A®B; B®C; C 7 страница

"_x(F(x))

. F (t).

3) Введение квантора существования: "если терм t вхо­дит в предикат F(t), то существует, по крайней мере одна предмет­ная переменная x, удовлетворяющая требованиям $_x(F(x)) ”, т.е.

F(t)

$_x(F(x)).

4) Смена квантора:

"_x(F(x)) $_x(F(x))

ù$_x(ùF(x)); ù"_x(ùF(x)).

5) Перенос квантора, если терм t не содержит переменной x:

a) Â_x(F₁(x))Ú F₂(t)

Â_x(F₁(x)Ú F₂(t));

b) Â_x(F₁(x))&F₂(t)

Â_x(F₁(x)& F₂(t);

c) F₁(t)® Â_x(F₂(x))

Â_x(F₁(t)®F₂(x));

d) "_x(P(x))®F(t)

$_x(P(x)®F(t));

 

e) $_x(P(x))®F(t)

"_x(P(x)®F(t)).

6) Введение новой переменной:

a) "_x(F₁(x))Ú"_x(F₂(x))

"_y"_x(F₁(y)Ú F₂(x));

b) $_x(F₁(x))&$_x(F₂(x))

$_y$_x(F₁(y)Ú F₂(x)).

 

 

2.2.2.3 Правила заключения

Существует два основных правила определения истинности заключения:

а) если F₁ и (F₁®F₂) выводимые фор­мулы, то F₂ также выводима. Это - правило modus ponens (m.p).

F₁; (F₁®F₂)

F_2.

b) если ùF₂ и (F₁®F₂) выводимые формулы, то ùF₁ также. выводима. Это - правило modus tollens (m.t).

ù F₂; (F₁®F₂)

ùF_1.

 

Эти правила определяют схему вывода и позволяют использовать правила подстановки, введения и удаления кванторов и делать вывод об истинности заключения.

 

 

2.2.3 Метод дедуктивного вывода

В логике предикатов вывод определяется так же, как в исчислении высказываний. Все правила вывода логики высказываний включены в множество правил логики предикатов.

Пример: “Таможенные чиновники обыскивают каждого, кто въезжает в страну, кроме высокопоставленных лиц. Если некоторые люди способствуют провозу наркотиков, то на внутреннем рынке есть наркотик. Никто из высокопоставленных лиц не способствовает провозу наркотиков. Следовательно, некоторые из таможников способствуют провозу наркотиков?”

Пусть P₁(x):=”x - таможенный чиновник”, P₂(x,y):=”x обыскивает y”, P₃(y):=”y въезжает в страну”, P₄(y):=”y – высокопоставленное лицо”, P₅(y):=”y способствует провозу наркотиков”.

"_y(P₃(y)&ùP₄(y)®"_x(P₁(x)&P₂(x,y)));

$_y(P₃(y)&P₅(y));

"_y(P₃(y)&P₄(y)®ùP₅(y));

$_x(P₁(x)&P₅(x)).

1) F₁= $_y(P₃(y)&P₅(y)) - посылка;

2) F₂=P₃(a)&P₅(a) - заключение по формуле F₁ и правилу удаления квантора существования;

3) F₃= P₃(a) - заключение по формуле F₂ и правилу удаления логической связки конъюнкции;

4) F₄= P₅(a) - заключение по формуле F₂ и правилу удаления логической связки конъюнкции;

5) F₅="_y(P₃(y)&P₄(y)®ùP₅(y)) посылка;

6) F₆= P₃(t)&P₄(t)®ùP₅(t) - заключение по формуле F₅ и правилу удаления квантора общности;

7) F₇=ùP₃(t)ÚùP₄(t)ÚùP₅(t) - заключение по формуле F₆ и ее эквивалентным преобразованиям;

8) F₈=ùP₄(a) - заключение по формуле F₇ при t=a для ùP₃(a)=л и ùP₅(a)=л;

9) F₉="_y(P₃(y)&ùP₄(y)®"_x(P₁(x)&P₂(x,y))) - посылка;

10) F₁₀="_y"_x (P₃(y)&ùP₄(y)® (P₁(x)&P₂(x,y))) - заключение по формуле F₉ и правилу приведения к ПНФ;

