高级数理逻辑第7讲

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逻辑学第七章.ppt

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2021/3/2
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下列推理属于何种推理?是否正确?为什么?
1.当事人在法庭上可以提出新的证据,所以,当事人在法庭 上也可以不提出新的证据。
2.最早印刷纸币的人可能是古代中国人,最早使用纸币必然 是最早印刷纸币的人,所以,最早使用纸币的人必然是古代中国人。
3.想出国留学必须学外语,我不想出国留学,所以,我不必 须学外语。
第七章 模态逻辑
教学重点与难点
模态命题及其种类 模态命题的真假与可能世界的理论 基本模态命题之间的对当关系 道义命题及其种类 模态命题推理、道义命题推理在法律中的应用
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谁打了纳粹军官
第二次世界大战德国占领法国期间,在法国巴黎一 家旅馆里,四个人同乘一部电梯。其中一位是穿军 装的纳粹军官,一名是当地的法国人,他是地下抵 抗组织的成员,第三位是个漂亮的少女,还有一位 是老妇人,他们相互都不认识。突然,电源发生故 障,电梯停住不动,电灯也熄灭了,电梯内漆黑一 团。这时传出一声接吻的声音,随后是拳打在脸上 的声音。过了一会儿,电灯亮了,纳粹军官的一只 眼睛下面出现了一块青紫的伤痕。
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逻辑分析:
原来,这位聪明的法国小伙子先吻了一下自己 的手,然后打了纳粹军官一拳。这里,我们感 兴趣的是其中所出现的判断“一定是他吻了这 位老妇人或那位小伙子”,“可能是这个法国 男子想吻这位姑娘”。第一个判断是断定他吻 了这位老妇人或那位小伙子的必然性,而第二 个判断则断定这个法国男子想吻这位姑娘的可 能性。这种断定事物可能性与必然性的判断就 是模态命题。
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模态的种类
(1)狭义模态和广义模态 (2)客观模态和主观模态 (3)逻辑模态和非逻辑模态 (4)命题的模态与事物的模态

《数理逻辑》第七章-1

《数理逻辑》第七章-1

马琦 2010.11.20 maqi08@Hilbert第十问题 第十问题对于任意多个未知数的整系数不定方程, 要求给出一个可行的方法(verfahren),使 得借助于它,通过有限次运算,可以判定 该方程有无整数解。

Hilbert第十问题1970年苏联数学家马蒂塞维奇证明: 在一般情况下,答案是否定的。

算法是关于计算过程 不一定是数值的 算法是关于计算过程(不一定是数值的 是关于计算过程 不一定是数值的) 的一个清楚能行的指令集合, 的一个清楚能行的指令集合 ,可用来 求得给定问题类中的任何一个问题的 解答。

解答。

不可解问题递归不可解问题问题类的整数解吗? 是多项式 是多项式Diophantine方程} 方程} {存在方程E的整数解吗?| E是多项式 存在方程 的整数解吗 方程 的值是什么? ∈ }( 是确定的函数 是确定的函数) {f(n)的值是什么?| n∈DN}(f是确定的函数) 的值是什么 是否是集A的元素 是确定的集合) {n是否是集 的元素?| n∈DN}( 是确定的集合) 是否是集 的元素? ∈ }(A是确定的集合 的定理吗? {A是N 的定理吗?| A是N 的wf.} }问题类和算法问题类是否是n的因数 {2是否是 的因数?| n∈DN} 是否是 的因数? ∈算法已知任意数n,求被 除所得的余数 除所得的余数。

已知任意数 ,求被2除所得的余数。

如果余数是零, 如果余数是零,是; 如果余数是1, 如果余数是 ,非。

给定任意数n,对每一 ( 给定任意数 ,对每一m(1<m<n), ),属于质数集吗? ∈ {n属于质数集吗?| n∈DN} 属于质数集吗存在求n被 除所得余数的标准方法 除所得余数的标准方法。

存在求 被m除所得余数的标准方法。

若没有一个余数是0, 是质数。

若没有一个余数是 ,则n是质数。

是质数 若有一个或几个余数是0, 不是质数。

若有一个或几个余数是 ,则n不是质数。

高级数理逻辑

高级数理逻辑
设R为A上的一个等价关系,则对于a∈A, [a]R={x|<a,x>∈R}称为a的关于R的等价类。 商集
设R为A上的一个等价关系,则 A/R={[a]R|a∈A}称为A关于R的商集。 等价类的性质
∪[a]R=A [a]R=[b]R iff aRb [a]R≠Ф
A/R是A的一个划分。
映射
复合关系
设R是由A到B的一个二元关系,S是由B到C的一个二元关 系,则
R◦S={<x,z>|存在y ∈B,使得<x,y>∈R且<y,z>∈S}称为R 与S的复合关系
逆关系
设R是由A到B的一个二元关系,则 R-1= {<y,x>|<x,y>∈R} 称为R的逆关系。
关系的性质
设R是A上的一个二元关系 自反
✓ 所有中学生打网球。 ✓ 王君不打网球。 ➢ 王君不是中学生。
可推导性关系的内因
表象:前提、结论的真值
语义范畴
内因:前提、结论的逻辑形式
语法范畴
两个例子的逻辑形式相同
✓ S中的所有元有R性质。 ✓ a没有R性质。 ➢ a不是S中的元。
数理逻辑的研究内容
形式语言
无二义性、精确的、普遍适用的符号语言 自然语言存在二义性、不精确 语义:涉及符号、表达式的具体涵义 语法:仅涉及表达式的形式结构
ZF公理体系
外延公理
S=T iff (x)(x S x T)为真
子集公理
S T iff (x)(x S x T)为真
空集存在公理幂集P(A) = {a | a为A的子集}
集合的运算
对于集S,T 并
SUT {x | x S x T}

