- •Алгоритм приведения к сднф:
- •Правила вывода
- •Символы логики предикатов
- •Кванторы всеобщности и существования. Свободные и связные переменные лп.
- •Равносильные и приведенные формулы лп. Теорема о существовании приведенной формулы.
- •Выводимость в ип:
- •Логические основы эвм. Простейшие преобразователи информации. Структурная формула. Функциональная схема.
- •Свойства нечетких множеств
- •Алгоритм — это упорядоченный набор однозначных выполнимых шагов.
- •Свойства:
- •Теорема. Всякая частично рекурсивная функция f является вычислимой функцией.
- •Определение алгоритма применимого к слову. Определение алгоритма над алфавитом. Простая и заключительная подстановки в теории нормальных алгоритмов Маркова. Схема алгоритма.
- •Нумерация алгоритмов. Нумерация машин Тьюринга. Существование невычислимых по Тьюрингу функций.
- •Примеры алгоритмически неразрешимых проблем.
Выводимость в ип:
Определение. Выводом формулы A из совокупности формул H называется последовательность формул A1, A2, ..., An, удовлетворяющая условиям:
1) A = An;
2) Всякая формула последовательности AI либо доказуема, либо взята из H, либо получена из предыдущих формул последовательности AI по одному из правил выводимости. Формула A называется выводимой из H (обозначается это так: H |- A), если существует вывод этой формулы из H.
Например, A→(B→C) |- B→(A→C) – правило перестановки посылок,
A→(B→C) |- A ∧ B→C – правило соединения посылок,
A ∧ B→C |- A→(B→C) – правило разъединения посылок.
Теорема о дедукции. Если Г U {φ,ψ} – мн-во формул ИП, то из Г,φ-|ψ следует Г-| φ→ψ.
-
Эквивалентные формулы в ИП. Приведенные и нормальные формы формул в ИП. Теорема о существовании нормальной формулы в ИП.
ИП выполнимы все эквивалентности ИВ из теоремы 3.
1) A∧A≡A, A∨A≡A (законы идемпотентности);
2) A∧B≡B∧A, A∨B≡B∨ A (законы коммутативности);
3) (A∧B)∧C≡A∧(B∧C), (A∨B)∨C≡A∨(B∨C) (законы ассоциативности);
4) A∧(B∨C)≡(A∧B)∨(A∧C), A∨(B∧C)≡(A∨B)∧(A∨C) (законы дистрибутивности);
5) ¬(A∧B)≡¬A∨¬B, ¬(A∨B)≡¬A∧¬B (законы де Моргана);
6) ¬¬A≡A (закон двойного отрицания);
7) A→B≡¬A∨B;
8) ⊢A∨¬A.
Утверждение 3. Пусть A, B – формулы ИП переменная x не является свободной переменной формулы B, переменная у не является свободной переменной формулы A. Тогда
1) ¬xA≡x¬A, 1΄) ¬xA≡x¬A,
2) x(A∧B)≡xA∧B, 2΄) x(A∨B)≡xA∨B,
3) x(A∨B)≡xA∨B, 3΄) x(A∧B)≡xA∧B,
4) xA≡x(A) 4΄)xA≡x(A)
Формула имеет нормальную форму, если она содержит только операции конъюнкции (и), дизъюнкции (или) и кванторные операции ( , ), а операция отрицания отнесена к элементарным формулам. Теорема. Всякая формула ИП может быть приведена к нормальной форме.
-
Дедуктивная эквивалентность. Связь эквивалентности и дедуктивной эквивалентности.
Теорема 1 (о дедукции). Пусть φ1,…,φm,φ,ψ – формулы ИПΣ. Тогда φ1,…,φm,φ⊢ψ φ1,…,φm,⊢φ→ψ.
Следствие 2. Пусть φ и ψ ‑ формулы ИПΣ. Следующие условия эквивалентны:
-
φ≡ψ;
-
φ⊢ψ и ψ⊢φ.
Два выражения А и В дедуктивно эквиваленты по отношению друг к другу, когда возможно вывести В из А (если принято А) и наоборот, А из В (если принято В).
Обычная эквивалентность не составляет необходимой основы дедуктивной эквивалентности. Если имеется положение QAB то верно, что A дедуктивно эквивалентно B относительно QAB, но если A дедуктивно эквивалентно B относительно определенных положений, то не всегда верно, что имеет место положение QAB.
Q- обычное отношение эквивалентности
-
Проблемы ИП (непротиворечивости, полнота в узком смысле, полнота в широком смысле).
Проблема непротиворечивости исчисления предикатов заключена в доказательстве невыводимости формулы и ее отрицания. Исчисление предикатов непротиворечиво, т. к. каждая доказуемая формула является тождественно истинной формулой. Тогда ее отрицание является тождественно ложной формулой и при доказательстве в исчислении предикатов ведет к противоречию.
Логика называется полной(в широком смысле), если в ней выводимо все, что истинно. Теорема о полноте исчислений предикатов полна.
Логическая система называется полной в узком смысле, если нельзя без противоречия присоединить к ее аксиомам в качестве новой аксиомы никакую не выводимую в ней формулу так, чтобы полученная при этом система, была непротиворечива.
Теорема Гёделя о неполноте. Во всякой достаточно богатой теории существует такая истинная формула, что ни она, ни её отрицание не выводимо в этой теории.