11) F₁₁=P₃(a)&ùP₄(a)®P₁(t)&P₂(t,a) - заключение по формуле F₁₀ и правилу удаления квантора общности;

12) F₁₂= P₃(a)&ùP₄(a) - заключение по формулам F₃ и F₈ и правилу введения логической связки конъюнкции исчисления высказываний;

13) F₁₃=(P₁(t)&P₂(t,a)) - заключение по формулам F₁₁ и F₁₂ и правилу modus ponens;

14) F₁₄= P₁(t) -заключение по формуле F13 и правилу удаления логической связки конъюнкции исчисления высказываний;

15) F₁₅=P₅(a)=P₅(t) -заключение по формуле F₄ и замене предметной постоянной термом;

16) F₁₆= P₁(t) &P₅(t) -заключение по формулам F14 и А15 и правилу введения логической связки конъюнкция исчисления высказываний;

17) F₁₇=$_x(P₁(x)&P₅(x)) -заключение по формуле F16 и правилу введения квантора существования. Так доказана истинность формулы $_x(P₁(x)&P₅(x)).

 

P1(t)

ùP4(a)

t=a

P3(a)&ùP4(a)

a=t

P5(t)

P1(t) &P5(t)

$x(P1(x)&P5(x))

 

 

Рис. 11. Граф вывода заключения

 

Пример: Доказать истинность заключения

"x(P₁(x)®(ù P₂(x))); "x(P₃(x)®P₁(x))

"x(P₃(x)®(ù P₂(x))).

1) F₁="x(P₁(x)®(ù P₂(x))) - посылка;

2) F₂="x(P₃ (x)®P₁ (x)) -посылка;

3) F₃=(P₁ (t)®(ù P₂ (t))) - заключение по формуле F₁ и правилу 2) удаления квантора общности;

4) F₄= P₃ (t)® P₁ (t) - заключение по формуле F₂ и правилу 2) удаления квантора общности;

5) F₅= (P₃ (t)®(ù P₂ (t))) - заключение по формулам F₃, F₄ и закону силогизма исчисления высказываний (см 1.2.3.2 правило 11);

6) F₆="_x(P₃(x)®(ùP₂(x))) - заключение по формуле F₅ и правилу 1 введения квантора общности.

Так доказана истинность формулы "_x(P₃(x)®(ùP₂(x))).

На рис. 12 приведен граф, иллюстрирующий процесс дедуктивного вывода.

 

 

(P3 (t)®(ù P2 (t)))

 

"x(P3(x)®(ùP2(x)))

 

Рис. 12. Граф вывода заключения

Пример: Доказать истинность заключения

"_x($_y(P²₁.(x; y)&P₂(y))®$_y((P₃(y)& P²₄.(x; y))); ù$_x(P₃(x))

ù$_x(P₃(x))®"_x"_y(P²₁.(x; y)®(ùP₂(y))).

 

1) F₁="_x($ _y(P²₁.(x; y)&P₂(y))®$_y((P₃(y)& P²₄.(x; y))) - посылка;

2) F₂=ù $_x(P₃(x)) -посылка;

3) F₃="_x(ùP₃(x)) - заключение no формуле F₂ и правилу 5) смены кванторов (закон де Моргана);

4) F₄=ùP₃ (t) - заключение по формуле F₃ и правилу 2) удаления квантора общности;

5) F₅=ùP₃(t)ÚùP²₄.(x;t) - заключение по формуле F₄ и правилу 4) исчисления высказываний;

6) F₆="_y(ùP₃(y)Ú(ùP²₄ (x; y))) - заключение по формуле F₅ и правилу 1) введения квантора общности;

7) F₇=ù$_y(P₃(y)&P²₄ (x; y)) - заключение по формуле F₆ и правилу смены кванторов (закон де Моргана);

8) F₈=$_y(P²₁.(t; y)&P₂(y)®$y(P₃(y)&P²₄.(t; y)) - заключение по формуле F₁ и правилу 2) удаления квантора общности;

9) F₉=ù $y(P²₁.(t; y)&P₂(y)) - заключение пo формулам F₇ и F₈при условии t=x и правилу modus tollens;

