Непейвода. Прикладная логика
.PDF11.6. ЛОГИКА С РАВЕНСТВОМ И ЕЕ ПОЛНОТА |
321 |
§ 11.6. ЛОГИКА С РАВЕНСТВОМ И ЕЕ ПОЛНОТА |
|
|
|||
Работа с равенством для естественного вывода, так же, как и для семан- |
|||||
тических таблиц, базируется на его определении по Лейбницу. Зададим |
|||||
два правила работы с равенством, |
выражающие один и тот же факт: рав- |
||||
ные объекты можно без ограничений заменять друг на друга: |
|
||||
t = u |
A(x|t) t = u A(x|u) |
|
|
(11.3) |
|
A(x|u) |
A(x|t) |
|
|
|
|
и одну аксиому равенства x(x = x). Корректность этих правил и акси- |
|||||
омы очевидна. |
|
|
|
|
|
Конструкция из теоремы о существовании модели обеспечивает для |
|||||
каждой непротиворечивой теории с равенством существование полной |
|||||
и корректной интерпретации, в которой истинны все аксиомы, но ра- |
|||||
венство интерпретируется как некоторое отношение эквивалентности. |
|||||
Такую интерпретацию будем называть нестрогой моделью равенства. |
|||||
Чтобы доказать теорему существования модели для логики с равенством, |
|||||
достаточно перестроить любую нестрогую модель в обычную. Для это- |
|||||
го установим следующее свойство нестрогой модели. |
|
|
|||
Предложение 11.6.1. В нестрогой модели M теории с равенством, если |
|||||
M |= a1 = b1, . . . , M |= an = bn, то для любого n-арного предиката P |
|||||
M |= P (a1, . . . , an) P (b1, . . . , bn). |
|
|
|
||
Доказательство. По правилам замены равных, из x1 |
= y1, . . . , xn = yn |
||||
при произвольных xi, yi выводимы обе импликации: |
от P (x1, . . . , xn) к |
||||
P (y1, . . . , yn) и наоборот. Значит, |
выводима формула |
|
|
. |
|
x1, y1 . . . xn, yn |
x1 = y1 & & xn = yn |
|
|
||
(P (x1, . . . ,·x·n·) P (y1, . . . yn)) |
|||||
Тогда выводима и исходная эквивалентность, применяя правило пере- |
|||||
хода от общего к частному и правило извлечения следствий. |
|
||||
Предложение 11.6.2. Каждую нестрогую модель теории с равенством |
|||||
можно преобразовать в такую ее модель, где сохраняются значения |
|||||
всех замкнутых формул. |
|
|
|
|
по отно- |
Доказательство. Рассмотрим фактор-множество универса M |
|||||
шению M |= a = b. По предыдущему предложению все предикаты со- |
|||||
гласованы с этим отношением эквивалентности, значит, они переносят- |
|||||
ся на фактор-множество. |
Получившаяся фактор-интерпретация и явля- |
||||
ется искомой моделью. |
|
|
|
|
|
11.7. МЕТОД РЕЗОЛЮЦИЙ |
323 |
Заметим что эти правила точно так же могут использоваться и нао борот для, вноса кванторов внутрь формулы Поэтому появляются две- стандартные, формы в классической логике предваренная. где кванторы вынесены наружу и водворенная где они внесены: внутрь, Рассмотрим пример. , , .
x( y( z B(z) u D(u, y)) v( w E(v, w) & q H(x, q))). (11.5)
Предваренной формой этой формулы будет, в частности,
x y z u v w q((B(z) D(u, y)) (E(v, w) & H(x, q))),
а также скажем при другом порядке выноса независимых друг от (11друга.6) кванторов, ), (
x v q w y u z((B(z) D(u, y)) (E(v, w) & H(x, q))).