SI T {x | x S x T}

数理逻辑讲义

数理逻辑讲义

数理逻辑的一般介绍我们在中学时代就能进行一些证明了, 但并非所有的人都能回答到底什么是证明. 大概来说, 所谓的证明就是把认为某一断言是正确的理由明确地表述出来. 在这一过程中, 我们通常都需要把一些人们已接受的命题作为讨论的基础. 在此基础上, 如果我们能够把该断言推导出来, 该断言就是被认为是被证明了, 因而也就会被人们接受. 于是, 一个很自然的问题就是: 推导究竟为何物? 这个问题就属于逻辑的范畴.逻辑研究推理, 而数理逻辑则研究数学中所用的推理. 由于这种推理在计算机科学中有许多有广泛的应用, 数理逻辑也就成为计算机科学的重要基础之一.很明显, 我们不能够证明一切命题. 如上所述, 当我们证明某一断言(结论) 的时候需要一些其它的命题(前提)作为推理的基础. 我们还可以要求对这些前提进行证明. 如果一直这样要求下去, 或迟或早, 我们会遇这样的情况: 我们进行了“循环” 证明, 即把要证明的命题作为前提来使用, 或者我们无法再作任何证明, 因为没有更为明显的命题可以用来作为前提了.这样,我们就必须不用证明而接受某些命题,我们把这类命题称为“公理”; 其它由这些公理而证明的命题则被称为“定理”.所谓的命题, 直观上是关于某些概念之间的关系. 因而, 我们要求公理是那些根据概念可以明显地接受的命题. 由概念,公理和定理所组成的全体就是公理系统.以上对公理系统的描述要求我们知道公理系统的确切含义. 然而, 从推理的角度来说, 我们并不需要如此. 让我们来看下面的例子:(1).每个学生都是人,(2).王平是学生, (3).王平是人.我们可以由(1) 和(2)推导出(3), 也就是说,如果(1) 和(2)是正确的, 我们就可以断定(3)是正确的. 在这个推理过程中我们并不需要知道“王平”, “学生”, “人” 的含义如何, 把它们换成任何其它的名词, 这一推理都成立. 使(3) 成为(1) 和(2) 的逻辑推论是依据这样的事实: 如果(1)和(2)为真, 则(3)为真. 换句话说, 我们从命题的形式上就可以判断某一推理是否在逻辑上成立, 而无需考虑它的实际含义. 所以我们在研究逻辑的时候往往只需要进行形式的考察就行了, 不必考虑其含义.当我们对某一类研究对象指定了一个公理系统时, 这个公理系统所表示的含义就确定了. 但是在很多情况下, 我们会发现这个公理系统也适合于其它的一些对象. 于是当代数学建立了许多公理系统框架(如各种代数结构). 在这种公理系统框架中, 真正重要的并不是各种公理系统所表达的特定含义的不同, 而是它们的系统构造方面的区别. 这就告诉我们, 在对公理系统进行研究时, 仅对公理系统的形式进行考察是有实际意义的, 在某些情况下这种形式上的考察可以使我们的研究更具有一般性.基于如上认识以及其它的一些考虑(如从计算机科学的角度进行研究等), 我们将对公理系统的语法部分和语义部分进行分别研究. 公理系统的语义部分研究公理系统的含义, 它属于"模型论" 的研究范围, 我们将在今后作一些初步的介绍. 现在,我们对公理系统的语法部分进行粗略的描述.公理系统的语法部分称为形式系统. 它由语言, 公理和推理规则这样三个部分组成.任何推理必须在一定的语言环境中进行, 所以形式系统首先需要有它的语言. 自然语言(如英语, 中文等)具有很丰富的表达能力, 但通常会产生二义性. 例如"是" 在自然语言中可以表示“恒等” (如: 我们的英语老师是张卫国.), “属于” (如: 王小平是学生.), “包含” (如: 学生是人.) 等不同的含义. 同时, 我们还希望公理系统的语言结构能尽可能地反映它的语义并能有效地进行推理. 因而, 我们通常在形式系统中使用人工设计的形式语言.1设A 是一个任给的集合. 我们把A 称为字母表, 把A 中的元素称为符号. 我们把有穷的符号序列称为A的表达式. 一个以A 为其字母表的语言是A 的表达式集合的一个子集, 我们把这个子集中的元素称为公式. 因为我们希望这个语言能够表达我们所研究的对象, 我们要求公式能反映某些事实. 虽然理论上以A 为其字母表的语言可以是A 的表达式集合的任何子集, 我们将只讨论那些能将公式和其它表达式有效地区分开的语言. 我们将用L(F)表示公理系统F 的语言.形式系统的第二个部分是它的公理. 我们对公理的唯一要求是它们必须是该公理系统语言中的公式.最后, 为了进行推理我们需要推理规则. 每个推理规则确保某个公式(结论) 可由其它一些公式(前提) 推导出来.给定公理系统F, 我们可以把F 中的定理定义如下:1). F 的公理是F 的定理;2). 如果F 的某一推理规则的前提都是定理, 则该推理规则的结论也是定理;3). 只有1)和2)所述的是定理.这种定义方式和自然数的定义方式相类似, 称为广义递归定义. 它和通常的定义方式在形式上有所区别. 为了说明它的合理性, 我们对F的定理进行进一步的描述. 设S0 是F 的公理集. 根据1), S0 中的元素是定理. 设S1 是公式集, 它的元素都是F 的某一推理规则的结论, 而该推理规则的前提都是S0 中的元素. 根据2), S1 中元素是定理. 设S2 是公式集,它的元素都是F 的某一推理规则的结论, 而该推理规则的前提都是S0 或S1 中的元素. 根据2), S2 中元素是定理. 如此下去, 我们得到S2 ,S3 ,.... 最后, 设S N 是公式集, 它的元素都是F 的某一推理规则的结论, 而该推理规则的前提都是S0 或S1 ,...S N中的元素. 根据2), S N 中元素是定理并且我们得到了F中的所有定理. 我们将经常使用这种定义方式. 为了书写方便, 在今后的广义递归定义中我们将不再把类似3)的条款列出.如此定义的F 中定理为我们提供了一种证明方法. 当要证明F 中的定理都具有某一性质P 时, 我们可以采用下述步骤:1). 证明F 的公理都具有性质P;2). 证明如果F 的每个推理规则的所有前提具有性质P, 则它的结论具有性质P.这种证明方法称为施归纳于F的定理. 一般说来, 如果集合C 是由广义递归定义的, 我们可用类似的方法证明C中的元素都具有性质P. 这种证明方法称为施归纳于C中的元素. 2)中的前提称为归纳假设.现在我们就可以定义什么是证明了. 所谓F 中的一个证明是一个有穷的F 的公式序列, 该序列中的每一个公式要么是公理, 要么F 的某个推理规则以该序列中前面的公式所为前提而推导出的结论. 如果A 是证明P 的最后的公式, 则称P 是A 的证明.定理公式A 是F 的定理当且仅当A 在F 中有证明.证明首先根据定理的定义可以看出任何证明中的任何公式都是定理, 所以如果A 有证明, 则A 是定理. 我们施归纳于F 的定理来证明其逆亦真. 如果A 是公理, 则A 本身就是A 的证明. 如果A 是由F 的某一推理规则以B1 ,...,B n 为前提推导而得的结论, 由归纳假设, B1 ,...,B n 都有证明. 我们把这些证明按顺序列出来即可得到A 的一个证明. 证完今后, 我们将用 F .... 表示"....是F 的定理".一阶理论2今后, 我们将主要讨论一类特殊的公理系统. 这类公理系统称为一阶理论. 一阶理论是一种逻辑推理系统, 它具有很强的表达能力和推理能力, 并且在数学, 计算机科学及许多其它的科学领域中有广泛的应用. 事实上, 目前使用的大多数计算机语言和数学理论都是一阶理论.如前所述, 一阶理论的第一个部分是它的语言. 我们把一阶理论的语言称为一阶语言. 如同其它的形式语言一样, 一阶语言应包括一个符号表和一些能使我们把公式和其它表达式区分开的语法规则.首先, 我们定义一阶语言的符号表, 它由三类功能不同的符号组成. 它们是:a) 变元x,y,z,...;b) n元函数符号f,g,..., 及n元谓词符号p,q,...;c) 联结词符号和量词符号⌝,∨和∃.为了今后的方便, 我们假定一阶语言的变元是按一定顺序排列的, 并且我们把这种排列顺序称为字母顺序. 我们称0 元函数符号是常元符号. 注意: 一个任给的一阶理论并没有要求必须有函数符号: 一个一阶理论可能没有函数符号, 可能有有穷多个函数符号, 也可能有无穷多的函数符号. 我们要求任何一阶理论必须包括一个二元谓词符号, 并用"=" 来表示它. 和函数符号一样, 一个给定的一阶语言可能有有穷或无穷多个(甚至没有) 其它的谓词符号. 函数符号和除=外的谓词符号称为非逻辑符号, 而其它的符号称为逻辑符号.在定义公式之前, 我们必须先定义"项":(1.1) 定义在一阶语言中, 项是由下述广义递归方式定义的:a) 变元是项;b) 如果u1 ,...,u n 是项, f是n元函数符号, 则fu1 ...u n 是项.然后, 我们定义公式如下:(1.2) 定义在一阶语言中, 公式是由下述广义递归方式定义的:a) 如果u1 ,...,u n 是项, p是n元谓词符号, 则pu1 ...u n 是(原子) 公式,b) 如果u,v 是公式, x 是变元, 则⌝u, ∨uv 和∃xu是公式.如前所述, 相应于公式的定义, 我们有一种广义归纳的证明方法. 我们将把这种证明方法称为施归纳于长度. 有时我们还用施归纳于高度的证明方法, 而所谓的高度是公式中含有⌝,∨,和∃的数量.如果一个表达式b包括另一个表达式a, 则称第二个表达式a在第一个表达式b中出现, 即如果u,v,w 是表达式, 则v在uvw 中出现. 这里, 我们不仅要求a的符号都包括在b中, 而且要求这些符号的排列顺序和a一样并且中间不插有任何其它的符号. 我们把b包括a的次数称为a在b中出现的次数.接下来, 我们要讨论关于一阶语言的一些性质. 这种讨论不仅可以使我们加深对一阶语言的认识, 同时还能帮助我们理解其它的形式系统. 首先要考虑的是唯一可读性问题, 也就是说, 我们将要证明一阶语言中的任何公式不可能有不同的形式. 这一性质说明一阶语言在结构上是不会产生二义性的. 为了简化书写, 我们把公式和项统称为合式表达式. 于是, 根据定义可以知道所有的合式表达式都具有uv1 ...v n 的形式, 其中u 是n 元(函数或谓词) 符号, v1 ,...,v n 是合式表达式.