Главная страница
Навигация по странице:

  • Предложение 2.

  • Полная система связок Предложение 4.

  • Исчисление высказываний (теории L ) |) L, A,B,C,…, ¬

  • Следствие 1.

  • Следствие 3.

  • Полнота и непротиворечивость теории L Теорема 1.

  • Независимость системы аксиомы

  • Теорема.

  • Терм формула. Понятие терма для свободной переменной.

  • Выполнимость, истинность модели.

  • Исчисления предикатов теории 1-ого порядка. Логические аксиомы теории первого порядка K(А1) А→(B→A)(A2) (A→(B→C) →((A→B) →(A→C)) (A3) (¬

  • Теорема о частном случае тавтологии и непротиворечивость исчисления предикатов. Теорема 1.

  • Теорема дедукции для исчисления предикатов. Подобные формулы. Лемма Геделя о счетности выражений. Лемма Линденбаума.

  • Лемма Геделя о счетной модели. Полнота исчисления предикатов. Лемма Сколеома-Левенчейма. Разрешимые и перечислимые множества.

  • Алгоритм Маркова. Рекурсивные функции.

  • Алгебра высказываний


    Скачать 43 Kb.
    НазваниеАлгебра высказываний
    Дата20.05.2018
    Размер43 Kb.
    Формат файлаdocx
    Имя файлаVankov_voprosy.docx
    ТипДокументы
    #44307

    1. Алгебра высказываний

    Под высказывание понимается предложение относительно, которого можно сказать истинно оно или ложно. Высказывание обозначается буквами А,B.

    ¬ «НЕ», отрицание

    & «И», конъюнкция

    v «ИЛИ», дизъюнкция

    → «ТО» «ВСЕМ», импликация

    ↔ «т.к.» «т.т.», эквивалентность

    A

    B

    ¬A

    A&B

    A v B

    A B

    A B

    И

    И

    Л

    И

    И

    И

    И

    Л

    И

    И

    Л

    И

    И

    Л

    И

    Л

    Л

    Л

    И

    Л

    Л

    Л

    Л

    И

    Л

    Л

    И

    И



    1. A, B простейшие высказывания являются ,….

    2. Если A и B являются пропозициональными формами, то ¬A, A&B, A v B, A → B, A ↔ B – являются пропозициональными формами.

    3. Формы являются пропозициональными тогда и только тогда, когда 1 и 2 пропозициональны.

    1. Тавтология

    Пропозициональная форма принимает значение (И) при возможном распределении при вхождении в нее пропозициональных букв называется тавтологией.

    Если A → B является тавтологией, то B является логическим следствием А. A → B является тавтологией, то А,B является логически эквивалентными A ↔ B => A<=>B.

    Предложение 1. А, A → B тавтологии, то В тавтология, т.к. предполагая противное, т.е. при некотором распределении B-Л, то А будучи тавтологией при этом распределении примет значение ИСТИНА, то B-Л, что противоречит условию, т.о. предложение неверно.

    Предложение 2. Если А тавтология, a1, a2,…,an. B, A1, A2,…An, то B – тавтология.

    A - ¬ a1 → (a1→a2)

    B - ¬ (a2 & a3) → (a2 & a3) → (a1 v ¬ a2)

    A1 A2 A3

    Постановка приводит к тавтологии, т.к. если при некотором распределении А, примет значения ИСТИНЫ, то в силу построения B примет значение ИСТИНА, что и А, если вместо А1, А2, А3 поставить х1, х2, х3, т.е. значения ИСТИНА ч.т.д.

    Предложение 3. Если пропозициональную форму А при помощи замены А1, В1, В, то (A1 ↔ B1) → (A ↔ B) тавтология.

    Основные равносильности (законы) алгебры высказываний.