10) F₁₀="_y(ù P²₁.(t; y)ÚùP₂(y)) - заключение по формуле F₉ и правилу смены кванторов (закон де Моргана);

11) F₁₁="_y(P²₁. (t; y)®ù (P₂ (y)) - заключение пo формуле F₁₀ и эквивалентным преобразованиям алгебры предикатов;

12) F₁₂="_x"_y(P²₁. (x; y)®ù (P₂ (y)) - заключение по формуле F₁₁ и правилу 1) введения квантора общности;

13) ù$_x(P₃(x))®"_x"_y(P²₁.(x; y)®(ù P₂(y))) – заключение по формулам F₂ и F₁₂ и правилу modus ponens. Что и требовалось доказать.

На рис. 13 приведен граф вывода этой задачи.

 

 

 

рис. 13 Граф вывода заключения

 

Пример. Доказать истинность заключения

$_x(P₁(x)&"_y(P₂(y)®P²₄.(x; y))); "_x(P₁(x)®"_y(P₃(y)®ùP²₄.(x; y)))

"_x(P₂(x)®ùP₃(x)).

 

1) F₁=$_x(P₁(x)&"_y(P₂(y)®P²₄.(x; y))) - посылка;

2) F₂="_x(P₁(x)®"_y(P₃(y)®ùP²₄ (x; y))) - посылка;

3) F₃=P₁(а)&"_y(P₂(y)®P²₄.(a; y))-заключение по формуле F₁, правилу формирования ССФ;

4) F₄=P₁(a)- заключение по формуле F₃ и правилу удаления конъюнкции исчисления высказываний

5) F₅="_y(P₂(y)® P²₄.(a; y)) - заключение пo формуле F₃ и правилу удаления конъюнкции исчисления высказываний;

6) F₆=P₂(t)® P²₄.(a; t) - заключение по формуле F₅ и правилу 2) удаления квантора общности;

7) F₇=P₁(t)®"_y(P₃(y)®ùP²₄ (t; y))- заключение по формуле F₂ и правилу 2) удаления квантора общности;

8) F₈="_y(P₃(y)®ù P²₄ (a; y)) - заключение по формулам F₃ и F₇ при t=a и правилу modus ponens;

9) F₉=P₃(t)®ùP²₄.(a; t) - заключение по формуле F₈ и правилу 2) удаления квантора общности;

10) F₁₀=P²₄.(a; t)®ùP₃(t) - заключение по формуле F₉ и закону контрапозиции (правило 8) исчисления высказываний);

11) F₁₁=P₂(t)®ùP₃(t) - заключение по формулам F₆ и F₁₀ и закону силлогизма (правило 11) исчисления высказываний);

12) F₁₂="_x(P₂ (x)®ùP₃(x)) - заключение по формуле F₁₁ и правилу 1) введения квантора "_x. Что требовалось доказать.

На рис. 14 приведен граф вывода этой задачи.

 

 

 

x=a

 

 

Рис. 14. Граф вывода заключения

 

 

2.2.4 Принцип резолюции

Если матрица формулы в результате приведения к виду ПНФ не будет содержать свободных переменных и сколемовских функций, то для вывода заключения полностью пpuменим алгоритм принципа резолюции, рассмотренный в исчислении высказываний. Этот алгоритм основывается на том, что если две формулы состоящие из дизъюнкции атомов (в дальнейшем такие формулы будем называть дизъюнктами) связаны конъюнкцией, и в них имеются два одинаковых или приводимых к одинаковым (унифицируемых) атома с разными знаками, то из них можно получить третий дизъюнкт, который будет логическим следствием первых двух, и в нем будут исключены эти два атома. Однако, если в результате приведения к виду ССФ аргументы атомов содержат сколемовские функции, то для поиска контрарных атомов необходимо выполнить подстановки термов вместо предметных переменных и получить новые формулы дизъюнктов, которые допускают их унификацию при формировании контрарных пар. Множество подстановок нужно формировать последовательно, просматривая каждый раз только одну предметную переменную.