Водворенной формой будет, в частности, (11.7)
( z B(z) y u D(u, y)) x v( w E(v, w) & q H(x, q)). (11.8) |
|
Здесь квантор по x не перенесен еще глубже внутрь потому, что и |
|
неперестановочны. Теперь можно дать и определение. |
|
Определение 11.7.1. Формула находится в предваренной форме, если |
|
она имеет вид K~x A(~x), где K — |
последовательность кванторов, A кван- |
торов не содержит. Формула находится в водворенной форме, если область |
|
действия ни одного квантора не может быть уменьшена применением |
|
эквивалентностей (11.4). |
|
Как уже отмечалось, водворенная форма лучше с точки зрения по- |
|
нимания и обратного перевода на естественный язык. Предваренная не- |
|
сколько удобней для доказательства некоторых математических резуль- |
|
татов. |
|
Рассмотрим один из этих результатов, послуживший идейной осно- |
|
вой метода резолюций. Интуитивно сочетание кванторов x y может |
|
пониматься как утверждение о существовании функции, строящей y по |
|
x. Точные выражения этого интуитивного принципа бывают различны- |
|
ми (одним из них является аксиома выбора.) Молодой французский ма- |
|
тематик Ж. Эрбран7 в 1930 г. |
доказал теорему, которая может считать- |
ся алгоритмическим уточнением этого интуитивного соответствия для |
7 Как часто было в логике, история данного открытия явилась несколько трагичной.
324 ГЛАВА 11. ЕСТЕСТВЕННЫЙ ВЫВОД
случая классической логики. А именно, рассмотрим предваренную фор- |
||
мулу |
K~x A(~x). |
(11.9) |
Переменные, связанные кванторами всеобщности, обозначим через xi, |
||
а кванторами существования — |
через yj Сопоставим каждому квантору |
|
yj функцию fj(x1, . . . , xi), зависящую от всех переменных в стоящих |
||
ранее кванторах всеобщности (нульместная функция в данном случае |
||
отображается как константа). Тогда наша формула преобразуется к виду |
||
|
~ |
(11.10) |
x1 . . . xn A(~x, f(~x)). |
Такое преобразование называется сколемизацией а сами функции сколемовскими функциями 8 Теперь возьмем константу, если у нас— вообще не было нульместных. функций и построим универсc0, из термов образующихся применением сколемовских, функций к имеющимся у нас, константам Этот универс ввел в рассмотрение Эрбран и поэтому его называют эрбрановским. универсом. ,
Теорема 11.3. (Теорема Эрбрана, первая форма) Формула (11.9) явля- |
||||
ется противоречием тогда и только тогда, |
когда найдутся такие си- |
|||
|
|
~ |
~ |
|
стемы термов из эрбрановского универса t1, . . . , tm, что конъюнкция |
||||
частных примеров формулы |
(11.10) |
|
|
|
~ |
~ ~ |
~ |
~ ~ |
(11.11) |
A(t1 |
, f(t1)) & · · · & A(tm, f(tm)) |
является противоречием в исчислении высказываний.
Доказательство Строим семантическую таблицу для формулы Движением по дереву. секвенций от корня к листьям сопоставим каждой|=(11.9). встретившейся в ней вспомогательной константе терм эрбрановского
Эрбран блестяще защитил диссертацию одним из главных результатов которой явля лась данная теорема Но данное им доказательство, было длинным и непонятным Уже в- х гг появились другие. доказательства а в начале х в диссертации Эрбрана. была найдена50- . ошибка Заметим что саму теорему, никто под60- сомнение не брал но пользо ваться ею стали .лишь после, появления понятных доказательств А Эрбран, вскоре по- сле защиты диссертации трагически погиб и не успел изведать позора. либо поправить-
ошибку сам. . .