    1. A&B <=> B&A - коммуникативность

    2. AvB <=> BvA - ассоциативность

    3. A&(B&C) <=> (A&B)&C – ассоциативность конъюнкции

    4. Av(BvC) <=> (AvB)vC - ассоциативность дизъюнкции

    5. A&(BvC) <=> (A&B)v(A&C) – дистрибутивность & от v

    6. Av(B&C) <=> (AvB)&(AvC) – дистрибутивность v от &

    7. ¬ (A&B) <=> ¬ A v ¬B – закон Де Моргана

    8. ¬ (AvB) <=> ¬ A & ¬B – закон Де Моргана

    9. A→B <=> ¬ B → ¬ A – закон контрапозиции

    10. A&(AvB) <=> A – закон поглощения

    11. Av(A&B) <=> A – закон поглощения

    12. A&A <=> A, AvA <=> Л

    13. A&И <=> A, AvИ <=> И, A&Л <=> Л, AvЛ <=> A

    14. A&B <=> ¬ (¬ A v ¬B)

    15. AvB <=> ¬ (¬ A & ¬B)

    16. A&B <=> ¬ (A → ¬ B)

    17. AvB <=> ¬ A → B

    18. A → B <=> ¬ (A & ¬B)

    19. A → B <=> ¬ A v B

    20. A → B <=> (A → B)&( B → A)

    21. ¬ ¬ A <=> A

    1. Полная система связок

    Предложение 4. Всякую истинностную функцию можно определить при помощи пропозициональной формы.

    Следствие 1. Всякую истинностную функцию, можно определить при помощи пропозициональной формы содержащую одну и следующих трех пар связей: ¬, &; ¬,v; ¬,→.

    Доказательство: ¬, & в силу предложения 4 получается при помощи равносильности 15;

    ¬,v следует из равносильности 14; ¬,→ следует из равносильности 16,17.

    Следствие 2. Любую истинностную функцию можно определить при помощи пропозициональной формы содержащую связку Шефера (|) определяется следующим образом

    A

    |

    B

    И

    Л

    И

    Л

    Л

    И

    И

    Л

    Л

    Л

    И

    Л

    Стрелки Пирса ()

    A



    B

    И

    Л

    И

    Л

    И

    И

    И

    И

    Л

    Л

    И

    Л

    Док-во: достаточность Шефера следует из того, что

    ¬

    А

    -

    А

    |

    А

    Л

    И




    И

    Л

    И

    И

    Л




    Л

    И

    Л

    A&B – (A|A)|(B|B)

    Достаточность Пирса:

    ¬

    А

    -

    А



    А

    Л

    И




    И

    Л

    И

    И

    Л




    Л

    И

    Л

    AvB – (AA) (BB)

    Докажем единственность, для того рассмотрим h(A,B), которая будет определять любую истинностную функцию

    h(И,И) = Л

    h(Л,Л) = И

    А

    В

    h(A,B)

    И

    И

    Л Л Л Л

    Л

    И

    И И Л Л

    И

    Л

    И Л И Л

    Л

    Л

    И И И И

    ¬ недостаточно для выражения всех истинностных функций таких как при помощи отрицания не может быть выражена тождественность функций, что и доказывается следствие 2.

    1. Формальные теории

    Формальные теории теоремы теории L определяются, если выполняется 4 условия:

    1. Если показано множество символов, при этом конечная последовательность символов называется выражением.

    2. Среди выражения выделяются формулы, существует процедура алгоритм распознания выражения на формулы.

    3. Среду формул выделяются аксиомы, причем если существует алгоритм распознания формулы на аксиому, то форма называется аксиоматической.

    4. Указанные отношения R1, R2, Rn называются правилами вывода при этом если формула находится в отношении с некоторыми формулами, она называется следствием этих формул по данному правилу вывода.

    Г А из множества формул Г выводится формула А, в теории р, если существует конечная последовательность формул А1,А2,..,Аn, которая заканчивается формулой А и i=, Ai является:

    1. Аксиомой

    2. Гипотезой

    3. Непосредственным следствием предыдущих формул по правилам вывода.



    1. Исчисление высказываний (теории L)

    |) L, A,B,C,…, ¬, →, (,).

    ||) Опр. понятие формулы теории L, является пропозициональной формой, которая содержит 2 связки ¬, →. Заметим, что другие связки будем использовать для сокращения записи формы и оставим в силу соглашение об экономии скобок.

    |||) A,B,C следующие формулы являются аксиомами теории L.

    (А1) А→(B→A)

    (A2) (A→(B→C) →((A→B) →(A→C))

    (A3) (¬B→¬A) →((¬B→A) →B)

    |V) Единственным правилом вывода является правило Модус Понус (MP).

    1. Т. Дедукции

    /\ A→A

    Док-во:

    1. (А→((A→A) →A)) →((A→(A→A)) →(A→A)) (A2)

    2. A→((A→A) →A) (A1)

    3. (A→(A→A)) →(A→A) (1,2,MP)

    4. A→(A→A) (A1)

    5. A→A (3,4,MP)

    1-5, A→A (из пустого множества в теории Lвыводима A влечет А)

    Теорема Дедукции теории L. Если Г, А B => Г A→B

    Следствие 1. A→B, B→C A→C. Док-во: A→B, B→C, A C.

