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    命题逻辑与谓词逻辑课件.ppt

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    命题逻辑与谓词逻辑课件.ppt

    1、a1第二章逻辑推理a22.1 命题逻辑1命题定义2-1命题:具有真假意义的语句。定义2-2原子命题:如果一个命题不能被进一步分解成更为简单的命题,则该命题就称为原子命题。a32连接词?:称为“非”或“否定”。?:称为“析取”,PQ读作“P或Q”。?:称为“合取”,PQ读作“P与Q”。?:称为“条件”。PQ。?:称为“双条件”。P?Q,“P当且仅当Q”。连接词优先级:,?a43合式公式定义2-3合式公式(Well-Formed Formula,WFF)孤立的命题变元或逻辑常量(T,F)是合式公式;如果A是一个合式公式,则A也是一个合式公式;如果A、B是合式公式,则AB,AB,AB,A?B也都是合

    2、式公式;当且仅当有限次使用规则后得到的公式才是合式公式。a5永真式(或重言式):给定一个公式,如果对于所有的真值指派,它的值都为真(T),则称该公式为永真式(或重言式);永假式(或称该公式为不可满足的):如对于所有的真值指派,它的值都为假(F),则称该公式为永假式(或称该公式为不可满足的)。非永假的公式称为可满足的公式。a64等价和永真蕴涵定义2-4等价:设A,B是两个命题公式,P1,P2,Pn是出现在A、B中的所有命题变元。如果对于这n个变元的任何一个真值指派的集合,A和B的真值都相等,则称公式A等价于公式B,记作A?B。“等价”又可定义为:A?B当且仅当A?B是一个永真式。a7定义2-5永

    3、真蕴涵:命题公式A永真蕴涵命题公式B,当且仅当AB是一个永真式,记作A?B,读作“A永真蕴涵B”,简称“A蕴涵B”。a82.2 谓词逻 辑?1谓词与个体原子命题被分解为谓词和个体两部分。?个体是指可以单独存在的事物,它可以是一个抽象的概念,也可以是一个具体的东西。?谓词是用来刻画个体性质或个体间关系的词。如:POET(libai)POET(dufu)GREAT(libai,dufu)一般用大写字母表示谓词,小写字母表示个体。a9元数:谓词中包含的个体数目称为谓词的。一元谓词:与一个个体相连的谓词,如POET(x);多元谓词:与多个个体相连的谓词叫,如GREAT(x,y)(二元谓词)。个体域:任

    4、何个体的变化都有范围。谓词变元命名式:一个n元谓词常被表示成P(x1,x2,xn)。a102量词?全称量词:“(?x)P(x)”表示命题“对个体域中所有的个体x,谓词P(x)均为T”。?存在量词:“(?x)Q(x)”表示命题“在个体域中存在某个个体使谓词Q(x)为T”。其中“?”叫存在量词。设x的取值范围是甲,乙,丙三人,y的取值范围是bora,jetta,santana三种车型。(?x)(?y)LIKE(x,y)表示甲、乙、丙三人都喜爱bora,jetta,santana中的某一种车型;(?x)(?y)LIKE(x,y)表示甲、乙、丙三人都喜爱bora,jetta,santana三种车型。a

    5、113合式谓词公式原子公式:若P为不能再分解的n元谓词变元,x1,x2,xn是个体变元,则称 P(x1,x2,xn)为原子公式 或原子谓词公式。当n?=?0时,P表示命题变元或原子命题公式。所以命题逻辑是谓词逻辑的特例a12定义定义2-6谓词合式公式(简称公式)的定义如下:原子公式是合式公式;若A是合式公式,则 A也是合式公式;若A和B都是合式公式,则(AB),(AB),(AB),(A?B)也都是合式公式;若A是合式公式,x是任意变元,且A中无(?x)或(?x)出现,则(?x)A或(?x)A也都是合式公式;当且仅当有限次使用规则得到的公式是合式公式。a134量词的辖域与变元的约束约束变元,自由

    6、变元。公式约束变元自由变元(?x)P(x,y)x y(?x)Q(y)无y(?x)(P(x)(?y)Q(x,y)x,y(?y)P(x)Q(x)y xa145谓词公式的解释谓词公式中的谓词变元、命题变元和自由个体变元,个体常量和函数的一种指派就是一个解释。在每一种解释下,谓词公式都具有一种真值(T或F)。a15定义定义2-7设D为谓词公式 P的个体域,若对 P中的个体常量、函数和谓词按照如下规定赋值:(a)为每个个体常量指派D中的一个元素;(b)为每个n元函数指派一个从Dn到D的映射,其中Dn?=?(x1,x2,xn)?|?x1,x2,xn?D(c)为每个n元谓词指派一个从Dn到F,T的映射;则称