我们说两个表达式u和v是可比较的, 如果存在一个表达式w (w 可以是空表达式) 使u=vw. 显然, 如果uv和u'v'是可比较的, 则u 和u'是可比较的; 如果uv和uv' 是可比较的, 则v 和v'是可比较的.3(1.3) 引理如果u1 ,...,u n ,u'1 ,...,u'n 是合式表达式(u1 和u'1 都不是空表达式), 而且u1 ...u n 和u'1 ...u'n 是可比较的,则对于一切i=1,...,n, u i =u'i .证明施归纳于u1 ...u n 的长度k.如果k=1, 则u1 ...u n 只有一个符号. 所以, n=1. 于是u1 ...u n =u1 且u'1 ...u'n =u'1 . 由于u1 和u'1 都是合式表达式, 它们只可能是变元或常元符号. 由于它们是可比较的, 所以u1 =u'1 .假定当k〈m时引理成立, 并设k=m.由于u1 是合式表达式, 我们可以把它写成vv1 ...v s , 其中v 是s 元符号, v1 ,...,v s 是合式表达式. 由上, u'1 和u1 是可比较的, v 也是u'1 的第一个符号. 于是, 由于u'1 是合式表达式, 它具有vv'1 ...v's 的形式. 由上所述的性质, v1 ...v s 和v'1 ...v's 是可比较的. 由于|v1 ...v s |<|u1 |≤|u1 ...u n |, 根据归纳假设, 对于一切j=1,...,s, v j =v'j , 所以, u1 =u'1 . 由此而得, u2 ...u n 和u'2 ...u'n 是可比较的, 且|u2 ...u n |<|u1 ...u n |, 所以, 由归纳假设, 对于一切i=2,...,n, u i =u'i .于是, 引理得证#(1.4) 唯一可读性定理每一个合式表达只能以唯一的方式写成uv1 ...v n 的形式, 其中, u 是n 元符号, v1 ,...,v n 是合式表达式.证明设w,w'是同一个合式表达式书写形式, 我们必须证明它们的结构是相同的. 首先, 它们必须都有相同的第一个符号,这样, u和n就唯一确定了, 从而, w=uv1...v n 且w'=uv'1...v'n, 其中v i ,v'j 是合式表达式(i,j=1,...,n). 我们还需证明对一切i=1,...,n, v i=v'i. 因为w 和w'是同一个表达式, 因而是可比较的. 于是, 根据引理(1.3), 对于一切i=1,...,n, v i=v'i #下面的定理说明如果一个合式表达式不可能由两个(或更多) 合式表达式的某些部分组成.(1.5) 引理合式表达式u中的任何符号w都是u中某一合式表达式的第一个符号.证明施归纳于u的长度k. 如果k=1, 则u是变元或常元符号. 于是任何在u中出现的符号就是u本身, 从而引理成立.假定当k<m时引理成立, 并设k=m.设u 是vv1 ...v n , 其中v是n元符号, v1 ,...,v n 是合式表达式. 如果w是v, 则它是u的第一个符号. 否则, 存在i=1,...,n, 使w 在v i 中出现. 由于|v i |<|u|, 根据归纳假设, w 是v i 中的某一合式表达式的第一个符号, 当然也是u中的某一合式表达式的第一个符号. 证完. #(1.6) 出现定理设u是n元符号, v1 ,...,v n 是合式表达式. 如果一个合式表达式v在uv1 ...v n 出现, 而且v不是整个uv1 ...v n , 则v在某一v i 出现.证明如果v的第一个符号就是定理中的u, 则v=uv'1 ...v'n , 其中v'1 ,...,v'n 是合式表达式, 且由定理条件, u和v是可比较的. 于是根据引理(1.3), 对于一切i=1,...,n, v i =v'i , 即v=uv1 ...v n . 矛盾.现假定v的第一个符号在某一v i 中出现. 根据引理(1.5), 该符号是某一合式表达式v'的第一个符号. 显然, v和v'是可比较的, 因而由引理(1.3), v=v', 即v在v i 中出现.4#为了方便起见, 我们今后将用大写字母A,B,...表示公式, 用f,g,...表示函数符号, 用p,q,...表示谓词符号, 用x,y,...表示变元, 用a,b,...表示常元符号.现在我们定义两类性质不同的变元, 即自由变元和约束变元.(1.7) 定义a) 如果x 在原子公式中出现, 则x是自由变元;b) 如果x是A 和B 中的自由变元, 且y 不是x, 则x 是⌝A, ∨AB和∃yA中的自由变元.a') x 是∃xA中的约束变元;b') 如果x是A 或B 中的约束变元, 则x 是⌝A, ∨AB和∃yA中的约束变元.注意: x可以在A 中既是自由变元又是约束变元.我们将用u[x/a]表示在表达式u 中将所有的自由变元x换成项a而得的表达式. 设A 是公式, 在很多情况下, A[x/a]关于a 所表示的含义与A 关于x所表示的含义是一样的, 但并非总是如此. 例如, 若A 是∃y=x2y, 而a 是y+1, 则A 是说x 是偶数, 但A[x/a]却不是说y+1是偶数. 这表明并非所有的代入都会保持原有的含义. 于是我们有下述定义:(1.8) 定义 a 被称为是在A 中可代入x的, 如果i) 如果A是原子公式,则a 是在A中可代入x 的;ii) 如果a 在B中可代入x 且对于a 中的任何变元y, ∃yB不含有自由变元x,则a 是在∃yB中可代入x 的;iii) 如果a 在A, B中可代入x, 则a 在⌝A和A∨B中是可代入x 的.今后, 当使用A[x/a] 时, 我们总是假定a是在A 中可代入x的. 类似地, 我们将用u[x1/ a1 ,...,x n/ a n ]表示在表达式u 中将所有的自由变元x1 ,...,x n 分别换成项a1 ,...,a n 而得的表达式, 同时还假定它们都是可代入的.在我们的一阶语言定义中项和公式的写法对于证明和理论分析比较方便, 但和通常的阅读方式不一致. 为了克服这一弱点, 我们引进一些定义符号:(A∨B) 定义为∨AB; (A→B) 定义为(⌝A∨B); (A&B) 定义为⌝(A→⌝B);(A↔B) 定义为((A→B)&(B→A)); ∀xA 定义为⌝∃x⌝A.注意: 定义符号只是为了方便而引进的记号, 它们不是语言中的符号. 当我们计算公式的长度时, 必须把它们换成原来的符号. 同样, 当用施归纳于长度或高度进行证明时也不能把它们作为符号来处理. 今后, 我们将在展示公式时用定义符号, 而在证明时用定义(1.1) 和(1.2).我们称:⌝A 为 A 的否定; A∨B 为 A 和B 的析取(A 或者B); A&B 为 A 和B 的合取(A并且B);A→B 为 A 蕴含B; A↔B 为A等价于B; ∃xA 为关于x的存在量词(存在x 使得A);∀xA 为关于x的全称量词(对一切x 使得A).作业:1) 施归纳于长度证明如果u是公式(项), x 是变元, a是项, 则u[x/a]是公式(项).2) 证明如果uv和vv'是合式表达式, 则v和v'中必有一个是空表达式.一阶理论的逻辑公理和规则形式系统的公理和规则可以分为两类: 逻辑公理和逻辑规则, 非逻辑公理和非逻辑规则. 逻辑公理和逻辑规则指的是那些所有形式系统都有的公理, 而非逻辑公理和非逻辑规则仅在5某些特定的形式系统中才有. 但是, 当形式系统足够丰富时,我们并不需要非逻辑规则. 假定在一个形式系统F 中有一条非逻辑规则使我们可以由B1 ,...,B n 推导出A, 只要F 有足够多的逻辑规则, 我们只需要在F 中加进一条公理B1 →...→B n →A (这里, B1 →...→B n →A表示B1 →(...→(B n →A)...).)就不再需要那条非逻辑规则了. 因此, 我们今后假定我们的形式系统中没有非逻辑规则. 今后我们将把逻辑规则简称为规则. 由于我们仅对形式系统进行一般讨论, 我们的兴趣主要是那些逻辑公理和规则.下面是逻辑公理:1) 命题公理: ⌝A∨A;2) 代入公理: A[x/a]→∃xA;3) 恒等公理: x=x;4) 等式公理: x1 =y1 →...→x n =y n →fx1 ...x n =fy1 ...y n ;或x1 =y1 →...→x n =y n →px1 ...x n →py1 ...y n .注意: 以上并不是仅有四条公理, 而是四类公理. 如命题公理并非一条公理, 而是对于任何公式A 我们有一条命题公理. 所以, 以上的公理实际上是公理模式.以下是规则:1) 扩展规则: 如果A, 则B∨A;2) 收缩规则: 如果A∨A, 则A;3) 结合规则: 如果A∨(B∨C), 则(A∨B)∨C;4) 切割规则: 如果A∨B且⌝A∨C, 则B∨C;5) ∃-引入规则: 如果A→B且x 不是B 中的自由变元, 则∃xA→B.如同上面的公理, 这些规则也不是五条规则, 而是五个规则模式.现在, 我们定义一阶理论如下:(1.9) 定义一个一阶理论T (简称理论T)是具有如下特征的形式系统:1) T 的语言L(T)是一阶语言;2) T 的公理是以上列出的四组公理和一些其它的非逻辑公理;3) T 的规则是以上列出的五组规则.由于一阶理论的逻辑符号, 逻辑公理和规则已经确定, 一阶理论之间的区别在于它们的非逻辑符号和非逻辑公理. 因此, 当我们希望讨论某一具体的一阶理论时只需要把它的非逻辑符号和非逻辑公理指明就行了.例.1) 数论NN 的非逻辑符号为: 常元0, 一元函数符号S, 二元函数符号+和*, 和二元谓词符号<. N 的非逻辑公理为:N1 Sx≠0; N2 Sx=Sy→x=y; N3 x+0=x; N4 x+Sy=S(x+y); N5 x*0=0;N6 x*Sy=(x*y)+x; N7 ⌝(x<0); N8 x<Sy↔x<y∨x=y; N9 x<y∨x=y∨y<x.2) 群GG 只有一个非逻辑符号, 即二元函数符号*. G 的非逻辑公理为:G1 (x*y)*z=x*(y*z); G2 ∃x(∀y(x*y=y)&∀y∃z(z*y=x)).