    Следствие 2. A→( B→C),B A→C. Док-во: A→( B→C),B,AC.

    Следствие 3. A→( B→C) B→(A→C). Док-во: A→( B→C),B (A→C).

    1. Теоремы теории L

    1. ¬ ¬ B → B

    2. B→¬ ¬ B

    3. ¬A→(A→B)

    4. (¬ B→¬ A) →(A→B)

    5. (A→B) →(¬ B→¬ A)

    6. A→(¬ B→¬( A→B))

    7. (A→B) →((¬A→B) →B)

    1. Полнота и непротиворечивость теории L

    Теорема 1. Всякая теорема теории L является тавтологией A => AT.

    Док-во: теорема получается из аксиом (А1) (А2) (А3), которые являются тавтологиями

    (А1) А→(B→A)

    И Л И Л Л

    (A2) (A→(B→C) →((A→B) →(A→C))

    И И Л Л Л Л И И Л Л И Л Л

    (A3) (¬B→¬A) →((¬B→A) →B)

    ИЛИЛИ Л ИЛИИ Л Л

    Теорема 2. Всякая тавтология является теоремой теории L.

    Теория L непротиворечива (n/n), т.к. если предположить противное.

    Теория L называется разрешимой, если существует алгоритм распознания формулы на теорему.

    Теорема. Теория L является разрешимой.

    1948 г. Парский построил алгоритм, для любой формулы определяющий является ли формула теоремой.

    1. Независимость системы аксиомы

    Аксиома называется независимой подмножеству Х, если не может быть выделена из Х при помощи правила вывода.

    Х,Х если каждая аксиома из Х независима от Х, то Х,У – независимы.

    Теорема. Множество аксиом (А1) (А2) (А3) независимы.

    Док-во: рассмотрим 3-х значную логику 0,1,2 в которой

    ¬A

    A→B

    0

    1 0

    0 0 0




    1 1

    1 2 0




    0 2

    2 0 0







    0 2 1







    1 2 1







    2 0 1







    0 2 2







    1 0 2







    2 0 2




    Называется, выделенной покажем, что

    1. (А2) является выделенной

    2. (А3) является выделенной

    3. MP сохраняется выделенность

    4. (А1) не является выделенной

    Формула принимающая только значение 0 называется гратеской.

    (A→(B→C) →((A→B) →(A→C)) (А2)

    1 0 1 2 0 2 1 2 1 2 1 2 0

    0 0 2 0 1 2 0 2 2 2 0 2 1

    1 0 2 2 1 2 1 2 2 2 1 2 1

    (¬B→¬A) →((¬B→A) →B) (А3)

    1 1 0 0 2 2 1 1 0 2 2 1

    0 2 0 1 0 2 0 2 0 0 2 2

    MP: при помощи импликации MP сохраняет выделенность.

    (А1) А→(B→A)

    1 2 2 0 1

    1. Машина Тьюринга.

    1939 г. создана машина Тьюринга.

    Потенциальная бесконечная лента разбита на множество ячеек, каждый из которых записан символ а, т.е. записывается некоторое слово w.

    При необходимости слева или справа, может быть добавлена новая ячейка, которая записана пустым символом.

    3 команды:

    1. - машина находится в состоянии и обозревая при помощи головки ячейки ячейку символом (заменяет на ).

    2. - сдвиг ячейки влево.

    3. - сдвиг ячейки вправо.

    Множество команд называется программной машины Тьюринга.

    – машина находится в состоянии словом B называется конфигурацией.

    Если машина Тьюринга преобразует аргументы, некоторой функции изначально стандартной конфигурации, то она вычисляет функцию, которая вычислима по Тьюрингу.

    Тезис Тьюринга гласит, что функция вычислима, т.е. существует алгоритм вычисления ее значения <=> вычислима по Тьюрингу тем самым получаются точные понятия алгоритма при помощи машины Тьюринга.

    1. Терм формула. Понятие терма для свободной переменной.

    Терм это:

    1. Предметная константа являющая переменной.

    2. t1, t2, …, tn – терма =>

    3. Термами являются те выражения для которых следует п1 и п2.

    Формула:



    1. ср. => ¬A

    2. формула => A→B формула

    3. А формула => для любого Х1 А формула

    Терма t называется свободной, если формула не содержит связанных вхождений.

    Терм Xi является свободным термом для переменной Xi в любой формуле.

