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1
《计算机数学基础
(
上
)
》辅导
(2)
??
谓词逻辑
本章重点
:谓词与量词,公式与解释
,前束范式,谓词逻辑推理证明
.
一、重点内容
1.
谓词与量词
?
谓词,在谓词逻辑中,原子命题分解成个体词和谓词
. <
/p>
个体词
是可以独
立存在的客体,它可以是
具体事物或抽象的概念
.
谓词
是用来
刻划个体词的性质
或事物之间的关系的词
.
个体词分个体常项
(
用
a
,
b
,
c
,
d
,…
表示
)
和个体变项
(
用
x
,
y
,
z
,…
表示
)
;谓词
分谓词常项
(
表示具体性质和关系的词
)
和谓词变项
(
表示抽象的或泛指
的谓词
)
,
用
F
,
G
,
P<
/p>
,…
表示
.
注意,单独的个体词和谓词不能构成命题,将个体词和谓词分
开不是命
题
.
?
量词,是在命题中表示数量的词,
量词有两类:全称量词
?
,表示“所
有
的”或“每一个”;存在量词
?
,表示“存在某个”或“至少有
一个”
.
在谓词逻辑中,使用量词应注意以下几点:
(1)
在
不同个体域中,命题符号化的形式可能不同,命题的真值也可能
会改变
< br>.
(2)
在考虑命题符号化时,如果对个体域未作说明,一律使用全个体域
.
(3)
< br>多个量词出现时,不能随意颠倒它们的顺序,否则可能会改变命题
的涵义
.
谓词公式只
是一个符号串,没有什么意义,但我们给这个符号串一个解
释,使它具有真值,就变成一
个命题
.
所谓解释就是使公式中的每一个变项都有
个体域中的元素相对应
.
2.
公式与解释
学习这一部分内容要侧重于能将谓词逻辑公式表达式中,消除
量词写成
与之等值的公式,然后将解释中的数值代入,求出真值,并着重理解在谓词和<
/p>
量词的作用下变元的自由性、约束性和更名规则、代入规则等
.
?
谓词公
式,我们将命题常数
0
,
1
,一个命题和命题变元以及一个命题
函数
P
(
x
1
,
x
2
,…,
x
n
)
,统称原子公式,由原子公式、联结词和量词
可构成谓词公式
(
严格定义见教材
)<
/p>
.
命题的符号化结果都是谓词公式。
例如
?
x
(
F
(
x
)
?
G
(
p>
x
))
,
?
x
(
F
(
x
)
?
G
(
x
))
,
< br>?
x
?
y
(
F
(
x
)
?
F
(
y
p>
)
?
L
(
x
,
y
)
?
H
(
x
< br>,
y
))
等
都是谓词公式
.
?
变元与辖域,在谓词公式
?
xA
和
?
xA
中,
x
是
指导变元
,
A
是相应量词
的
辖域
.
在
?
x
和
?
x
的辖域
A
中,
x
的所有出现都是约束出现,即
x
是
< br>约束变元
,
不是约束出现的变元,就是
< br>自由变元
.
也就是说,量词后面的式子是
辖域
.
量词
只对辖域内的同一变元有效
.
2
<
/p>
?
换名规则
,就是把公式中量词的指导变
元及其该量词的辖域中的该变
元换成该公式中没有出现的个体变元,公式的其余部分不变
.
?
代入
规则
,就是把公式中的某一自由变元,用该公式中没有出现的个体变
元符号替代,且要把该公式中所有的该自由变元都换成新引入的该符号
.
?
p>
解释
(
赋值
)
p>
,
谓词公式的个体域
D
是非空集合,
(1)
每一个常项指定
D
中一个元素;
(2)
每一个
n
元函数指定
D
n<
/p>
到
D
的一个函数;
(3)
每一个
n
元谓词指定
D
n
到
{0,1}
的一个谓词
.
?
谓词公式分类
,在任何解释下,谓词公式
A
取真值
1
,公式
A
为逻辑
有效式
(
永真式
)
;在任何解释下谓词公式
A
取真值
0
,公式
A
为永假式;至
少有
一个解释是公式
A
取真值
1
,公式
A
称为可满足
式。
3.
前束范式
一个谓词公式的前束范式,仍然是谓词公式
.
若一个谓词公式
F
等值地转
化
成
Q<
/p>
1
x
1
Q
2
x
2
...
Q
k
x
k
B
那么
Q
1
x
1
Q
< br>2
x
2
...
< br>Q
k
x
k
B
就是
F
的前束范式,其中
Q
1
,
Q
2
,
…
,
< br>Q
k
只能是
?
< br>或
?