根据我们在第一节所述, 一阶理论T 的定理可以定义为:1) 每一条命题公理, 代入公理, 恒等公理, 等式公理和非逻辑公理是定理;2) 如果A 是定理, 则A∨B是定理;3) 如果A∨A是定理, 则A 是定理;64) 如果A∨(B∨C) 是定理, 则(A∨B)∨C 是定理;5) 如果A∨B和⌝A∨C是定理, 则B∨C是定理;6) 如果A→B是定理且x 不是B 中的自由变元, 则∃xA→B是定理.与此对应, 我们可以用如下广义归纳法证明一阶理论T 中的定理都具有某一性质P:1) 每一条命题公理, 代入公理, 恒等公理, 等式公理和非逻辑公理具有性质P;2) 如果A 具有性质P, 则A∨B具有性质P;3) 如果A∨A具有性质P, 则A 具有性质P;4) 如果A∨(B∨C) 具有性质P, 则(A∨B)∨C 具有性质P;5) 如果A∨B和⌝A∨C具有性质P, 则B∨C具有性质P;6) 如果A→B具有性质P且x 不是B 中的自由变元, 则∃xA→B具有性质P.下面我们证明一阶理论的逻辑公理是相互独立的.(1.10) 定理一阶理论的逻辑公理和规则是互相独立的.证明当我们希望证明某一命题A 是独立于某个命题集Γ和规则集Δ时, 我们需要找到一个性质P 使A 不具有性质P, 而Γ中的每一命题具有性质P 且Δ中的每一规则保持性质P (即如果该规则的前提具有性质P, 则其结论具有性质P); 当我们希望证明某一规则R 是独立于Γ和Δ时, 我们需要找到一个性质P 使R 不保持性质P, 而Γ中的每一命题具有性质P 且Δ中的每一规则保持性质P. 这样就可以断言: 在由Γ为其公理集, Δ为其规则集的形式系统中, 每一定理都具有性质P. 由于A不具有性质P (或R 不保持性质P), 所以, A (或R)是不可能由Γ和Δ来证明的. 这样, A(或R)就独立于Γ和Δ了. 我们将根据这个思想来证明本定理.1) 对于命题公理. 定义f 如下:f(A)=T 若 A 是原子公式; f(⌝A)=F; f(A∨B)=f(B); f(∃xA)=T.可以证明: f(⌝⌝(x=x)∨⌝(x=x))=F, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=T.2) 对于代入公理. 定义f 如下:f(A)=1 若A 是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1;f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=0.可以证明: f((x=x)→∃x(x=x))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.3) 对于恒等公理. 定义f 如下:f(A)=0 若A是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1; f(A∨B)=max{f(A)},f(B); f(∃xA)=f(A).可以证明: f((x=x))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.4) 对于等式公理. 首先在L(T)中加进常元e1 ,e2 和e3 而得L'. 然后定义f 如下:f(e i =e j )=1 iff i≤j; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1; f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=T iff 存在i 使f(A[x/e i ])=T .可以证明: f((x=y→x=z→x=x→y=z))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A[x/e i ])=1, 其中, x是A 中的自由变元.5) 对于扩展规则. 定义f 如下:f(A)=1 若 A 是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, 否则, f(A)=0; f(A∨B)=1 如果f(A)=f(⌝B), 否则f(A∨B)=0; f(∃xA)=f(A).可以证明: f((x=x∨(⌝(x=x)∨x=x)))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.6) 对于收缩规则. 定义f 如下:7f(A)=T 若 A 是原子公式; f(⌝A)=f(∃xA)=F; f(A∨B)=T.可以证明: f(⌝⌝(x=x))=F, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=T.7) 对于结合规则. 定义f 如下:f(A)=0 若 A 是原子公式; f(⌝A)=1-f(A); f(A∨B)=f(A)*f(B)*(1-f(A)-f(B)); f(∃xA)=f(A).可以证明: f(⌝(⌝(x=x)∨⌝(x=x)))>0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=0.8) 对于切割规则. 定义f 如下:f(A)=1 若 A 是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0或A是原子公式, 否则f(⌝A)=0; f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=f(A).可以证明: f(⌝⌝(x=x)))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.9) 对于E-引入规则. 定义f 如下:f(A)=1 若A是原子公式; f(⌝A)=1 如果f(A)=0, f(⌝A)=0 若f(A)=1; f(A∨B)=max{f(A),f(B)}; f(∃xA)=T.可以证明: f(∃y⌝(x=x)→⌝(x=x))=0, 而且对于任何可由其它的逻辑公理和规则证明的命题A, f(A)=1.结构和模型现在我们讨论一阶理论的语义部分. 为此我们先引进一些集论的记号: 集合或类是把一些我们想要研究的对象汇集在一起, 从而我们可以把它看作是一个整体. 如果A 和B 是集合, 一个由A 到B 的映射 F (记作F: A→B)是一个A 和B 之间的对应, 在这个对应中A 中的每一个元素a 都对应着一个唯一的B中元素 b (称为F在a 上的值, 记作F(b) ). 我们把n个A 中元素按一定顺序排列而得的序列称为A 的一个n 元组, 并用(a1,...,a n )表示由A 中元素a1,...,a n 按此顺序排列的n 元组. 把由A 的所有n 元组成的集合记为A n, 然后把由A n 到B的映射称为由A 到B 的n元函数. 我们把A n 的子集称为A 上的n 元谓词. 如果P是A 上的n 元谓词, 则P(a1 ,...,a n )表示(a1 ,...,a n )∈P.真值函数根据我们对公式和项的定义, 我们可以先用函数符号和谓词符号以及变元构造一些简单的公式, 然后用联结词得到比较复杂的公式, 如"A 并且B" 等等. 我们用符号"&" 表示"并且", 即若A 和B 是公式, "A&B" 表示"A 和B同时成立".于是一个很自然的问题是怎样知道A&B 的真假? 这里, A&B 的一个很重要的特征是: 只需要知道A 和B 的真假就能确定A&B 的真假, 而不必知道A 和B 的具体含义. 为了表示这一特征, 我们引进真值. 真值是两个不同的字母T 和F, 而且当公式A 为真时, 我们用T 表示其真值; 当公式A 为假时, 我们用F 表示其真值. 于是, A&B 的真值就由A 和B 的真值确定了.有了真值的概念, 我们就可以定义真值函数了. 所谓的真值函数是由真值集T,F 到真值集T,F 的函数. 由此, 我们可以把以上的讨论叙述为: 存在二元真值函数H& 使得: 若a 和b 分别是A 和B 的真值, 则H& (a,b) 是A&B 的真值. 我们定义H& 为:H& (T,T)=T, H& (T,F)=H& (F,T)=H& (F,F)=F.我们用"∨" 表示"或者", 并定义H∨如下:8H∨(F,F)=F, H∨(T,F)=H∨(F,T)=H∨(T,T)=T.于是当a 和b 分别是A 和B 的真值时, H∨(a,b)就是A∨B的真值.我们用"→" 表示"如果...则...", 并定义H→如下:H→(T,F)=F, H→(F,F)=H→(F,T)=H→(T,T)=T.于是当a 和b 分别是A 和B 的真值时, H→(a,b)就是A→B的真值.我们用"↔" 表示"当且仅当", 并定义H↔如下:H↔(F,T)=H↔(T,F)=F, H↔(F,F)=H↔(T,T)=T.于是当a 和b 分别是A 和B 的真值时, H↔(a,b)就是A↔B的真值.我们用"⌝" 表示"非", 并定义H⌝如下:H⌝(F)=T, H⌝(T)=F.于是当a 是A 的真值时, H⌝(a)就是⌝A的真值.容易证明, &,→, 和↔可由⌝和∨定义. 事实上所有的真值函数都可以由⌝和∨定义.作业1. 证明: 任何真值函数f(a1 ,...,a n )都可以由H⌝和H∨定义.2. 设H d , H s 是真值函数, 其定义为:H d (a,b)=T 当且仅当a=b=F; H s (a,b)=F 当且仅当a=b=T.证明: 任何真值函数f(a1 ,...,a n )都可以由H d (或H s )定义.结构现在我们讨论一阶语言的语义部分(称为它的结构). 所谓一个语言的语义, 当然是表示该语言中所指称的对象范围和每一个词和句子所表达的含义. 一阶语言的语义也是如此. 如前定义, 一阶语言中的符号有函数符号和谓词符号, 这些都应在它的语义中有具体的含义. 把这些组合起来, 我们就可以得到如下定义:(1.11) 定义称三元组M=〈|M|,F,P〉是一个结构,如果:1) |M|是一个非空集合,它称为是L 的论域, |M| 中的元素称为是M 的个体;2) F是|M|上的函数集合;3) P是|M|上的谓词集合.定义设L是一阶语言,M是一个结构。

