Page 42 - 6109
P. 42

Літерали  L  та  ~L  є  протилежними.  Кажуть,  що  дві  фрази  містять
               контрарну пару атомарних формул (або просто контрарну пару), якщо одна з
               них  включає  деяку  атомарну  формулу  без  заперечення,  а  інша  –  ту  саму
               формулу під знаком заперечення.
                             На основі цього правило резолюцій можна подати, як:
                      Дві фрази, що містять контрарну пару, можуть бути резольвовані одна з
               іншою,  і  результатом  резолюції  (резольвентою)  є  диз'юнкція  літералів,  які
               залишаються  в  обох  фразах  після  викреслення  контрарної  пари.  Тобто  із
               диз’юнктів XF та ~XG виводимо диз’юнкт FG.
                      Слід  відмітити,  що  правило  резолюцій  завжди  зберігає  істинність.  Це
               означає,  що  якщо  (XF)=1  та  (~XG)=1  для  деякої  інтерпретації  ,  то  і
               (FG)=1.
                      Правило  резолюцій  необов’язково  застосовувати  до  крайніх  лівих
               диз’юнктів.  Оскільки,  ми  не  розрізняємо  диз’юнкти,  що  відрізняються
               порядком запису літералів.
                      Нехай  S  –  множина  диз’юнктів.  Виводом  з  S  називається  послідовність
               диз’юнктів D 1, D 2, …,D n така, що кожний диз’юнкт цієї послідовності належить
               S або слідує їх попередніх за правилом резолюцій. Диз’юнкт D виводиться з S,

               якщо існує вивід S, останнім диз’юнктом якого є D.
                      Наприклад, S={~X  Y  Z, ~Y  U, X} D 1 =…., D 5 = Z  U. Диз’юнкт Z  U
               виводиться з S.
                      Застосування  методу  резолюцій  базується  на  наступному  твердженні:
               Множина  диз’юнктів  логіки  висловлювань  S  невиконувана  тоді  і  тільки  тоді,
               коли з виводимо пустий диз’юнкт.
                      Для доведення того, що формула G є логічним наслідком формул  F 1,…,
               F n  метод  резолюцій  застосовується  наступним  чином.  Спочатку  складається
               множина формул T = {F 1,…,F n, ~G}. Потім кожна з цих формул приводиться до
               кон’юктивної нормальної форми і в отриманих формулах викреслюються знаки
               кон’юнкції. Отримується множина диз’юнктів S, та здійснюється вивід пустого
               диз’юнкту з S. Якщо пустий диз’юнкт виводиться з S, то формула G є логічним
               наслідком формул F 1,…,F n. Якщо вивести   з S неможливо, то формула G не є
               логічним наслідком формул F 1,…,F n.
                      Нехай з S виводимо  . Припустимо протилежне  множина S виконувана,
               тобто існує інтепритація , при якій всі дизюнкти істинні. Виводимість   із S
               означає,  що  існує  послідовність  D 1,  D 2,  …,  D n  =   ,  кожний  дизюнкт  якої
               належить  S  або  отримується  з  попередніх  за  методом  резолюцій.  Якщо  D j
               належить та за припущенням (D j)=1, якщо отримується з попередніх то також

               (D j)=1 (правило зберігає істинність) при j = n ( )=1  що протиречить.
                      Наприклад,  довести,  що  формула  G=Z,  є  логічним  наслідком  формул
               (приклад 1)
                      F 1=~X  Y  X  Z,
                      F 2 = ~Y  Z
                      Оскільки  в  логіці  предикатів,  в  диз’юнктах  можуть  бути  змінні,  то
               попереднє правило резолюцій  вже не  підходить. Дійсно, множина диз’юнктів
               S={P(x),  ~P(x)}  не  виконувана  (передбачається  що  змінна  зв’язана  квантором

                                                                                                            42
   37   38   39   40   41   42   43   44   45   46   47