,
而
x
1
,
x
2
,…,
x
k
是
个体变元,
B
是不含量词的谓词公式
.
每个谓词公式
F
都可以变换成与它等值的前束范式
.
其步骤如下:
①
消去联结词
?
,
?
,
?
?
;
②
<
/p>
将联结词
?
移至原子谓词公式之前;
p>
③
利用换名或
代入规则使所有约束变元的符号均不同,并且自由变元与约
束变元的符号也不同;
④将
?
x,
?
x
移至整个公式最左边;
< br>
⑤
将公式化为前束范式
.
4.
谓词逻辑的推理理论
谓词演算的推理是命题演算推理的推广和扩充,命题演算中的
一些规
则,如基本等值公式,重言蕴含式以及
P
,
T
,
CP
< br>规则在谓词演算中仍然使用
.
在谓词演算推理中,某些
前提和结论可能受到量词的限制,为了使用这些推
理,引入消去和附加量词的规则,有<
/p>
US
规则
(
全称
量词消去规则
)
,
UG
规则
(
全
称量词附加规则
p>
)
,
ES
规则
p>
(
存在量词消去规则
)
,
EG
规则
(
存在量词附加规则
)
等,以便使谓词演算公式的推理过程可
类似于命题演算的推理进行
.
二、实例
例
2.1
将下列命题符号化:
(1)
每个母亲都爱自己的孩子;
(2)
所有的人都呼吸;
(3)
有某些实数是有理数
.
解
(1)
设个体域是所有母亲的集合
.
M
(
x
p>
)
:
x
表示爱自己
的孩子;
3
该命题符号化为
?
xM
(
x
)
.
(2)
设个体域为人的集合
.
H
(
x
p>
)
:
x
表示要呼吸
.
该命
题符号化为
?
xH
(
< br>x
)
或设个体域为生物集合,
M
(
x
)
:
x
是人
.
H
(
p>
x
)
:
x
表示要呼吸
.
<
/p>
该命题符号化为
?
x
(
M
(
x
)
?
H
(
x<
/p>
))
(3)
设个体域为数的集合
.
R
(
x
p>
)
:
x
表示实数<
/p>
Q
(
x
)
:
x
表示有理数
.
p>
该命题符号化
?
x
(
R
(
x
)<
/p>
?
Q
(
x
))
.
例
2.2
指出下列公式
?
x
?
y
(
R
(
x
,
p>
y
)
?
L
(
y
,
z
))
?
?
xH
(
x
,
y
< br>)
中量词的每次出现辖域,并指出变元的每次出现是约
束出现,还是自由出现,
以及公式的约束变元,自由变元
.
解
在公式
?
x
?
y
(
R
(
p>
x
,
y
)
?
L
(
y
,
z
))
?
?
xH
(
x
< br>,
y
)
中,
?
x
只有一次出现,辖域是
?
p>
y
(
R
(
x
,
y
)
?
L
(
y
< br>,
z
))
;
?
y
只有一次出现,辖域是
R
p>
(
x
,
y
)
?
L
(
y
,
z
)
< br>;
?
x
只有一次
出现,辖域是
H
(
x
,
y
)
.
变元
x
在公式
?
x
?
y
(
R
(
x
,
< br>y
)
?
L
(
y
,
z
)
)
?
?
xH
(
x
,
y
)
p>
中有四次
出现,其中第一次出现是在
?
p>
x
中,是约束出现;第二次出现是在
?
p>
x
的辖域中,
也是约束出现;第三次出现是
在
?
x
中,也是约束出现;第四次出现
是在
?
x
的辖
域中,也是约束出现
.
这四次出现都是约束出现,所以
x
是该公式的约束变元
.
不是该公式的自由变元
.
变元
y
在公式
?
x
?
y
(
R
(
x
,
y
)
?
L
(
y
,
z
))
?
?
xH
(
x
,
y
)
中有
四
次出现
.
其中第一次是在
?
y
中的出现,是约束出现;第二次出现和第三
次出现
是在
?
y
的辖域中的出现,也是约束出现;第四次出现是自由出现
. y
在该公式中
有三次约束出现,一次自由出现,因此变元
y
p>
既是该公式的约束变元,也是自
由变元
.
变元
z
在公式
?
x
?
y
(<
/p>
R
(
x
,
y
)
?
L
(
y
,
z
))
?
?
xH
(
x
,
y
)
中只有一次自由出现,
所以
z<
/p>
是该公式的自由变元
.
注意,由例
2.2
< br>看到,同一个个体变项,在同一个公式中,既可以是约
束出现,也可以是自由出现
,这种情况有时会造成一些混淆,带来不变
.
要改
变这种情况,使一个个体变项在同一个公式中,不同时既是约束出现,又是自
由出现,采取换名规则或代入规则
.
