- •Вопросы по математической логике и теории алгоритмов (автф, III семестр)
- •Вопрос 1. Формальные исчисления. Выводы в исчислении. Теорема исчисления. Разрешимые и непротиворечивые исчисления.
- •Вопрос 2 Исчисление высказываний ив. Теорема о замене
- •Вопрос 3. Основные эквивалентности (ив) формулы ,аксиомы и правила вывода. Понятия док-ва ,дерево док.. Теор. О дедукции.
- •4.Cимантика исчисление высказываний.Непротиворичивость ив.Таблицы истиности.Общезначимые и выполнимые формулы.Теорема о полноте.РазрешимостьИв.
- •5.Семантическое дерево. Алгоритм Квайна и алгоритм редукции проверки общезначимости формул.
- •Вопрос 6. Метод резолюций в ив. Правило согласия. Метод резолюций для
- •Вопрос 7. Алгебраические системы. Формулы сигнатуры Подформулы. Свободные и связанные переменные. Предложения. Истинность формулы на элементах алгебраической системы.
- •Вопрос 8. Общезначимые и выполнимые формулы. Теорема об общезначимости формул сигнатуры σ, соответствующих общезначимым формулам ив. Выполнимое множество формул. Теорема компактности.
- •Вопрос 9.
- •Теорема о существовании модели. Для любого непротиворечивого мн-ва формул г сигнатуры
- •Вопрос 10. Основные эквивалентности .
- •Вопрос 11. Элементарные теории. Сис-ма аксиом теории ….
- •Вопрос 12. Сис-ма аксиом арифметики Пеано…..
- •#13. Подстановка сигнатуры σ. Композиция подстановок. Унификатор и наиболее общий унификатор. Алгоритм унификации. Теорема об алгоритме унификации.
- •Метод резолюции в исчислении предикатов
- •Алгоритм унификации
- •Вопрос 14.
- •16.Понятие алгоритма, основные признаки алгоритма. Вычислимые функции и тезис Чёрча.
- •Вопрос 17. Определение машины Тьюринга
- •Вопрос 18. Основные машины Тьюринга.
- •Вопрос 19. Вычисление функций на машинах Тьюринга.
- •Вопрос 20. Понятие примитивно рекурсивной функции. Основные примеры. Простейшие прф:
- •Вопрос 21.Примитивно рекурсивные отношения, основные преобразования над ними…
- •Вопрос 22. Нумерация n-ок натуральных чисел примитивно рекурсивными ф-ями.
- •Вопрос 23. Частично рекурсивные и рекурсивные функции. Теорема об элиминации.
- •Вопрос 24. Вычислимость чрф на машинах Тьюринга.
- •Вопрос 25. Частичная рекурсивность функций , вычислимых на машинах Тьюринга.
- •Вопрос 26. Универсальное чрф. Теорема роб универсальности. Теорема Райса.
- •Вопрос 27. Геделевская нумерация формул, аксиом и правил вывода исчисления предикатов. Рекурсивно перечислимые множество…
- •Вопрос 28. Временная и ленточная сложности мт, вычисляющей заданную функцию. Теоремы о верхней границе сложности вычислений. Теорема об ускорении
- •Вопрос 29. Эффективности вычислений:
- •Метод сводимости:
- •Вопрос 30.Понятие переборной задачи. Универсальные переборные задачи. Примеры.
- •Вопрос 31. Основные алгоритмы сортировки и их сложность.
- •Вопрос 32. Детерминированные и недетерминированные конечные автоматы, связь м/у ними.
- •Вопрос 33. Неклассические логики
- •Предикатные логики
Вопрос 8. Общезначимые и выполнимые формулы. Теорема об общезначимости формул сигнатуры σ, соответствующих общезначимым формулам ив. Выполнимое множество формул. Теорема компактности.
Формула φ(х1,…,хn) сигнатуры Σ называется тождественной истинной или общезначимой (тождественно ложной или противоречивой), если для любой алгебраической системы М=<А,Σ>, если для любой алг. системы М=<A, Σ> и любых a1,…,аn є A выполняется (М|=φ(a1,…,аn) (M(|≠φ(a1,…,аn)).
Формула φ(х1,…,хn) называется выполнимой (опровержимой), если для некоторой M=<A,Σ> и некоторых a1,…,аn є А выполняется М|= φ(а1,…,аn) (М|≠φ(а1,…,аn))
Теорема: φ(A1,…,An) – тождественно истинной формула ИВ, φ1,…,φn – формулы ИП в степени Σ.