8 Поскольку впервые такие функции для замены кванторов стал систематически ис пользовать Т. Сколем. -
11.7. МЕТОД РЕЗОЛЮЦИЙ |
325 |
универса. А именно, константе, ‘взятой из воздуха,’ сопоставим c0. Кон- |
||
стантам, получившимся в результате снятия начальных кванторов су- |
||
ществования, сопоставим соответствующие сколемовские константы. |
||
Если константа ck получилась из внутреннего квантора существования, |
||
то предшествующие x1, . . . , xi были заменены на ранее построенные |
||
константы, которым по построению уже сопоставлены термы r1, . . . , ri. |
||
Тогда сопоставляем ck терм fj(r1, . . . , ri). |
|
|
Теперь прослеживаем все подстановки вместо ~x, произведенные в |
||
процессе построения таблицы, и каждая из них дает нам одну из систем |
||
термов. Первыми шагами построения таблицы для |=(11.11) являются |
||
~ |
~ ~ |
|
порождения всех |= A(ti, f(ti)), а затем воспроизводим все шаги исход- |
||
ной таблицы, кроме снятия кванторов. |
|
|
Конец доказательства. |
|
|
Как и обычно, для применений теоремы нужно проварьировать ее |
||
формулировку. Поэтому рассмотрим вторую формулировку теоремы Эр- |
||
брана, получающуюся некоторым преобразованием ее контрапозиции. |
||
Инвертируем процесс сколемизации, теперь на переменные будем заме- |
||
нять кванторы существования, а на функции — |
кванторы всеобщности. |
|
Полученная форма будет иметь вид |
|
|
|
y1 . . . ym A(~g(~y), ~y). |
(11.12) |
При инверсной сколемизации точно так же появляется эрбрановский универс и имеет место следующая
Теорема 11.4. (Теорема Эрбрана, вторая форма) Формула (11.9) явля- |
||||
ется тавтологией тогда и только тогда, |
когда найдутся такие си- |
|||
стемы термов из эрбрановского универса t1, . . . , tm, что дизъюнкция |
||||
частных примеров формулы |
~ |
~ |
|
|
(11.12) |
|
|
||
~ ~ |
~ |
~ |
~ ~ |
(11.13) |
A(f(t1), t1) · · · A(f(tm), tm) |
является тавтологией в исчислении высказываний.
Доказательство данной теоремы аналогично предыдущей Именно вторая форма теоремы Эрбрана была использована создателем. метода резолюций Дж Робинсон для разработки машинного алгоритма
Но предварительно. был проделан еще один шаг в приведении. фор мул к стандартному виду. В исчислении высказываний еще с XIX века-
326 ГЛАВА 11. ЕСТЕСТВЕННЫЙ ВЫВОД
известны две стандартные формы для исчисления высказываний: конъ- |
|||
юнктивная и дизъюнктивная. Конъюнктивная форма получается из та- |
|||
блиц истинности. Каждое значение логических переменных Pi, при ко- |
|||
тором формула A истинна, представляется как конъюнкция атомарных |
|||
формул или атомов: элементарных формул либо их отрицаний. Такие |
|||
конъюнкции называются |
конъюнктами. Конъюнкты дизъюнктивно объ- |
||
единяются и получается формула, эквивалентная A. Отрицанием конъ- |
|||
юнктивной нормальной формы для ¬ A получается дизъюнктивная нор- |
|||
мальная форма для A, в которой атомарные формулы соединяются дизъ- |
|||
юнкциями, а получившиеся дизъюнкты — |
конъюнкциями. |
||
При работе методом резолюций, так же, как и в семантических та- |
|||
блицах, начинают с отрицания формулы. Поэтому используется альтер- |
|||
нативная сколемизация, а пропозициональная часть формулы предста- |
|||
вляется как конъюнктивная нормальная форма, а затем отрицается и |
|||
превращается в конъюнкцию дизъюнктов. |
|
||
Самым блестящим достижением Дж. Робинсон и метода резолюций |
|||
явилась формулировка крупноблочного правила, соединяющего в себе |
|||
обобщенную подстановку и шаг логического вывода. Это правило и бы- |
|||
ло названо правилом резолюции. |
|
||
Дадим критерий, когда две последовательности термов с одинако- |
|||
вым числом членов могут быть приведены к одинаковому виду подста- |
|||
новкой вместо свободных переменных. |
|
||
Определение 11.7.2. Подстановкой называется множество пар вида (x, t), |
|||
где x — |
переменная, t — |
терм, причем все первые члены в этих па- |
|
рах различны9. Применение подстановки |
σ к терму t обозначается tσ |
и определятся индуктивно так же как в определении подстановки для выражений. , ,
1.xσ = t, если (x, t) σ.
2.xσ = x, если нет пары (x, t) σ.
3.cσ = c, c — константа.
4.f(t1, . . . , tn)σ = f(t1σ, . . . , tnσ).
9 Можно было бы сказать что подстановка частичная функция из переменных в термы но мы уже сталкивались, и еще столкнемся— с коварством различных смыслов таких понятий, . Поэтому сформулируем чуть длиннее и скучнее. но однозначно.