数理逻辑-大纲

数理逻辑-大纲

数理逻辑一、说明(一) 课程性质《数理逻辑》是数学与应用数学专业的方向选修课。

数理逻辑又称符号逻辑、理论逻辑,是数学的一个分支,它是采用数学的方法来研究推理的形式结构和推理规律的数学学科,数理逻辑研究的中心问题是推理。

所谓数学方法就是指数学采用的一般方法,包括使用符号和公式,已有的数学成果和方法,特别是使用形式的公理方法。

用数学的方法研究逻辑的系统思想一般追溯到莱布尼茨,他认为经典的传统逻辑必须改造和发展,使之更为精确和便于演算。

总的来说,数理逻辑就是精确化、数学化的形式逻辑,它是现代计算机技术的基础。

(二) 教学目的本课程的教学应使得学生熟练掌握有关命题逻辑、一阶谓词逻辑的基本知识,理解并能初步运用形式化的逻辑推理和数学证明,训练学生的逻辑思维方式,提高其数学解题能力。

(三) 教学内容及学时数本课程主要讲授命题逻辑的基本概念,命题逻辑的等值和推理演算,谓词逻辑的基本概念,谓词逻辑的等值和推理理论等内容,共计30学时。

序号内容学时数(30 )课堂学时数实践学时数1 命题逻辑的基本概念 6 02 命题逻辑的等值和推理演算7 33 谓词逻辑的基本概念 6 04 谓词逻辑的等值和推理理论 6 2合计25 5 (四) 教学方式数理逻辑是一门理论性课程,主要采用讲授法、研究探索法授课,讲授数理逻辑的内容时建议采用多媒体教学。

(五) 考核要求1. 考核的方式及成绩评定本课程的考核方式一般采用笔试,成绩评定100分制,其中平时成绩占50%,期末考试成绩占50%,其中平时成按数学系课堂“五个环节”评分细则进行评定。

2. 考题设计(1) 考题设计原则:考题要全面,符合大纲要求,同时要做到体现重点,题量适度,难度适中,题量和难度的梯度按照教学的三个不同层次,并能够反映出数理逻辑的思想方法、解决基本问题能力的知识点来安排,不过分强调综合。

(2) 考题难度比例:基础知识(或基本概念)约35%、根据学生实际水平确定中等难度知识点约50%,稍有难度知识点15%范围以内。

数理逻辑PPT课件

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数理逻辑
正如著名的计算机软件大师 戴克斯特拉 (E.W.Dijkstra)曾经说过:我 现在年纪大了,搞了这么多年软件,错误 不知犯了多少,现在觉悟了。我想,假如 我早在数理逻辑上好好下点功夫的话,我 就不会犯这么多错误。不少东西逻辑学家 早就说过了,可是我不知道。要是我能年 轻20岁的话,我就会回去学逻辑。
P∧Q的真值为真,当且 T T T
仅当P和Q的真值均为真。
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命题逻辑
• 或者“∨”(析取)
表示“或者”,“或者”有二义性,看下面 两个例子:
例1. 灯泡或者线路有故障。 例2. 第一节课上数学或者上英语。
例1中的或者是可兼取的或。即或者“∨”
例2中的或者是不可兼取的或,也称之为异或、 排斥或。即“ ”.
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命题逻辑
P:灯泡有故障。 Q:线路有故障。 例1中的复合命题可 表示为:P∨Q,读 成P或者Q,P∨Q的 真值为F,当且仅当 P与Q均为F。
P Q P∨Q FF F FT T TF T
TT T
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命题逻辑
P:第一节上数学。
Q:第一节上英语。
P Q P Q
例2中的复合命题
可写成P Q,读 成P异或Q。
P Q的真值为F,
FF F FT T TF T
TT F
当且仅当P与Q的真值相同。
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命题逻辑
• 蕴含(条件)“”
表示“如果… 则 …”,“当...则...”,“若... 那么...”,“假如...那么...”
例如: P表示:缺少水分。
Q表示:植物会死亡。
PQ:如果缺少水分,植物就会死亡。
PQ:也称之为蕴含式,读成“如果P则

全版数理逻辑 .ppt

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A和B不相交<=>﹁(x)(xA^xB). ▪ 若A和B不是不相交的,就称A和B是相交的.
例如
{1,2} {1,2,3}, {1,2} {1,2}, {1,2}和{3,4,5}不相交, {1,2}和{2,3,4}相交。
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9.2.2 特殊集合
空集和全集是两个特殊集合.它们的概念相 简单,但在集合论中的地位却很重要.下面 介绍这两个集合.
AB<=>(x)(xA→xB).
当A不是B的子集合时,即AB不成立时,记作A B(子集合可简称为子 集)。
▪ 注意区分和.例如
{a} {{a},b} 但 {a} {{a},b},
{a,b}{a,b,{a}} 但 {a,b}{a,b,{a}}.
AB表示A是B的一个元素,AB表示A的每个元素都是B的元素.此外, 是集合论的原始符号,这是一个基本概念;但是是由定义出来的概 念.
▪ 这个定义也可以写成
A=B<=>(x)(xA←→xB),
A≠B<=>(x)﹁(xA←→xB).
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▪ 这个定义就是集合论中的外延公理,也叫外延原 理.它实质上是说“一个集合是由它的元素完全决 定的”.因此,可以用不同的表示方法(外延的或内 涵的),用不同的性质、条件和内涵表示同一个集 合.例如
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9.3.2 广义并和广义交
▪ 广义并和广义交是一元运算,是对一个集合 的集合A进行的运算.它们分别求A中所有元 素的并和交,A中可以有任意多个元素,它们 就可以求任意个元素的并和交.A中若有无限 多个元素,它们就可以求无限多个元素的井 和交.广义并和广义交是并集和交集的推 广.
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《高级数理逻辑》课件

《高级数理逻辑》课件

介绍基于高级数理逻辑研究的智 能推理算法,让计算机更高效地 进行推理和判断。
多值逻辑及其应用
多值逻辑概述
介绍多值逻辑的概念、基本原理以及与二值逻 辑的区别。
多值逻辑在人工智能中的应用
深入研究多值逻辑在自然语言处理、机器学习 和智能系统中的应用,以提高其智能水平。
多值逻辑在计算机科学中的应用
探索多值逻辑在计算机编程、信息理论和密码 学等方面的应用。
模型检验方法
介绍基于多值逻辑的模型检验方法及其应用, 以确保系统或软件的正确性。
模态逻辑理论及扩展
1
经典模态逻辑
2
探讨经典模态逻辑的语法、语义、推理
规则及其应用。
3
非经典模态逻辑
4
介绍非经典模态逻辑,如增长逻辑、其 他模态逻辑和拓扑逻辑等,并探讨其应
用。
模态逻辑概述
介绍模态逻辑的基本概念、语言和语义。
二阶逻辑理论及应用
1 二阶逻辑概述
介绍二阶逻辑中的语法、 语义和推理规则。
Hale Waihona Puke 2 二阶逻辑的应用探讨二阶逻辑在模型论、 计算机科学和数学中的应 用。
3 高维逻辑
介绍高维逻辑的概念、语 言和语义,以及它在数学、 物理学和哲学中的应用。
可计算论概述及相关定理
可计算性理论
介绍可计算性理论和计算模型, 如图灵机、λ演算和递归函数等。
动态模态逻辑
研究模态逻辑中时间、知识和行动等概 念的语义和推理规则。
一阶逻辑及其扩展
概述
介绍一阶逻辑中的语法、语义和 推理规则。
一阶逻辑扩展
研究一阶逻辑的拓展,如高阶逻 辑、无限值逻辑和时态逻辑等, 并探讨其应用。
程序语言理论
介绍一阶逻辑在程序语言理论中 的应用,包括程序设计、程序分 析和验证等。

