- •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)
Односторонние машины Тьюринга
Машина Тьюринга называется односторонней, если в процессе вычисления ее головка никогда не сдвигается левее начальной ячейки (т.е. всегда находится в ячейках с положительными номерами).
Лемма 9.2. Для всякой м.Т. можно построить эквивалентную одностороннюю м.Т. .
Доказательство. Пусть . Будем считать (используя лемму 1 ), что завершает работу в стандартных конфигурациях. Требуемая м.Т. будет моделировать работу , используя "многоэтажную" ленту. Содержимое ячеек на 1-ом (нижнем) этаже будет на каждом такте совпадать с содержимым тех же ячеек , на 2-ом этаже будет копироваться содержимое левой полуленты: на нем в i -ой ячейке будет тот же символ, что и в -i -ой ячейке . Кроме того, на 3-ем этаже в 1-ой ячейке будет стоять отмечающий ее символ #. Таким образом, . Работа будет происходить следующим образом.
1) На первом этапе отмечается 1-я ячейка и содержимое входа переписывается на 1-ый этаж трехэтажной ленты:
Затем моделирует работу , используя для работы на 2-ом этаже дубликаты состояний (со штрихами) и команды со сдвигами в обратном направлении. Для команды q ,a -> r , b ,C из P и для всех в P' поместим команды:
Кроме того, для сохраним и старые команды для работы на впервые посещаемых ячейках:
Сдвиги из 1-ой ячейки налево в -1-ю и обратно моделируются переходом с одного этажа на другой в 1-ой ячейке :
После завершения моделирования результат записан в начальных ячейках на 1-ом этаже. переводит его в первоначальный алфавит
Проверка правильности работы м.Т. предоставляется читателю (см. задачу 9.4).
Последовательная и параллельная композиции машин Тьюринга
Используя возможность моделирования произвольной м.Т. на м.Т. со стандартными заключительными конфигурациями, легко установить справедливость следующей леммы о последовательной композиции машин Тьюринга.
Лемма 9.3.( Последовательная композиция ) Пусть м.Т. вычисляет функцию f(x), а м.Т. - функцию g(x). Тогда существует м.Т. вычисляющая функцию h(x) = f(g(x)).
Доказательство Действительно, пусть а . Используя лемму 9.1, будем считать, что у заключительныеконфигурации стандартны. Тогда легко проверить, что функция h вычисляется следующей м.Т. где .
Покажем, что работу двух м.Т. можно комбинировать так, чтобы в заключительной конфигурациисодержались результаты работы каждой из них над независимыми входами.
Лемма 9.4. ( Параллельная композиция ) Пусть м.Т. вычисляет функцию f(x), а м.Т. - функцию g(x) и символ * не входит в алфавит м.Т. . Тогда существует м.Т. которая по любому входу вида x*y выдает результат f(x)*g(y), т.е. вычисляет функцию H(x*y) = f(x)*g(y).
Доказательство. Пусть и - м.Т. Не ограничивая общности, будем считать, что эти машины односторонние (по Лемме 2). Определим теперьм.Т. , которая работает следующим образом.
Начав в конфигурации (p0x*y), находит 1-ый символ y
и переходит в конфигурацию (x*q02y).
Работая как вычисляет g(y) и переходит при этом в конфигурацию (x*qf2g(y)).
Переписывает *x после g(y) и переходит в конфигурацию g(y)*q01x).
Работая как вычисляет f(x) и переходит при этом в конфигурацию (g(y)*qf1f(x).
Меняет и местами и останавливается.
Корректность этапов 2 и 4 следует из односторонности и а реализация этапов 1, 3 и 5 достаточно очевидна (см. задачу 9.6).
Построенную в этой лемме м.Т. , полученную в результате параллельной композиции и , будем обозначать как . Здесь индекс * указывает символ, которым отделяются аргументы и на ленте . Этот символ может быть любым символом, не входящим в алфавит машины . Например, будет обозначать параллельную композициюмашин и , в которой их аргументы отделены символом #.
Конструкцию параллельной композиции можно обобщить на произвольное конечное число машин Тьюринга.
Следствие. Пусть - машины Тьюринга, вычисляющие функции f1, ... , fm, соответственно. Пусть символ * не входит в алфавиты этих машин. Тогда существует м.Т. , перерабатывающая любой вход вида x1*x2* ... *xm в выход f1(x1)*f2(x2)* ... *fm(xm).
Действительно, в качестве можно взять м.Т., определяемую выражением .\\ Будем обозначать эту машину Тьюринга как .