例
2.3
给定解释
I
:
①
D
=
{2,3};
②
D
中特定
元素
a
=2
;
③
函数为
f
(
2
)
?
p>
3
,
f
(
3
)
?
2
④
谓词
F
(
x
)
为
F
(2)=0,
F
(3)=1
G
(
x
,
y
)
为
G
(2,2)=
G
(2,3)=
G
(
3,2)=0,
G
(3,3)=1
L
(
x
,
p>
y
)
为
L
(2,2)=
L
(3,3)=1,
L
(2,3)=
L
(3,2
)=0
4
求在解释
I
下各公式的真值
.
(1)
?
xF
(
x
)
?
< br>G
(
x
,
a
)
;
(2)
?
x
?
yL
(
x
,
y
)
;
解
设所求
二个公式分别记作
A
,
C.
有
(<
/p>
1
)
A
?
(
F
(
2
)
?
G
(
2
,
2
))
< br>?
(
F
(
3
)
?
G
(
3
,
2
))<
/p>
?
(
0
?
0
)
?
(
1
?
0
)
?
0
?
0
?
0
(
2
)
C
?
?
yL
(
2
,
y
p>
)
?
?
yL
(
3
,
y
)
?
{
L
(
2
,
2
)
?<
/p>
L
(
2
,
3
))
?
{
L
(
3
,
2
)
?
L
< br>(
3
,
3
)}
?
(
1
?
0
)<
/p>
?
(
0
?
1
)
?
1
?
1
?
1
和命题逻辑一样,在谓词逻辑中,有的公式在任何解释下都真,也有的
公式在任何解释下都假
.
以此,把公式分为
三类:在任何解释下公式
A
为真,或
者
公式
A
的真值表全为
1
,这就是永真式;在任何解释下公式
A
为假,或者公<
/p>
式
A
的真值表全为
0
,这就是永假式;公式
A
不总是假
,或者公式
A
的真值表
至少有一个
p>
1
,这就是可满足式
.
由此可见,永真式也是可满足式
.
例
2.4
讨论公式
?
x
?
yF
(
x
,
y
)
?
?
p>
y
?
xF
(
x
,
y
)
的类型
.
证明
用
A
表示该公式
.
取解释
I
如下:个体域为整数集,
F
(
x
,
y<
/p>
)
:
x
?
y
,在<
/p>
I
下,若
A
的前
件为
真,但后件为假,所以
A
为假,这
说明
B
不是永真式;
再取解释
I
?
:个体域认为仍
为整数集,
F
(
x
,
y
)
:
x
=
y.
在解释
I
?
下,当
A
的前件为
真时,后件为真
.
故<
/p>
A
为真,这又说明
A
不是永假式
.
综上所述,
A
是可满足式
.
由例
2.
4
可知,量词的次序不能随便颠倒
.
例
2.5
将公式
F
?
x
(
A
(
p>
x
)
?
B
(
x
,
y
))
?
(
?
yC
(
y
)
< br>?
?
zD
(
y
,
z
))
化为前束范式
.
解
p>
①消去联结词
?
(0
?
,
??
)
;
F
?
?
(
?
x
(
?
A
(<
/p>
x
)
?
B
(
x
,
y
))
?
(
??
yC
(
y
)
?
?
zD
(
y
,
z
))
< br>
②
将联结词
?
移至原子公式之前
.
F<
/p>
?
?
x
?
(
?
A
(
x
)
?
B
(
x
,
y
))
?
(
?
y
?
C
(
y
)
?
?
zD<
/p>
(
y
,
z
))
?
p>
?
x
(
A
(
x
)
?
?
B
(
x
< br>,
y
))
?
(
?
y
?
C
(
y
)
?<
/p>
?
zD
(
y
p>
,
z
))
③
换名
F
?
?
x
(
A
(
x
)
< br>?
?
B
(
x
,
y
))
?
(
?
t
?<
/p>
C
(
t
)
?
?
zD
(
y
,
z
))
④
把量词提到整个公式的前面
F
?
?
x
?
t
?
z
(
A
(
x
)
?
?
B
(
x
,
y
))
?
?
C
(
t
p>
)
?
D
(
y
,
z
))
为所求前束范式
.
重要的是弄清楚前束范式的定义,求前束范式主要是利用基本等值式、蕴含式和换名
p>
规则,把一个谓词公式化为前束范式,虽然前束范式是谓词公式的一种标准形式,但是一
p>
般一个谓词公式的前束范式并不是唯一的
.
例
2.6
试
证
(
P
?
Q<
/p>
)
?
R
?
(
R
?
P
)
?
(
S
?
P
)
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