- •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)
Правило сложного заключения.
Правило сложного заключения также допускает обобщение.
Второе производное правило, получаемое в результате такого обобщения, применяется к формулам вида
и формулируется так :
если формулы и доказуемы, то и формула L доказуема.
Правило сложного заключения схематично записывается так:
├А1, ├А2, …,├Аn, ├A1→(A2→(A3→(...(An→L) …)))
├ L
Следующие правила знакомы по тождественно истинным формулам алгебры логики, носящим те же наименования.
Правило силлогизма.
Если доказуемы формулы А→В и В→С, то доказуема формула А→С , т. е.
├А→В,├В→С
├А→С
Правило контр позиции.
Если доказуема формула А→В, то доказуема формула , т. е.
├ А →В
├
На примере этого правила покажем, как доказываются такие утверждения в исчислении высказываний. Сделаем одновременную подстановку , получим доказуемую формулу ├(А→В)→├( ). (1)
Но по условию доказуема формула ├А→В. (2)
Из формул (2) и (1) по правилу заключения имеем ├ .
Правило снятия двойного отрицания.
а) Если доказуема формула , то доказуема формула .
б) Если доказуема формула , то доказуема формула .
Схематичная запись : ├ А → и ├ →В
├ ├ .
§4.Понятие выводимости формул из совокупности формул.
Будем рассматривать конечную совокупность формул Н={А1,А2,…,Аn}.
Определение формулы, выводимой из совокупности Н.
1)Всякая формула Аi ,является формулой, выводимой из Н.
2) Всякая доказуемая формула выводима из Н.
3) Если формулы С и С→В выводимы из совокупности Н, то формула В также выводима из Н.
Если некоторая формула В выводима из совокупности Н, то это записывают так: Н├В.
Нетрудно видеть, что класс формул, выводимых из совокупности Н, совпадает с классом доказуемых формул в случае, когда совокупность Н содержит только доказуемые формулы, и в случае, когда Н пуста.
Если же совокупность формул Н содержит хотя бы одну не доказуемую формулу, то класс формул, выводимых из Н, шире класса доказуемых формул.
Пример.
Доказать, что из совокупности формул Н={А ,В} выводима формула .
Так как А и В , то по определению выводимой формулы
Н├А, (1)
Н├В. (2)
Возьмемксиомы и , и выполним подстановки и .
В результате получим доказуемые формулы, которые выводимы из Н по определению выводимой формулы, т. е.
Н├(А→А)→((А→В)→(А )), (3)
Н├В→(А→В), (4)
Так как формула А→А доказуема, то Н├А→А. (5)
Из формул (5) и (3) по правилу заключения получаем: Н├(А→В)→(А )). (6)
Из формулы (2) и (4) по правилу заключения получаем: Н├А→В. (7)
Из формул (7) и (6) по правилу заключения получаем: Н├А . (8)
И, наконец, из формул (1) и (8) получаем:
Н├ (9)
Ясно, что при доказательстве выводимости формулы из совокупности формул можно пользоваться не только основным правилом заключения, но и правилом сложного заключения. Тогда, пользуясь этим правилом , предложение (9) можно получить из предложений (5), (7), (1) и (3).