11.7. МЕТОД РЕЗОЛЮЦИЙ |
327 |
Композиция подстановок σ, $ определяется следующим образом:
σ$ = {(x, $t) | (x, t) σ}.
читается накрывает Если каждая из двух подстановокσ ≥ ϑ $накрываетсяϑ = σ$ ( другой: σто они эквивалентныϑ). Подстановка унифицирует последовательности, термов и . если
дляσ всех i t σ = r σ. t1, . . . , tn r1, . . . , rn,
Легко доказатьi i что отношение эквивалентности подстановок дей ствительно является, эквивалентностью и что отношение накрытия - предпорядок, согласованный с нею. , —
Теорема Теорема об унификации Для каждых двух унифициру емых последовательностей11.5. ( термов существует) унифицирующая под- становка, накрывающая любую другую такую подстановку. -
Доказательство Проведем построение которое за конечное число ша гов даст такую подстановку. либо выяснит, что ее нет -
Шаг Вначале положимσподстановку пустым, множеством.
Шаг Ищем0. в последовательностях пару термов каждый из которых. начинается1. с функционального символа Если соответствующие, функ циональные символы различны то две последовательности. неунифици- руемы если же они совпадают заменяем, члены и - на последовательности, , и соответственноf(s1, . . . , sk) g(q1, . . . , qk)
После этого шага воsвсех1, . . .парах, sk соответствующихq1, . . . , qk, друг другу. термов хотя бы один член является переменной либо константой Шаг Удаляем из последовательностей все одинаковые. члены нахо
дящиеся2. на одинаковых местах Если после этого хотя бы в одном, ме- сте встретятся две соответствующие. друг другу различные константы- унификация невозможна ( ) , Теперь в каждой из пар. термов хотя бы один является переменной
Шаг Если первой парой является пара то если содержит . заключаем3. что унификация невозможна а(еслиx, t), не содержитt то доx, бавляем к , пару выбрасываем первые, членыt из двух последоваx, - тельностейσи заменяем(x, t), остальные на Если после этого по- явились пары оба компонента которыхr rне{(x,являютсяt)}. переменными то- возвращаемся, к шагу Симметрично действуем в случае когда пере, менной является второй1. компонент пары , - Шаг Если длина обеих последовательностей. дошла до унифициру ющая4.подстановка найдена. 0, -
328 ГЛАВА 11. ЕСТЕСТВЕННЫЙ ВЫВОД
Данный алгоритм всегда кончает работу, потому что в любом цикле |
||
количество переменных уменьшается хотя бы на 1. То, что построенная |
||
унификация накрывает все остальные, легко показать индукцией по по- |
||
строению. |
|
|
Унифицирующая подстановка, накрывающая все остальные, назы- |
||
вается наиболее общим унификатором. |
|
|
Правило резолюции состоит в том, что для двух дизъюнктов вида |
||
~ |
¬ P (~r) R |
|
P (t) Q |
|
|
ищется подстановка σ, унифицирующая t и ~r. Если она находится, то в |
||
|
~ |
|
результате применения правила получается дизъюнкт (Q R)σ. |
|
|
Еще одной красивой находкой в методе резолюций явилось предста- |
||
вление дизъюнктов как множеств атомов. Поскольку в множестве поря- |
||
док элементов не играет роли, и не может быть дублируемых, многие |
||
тонкие, но неприятные вопросы сами собой отпали. |
|
|
Поскольку в методе резолюций рассуждают от противного, форму- |
||
ла считается доказанной, если в результате последовательности резо- |
||
люций получается ложь, представлением которой служит пустой дизъ- |
||
юнкт. |
|
|
На примерах из метода резолюций мы долго останавливаться не бу- |
||
дем, поскольку они изложены в множестве учебников и достаточно про- |
||
сто написанных монографий. Мы сошлемся лишь на классический, ак- |
||
куратно и просто написанный труд [32]. Здесь мы даем лишь необходи- |
||
мый материал для решения нескольких упражнений и первичного овла- |
||
дения данным методом. |
|
|
Пример 11.7.1. (Чень, Ли) Некоторые пациенты любят своих докто- |
||
ров. Ни один пациент не любит знахаря. Значит, ни один доктор — |
не |
знахарь Решение. этих же авторов Переведем посылки и заключения на
формальный язык( : .)