    7、这些指派为公式P在D上的一个解释I。a16例2-1 给定公式B?=?(?x)(?y)P(x,y)和个体域D1?=?1,2。求:公式B的解释及在该解释下B的真值。解:x,y都可以取D1中的任何值,于是可有以下几种情况:P(1,1),P(1,2),P(2,1),P(2,2)。对这4个公式,每一个都可以指派真假(T,F)两个值,则共有24=16个不同的组合,构成16个不同的解释。a17P(1,1)P(1,2)P(2,1)P(2,2)I1T T T TI2T T T FI3T T F TI4 T T F FI5 T F T TI6 T F T FI7T F F TI8T F F FI9FTTTI10F

    8、TTFI11FTFTI12FTFFI13FFTTI14FFTFI15FFFTI16FFFF如对I6,则有B(I6)?=?T。因为:对x?=?1 时,存在一个y?=?1,有P(x,y)?=?P(1,1)?=?T。对x?=?2时,存在一个y?=?1,有P(x,y)?=?P(2,1)?=?T。所以在I6解释下,公式B为真。a18如D2?=?1,2,3根据上面的分析,在D2上的解释应有 29个。下面是其中的一个解释:I:P(1,1)P(1,2)P(1,3)P(2,1)P(2,2)P(2,3)P(3,1)P(3,2)P(3,3)T T TF FT F F F由于x?=?3 时,不存在一个y使P(x,y)

    9、?=?T。所以在这个解释下公式 B为假,即B(I)?=?F。a19例2-2给定公式A?=?(?x)(P(x)Q(?f?(x),a)和个体域D?=?0,1。公式中有个体常量a和一元函数f?(x),所以按定义可以如下构造对它的解释I1:(a)给个体常量a赋一个D中的元素如:(b)给一元函数f?(x)指派一个由D1到D的映射,如:a 0 f(0)f(1)1 0 a20(c)对每个谓词符号指派一个由D1到F,T的映射(对P(x))或D2到F,T的映射(对Q(f(x),a)),如:P(0)P(1)Q(0,0)Q(0,1)Q(1,0)Q(1,1)FTT(T)F(T)其中(T)表示不可能出现的状态,因为a已

    10、经取值0,不可能再取值1,所以不可能出现Q(0,1)或Q(1,1)这两种状态。要考察在这个解释下公式A的真假,根据量词(?x)要对所有x进行考察。由于:对x?=?0时,P(x)Q(?f?(x),a)?=?P(0)Q(?f?(0),0)?=?P(0)Q(1,0)?=?FF?=?T对x?=?1时P(x)Q(?f?(x),a)?=?P(1)Q(?f?(1),0)?=?P(1)Q(0,0)?=?TT?=?T所以在此解释下,公式A为真,即A(I1)?=?T。a21还可以在 D上定义如下的解释I2:f?(0)f?(1)01a1P(0)P(1)Q(0,0)Q(0,1)Q(1,0)Q(1,1)TF(T)F(T

    11、)F则当x?=?0时,P(x)Q(?f?(x),a)?=?P(0)Q(?f?(0),1)?=?P(0)Q(0,1)?=?TF?=?F当x?=?1时,P(x)Q(?f?(x),a)?=?P(1)Q(?f?(1),1)?=?P(1)Q(1,1)?=?FT?=?T所以在解释I2下公式A为假,即A(I2)?=?F。a22在上述个体域D上,公式A有多少种解释?对a有两种解释,对f?(x)有22种解释(nn),对P(x)有22种解释(2n),对Q(?f?(x),a)有22种解释(2n),则在D上,A共有2?22?22?22?=?27种有意义的解释。如果D中含有 n个元素,则公式A的有意义解释的个数为:n?

    12、nn?2n?2n?=?22n?nn+1将解释中各个值一一代入P(x)Q(?f?(x),a)中就可得出其真值。a23定义2-8公式B是相容的(又叫可满足的或非永假的),当且仅当存在一个解释I,使得B在I 下为T,即B相容(可满足)?(?I?)B(I)这时就称I 满足B,又称I 是B的一个模型。定义2-9公式B是不相容的(又叫不可满足的或永假的),当且仅当没有任何能满足B的解释存在,即B不相容(不可满足)?(?I?)B(I)a24定义2-10公式B是永真 的,当且仅当所有解释I 都满足B,即B永真?(?I?)B(I)定义定义2-11公式B是非永真的,当且仅当不是所有的解释I 都满足 B,即B非永真

    13、?(?I)B(I)这就是说公式B在有些解释下为真,有些解释下为假。a25推论B相容?(B)非永真B不相容(永假)?(B)永真B永真?B相容B不相容(永假)?B非永真a26定义定义2-12公式G是B1,B2,Bn的逻辑结论(推论),当且仅当对每一个解释I,如果B1,B2,Bn都为T,则G也为T。这时称B1,B2,Bn为G的前提。a27定理定理2-1G为B1,B2,Bn的逻辑结论,当且仅当(B1B2?Bn)?G证明:若(B1?B2?Bn)?G成立,即(B1?B2?Bn)G是永真式,也就是说在任一个使B1,B2,Bn都为真的解释下,G也为真,可见G是B1,B2,Bn的逻辑结论。反之,若(B1?B2?