    1. Интерпретация.

    Интерпретация – это непустое множество D – область интерпретации и состоящее



    Предметная константа ai, Di, Xi, D.

    Например:







    1. Имеет 2 свободные переменные

    2. Имеет одну свободную переменную, унарное отношение, свойство натурального числа, быть не больше натурального числа.

    3. Не имеет свободных переменных, интерпретируется как высказывание подтверждающее существование натурального числа, которое является истинным.

    1. Выполнимость, истинность модели.

    Если формула выполнима на любой последовательности, если не выполнима на любой последовательности, на любой интерпретации, то называется ложной.

    Если формула истина в любой интерпретации, то она логически общезначима. Если в некоторой интерпретации истины все аксиомы, то эта интерпретация называется моделями данной теории.

    Свойства выполнимости истинности:

    1. ¬A – И <=> A – Л

    ¬A – Л <=> A – И

    1. А – не может быть выполнена, и не выполнена на некоторой последовательности, в некоторой интерпретации.

    2. A→B не выполнима на <=> A выполнима на В не выполнима на .

    3. А – И, A→B – И, то В – И.

    4. A&B – выполнима на <=> А выполнима и В выполнима на .

    AvB – выполнима на <=> А выполнима и В выполнима на .

    A→B выполнима на <=> А выполнима и В выполнима на , или А не выполнима и В не выполнима на .



    1. Всякий частный случай тавтологии, т.е. формула, которая получается из тавтологии, подстановкой одних и тех же букв является истиной в любой интерпретации, т.е. логически общезначимые формулы.

    Тавтология является теоремой и получается из аксиом (А1) (А2) (А3), которые являются логически общезначимыми, при помощи MP, которая в силу свойства |V сохраняет истинность формул.

    1. Если формула А, , то формула А на последовательности ведет себя одинаково, т.к. выполнимость формул на последовательности интуитивно можно понимать как получение истинного высказывания при подстановки, вместо всех возможных переменных и выполнимости всех действий интерпретации. А соответствует отношению или наоборот отношение соответствует формуле, если при помощи нее оно соответствует истине.

    2. Замкнутая формула не имеет свободных переменных являющиеся истиной или ложной в любой интерпретации.

    3. Терма t является свободным термом t A(Xi) ,при этому получается вместо Xi возможно, т.к. по условия t - свободный терм и поэтому его переменные не могут оказываться связанными, т.о. формула является логически общезначимой.

    4. является логически общезначимой. Пусть в некоторой интерпретации на некоторой последовательности эта формула не выполнима

    выполнима на

    не выполнима на

    не выполнима на

    выполнима на | (xi) = (*)



    выполнима на не выполнима на

    не является свободной переменной V|||, выполнима на , т.о. невыполнима на (**)

    Т.к. * и ** противоречие, предположение неверно.

    Формула 11 является логически общезначимой.

    1. Исчисления предикатов теории 1-ого порядка.

    Логические аксиомы теории первого порядка K

    (А1) А→(B→A)

    (A2) (A→(B→C) →((A→B) →(A→C))

    (A3) (¬B→¬A) →((¬B→A) →B)

    (А4) , t свободный терм xi в A(xi)



    (A5) не свободная переменная А

    ПО (правило обобщения) :

    1. Теорема о частном случае тавтологии и непротиворечивость исчисления предикатов.

    Теорема 1. Всякий частный случай тавтологии является теоремой теории первого порядка.

    Док-во: ]W полученная из тавтологии Т, тогда по теореме о полноте теории L.

    T – является теоремой теории L, т.е. имеется вывод из пустого множества формулы Т.

    Преобразуем этот вывод следующим образом:

    1. Заменим в нем буквы Т на формулы, которые мы заменяли W.

    2. Если в выводе были буквы, которых нет в Т, то заменим их на произвольные теории первого порядка, которые в этом выводе еще не встречались, преобразование будет выглядеть следующим образом: W

    T: ¬A1

    W:

    Теорема 2. Исчисления предикатов является непротиворечивой теорией.

    1. Теорема дедукции для исчисления предикатов.

    2. Подобные формулы.

    3. Лемма Геделя о счетности выражений.

    4. Лемма Линденбаума.

    5. Лемма Геделя о счетной модели.

    6. Полнота исчисления предикатов.

    7. Лемма Сколеома-Левенчейма.

    8. Разрешимые и перечислимые множества.

    9. Алгоритм Маркова.

    10. Рекурсивные функции.


    написать администратору сайта