Например, если даны два дизъюнкта (P₁(x)ÚùP₂(x)) и (ùP₁(f(x))ÚP₃(y)), то для получения контрарной пары атомов возможна подстановка

_xò^f(х)(P₁(x)ÚùP₂(x))=(P₁(f(x))ÚùP₂(f(x))) и

_xò^f(х)(ùP₁(f(x))ÚP₃(y))= (ùP₁(f(x))ÚP₃(y)).

В результате склеивания этих дизъюнктов может быть получена резольвента: (P₁(f(x))ÚùP₂(f(x)))Ú(ùP₁(f(x))ÚP₃(y))= (ùP₂(f(x))Ú P₃(y)).

Если пара дизъюнктов имеет вид (P₁(f₁(x))ÚùP₂(x)) и (ùP₁(f₂(x))ÚP₃(y)), то никакая подстановка не позволит сформировать резольвенту.

 

Пример: Даны две формулы P³(a;x;f(q(y))) и ùP³(z;f(z);f(u)).

Выполнить унификацию контрарных атомов.

1) _zò^a ùP³(z;f(z);f(u))=ùP³(a;f(a);f(u));

2) _xò^f(a) P3(a;x;f(q(y)))=P³(a;f(a);f(q(y)));

3) _uò^q(y) ùP³(a;f(a);f(u))=ùP³(a;f(a);f(q(y))).

В результате получены два контрарных атома: P³(a;f(a);f(q(y))) и ùP³(a;f(a);f(q(y))). Если в эти формулы атомов вместо предметной переменной y сделать подстановку предметной постояннойb, т.е.

_yò^bP³(a;f(a);f(q(y)))=P³(a;f(a);f(q(b))) и

_yò^bùP3(a;f(a);f(q(y)))= P³(a;f(a);f(q(b))),

то получим два контрарных высказывания.

Пример. Даны две формулы P³(x;a;f(q(a))) и ùP³(z;y;f(u)).

Выполнить унификацию контрарных формул.

1) _xò^bP³(x;a;f(q(a)))=P³(b;a;f(q(a)));

2) _yò^aù P³(z;y;f(u))=ùP³(z;a;f(u));

3) _yò^aùP³(z;a;f(u))=ùP³(b;a;f(u));

_{4) u}ò^q(a)ùP³(b;a;f(u))=ùP³(b;a;f(q(a))).

В результате получены две контрарных формулы: P³(b;a;f(q(a))) и ùP³(b;a;f(q(a))).

Принцип резолюции может быть усилен линейным выводом, упорядочением атомов в дизъюнкте и использо­ванием информации о резольвируемых атомах.

Линейным выводом из множества дизъюнктов K называется последовательность дизъюнктов D₁, D₂,...D_n, где каждый член D_iÎK, а каждый D_i+1 является резольвентой центрального дизъюнкта (или предшествующей резольвенты) и бокового дизъюнкта из множества K.

Упорядоченным дизъюнктом называется дизъюнкт с заданной последовательностью атомов. Атом P _j старше атома P _i в упорядоченном дизъюнкте тогда и только тогда, когда j > i. Например, в упорядоченном дизъюнкте (P₁ÚP₂ÚP₃ÚP₄) младшим считается атом P₁, а старшим - P₄. При наличии в упорядоченном дизюънкте двух одинаковых атомов, по закону идемпотенции, следует удалить старший атом, сохранив на прежнем месте младший.

Другим усилением принципа резолюции является использование информации о резольвируемых атомах. Обычно при выполнении процедуры унификации происходит удаление резольвируемых атомов. Од­нако они несут полезную информацию. Поэтому вмес­то удаления резольвируемых атомов при унификации предлагается удалять только старший атом, а младший - сохранить в резольвенте, выделив какой-либо рамкой. Если за обрамленным атомом в резольвенте не следует никакой другой атом, то обрамленный атом удалить. Если за обрамленным атомом резольвенты следует какой-либо необрамленный атом, то его следует оставить для последующего исследования. И наконец, если последний необрамленный атом резольвенты унифицируется с отрицанием атома боковой ветви, то его следует обрамить и удалить вместе с литерой боковой ветви. Используя резольвенты на последующих этапах, можно получить обрамленными все атомы последней резольвенты, т.е.получить пустой дизъюнкт.

