- •1.Совершенные нормальные формы.Правила приведения к сднф и скнф. Минимизация логических функций.
- •§8. Нормальные формы функций.
- •8.2 Нормальные формы.
- •8.3 Совершенные нормальные формы.
- •8.4 Правила приведения произвольной формулы алгебры логики к совершенной нормальной форме.
- •8.6 Способ составления снф для произвольной формулы алгебры логики по таблице истинности.
- •§ 1. Понятие формулы исчисления высказываний.
- •§ 2. Определение доказуемой (выводимой) формулы.
- •Правила вывода.
- •Определение выводимой (доказуемой ) формулы.
- •Правило сложной (одновременной) подстановки (спп).
- •Правило сложного заключения.
- •Правило силлогизма.
- •Правило контр позиции.
- •Правило снятия двойного отрицания.
- •§4.Понятие выводимости формул из совокупности формул.
- •§5. Понятие вывода.
- •§6. Правила выводимости.
- •H,w├a из совокупности формул : “Если а выводима из н, то она вы- водима из ”.
- •5. Теорема дедукции: h, c├ a .
- •§9.Проблемы аксиоматического исчисления высказываний.
- •2. Проблема непротиворечивости исчисления высказываний.
- •3.Проблема полноты исчисление высказываний.
- •4.Проблема независимости аксиом исчисления высказываний.
- •§1. Недостаточность логики высказываний. Понятие предиката.
- •§2. Логические операции над предикатами.
- •§3. Кванторные операции.
- •Квантор всеобщности.
- •Квантор существования.
- •Отрицание предложений с кванторами.
- •§4.Понятие формулы логики предикатов.
- •§5. Значение формулы логики предикатов.
- •§6. Равносильные формулы логики предикатов.
- •§7. Нормальные формы формул логики предикатов.
- •§8. Общезначимость и выполнимость формул. Проблема разрешимости.
- •§9. Применение языка логики предикатов для записи математических предложений, определений, построения отрицания предложений.
- •9.1 Запись математических предложений и определений в виде формул логики предикатов.
- •9.2. Построение противоположный утверждений.
- •9.3 Прямая, обратная и противоположная теоремы.
- •9.4 Необходимые и достаточные условия.
- •9.5. Доказательство теорем методом от противного.
- •Утверждения о свойствах объектов и отношениях между ними
- •Язык логики предикатов
- •Синтаксис: формулы логики предикатов
- •Семантика: системы и значения формул на их состояниях
- •Реляционные базы данных
- •Реляционная алгебра
- •Теоретико-множественные операции
- •Специальные реляционные операторы
- •Запросы
- •Ограничения целостности
- •Основные определения
- •Тьюрингово программирование
- •Стандартная заключительная конфигурация
- •Односторонние машины Тьюринга
- •Последовательная и параллельная композиции машин Тьюринга
- •Ветвление (условный оператор)
- •Повторение (цикл)
§5. Понятие вывода.
Определение.
Выводом из конечной совокупности формул Н называется всякая конечная последовательность формул В1,В2,…,Вк, всякий член которой удовлетворяет одному из следующих трех условий:
он является одной из формул совокупности Н,
2) он является доказуемой формулой,
3) он получается по правилу заключения из двух любых предшествующих членов последовательности В1,В2,…,Вк.
Как было показано в предыдущем примере, выводом из совокупности формул Н={А,В} является конечная последовательность формул:
А, В, (А→А)→((А→В)→(А )), (А→В), А→А, (А→В)→(А )), А→В, А , . (см. формулы 1,2,3,7,5,6,8).
Если же здесь воспользоваться правилом сложного заключения , то вывод можно записать так:
А, В, (А→А)→((А→В)→(А )), В→(А→В), А→А, А→В, . (см. формулы 5, 7, 1, 3).
Из определения выводимой формулы и вывода из совокупности формул следуют очевидные свойства вывода:
1)Всякий начальный отрезок вывода из совокупности Н есть вывод из Н.
2)Если между двумя соседними членами вывода из Н (или в начале или в конце его) вставить некоторый вывод из Н, то полученная новая последовательность формул будет также выводом из Н.
3)Всякий член вывода из совокупности Н является формулой, выводимой из Н. Всякий вывод из Н является выводом его последней формулы.
4)Если (включено), то всякий вывод из Н является выводом из W.
5)Для того, чтобы формула В была выводима из совокупности Н, необходимо и достаточно, чтобы существовал вывод этой формулы из Н.
§6. Правила выводимости.
Эти правила непосредственно следуют из свойств вывода с использованием ПП и ПЗ.
Пусть Н и W – две совокупности формул исчисления высказываний. Будем обозначать через Н, W их объединение, т. е. Н,W= .
В частности, если совокупность W состоит из одной формулы С, то будем записывать объединение в виде Н,С.
Укажем основные правила выводимости:
1. H ├ A Это правило следует непосредственно из определения вывода
H,w├a из совокупности формул : “Если а выводима из н, то она вы- водима из ”.
2. H,C ├ A,H├C
H├A .
3. H,C ├ A, W├C
H,W├A .
4. H ├ C→A
H,C├A .
5. Теорема дедукции: h, c├ a .
H├C→A
5A. Обобщенная теорема дедукции: {C1, C1, …, Ck}├ A
├C1 →(C2→(C3→…(Ck→A)…))
6. Правило введения конъюнкции: H├A,H├B (показано в примере §4).
H├
7. Правило введения дизъюнкции: H,A├C;Н,B├C .
H, ├C
§9.Проблемы аксиоматического исчисления высказываний.
Всякая аксиоматическая теория для ее обоснования требует рассмотрения четырех проблем:
проблемы разрешимости,
проблемы непротиворечивости,
проблемы полноты,
проблемы независимости.
Проблема разрешимости исчисления высказываний.
Проблема разрешимости исчисления высказываний заключается в доказательстве существования алгоритма, который позволил бы для любой заданной формулы исчисления высказываний определить, является ли она доказуемой или не является.
Имеет место теорема: проблема разрешимости для исчисления высказываний разрешима.
Действительно, любая формула исчисления высказываний может рассматриваться как формула алгебры высказываний, и, следовательно, можно рассматривать ее логические значения на различных наборах значений входящих в нее переменных.
Пусть А – любая формула исчисления высказываний, а х1,х2,…,хn – перечень входящих в нее переменных. Вычислим Ra1,a2,..,an(A) на всех наборах значений а1, а2,…,аn входящих в нее переменных. Если при этом Ra1,a2,..,an(A)=1, на всех наборах а1, а2,…,аn, то формула А – тождественно истинна, и, значит, по теореме о доказуемости тождественно истинной формулы она доказуема.
Если же существует набор значений переменных такой, что , то формула А – не тождественно истинная, и, значит, по теореме 1 §8 она не доказуема.