- •Ответы на вопросы по матлогике
- •1. Высказывания: простые, сложные, примеры высказываний. Истинностное значение высказывания.
- •6. Определение формулы алгебры высказываний.
- •12 Двойственная формула. Принцип двойственности.
- •13. Проблема разрешимости в логике высказываний.
- •14. Определение кнф. Как проверить, что формула является тавтологией с помощью кнф?
- •15. Определение днф. Как проверить, что формула является противоречием с помощью днф?
- •16. Правило резолюций. Вывод формулы по правилу резолюций в логике высказываний (определение)
- •17. Алгоритм метода резолюций в логике высказываний
- •18.Как задать аксиоматическую теорию (4 пункта).
- •19.Определение вывода формулы в аксиоматической теории.
- •20.Правила подстановки и m.P.
- •21.Теорема дедукции.
- •22. Правила силлогизма и разъединения посылок.
- •28. Равносильность формул на множестве и в логике предикатов. Перенос квантора через отрицание.
- •29. Правила вынесения квантора за скобки.
- •30. Приведенная и нормальная формы формул (определение).
- •31. Выполнимость и общезначимость формулы логики предикатов.
- •32. Проблема разрешимости в логике предикатов. Теорема Черча-Тьюринга.
15. Определение днф. Как проверить, что формула является противоречием с помощью днф?
Дизъюнктивная нормальная форма (ДНФ) – дизъюнкция конечного числа элементарных конъюнкций.
Элементарной конъюнкцией называется конъюнкция конечного числа переменных и (или) их отрицаний.
Любая формула логики высказываний может быть записана в форме ДНФ, которая ей равносильна.
Если формула Ф, приведенная к ДНФ, в каждой элементарной конъюнкции содержит некоторую переменную и ее отрицание, то она является противоречием.
Алгоритм приведения к ДНФ:
1)Привести формулу к булевой форме
2)Спустить отрицания до переменных, используя законы де Моргана.
3)Раскрыть скобки, используя закон дистрибутивности конъюнкции относительно дизъюнкции
16. Правило резолюций. Вывод формулы по правилу резолюций в логике высказываний (определение)
Правило резолюций:
(A ∨ B), (!A ∨ C)|- B ∨ C
Вывод формулы по правилу резолюций:
Пусть дано множество элементарных дизьюнкций S = {S1, S2, . . . , Sp} (гипотез). Говорят, что из S выводится тождественная ложь (Л) по правилу резолюций, если существует список вывода (доказательство) D1, D2, . . . , Dn, удовлетворяющий требованиям:
1)Dn =Л
2) ∀Di, i < n может быть одной из гипотез Sk ∈ S;
3)∀Di, i < n выводится из предыдущих формул в списке вывода по правилу резолюций.
17. Алгоритм метода резолюций в логике высказываний
Алгоритм:
Дана клауза P1, P2, ... , Pn |- D, где P1,P2, . . . , Pn, D – формулы логики высказываний.
1) Записать клаузу в форме конъюнктивного противоречия
P1, P2, ... , Pn, !D |- Л
2) Привести каждую гипотезу к КНФ в форме предложения и подставить в список гипотез слева.
3) Вывести Л из полученного множества элементарных дизьюнкций по правилу резолюций.
18.Как задать аксиоматическую теорию (4 пункта).
1) Задан алфавит A символов
2) Определено понятие формулы над алфавитом A
3) Из множества всех формул, выделена группа формул – аксиом АТ
4) Заданы правила вывода формулы в данной теории
19.Определение вывода формулы в аксиоматической теории.
Пусть дано множество формул P = {P1, P2, ... , Pm} (гипотез).
Говорят, что из P выводится формула D по правилам вывода АТ, если существует список вывода (доказательство):
D1, D2, ..., Dn, удовлетворяющий требованиям:
1)Dn = D
2)∀Di, i < n может быть одной из гипотез Pk ∈ P
3)∀Di, i < n может быть одной из аксиом (теорем) теории
4) ∀Di , i < n выводится из предыдущих формул в списке вывода по правилам вывода данной теории
В этом случае клауза P1, P2, ... , Pn |- D считается доказанной в АТ
20.Правила подстановки и m.P.