《逻辑思维7级训练教程》资料

《逻辑思维7级训练教程》资料

《逻辑思维 7 级训练教程》第一章逻辑思维导论一、逻辑思维与逻辑课堂上,三十多个企业管理者正在聚精会神地听课。

不过,课程的内容既不是企业管理方面的内容,也无关资本商业运作,而是一门关于逻辑思维的新奇课程,课堂投影仪上显示着它的名称——《逻辑思维7 级》课程。

“各位学员,大家好,欢迎大家来到这里学习。

不过,我敢断言在座的绝大多数人可能还不清楚自己究竟要学的是什么。

”思维教练一开场便抛出一个爆炸性的话题。

果然,听了思维教练的开场白,有学员便沉不住气反驳道:“我们知道,今天是来学习逻辑思维的。

”“那你能告诉我,什么是逻辑吗?”思维教练立刻追问道。

那位学员嚅嚅半晌,面红耳赤却说不出什么。

见此情景,其他学员哄堂大笑。

思维教练微笑道:“大家别笑话他,如果让你给逻辑下一个定义,我想你们可能也不会比他好到哪去。

”“逻辑,或称为理则。

源自古典希腊语λ ?γ ο ? (logos) ,最初的意思有词语、思想、概念、论点、推理之意。

1902 年严复译《穆勒名学》,将其意译为‘名学’,音译为‘逻辑’;日语则译为‘论理学’ 。

在现代汉语词典里,逻辑的涵义是思维的规律或客观的规律。

”有位学员在台下一字一句照本宣科地念道。

“很不错,看来这位学员上课前做了认真的准备工作。

”思维教练先赞许点点头,然后又继续问道:“不过,你能用自己的语言给逻辑下个定义吗?”这位学员顿时沉默不语,回答不上来了。

思维教练微微一笑,转换了一下话题:“大家认为一只猫懂不懂逻辑?”“猫当然不懂逻辑了。

”在座的的学员们齐声答道。

“猫,在捕鼠的过程中它是否会考虑如何捕捉到老鼠,它的行为活动是否会遵循一些客观规律呢?”“是的!”这次大家回答的底气不是那么足了。

“既然逻辑是思维的规律或客观的规律。

而猫的思维活动是有规律的,行为活动又遵循客观的规律性。

那么,按照三段论来推理,最后的结论就应当是:猫,是懂逻辑的,或者说是遵循逻辑性的。

”课堂上鸦雀无声,思维教练继续问道:“这次谁能告诉我,逻辑是什么?”给“逻辑”下一个书面定义很容易,只要查查字典就可以了。

高级数理逻辑

高级数理逻辑
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1.2 数理逻辑的发展过程
第五阶段:公理集合论促进了数理逻辑形式 系统的产生 英国唯心主义哲学家、逻辑学家、数 学家罗素在集合论的研究过程中,于1903 年提出了著名的罗素悖论(数学史上的第 三次危机)。罗素悖论动摇了集合论的基 础,促使人们去研究数学中的矛盾性。从 而提出了公理集合论。公理集合论的产生 和发展,促进了形式系统的产生。
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1.1 基本概念
语义 涉及符号和符号表达式的涵义。 语法 涉及符号表达式的形式结构,不考虑 任何对语言的解释。
两者既有区别又有联系。
---------------------------------------------------------11
1.2 数理逻辑的发展过程
逻辑学→数理逻辑→形式逻辑→计算逻辑 第一阶段:逻辑学思想的提出 亚里士多德提出建立探索人类推理、 思维原则的学科,从而有了逻辑的概念。
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1.2 数理逻辑的发展过程
第四阶段:发展为独立的学科 十九世纪末二十世纪初,数理逻辑有 了比较大的发展,1884年,德国数学家弗 雷格出版了《数论的基础》和《符号论》, 在书中引入量词的符号,使得数理逻辑的 符号系统更加完备。对建立这门学科做出 贡献的,还有美国人皮尔斯,他也在著作 中引入了逻辑符号。从而使现代数理逻辑 最基本的理论基础逐步形成,成为一门独 立的学科。
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1.2 数理逻辑的发展过程
第六阶段:形式推理自动化的产生 1965年Robinson提出了归结原理 (Principle of Resolution),归结原理提 出了基于形式描述的,利用计算机的推理 方法。从而使机器定理证明和计算机辅助 软件工程得到长足的发展。

数理逻辑简介.ppt课件

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14、等价否定等值式 A B A B
15、归谬论 (A B) (A B) A
三、等值演算。
置换定理:如果 A B,则 ( A) (B)。
例2、验证下列等值式。
(1) p (q r) ( p q) r
(2) p (q r) p (q r) q r (3) q (p q) p 1
q (q p)
q (q p)
(q q) p
1 p 1
分配律 矛盾律 同一律 德摩根律 结合律 排中律 零律
考虑问题:能否利用等值式来化简,或判断 公式的类型(重言,矛盾,可满足)。
判断一个公式是否重言式,矛盾式,可满足 式,或者判断两个命题公式是否等值。有两种方 法,即真值表法和等值演算法。
内容:等值关系,24个重要等值式,等值演算。 重点:(1) 掌握两公式等值的定义。
(2) 掌握24个重要等值式,并能利用 其进行等值演算。
一、两命题公式间的等值关系。
1、定义:设 A, B为两命题公式,若等价式 A B 是重言式,则称 A与B是等值的,记作 A B 。
2、判定 。
判断两公式 A, B是否等值,即判断 A B
例2、 p p q r p r
为_5__层公式。
3、真值表。
公式 A 的解释或赋值
赋值
成真赋值 成假赋值
(使A为真的赋值) (使A为假的赋值)
如公式 A ( p q) r ,110( p 1, q 1, r 0 ,
按字典序)为 A 的成假赋值,111,011,010……
等是 A 的成真赋值。
2、结合律 (A B) C A (B C), (A B) C A (B C)
3、分配律 A (B C) (A B) (A C) , A (B C) (A B) (A C)

北邮高级数理逻辑课件

北邮高级数理逻辑课件

形式系统由{∑, TERM, FORMULA, AXIOM, RULE}等5个部分构成,其中 称为符号表,TERM 为项集;FORUMULA 为公式集;AIXIOM 为公理集;RULE 为推理规则集。

:1、 符号表∑为非空集合,其元素称为符号。

2、 设∑*为∑上全体字的组合构成的集合。

项集TERM 为∑*的子集,其元素称为项;项集TERM 有子集V ARIABLE 称为变量集合,其元素称为变量。

F(X) a, X,3、 设∑*为∑上全体字的组合构成的集合。

公式结FORMULA 为∑*的子集,其元素称为公式;公式集有子集ATOM ,其元素称为原子公式。

A(f(a,x1,y)), A →B4、 公理集AXIOM 是公式集FROMULA 的子集,其元素称为公理。

5、 推理规则集RULE 是公式集FORMULA 上的n 元关系集合,即RULE=)}2(|{n FORMULA r n n n r ⊆∧≥∧∃是正整数,其元素称为形式系统的推理规则。

其中公式集和项集之间没有交叉,即TERM ∩FORMULA =φ,公式和项统称为表达式。

由定义可知,符号表∑、项集TERM 、公式集FORMULA 是形式系统的语言部分。

而公理集AXIOM 、推理规则集RULE 为推理部分形式系统特性1、 符号表∑为非空、可数集合(有穷、无穷都可以)。

2、 项集TERM 、公式集FORMULA 、公理集AXIOM 和推理规则集RULE 是递归集合,即必须存在一个算法能够判定给定符号串是否属于集合(可判定的)。

3、 形式系统中的项是用来描述研究的对象,或者称为客观世界的。

而公式是用来描述这些研究对象的性质的。

这个语言被称为对象语言。

定义公式和项产生方法的规则称为词法。

公理:I))((A B A →→ II))()(())(((C A B A C B A →→→→→→ III ))())()(((A B B A →→⌝→⌝证明:A →A(1)A →(A →A)((A →(B →C))→((A →B)→(A →C))((A →(B →A))→((A →B)→(A →A))((A →((A →A)→A))→((A →(A →A))→(A →A))A →((A →A)→A))(A →(A →A))→(A →A)(A →(A →A))A →ABB A A →, 已知:R 是一个有关公式的性质证明:R 对于所有公式有效I. 对于)(FSPC Atom p ∈,则)(P RII. 假设公式A 和B 都具有RIII. )(FSPC Atom A ∈∀,且)(A R ,则)(A R ⌝IV. B A ,∀是公式,如果)(A R 且)(B R ,则)(B A R →根据:形式系统的联结词只有两个→⌝,,因为在命题逻辑的语义上,其他联结词可以有这两个联结词表示。

应用高等数学第7章7.2 数理逻辑(1)-文档资料

应用高等数学第7章7.2 数理逻辑(1)-文档资料

P Q ¬ P 0 0 1 0 1 1 1 0 0 1 1 0
G 1 1 1 1
② H P ¬ PQ 0 ∴ H 是矛盾式。
K 0 0 0 1 29
P Q ¬ P ¬PQ 0 0 1 1 ③ K P(¬ PQ) 0 1 1 1 ∴K是可满足式。 1 0 0 0 (仅可满足式) 1 1 0 1
• “ ”不是联结词,它表示两个公式的 关系。
26
例:用真值表证明公式 P→Q 和 ¬ P∨Q等值. 证:由真值表:
P Q ¬ P P→Q ¬P Q 0 0 1 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 0 1 1 0 1 1
可见在所有赋值 I 下真值相同, ∴ P→Q ¬ P∨Q . ■
23
定义 设G是公式,A1, A2,…, An 是出现在G中 的所有原子, 指定 A1,A2,…..An 一组真值, 则 这组真值称为G的一组赋值(解释、指派), 记作I。 P Q R I: 例:G PQR. 0 1 0
G的真值记为 TI (G)1. • 一般地G是具有n个不同原子的公式, 则G有 2n 个不同的赋值。 • 对一个公式G, 将它在所有赋值下所取的真 值列成一个表, 称为G的真值表。
16
5) 等价(双条件) 定义 给定两个命题P和Q,复合命题PQ称 为双条件命题。当P、Q的真值相同时,PQ 的真值为T ;在其它情况下,PQ的真值为F。
P Q PQ 1 0 0 1
0 0 1 1
0 1 0 1
ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
例1: “两个三角形全等当且仅 当对应边相等”。 设P: 两个三角形全等。 Q: 三角形对应边相等。 命题符号化:PQ。 且命题为真:PQ 1。 • 二元联结词。
14