Пример: Суждение “Преподаватели принимали зачеты у всех студентов, не являющихся отличниками. Некоторые аспиранты и студенты сдавали зачеты только аспирантам. Ни один из аспирантов не был отличником. Следавательно, некоторые преподаватели были аспирантами.” [1] Пусть P₁(x):=”x – отличник”, P₂(x):=”x – аспирант”, P₃(x):=”x –студент”, P²₄ (x; y):=”x сдает зачет y”, P₅(x):=”x – преподаватель”. Формулы этого суждение имеют вид:

 

"_x(P₃(x)&ùP₁ (x)®$_y(P₅(y)&P²₄ (x; y))); $_x(P₂(x)&P₃(x)&"_y(P²₄ (x; y)®P₂ (y)));

"_x(P₂(x)®ùP₁(x)).

$_x(P₅(x)&P₂(x)).

· Преобразовать посылки и отрицание заключения в ССФ:

1) F₁="_x(P₃(x)&ùP₁ (x)®$_y(P₅(y)&P²₄ (x; y)))=

"_x$_y(P₃(x)&ùP₁ (x)®(P₅(y)&P²₄ (x; y)))=

"_x(P₃(x)&ùP₁ (x)®(P₅(f(x))&P²₄ (x; f(x)))).

M₁=(P₃(x)&ùP₁ (x)®P₅(f(x))&P²₄ (x; f(x)))=

ù(P₃(x)&ùP₁ (x))Ú P₅(f(x))&P²₄ (x; f(x)) =

(ùP₃(x)ÚP₁ (x)Ú P₅ (f(x))&P²₄ (x; f(x))=

(ùP₃(x)ÚP₁ (x)Ú P₅(f(x)))&(ùP₃(x)ÚP₁ (x)Ú P²₄ (x; f(x))).

2) F₂=$_x(P₂(x)&P₃(x)&"_y(P²₄ (x; y)®P₂ (y)))=

$_x"_y(P₂(x)&P₃(x)&(P²₄ (x; y)®P₂ (y)))=

"_y(P₂(a)&P₃(a)&(P²₄ (a; y)®P₂ (y))).

M₂=(P₂(a)&P₃(a)&(P²₄ (a; y)®P₂ (y)))=

P₂(a)&P₃(a)&(ùP²₄ (a; y)ÚP₂ (y))).

3) F₃="_x(P₂(x)®ùP₁(x)).

M₃=(P₂(x)®ùP₁(x))= (ùP₂(x)ÚùP₁(x)).

4) F₄=ù$_x(P₅(x)&P₂(x))= "_x(ù (P₅(x)&P₂(x))).

M₄=(ù (P₅(x)&P₂(x)))= (ùP₅(x)Úù P₂(x))).

· Выписать множество дизъюнктов:

K= {(ùP₃(x)ÚP₁ (x)ÚP₅(f(x))); (ùP₃(x)ÚP₁ (x)Ú P²₄ (x; f(x))); P₂(a); P₃(a);

(ùP²₄ (a; y)ÚP₂(y)); (ùP₁(x)ÚùP₂(x)); (ùP₅(x)ÚùP₂(x))};

 

· Выполнить унификацию и формирование резольвент

ùP2(a)

1) _xò^a (ùP₁(x)ÚùP₂(x)) Ú P₂(a)= ùP₁(a)Ú = ùP₁(a);

ùP1(a)

2)ùP₁(a)Ú_xò^a(ùP₃(x)ÚP₁ (x)ÚP²₄ (x; f(x)))= ÚùP₃(a)Ú P²₄ (a; f(a));

ùP1(a) 1(a)

3) ÚùP₃(a) Ú P²₄ (a; f(a))Ú _yò^f(a) (ùP²₄ (a; y)ÚP₂(y))=

P24 (a; f(a))

ùP1(a)

ÚùP₃(a)Ú Ú P₂(f(a));

P24 (a; f(a))

ùP1(a)

4) ÚùP₃(a)Ú Ú P₂(f(a)) Ú_xò^f(a)(ùP₅(x)ÚùP₂(x))=

P24 (a; f(a))

P2(f(a))

ùP1(a)

ÚùP₃(a)Ú Ú ÚùP₅(f(a));