называется хорновским .

При этом дизъюнкт с одной положительной литерой и наличием отрицательных литер вида

называется правилом и читается так «из b , ..., с следует а ». Дизъюнкт без положительной литеры вида

называется целевой дизъюнкт и читается: «из b , ... , с следует ложь».

Наконец, дизъюнкт без отрицательных литер только с одной положительной литерой вида

a ≡ (1 ⇒ a )

называется фактоми читается: «справедливо а ».

Вывод . Для того чтобы доказать методом резолюций, что формула G — тождественно-ложная, рекомендуется выполнить ряд действий.

1. Привести G к КНФ.

2. Преобразовать все дизъюнкты в КНФ в хорновские путем переобозначения некоторых положительных литер в отрицательные.

3. Если все дизъюнкты в КНФ — хорновские, то применение метода резолюций облегчается тем, что всегда можно вести поиск очередной резольвентной пары при помощи одной из следующих двух рекомендуемых стратегий.

Стратегия от фактов.Если среди хорновских дизъюнктов есть факт, т. е. одиночная положительная литера, то надо искать второй дизъюнкт, который составляет с ним резольвентную пару. После применения правила резолюции к такой паре получается резольвента, которая будет короче второго дизъюнкта. При этом если существуют несколько дизъюнктов, парных данному факту, то рекомендуется сначала рассматривать дизъюнкты более короткие. Потом снова ищем факт и к нему короткий парный дизъюнкт и т. д. Получаем множество новых фактов до останова.

Стратегия от цели.Если среди хорновских дизъюнктов есть целевой, т. е. дизъюнкт без положительной литеры, то надо искать второй дизъюнкт, который с ним составляет резольвентную пару. Далее, каждый раз для очередной резольвенты надо искать парный ей дизъюнкт и применять правило резолюций. Получаем дерево подцелей до останова.

Замечание 10.2.Так как решаемая задача в общем алгоритмически неразрешимая, то может случиться, что ни одна из предлагаемых стратегий не приведет к успеху. Тогда надо применять правило резолюций по какой-либо третьей стратегии и т. д.

Пример 10.8. Рассмотрим снова ту же формулу G , что и в предыдущем примере. Только сделаем замену литеры а на литеру , чтобы все дизъюнкты в КНФ для G были хорновские:

Будем доказывать тождественную ложь формулы G методом резолюций, используя стратегию от фактов. В таком случае исходный факт один — дизъюнкт d 4.

Теперь для сравнения для той же задачи используем стратегию от цели. Целевой дизъюнкт здесь d 3.






Читайте также:

  1. E. Лица, участвующие в договоре, для регулирования своих взаимоотношений могут установить правила, отличающиеся от правил предусмотренных диспозитивными нормами права.
  2. V.4. Принципы и правила создания культурных ландшафтов
  3. VIII. Правила подключения питания от соседнего вагона в аварийном режиме
  4. Асинхронные задачи интерфейса с устройствами ввода/вывода.
  5. Варшавско-Оксфордские правила по сделкам на условиях СИФ
  6. Вопрос 11. Понятие о диалоге. Структура диалога. Особенности диалога. Основные правила ведения диалога. Понятие о внимательном молчании. Законы риторики диалога.
  7. Вопрос №19. Особенности тушения пожаров в этажах, проведение АСР при ликвидации последствий ЧС. Правила охраны труда.
  8. Вопрос №21. Особенности тушения пожаров в детских и учебных заведениях, проведение АСР при ликвидации последствий ЧС. Правила охраны труда.
  9. Вопрос №24. Особенности тушения пожаров в музеях, библиотеках, выставках, проведение АСР при ликвидации последствий ЧС. Правила охраны труда.
  10. Вопрос №25. Особенности тушения пожаров на предприятиях энергетики, проведение АСР при ликвидации последствий ЧС. Правила охраны труда.
  11. Вопрос №26. Особенности тушения пожаров на предприятиях машиностроения, проведение АСР при ликвидации последствий ЧС. Правила охраны труда.
  12. Вопрос №27. Особенности тушения пожаров на предприятиях текстильного производства, проведение АСР при ликвидации последствий ЧС. Правила охраны труда.


Последнее изменение этой страницы: 2016-03-16; Просмотров: 108; Нарушение авторского права страницы


lektsia.com 2007 - 2017 год. Все права принадлежат их авторам! (0.091 с.) Главная | Обратная связь