Составители:
Рубрика:
25
Шаг 3. Пусть первым вхождением указанной пары символов
является
∨ (. Тогда взять наибольшие формулы Ф
1
, Ф
2
, …, Ф
r
, Ψ
1
, Ψ
2
,
…, Ψ
s
такие, что в F входит формула F
1
= Ф
1
∨
Ф
2
∨
…
∨
Ф
r
∨
(Ψ
1
&
Ψ
2
& …& Ψ
s
), которая связана с вхождением ∨ (. Заменить формулу F
на формулу ( Ф
1
∨ Ф
2
∨ …∨ Ф
r
∨ Ψ
1
)& ( Ф
1
∨ Ф
2
∨ …∨ Ф
r
∨ Ψ
2
) & …&
( Ф
1
∨ Ф
2
∨ … ∨ Ф
r
∨ Ψ
s
).
Шаг 4. Пусть первым вхождением является )
∨ . Тогда взять
наибольшие формулы Ф
1
, Ф
2
, …, Ф
r
, Ψ
1
, Ψ
2
, …, Ψ
s
такие, что в F
входит формула F
1
= (Ψ
1
& Ψ
2
& …& Ψ
s
) ∨ Ф
1
∨ Ф
2
∨ …∨ Ф
r
,
связанная с вхождением )
∨ . Заменить F
1
на (Ψ
1
∨ Ф
1
∨ Ф
2
∨ …∨ Ф
r
)&
(Ψ2
∨ Ф
1
∨ Ф
2
∨ … ∨ Ф
r
) & …& (Ψ
s
∨ Ф
1
∨ Ф
2
∨ … ∨ Ф
r
).
Шаг 5. Перейти к шагу 2.
Итак, последовательным применением алгоритма приведения к
ПНФ, алгоритма Сколема и алгоритма приведения к КНФ с
сохранением свойства невыполнимости любая формула F может
быть представлена набором дизъюнктов, объединенных кванторами
общности. Такую формулу будем называть формулой,
представленной в Сколемовской стандартной форме (ССФ). В
дальнейшем формулы вида
∀
x
1
∀
x
2
…
∀
x
r
[D
1
& D
2
& …& D
k
] , где
D
1
, D
2
, …, D
k
- дизъюнкты, а x
1
, x
2
, …, x
r
- различные переменные,
входящие в эти дизъюнкты, будет удобно представлять как
множество дизъюнктов S ={ D
1
, D
2
, …, D
k
}.
Принцип резолюции для логики предикатов первого порядка
Если в логике высказываний нахождение контрарных пар не
вызывает трудностей, то для логики предикатов это не так.
Действительно, если мы имеем дизъюнкты типа
С
1
: Р(х) ∨
¬
R(х),
С
2
:
¬
Р(g(х)) ∨ Q(y),
то резольвента может быть получена только после применения к С
1
подстановки g(х) вместо х.
Имеем
С
1
: Р(g(х)) ∨
¬
R(g(х)),
С
2
:
¬
Р(g(х)) ∨ Q(y),
С:
¬
R (g(х)) ∨ Q(y).
Однако для случая
С
1
: Р(f(х)) ∨
¬
R(х),
С
2
:
¬
Р(g(х)) ∨ Q(y),
Шаг 3. Пусть первым вхождением указанной пары символов является ∨ (. Тогда взять наибольшие формулы Ф 1 , Ф 2 , …, Ф r , Ψ 1 , Ψ 2 , …, Ψ s такие, что в F входит формула F 1 = Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r ∨ (Ψ 1 & Ψ 2 & …& Ψ s ), которая связана с вхождением ∨ (. Заменить формулу F на формулу ( Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r ∨ Ψ 1 )& ( Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r ∨ Ψ 2 ) & …& ( Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r ∨ Ψ s ). Шаг 4. Пусть первым вхождением является ) ∨ . Тогда взять наибольшие формулы Ф 1 , Ф 2 , …, Ф r , Ψ 1 , Ψ 2 , …, Ψ s такие, что в F входит формула F 1 = (Ψ 1 & Ψ 2 & …& Ψ s ) ∨ Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r , связанная с вхождением ) ∨ . Заменить F 1 на (Ψ 1 ∨ Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r )& (Ψ2 ∨ Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r ) & …& (Ψ s ∨ Ф 1 ∨ Ф 2 ∨ … ∨ Ф r ). Шаг 5. Перейти к шагу 2. Итак, последовательным применением алгоритма приведения к ПНФ, алгоритма Сколема и алгоритма приведения к КНФ с сохранением свойства невыполнимости любая формула F может быть представлена набором дизъюнктов, объединенных кванторами общности. Такую формулу будем называть формулой, представленной в Сколемовской стандартной форме (ССФ). В дальнейшем формулы вида ∀ x 1 ∀ x 2 … ∀ x r [D 1 & D 2 & …& D k ] , где D 1 , D 2 , …, D k - дизъюнкты, а x 1 , x 2 , …, x r - различные переменные, входящие в эти дизъюнкты, будет удобно представлять как множество дизъюнктов S ={ D 1 , D 2 , …, D k }. Принцип резолюции для логики предикатов первого порядка Если в логике высказываний нахождение контрарных пар не вызывает трудностей, то для логики предикатов это не так. Действительно, если мы имеем дизъюнкты типа С 1 : Р(х) ∨ ¬ R(х), С 2 : ¬ Р(g(х)) ∨ Q(y), то резольвента может быть получена только после применения к С 1 подстановки g(х) вместо х. Имеем С 1 : Р(g(х)) ∨ ¬ R(g(х)), С 2 : ¬ Р(g(х)) ∨ Q(y), С: ¬ R (g(х)) ∨ Q(y). Однако для случая С 1 : Р(f(х)) ∨ ¬ R(х), С 2 : ¬ Р(g(х)) ∨ Q(y), 25
Страницы
- « первая
- ‹ предыдущая
- …
- 23
- 24
- 25
- 26
- 27
- …
- следующая ›
- последняя »