Теорема: М,Д – алгебраические системы сигнатуры Σ, φ: М→Д, то для любой формулы φ(х1,…,хn) сигнатуры Σ и любых a1,…,аn є А М|=φ( a1,…,аn) <=> Д|= φ (f(a1),…,f(аn))
Г – множество формул сигнатуры Σ.
Х – множество свободных переменных из Г
Г называется выполнимым, если существует Ш=<M, Σ>, x є X |→ax єM, так что Ш|=Г.
Ш|= φ(aх1,…,aхn) для любых φ(х1,…,хn) є Г.
При этом Ш называется моделью для множества Г.
Σ={≤}
Г={x(x≤x), xy(x≤y v y≤x), xyz((x≤y v y≤z) → x ≤2), xy((x≤y ^ y≤x) → x≈y)}
<N, ≤ > |= Г
<{0}, ≤ > |= Г
Г ’= Г {xy ¬ (x≈y);
xy ((x≤y ^ ¬ x≈y) → z (x≤z ^ z≤y ^ ¬ x≈z ^ ¬ z≈y))
Свойство плотности
<N, ≤ > |≠ Г ‘
<Q, ≤ > |= Г ‘
Г ‘ имеет лишь бесконечные модели
Г называется локально выполнимым, если люб. кон. F0 ≤ Г выполнимо.
Теорема Мальцева: Любое локально выполнимое множество формулы выполнимо.
Следствие: Если для любого n є N из множества Г имеет модель мощности ≥ k, то Г имеет бесконечную модель.
Вопрос 9.
Зафиксируем некоторую произвольную сигнатуру и опр-им исчисление предикатов сигнатуры ( ИП ). Аксиомами ИП явл. следующие секвенции:
1. φ ├ φ, φ-формула ИП
2. ├ x ≈ x, x –переменная
3. x ≈ y, (φ)ZX├(φ) ZY, x,y,z-переменные, φ-формула ИП , удовлетворяющего условию на запись (φ)Zx и (φ) ZY
Правила вывода ИП таковы:
1.; 2. ; 3. ; 4. ; 5.
6. ; 7. ; 8. ; 9.
10. ;11. ;12. ;
13. , где x не входит в члены Г свободно; 14. ; 15.
16. , где х не входит в и члены Г свободно.
Следующие секвенции доказуемы:
1. ├ x1,…,xn φ
2.x1, … , xn ψ├ (ψ)x1,…, xn
Теорема о дедукции. Если Г U {φ,ψ} – мн-во формул ИП, то из Г,φ-|ψ следует Г-| φ→ψ.
Теорема Гёделя о полноте. Формула φ исчисления ИПдоказуема тогда и толь тогда, когда φ тождественно истинна.
Исчисление ИП непротиворечиво, т.е. не все формулы ИП доказуемы в ИП.
Док-во:
S=(├ ¬x ≈ x)(тождественно ложная формула)
=> ╞ S => по т. о полноте S недоказуемо => ИП непротиворечиво.
Теорема о существовании модели. Для любого непротиворечивого мн-ва формул г сигнатуры
существует некоторая модель W╞ Г.
Тождественно истинные формулы:
Вопрос 10. Основные эквивалентности .
эквивалентно в , если док-ма секв. |- и |- в .
.
, если для док-в секв. |- и |- использются правила 1)-12)
Предл.
В справедливы все эквивалентности ИВ:
Предл.
а)
б)
в) \
г) > перем. х не входит свободн. в
д) |
е) /
ж) \
з) / >у не входит в свободн. и никакое вхождение х не находится под квантором или .
Теорема о замене.
Если ф-ла получается из сигнатуры заменой некоторого вхождения подформулы ф-лы на ф-мулу и , то , под квантором или .
Пренексные и клазуальные нормальные формы.
Ф-ла называется безкванторной если не содержит кванторов. Бескванторная ф-ла находится в ДНФ (КНФ), если получается из ф-лы ИВ, находящейся в ДНФ (КНФ), заменой проп. перем. на фтомарные ф-лы сигн. .
Ф-ла находится в пренексной (клазуальной) нормальной форме, если имеет след. вид:
, где ; - бескванторная ф-ла находящаяся в ДНФ (КНФ).
(ПНФ, КлНФ - пренексные и клазуальные нормальные формы).
Теорема
Для любой ф-лы сигн. существует эквиалентная ф-ла сигн. , находящаяся в ПНФ (К1НФ).
Алгоритм приведения к НФ.
-
удаление :
-
использование з-на де Моргана, з-ны двойного отрицания и св-ва а), б) пред. предл.,
-
исп-е св-ва в)-з),
-
бескванторное ядро
Пример.
Привести ф-лу Х к ПНФ.
- ПНФ, КлНФ.