Правило подстановки:
Любую букву, входящую в аксиому (теорему) ФАТ можно заменить формулой и получить новую теорему ФАТ.
Правило отделения (modus ponens (m.p.)):
Из истинности условия импликации и истинности самой импликации следует истинность следствия (заключения) импликации.
A, A→B |- B
21.Теорема дедукции.
Теорема дедукции:
Пусть Г-список гипотез, А, В - формулы.
Если Г, А|- В тогда Г |- A→B.
22. Правила силлогизма и разъединения посылок.
Правило силлогизма для формул: A→B, B→C |- A C
Правило силлогизма для теорем:
Если доказаны теоремы |- A → B, |- B → C, то доказана теорема |- A → C.
По теореме дедукции и правилу m.p. правило силлогизма равносильно Теореме 3:
|- (A → B) → ((B → C) → (A → C))
Разъединение посылок:
A ∧ B→C |- A→(B→C)
По теореме дедукции и правилу m.p. правило соединения посылок равносильно Теореме 6(а): |- (A → (B → C)) → (A ∧ B → C).
23. Правила перестановки и соединения посылок.
Правило перестановки для формул:
A → (B → C) |- B → (A → C)
Правило перестановки для теорем:
Если доказана теорема |- A → (B → C), то доказана теорема |- B → (A → C).
По теореме дедукции и правилу m.p. правило перестановки равносильно Теореме 4:
|- (A → (B → C)) → (B → (A → C)).
Соединения посылок:
(A → (B → C)) |- A ∧ B→C
24. Полнота и непротиворечивость аксиоматической теории (определения). Независимость системы аксиом.
ФАТ называется полной, если любая тавтология выводима из аксиом ФАТ с помощью правил вывода данной теории (т.е. является теоремой теории).
ФАТ называется непротиворечивой, если не существует такой формулы Φ, чтобы в ФАТ могли были доказаны теоремы |- Φ и |- !Φ.
Система аксиом ФАТ называется независимой, если не существует аксиомы, выводимой из остальных.
25. Определение предиката. Предметное множество и предметные переменные. Местность предиката.
Функция P(x1, x2, . . . , xn) от n переменных называется предикатом, если ∀(x1, x2, ... , xn) P(x1, x2, . . . , xn)∈{И,Л}
Переменные (x1, x2, … , xn) предиката P(x1, x2, . . . , xn) называются предметными переменными, каждая из них принимает свои значения из некоторого предметного множества Mi, i = 1, 2, . . . , n
Число переменных предиката (n = 0, 1, 2 ...) называется местностью предиката.
26. Связывание кванторами всеобщности и существования (определение, примеры).
Пусть P(x) – одноместный предикат, где x ∈ M. Тогда, по определению, (∀x)P(x) – нуль-местный предикат, который принимает значение И, если P(x)=И для каждого x ∈ M
Пусть P(x) – одноместный предикат, где x ∈ M. Тогда, по определению, (∃x)P(x) – нуль-местный предикат, который принимает значение И, если существует элемент a ∈ M такой, что P(a) = И.
27. Интерпретация формулы. Равносильность формул в данной интерпретации.
Формула – слово, составленное по следующим правилам:
1) Пусть xi1, xi2, ..., xik – предметные переменные (индексы переменных могут быть одинаковыми), тогда P(xi1, xi2, ..., xik) – атомарная формула, где все переменные называются свободными.
2) Пусть доказано, что A(x) – формула, где x – её свободная переменная (остальные переменные не указаны), тогда слова (∀x)A(x), (∃x)A(x) –формулы, в которых переменная x называется связанной, а сама формула A(x) называется областью действия квантора.
3) Пусть доказано, что A – формула со связанными и свободными переменными, тогда слово (A) – формула, в которой все связанные переменные A остались связанными, а свободные – свободными.
4) Пусть доказано, что A, B – формулы со связанными и свободными переменными, и нет такой переменной xi которая связана в A и свободна в B (или свободна в A и связана в B). Тогда слова (A ∨ B), (A ∧ B), (A → B), (A~B) – формулы, в которых все связанные переменные A, B остались связанными, а свободные – свободными