高等数理逻辑 自然数逻辑理论

高等数理逻辑 自然数逻辑理论
例子 P===. 证明: 考虑以下两个情况:
z 对于每个 nJ= , 因为 nJn+,n+J= , 所以 nJP= . 若 z xJP= , 则存在 nJ= 使得 xJn , 必有 xJ= . 根据外延公理,可知 P===. .
归纳法
性质1(自然数的归纳法) 假设 uN= , 且满足
0Ju[] x(xJu>x+J=),
所以 ] x9(x) 成立. 这就是需证明的.
递归定义
定理2 递归定义的合理性:
假设 a 是 一个集合, f 是一个函数, 则存在 一个函数 r 满 足:
z dom(r)== . z r(0)=a. z 对任意的自然数 m , 都有 r(m+)=f(r(m)) .
证明
描述函数的公式
定义以下公式 )(x,t):
则 u==.
证明 这时的 u 是一个归纳集合, 又是 = 的子集, 所以等于 = .
推论 假设 9(x) 是集合论语言的一个语句, 包含一个自由变元 x, 且
9[0][] x(xJ=[9[x]>9[x+]) 成立, 则对任意的自然数 n ,都有 9[n] 成立.
证明 考虑集合
u={nJ=|9[n]}. 根据子集公理, 可知它是集合, 还是 = 的子集, 根据 9 所满足的性 质, 可知
t P{ <m+, f (t ( m) ) >}, 是 相应于 m+ 的唯一函数, 所以 <[m+] 成立. 由归纳法可知 (*) 成立. 函数型公式
对于公式 9(x,y) ^ t()(x,t)[y=t(x)),
根据上述证明可知 ] x^ !y(xJ=>9(x,y)).
定义函数

第五章 高级数理逻辑

第五章 高级数理逻辑
i
26
当涉及归纳定义的集S上的函数f的递归定 义和递归定义原理时,应当要求S中的元有 唯一的生成过程 例 M={0,1},g1是一元函数,且有g1(0)=1, g1(1)=0,故S={0,1}中的0和1可以由M生成, 也可以由g1生成,即生成过程不唯一.

27

例 令h(0)=h1(0)=0和h(1)=h1(1)=1,则按照 递归定义S上的函数f如下:

19
归纳证明
使用如上定理作出的证明,称为归纳证明, 即用归纳法作出的证明。 命题“对于任何n∈N,R(n)”是归纳命题, 其中n是归纳变元,这是说,当证明归纳命 题时,要对n做归纳。

第一步,称为(归纳的)基始,是证明定理中
的(i),即0有性质R。 第二步,称为归纳步骤,是证明其中的(ii),即 后继运算保存R性质。归纳步骤中的假设R(n) 称为归纳假设。
28
f(x)=h(x) 对于任何x∈M f(g1(x))=h1(f(x)) 对于任何x∈S 当0,1 ∈M时,有 f(0)=h(0)=0和f(1)=h(1)=1 但是此外,也有 f(0)= f(g1(1))=h1(f(1)) =h(1)=1 f(1)= f(g1(0))=h1(f(0)) =h(0)=0
22
递归定义原理
在归纳定义的集上定义函数,可以采用递 归定义的方法。 定理2 设g和h是N上的已知函数,则存在唯 一的N上的函数f,使得

f(0)=g(0),
f(n’)=h(f(n))
或 f(n’)=h(n, f(n)) .

对于任何n∈N,f(n)的值能够由上述定义f 的方程通过f(0),f(1),…,f(n-1)计算出来。称 这种定义为递归定义。

高等数学 第十七章数理逻辑

高等数学  第十七章数理逻辑

S Gn 即Gn是S的逻辑结果,归纳完成。
充分性,若G是S的逻辑结果,由演绎的定 义知,G是如下演绎:
G1 ,…,Gk ,G 的逻辑结果,其中 G1 ,…,Gk 是S中所有 公式。
定理2.3.3
❖设S是前提公式集合,G,H是两个公式。 如果 从S∪{G}可演绎出H,则从S可演绎出GH。
❖证明:因为从S∪{G}可演绎出H,由定理2.3.2 知,H是S ∪{G}的逻辑结果。 亦即
❖显然,公式G,H等价的充要条件是 公式GH是恒真的。
基本等价式
1) (GH)=(GH)(HG); 2) (GH)=(GH); 3) GG=G,GG=G; 4) GH=HG,GH=HG; 5) G(HS)=(GH)S,
G(HS)=(GH)S;
(等幂律) (交换律)
(结合律)
基本等价式
6) G(GH)=G,G(GH)=G; (吸收律)
的使用是完全不一样的,熟悉这些规律可 以使我们的思维正确而敏锐。
定义2.3.2 完备集
❖设Q是逻辑运算符号集合,若所有逻 辑运算都能由Q中元素表示出来,而Q 的任意真子集无此性质,则称Q是一个 完备集。
❖可以证明,{,},{,}都是完备 集。
定义2.3.3 与非式
❖设P,Q是两个命题,命题 “P与Q的 否定”称为P与Q的与非式,记作PQ。 “”称作与非联结词。 PQ为真当且仅 当P,Q不同时为真。
❖注意: 符号“”和“=” 一样,它们都不是 逻辑联结词,因此,G=H,GH也都不是公式。
❖ 是一种部分序关系。
❖公式G蕴涵公式H的充要条件是:公式GH是 恒真的。
❖例如:(PQ)P,(PQ)Q
定义2.3.6
❖设G1, …, Gn,H是公式。 称H是G1, …,Gn 的逻辑结果(或称G1, …, Gn共同蕴涵H),当 且仅当公式G1 … Gn蕴涵H。 ❖显然,公式H是G1, …, Gn的逻辑结果的充 要条件是:公式((G1 … Gn)H)是恒真 的。

高级数理逻辑

高级数理逻辑

集合归纳定义的一般情况
设M为集合,gi为ni元函数,i=1,2,…,k。 两种等价的定义:
(1)M⊆S (2)对于任何x1,x2,…,xni,若x1,x2,…,xni ∈S,则 gi (x1,x2,…,xni ) ∈S (3)只有由(有限次使用)(1)和(2)生成的元素才是S 中元素
集合S是满足以下(1)和(2)的T中的最小集: (1)M⊆T (2)对于任何x1,x2,…,xni,若x1,x2,…,xni ∈T,则 gi (x1,x2,…,xni ) ∈T
课程的主要内容?经典逻辑?命题逻辑?谓词一阶逻辑?非经典逻辑?构造型逻辑?模态逻辑集合论?19世纪下半叶cantor提出朴素集合论?1903年russel提出集合论悖论产生数学的第三次危机?1908年zermelo提出公理化集合论zf体系集合论?集合论是数学的基石?基本概念?集合元素?序偶笛卡尔积?关系?映射?等价关系?相容关系?序关系集合元素?若干事物组成的整体被称为集合集合中的每个事物被称为元素
自然数集的归纳定义
后继 两种等价定义
(1)0∈N (2)对于任何n,若n∈N,则n’ ∈N(n’为n的后继) (3)只有由(有限次使用)(1)和(2)生成的n ∈N
N是满足以下(1)和(2)的S中的最小集: (1)0∈S (2)对于任何n,若n∈S,则n’ ∈S(n’为n的后继)
基于自然数集的归纳证明原理
笛卡尔积
ST { x, y | x S y T}
扩展(n>2)
有序n元组
<a1, a2, …, an>=<< a1, a2, …, an-1 >, an >
n阶笛卡尔积
S1 S2 ...Sn { x1, x2,..., xn | x1 S1 x2 S2 ... xn Sn}
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5.5 归结策略归结算法:::用归结原理来证明定理,我们最终倒出空子句。

怎么样最快的得到空子句是我们考虑的最主要问题。

如果人用归结的方法,得到空子句通常是根据人们对子句集中子句的认识,可以最快的得到空子句。

然而,归结原理的主要思想是用机械的方法使计算机能够快速得到空子句。

这需要我们考虑高效的计算算法来提高得到空子句的效率。

本节主要目的是给出各种得到空子的算法,这些算法都从不同角度提高了得到空子句的归结效率。

这些算法又称作为归结策略。

5.5.1 宽度优先宽度优先是归结策略中最简单的算法。

下图说明了,宽度优先策略的主要思想:S 将S 重所有能归结的子句间都归结S 1归结产生的子句集S ∨S 1 将归结产生的子句集与原子句集析取 将S ∨S 1与S 1上能归结的子句间都归结S 2 归结产生的子句集┆ 重复以上过程□这样的归结过程中,有大量的冗余存在。

因为,在每个归结步骤中,将有所能够归结的子句之间都归结,从而避免不了产生大量多余的归结步骤。

例如:对于子句集{P ⌝,Q P ∨,Q P ⌝∨,Q P ⌝∨⌝},宽度优先归结策略将产生以下步骤完成:{Q,~Q,~P,P }(1) 对子句集中,能够归结的子句之间进行归结。

归结产生的子句集为:{Q ⌝,Q ,Q Q ∨⌝,P P ∨⌝,Q Q ⌝∨⌝}(2) 将归结得到的子句集与原子句集合并得到{P ⌝,Q P ∨,Q P ⌝∨,Q P ⌝∨⌝,Q ⌝,Q ,Q Q ∨⌝,P P ∨⌝,Q Q ⌝∨⌝},与{Q ⌝,Q ,Q Q ∨⌝,P P ∨⌝ }子句进行归结。