    14、Bn)?G不成立,即(B1?B2?Bn)G为非永真式,也就是说存在使B1,B2,Bn都为真的解释,但却不满足G,所以G不是B1,B2,Bn的逻辑结论。(证毕)a28定理定理2-2G为B1,B2,Bn的逻辑结论,当且仅当(B1B2?Bn)?G是不相容的(永假)。证明:由定理1知,G是B1,B2,Bn的逻辑结论,当且仅当(B1B2?Bn)?G即(B1B2?Bn)G为永真式,也就是说(B1B2?Bn)?G?)是不相容(永假)的,因为永真式的否定是不相容的。而(B1B2?Bn)?G?)?(B1B2?Bn)?G?)?(B1B2?Bn)?G故(B1 B2?Bn)?G是不相容的。(证毕)定理2-2是反证法的

    15、理论依据。a296谓词公式中的等价和蕴涵式定义定义 2-13设P与Q是两个谓词公式,D是它们共同的个体域。若对D上的任何一个解释,P与Q的真值都相同,则称公式P和Q在域D上是等价的。如果在任何个体域上P和Q都等价,则称P和Q是等价的,记做:P?Q。a30下面是一些常用的等价式:?交换律PQ?QPPQ?QP?结合律(PQ)R?P(QR)(PQ)R?P(QR)?分配律P(QR)?(PQ)(PR)P(QR)?(PQ)(PR)?德摩根定律(PQ)?PQ(PQ)?P?Q?双重否定律(P)?Pa31?吸收律P(PQ)?PP(PQ)?P?补余律PP?TPP?F?逆否定律PQ?QP?连结词化归律PQ?PQP?

    16、Q?(PQ)(QP)P?Q?(PQ)(PQ)?量词转换律(?x)P?(?x)(P)(?x)P?(?x)(P)?量词分配律(?x)(PQ)?(?x)P(?x)Q(?x)(PQ)?(?x)P(?x)Q注意,量词分配律是全称量词对合取的分配、存在量词对析取的分配。a32定义2-14对于谓词公式P和Q,如果PQ是永真式,则称P永真蕴涵Q,且称Q为P的逻辑结论,P为Q的前提,记作P?Q。a33下面是一些常用的永真蕴涵式:?化简式PQ?PPQ?Q?附加式P?PQQ?PQ?析取假论P并且PQ?Q?假言推理P并且PQ?Q?拒取式Q并且PQ?P?假言三段论PQ且QR?PR?两难推理PQ且PR且QR?R(证明:如

    17、果R,则P,Q,此时PQ为假,与前提相矛盾)?全称固化(?x)P(x)?P(y),其中y是个体域上的任一个体,利用此蕴涵式可以消去公式中的全称量词。?存在固化(?x)P(x)?P(y),其中y是个体域上某个使P(y)为真的个体,利用此式可以消去公式中的存在量词。a347子句集合为了便于进行谓词演算,应先将公式在不失原意的情况下进行变形,使之成为某种标准形,这种标准形也称为范式。前束范式和斯克林(skolem)范式。a35(1)前束范式所谓前束范式,就是指在一个谓词公式中,如果它的所有量词均非否定地出现在公式的最前面,且它的辖域一直延伸到公式之尾,同时公式中不出现连结符号、?,则这种形式的公式就

    18、是前束范式,形如(Q1x1)(Q2x2)(Qnxn)M其中Qi或为?或为?,M称为母式。例如,公式(?x)(?y)(?z)(P(x,y)Q(x,z)R(x,y,z)a36(2)斯克林范式?在离散数学中,斯克林范式的定义是存在量词全部位于全称量词的前面,形如:(?x)(?y)(?z)(P(x)Q(y)F(z)?而在人工智能中,斯克林范式指在前束范式中消去全部存在量词后得到的公式,形如(?x1)(?x2)(?xn)M(x1,xn)即母式M全部受全称量词约束。a37将合式公式 WFF(well formed formula)化成 skolem标准形的步骤如下:(a)利用等价式PQ?PQ消去连结符号“