F1 x(P (x) & y(D(y) L(x, y))),
F2 x(P (x) y(Q(y) ¬ L(x, y))),
G x(D(x) ¬ Q(x)).
Поскольку проверяемое утверждение имеет вид F1 & F2 G, после
отрицания оно переходит в При приведении к предва ренной форме ни один кванторF1 &неF2попадает& ¬ G. после так что ни одной-
,
11.8. ОКОЛЬНЫЕ ПУТИ КАК СРЕДСТВО СОКРАЩЕНИЯ ВЫВОДА |
329 |
сколемовской функции не появляется. В итоге мы получаем следующие |
||
дизъюнкты: |
¬ D(y) L(a, y) |
из F1, |
(2) |
||
(1) |
P (a) |
|
(3) |
¬ P (x) ¬ Q(y) ¬ L(x, y) из F2, |
|
(5) |
Q(b) из ¬ G. |
|
(4) |
D(b) |
|
Методом резолюций получается следующий вывод пустого дизъюнкта:
(6) |
L(a, b) |
резольвента (4) и (2) |
|
(7) |
¬ Q(y) ¬ L(a, y) |
резольвента (3) |
и (1) |
(8) |
¬ L(a, b) |
резольвента (7) |
и (5) |
(9) |
|
резольвента (6) |
и (8) |
Конец решения.
Упражнения к § 11.7
11.7.1. Найдите ошибку в решении примера 11.7.1.10
ОКОЛЬНЫЕ ПУТИ КАК СРЕДСТВО § 11.8. СОКРАЩЕНИЯ ВЫВОДА
Мы рассмотрим теперь вопрос о недостатках метода резолюций кото рые он обладая огромными достоинствами обязан иметь Одним,из не- достатков, является необходимость предварительного, приведения. фор- мул к стандартной форме после чего содержательный смысл порою те- ряется а длина формул может, резко возрасти Он неразрывно связан- с другим, неустранимым недостатком Именно. из за этого недостатка глубоко спрятанного, и в методе резолюций. и в методе- семантических, таблиц математическое доказательство оказалось, ближе всего по струк туре к естественному, выводу -
Покажем что естественный. вывод может быть невообразимо короче резолюционного, Мы базируемся здесь на примере петербургского ло гика В.П. Оревкова. , приведенном, в частности, в дополнении к переводу-
10 Для нахождения этой ошибки не обязательно разбираться в методе резолюций.
330 ГЛАВА 11. ЕСТЕСТВЕННЫЙ ВЫВОД
книги [32]. Его идея следующая. Сформулировать несколько предложе- |
|
ний таким образом, чтобы, во-первых, их можно было бы проинтерпре- |
|
тировать на множестве натуральных чисел, во-вторых, после сколеми- |
|
зации единственной доступной функцией оказалась бы |
|
Sx = λx x + 1, |
|
и в-третьих, нам удалось бы доказать существование числа |
|
an = 22...2 |
(n раз). |
Для этого достаточно определить всего лишь y при помощи предика та истинного когда y “ А наши” x можно было бы затем- определитьP (x, y, z)при, помощи, последовательностиx = z. кванторовan существования
x0 . . . xn(P (2, 0, x0) & · · · & P (2, xn−1, xn)). |
(11.14) |
Умножением и сложением натуральных чисел здесь не воспользуешь ся поскольку описывающие их формулы дадут соответствующие ско- лемовские, функции но можно пройти окольным путем Воспользуемся- тем, что функция , .
ϕ(x, y) = x + 2y |
|
||
определяется системой рекурсивных уравнений |
|
||
ϕ(x, 0) |
= |
x + 1 |
|
ϕ(x, y + 1) |
= |
ϕ(ϕ(x, y), y) |
(11.15) |
и распишем их на языке логики предикатов: |
|
||
w v P (w, 0, v) & |
|
|
(11.16) |
uvw( y(P (y, 0, u) & z(P (v, y, z) & P (z, y, w))) |
|||
P (v, u, w)). |
|
|
|
Для того чтобы определить формулу выражающую существование введем сокращения: , an,
4 |
v0 P (b0, x, v0) |
B0(b0, x) = |
|
· · · |
|
4 |
vi+1(P (b0, x, vi+1) & Bi(b0, vi+1)). |
Bi+1(b0, x) = |