(3) 在进行归结得到{□,…}.这个归结过程中存在了Q Q ∨⌝,P P ∨⌝两个多余的归结步骤。

虽然,这种归结的方法存在了大量的冗余归结步骤,但是这个归结能够保持归结的完备性。

既对于不能满足的子句集,一定能够得到空子句。

5.5.2 删除策略为了提高归结的效率,我们首先考虑的是按着宽度优先方法得到各个归结集合之间的关系。

也就是考虑那些归结步骤是没有用的。

首先,任何子句与重言式都不可能归结出空子句。

因此,对于重言式没有必要考虑其与其他子句之间的归结。

其次,设子句11P c =,212P P c ∨=,对于子句3c 能够与2c 得到逻辑结果c4,A →{c1^c2}如果赋值映射f ,使得f(C2)=f(C3)=1,则f(C4)=1。

如果赋值映射f ,使得f(C1)=f(C3)=1, f(C4)=1则一定是1c 和3c 归结结果;并且3c 与1c 归结序列的长度一定小于3c 与2c 归结序列的长度。

{11P c =,212P P c ∨=}用数学的方法来表述以上的观点:● 设子句集{}n c c c S ......21=不可满足,若i c 为重言式,{}i c S -为不可满足,反之成立;{C1,-1,Cn=1}=C1&C2,…&Cn-1= { C1,-1}● 设子句集{}n c c c S ......21=不可满足,若j i c c ⊆θ中,(称i c 嵌入到j c 中)θi c →j c ,则{}j c S -为不可满足的,反之成立;C1<=C2{C1,C2,…Cn}=C1^C3…^Cn=0;;;; C1&C3…&Cn=0S 是不可满足的充分必要条件S-Ci 是不可满足。

根据这两点,我们可以从宽度优先归结策略中删除一些没有必要的步骤,从而提高归结的效率。

这种方法,我们称之为删除策略。

对于给定的子句集S ,删除策略我们可以表述如下:1、 在S 中将可被嵌入的子句删除得到子句集1S ;2、 对1S 中可以归结的子句之间进行归结得到2S ;3、 将21S S ∨中的重言式和可被嵌入的子句删除得到3S ;4、 3S 上的子句进行归结;5、 重复以上过程,最终得到空子句。

删除策略同样是完备的,主要是因为删除后的子句集与原子句集是同不可满足的。

下面例子说明了删除策略的过程:例子:对于子句集,(1))()()(x R x Q x P ⌝∨∨(2))(a Q ⌝(3))()(a Q a R ∨⌝(4))(y P(5))()(z R z P ∨⌝step1:删除(1),因为(1)可被(4)嵌入;得到S 1={2, 3, 4, 5};step2:在S 1上归结,得到)()6(a R ⌝ (2,3)(7)~P(a)vQ(a)(8))(z R (4,5) {}8,7,6,5,4,3,21=∨S Sstep3:在S 1∨S 中删除(3)可被(6)嵌入,删除(5)可被(7)嵌入;{}8,7,6,4,22=Sstep4:在S 2中,(6),(8)归结 {□};S 是不可满足的,用删除策略是否一定能找到空子句?5.5.3 支持集策略我们知道人们在进行子句的归结时候,主要是通过感觉上,那些子句之间有可能产生空子句来归结,从而效率非常高。

支持集策略从人们在归结时的一些想法出发,首先把子句集进行划分。

划分成支持集和非支持集两个部分。

空子句一定是由支持集中的子句参与得到的。

● 定义:设子句集S 为不可满足的,如果S T ⊂,且集合T S -是可满足,则称子句集T 为子句集S 的支持集。

● 支撑集策略:在S 中求导出空子句的归结序列时,在每一归结母式中至少有一个子句不在T S -中。

意味着,可以在T 中或者归结结果中。

● 支持集策略,也是一种完备的归结策略。

即对于不可满足的子句集S ,利用支持集策略一定能够得到空子句。

下面通过一个例子来说明支持集策略的使用。

例子:对于以下给定的子句集,利用支持集策略进行归结。

(1)),),,((1111y x y x f P(2))),,(,(2222y y x g x P ⌝(3)),,(),,(),,(),,(333333333333w z u P w v x P v z y P u y x P ∨⌝∨∨⌝(4)))(,),((444x h x x h P ⌝我们可以看出(4),(2),(3)是可以满足的,因此(1)为支持集。

根据支持集粗略,得到:(5)))(,,(),,())(,,(333333333z h v x P v z y P z h y x P ⌝∨∨⌝ 在(4)(3)中利用43/x z 和3343/)(,/)(u z h w z h ,并归结得到。

对(5)进行33/y v 得到),,())(,,(333333v z v P z h v x P ∨⌝;(6))),((,,(3333v y g h v x P ⌝,对(2)进行2323/,/y v x y 后)),,(,(3333v v y g y P ⌝;对(5)进行333/),(z v y g 后得到)),,(,())),((,,(33333333v v y g v P v y g h v x P ∨⌝;归结后得到的。

(7)通过合一131313311/)),((,/,/))),((,(y v x g h y x x v x g h x f 得到(1)和(6)归结的空子句。

5.5.4 线性策略线性归结是指除第一次归结外,其它各次归结中,至少有一个母式是上次的归结结果。

线性归结是完备的,即对于不可满足的子句集S ,用线性归结的方法一定可以得到空子句。

练习,利用归结原理证明,以下的子句集是不可满足的。

)()()7()()()6()(),()5()()4()()3())(()()()2())(,()()()1(x c x P x v x P y P y a w a E a P x f C x v x E x f x w x v x E ⌝∨⌝⌝∨⌝∨⌝∨∨⌝∨∨⌝以上的四种归结策略都是完备的归结策略。

实际上,为了提高归结的效率,还有其他不完备的归结策略,如:锁归结、输入归结、单位归结等。

在此并不详细叙述,感兴趣的同学参见王元元的书。

5.6 归结原理应用归结原理在计算机科学中,有着非常广泛的应用。

目前来说归结原理主要有四个方面的主要应用:(1) 定理证明:对于给定的公理系统证明一个公式是否为定理。

是一个是非性的答案。

例如,几何定理的机器证明等。

(2) 问题解决:问题解决(Problem Solving )是人工智能中的一个主要问题。

这时待证的定理通常是)(x xA 是否成立。

给出答案通常为:“是,x= ”或者为“否”;(3) 程序分析验证:分析和验证程序是否能够给出预定的结果。

主要的应用方面是航天航空等,而非商业程序。

(4) 规划生成:根据给出的目标,规划出一系列步骤。

实际上,是对于给定的定理,找到他的归结序列的过程。

目前被应用到智能主体的行为规划上。

目前在(2)和(4)中更多地采用基于数据处理的方法;或者称为机器学习的方法来解决。

产生这样转变得原因主要有两个:(1) 信息时代的突出特点是数据多,这些数据中有成功的,也有失败的。

对于同样的方法,即可能对于某些案例是成功的,而对于另外一些反而是失败。

因此,人们更愿意从大量数据中蕴涵的道理来确定解决方案。

(2) 逻辑的方法总是非常严格,给出了非常具体的答案(非白即黑)。

因此,很难让人接受。

例如,天气预报说下雨是非常肯定的答案,但是没有下的话就使大家陷入的尴尬的境地。

因此,人们更喜欢概率和数据挖掘的方法。

这样给出的答案总是带有一定的不确定性。

对于这类方法中,目前主要热门的Learning Bayes Network ,例如微软的Windows XP 中就重点使用了这种技术,也就是说,以后对Windows XP 出现的任何问题,人们都得不到的确切的回答。

得到只是,某种情况的可能性最大,某种方法的有效性最高等。

目前数据处理的方法,比逻辑分析的方法来说,占有极大的优势。

不单个大公司都在推崇数据处理分析方法-例如Intel 中国研究院的一个重点任务就是研究Learning Bayes Network ,而且这种方法也越来越多地被人们接受-主要的原因是比逻辑分析方法更容易掌握。

也许不久能够出现一种,将逻辑分析与数据分析结合起来的方法;但这种方法绝对不是目前的模糊逻辑和模糊系统等方法。

A(X)→B(x)B(Y)→(XXXXX)RETE →规则引擎→Ilog →Drools5.7 HORN 子句程序设计子句集是一种标准的形式,利用计算机可以在这样的子句集上进行推理。

要形成计算机程序来进行逻辑推理,重要的一条就是让人们在理解和使用的时候,非常方便,也就是高级程序设计语言的基本要求。

人类在推理时,总是分成条件结论等。

而子句集淡化这些概念,从而使人难于理解。

HORN 子句正是解决这样的问题。

HORN 子句是一种逻辑程序设计语言。

5.7.1 HORN 子句定义:子句n P P P ∨∨∨ 21中,如果至多只含有一个正文字,那么称该子句为HORN 子句。

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