    19、”。(b)在所有可能地方将否定符去掉或将否定符内移,直至使其辖域减小到一个原子公式。(c)将合式公式WFF中的变量标准化,使得每一量词的约束变量有唯一的名字。(d)用skolem函数将所有的存在量词消去。(e)将合式公式化为前束范式,即把所有的全称量词都移到合式公式的左边,使每个?的辖域均为整个WFF。(f)将母式化为合取范式。(g)去掉全称量词。因为此时公式中的所有变量都被全称量词约束,已无存在必要,故可以消去。至此已化为 skolem标准形。a38定义定义2-15不含有任何连结词的谓词公式称为原子公式,简称原子。原子和原子的否定统称文字。例如,P(x),Q(?y,z),R(u,v,w)都是

    20、原子公式。定义定义2-16子句是由文字组成的析取式。例如,P(x)Q(?y,z),P(x)R(u,v,w)Q(?y,z)都是子句。a39定义2-17不含任何文字的子句称为空子句,记为NIL。由于空子句不含任何文字,它不能被任何解释所满足,所以空子句是永假的、不可满足的。定义2-18 子句集即由子句构成的集合。注意,可通过重新命名的方法,使子句集里各个子句间无同名变量。a40将合式公式化成子句集的方法是:首先通过上面所列的步骤(a)(g)把公式化成skolem标准形,接着进行如下处理:(h)消去skolem标准形中的符号,写成集合的形式,各子句间用逗号分隔。(i)重命名子句中的变量,使得一个变量

    21、名只出现在一个子句中。比如:P(x)Q(x)L(x,y)P(x)Q(y)Q(z)L(z,y)可被重命名为P(x1)Q(x1)L(x1,y1)P(x2)Q(y2)Q(z)L(z,y3)a41例2-3把公式G?=?(?x)(?y)P(x,y)(?y)(Q(x,y)R(x,y)化成子句集的形式。解:消去条件符号:(?x)(?y)P(x,y)(?y)(Q(x,y)R(x,y)否定符内移:(?x)(?y)P(x,y)(?y)(Q(x,y)R(x,y)约束变量标准化,使每个量词的约束变量唯一:(?x)(?y)P(x,y)(?z)(Q(x,z)R(x,z)把存在量词skolem化:因(?y)、(?z)都在(

    22、?x)的辖域内,故y和z都是x的函数。即(?x)(P(x,f(x)(Q(x,g(x)R(x,g(x)a42把母式化成合取范式:(?x)(P(x,f(x)Q(x,g(x)(P(x,f(x)R(x,g(x)去掉全称量词:(P(x,f(x)Q(x,g(x)(P(x,f(x)R(x,g(x)去掉符号,写成子句集合形式:S=P(x,f(x)Q(x,g(x),P(x,f(x)R(x,g(x)或写成无括号的子句形式:P(x,f(x)Q(x,g(x)P(x,f(x)R(x,g(x)重命名,使各子句中变量不同名:P(x,f(x)Q(x,g(x)P(y,f(y)R(y,g(y)这种形式才是定理证明需要的标准形式。

    23、a43定理定理2-3 设有谓词公式B,其标准形的子句集为S,则B不可满足当且仅当S不可满足。根据这个定理,对于不可满足的公式 B,可以通过证明它的子句集S的不可满足性来证明B的不可满足性。a44说明:一般情况下谓词公式B和其标准形的子句集S并不完全等价,只是在不可满足性方面才等价。例如,设有公式B=(?x)P(x)其标准形为S=P(a)。可给如下一个解释I:个体域D=0,1,取a=0,并指派P(0)=F,P(1)=T。则在I下B为真:B(I)=T。因为存在一个x(=1),使P(x)=P(1)=T。而在I下S为假,S(I)=F。由此可见,S和B是不等价的,这是因为公式在化为标准形的过程中失去了一

    24、些信息。a45如果一个公式本身就是个合取式,形如B?=?B1B2Bn,这时在把B化子句集S时,可通过分别把组成 B的各个合取式B1,B2,Bn等先行转化成子句集S1,S2,Sn,然后通过或运算求得S:S?=?S1S2Sna46例如,求公式B的子句集:B=(?x)(?y)(?z)(P(x,y)P(?y,z)Q(x,z)(?y)(?xP(x,y)这个公式可以当作是下面两个公式的合取:B1=(?x)(?y)(?z)(P(x,y)P(y,z)Q(x,z)B2=(?y)(?x)P(x,y)先分别求出B1、B2的子句集S1、S2:S1=P(x,y)P(y,z)Q(x,z)S2=P(f(y),y)则B的子句集为:S=S1S2=P(x,y)P(y,z)Q(x,z),P(f(y),y)a47应该说明,这样求得的子句集S并不完全等同于B的子句集,设B的子句集为SB,即SB?S1S2Sn但在不可满足性的意义下,它们却是等价的,即SB不可满足?S1S2Sn不可满足而这里求子句集的目的就是要利用其不可满足性这一点,所以就可以把S1S2Sn作为B的子句集来使用,这样可以大大减少求公式B真正的子句集的工作量。


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