WikiDer > Метод аналитических таблиц

Графическое представление частично построенной пропозициональной таблицы

В теория доказательств, то семантическая таблица (/тæˈблoʊ,ˈтæблoʊ/; множественное число: картины, также называется дерево истины) это процедура принятия решения за приговор и родственная логика, и процедура доказательства для формул логика первого порядка. Аналитическая таблица - это древовидная структура, вычисляемая для логической формулы, имеющая в каждом узле подформулу исходной формулы, которая должна быть доказана или опровергнута. Вычисление строит это дерево и использует его для доказательства или опровержения всей формулы. Табличный метод также может определять выполнимость конечных наборов формулы различной логики. Это самый популярный процедура доказательства за модальная логика (Girle 2000).

Введение

Для таблиц опровержения цель состоит в том, чтобы показать, что отрицание формулы не может быть выполнено. Существуют правила обращения с каждым из обычных связки, начиная с основной связки. Во многих случаях применение этих правил приводит к разделению подтаблицы на две части. Квантификаторы созданы. Если какая-либо ветвь таблицы приводит к очевидному противоречие, филиал закрывается. Если все ветви закрываются, доказательство завершено и исходная формула логическая правда.

Хотя основная идея метод аналитических таблиц происходит из теорема исключения сечения из теория структурных доказательств, истоки табличных исчислений лежат в значении (или семантика) логических связок, как связь с теория доказательств был произведен только в последние десятилетия.

В частности, табличное исчисление состоит из конечного набора правил, каждое из которых определяет, как разбить одну логическую связку на ее составные части. Правила обычно выражаются в терминах конечных наборы формул, хотя есть логики, для которых мы должны использовать более сложные структуры данных, такие как мультимножества, списки, или даже деревья формул. В дальнейшем «набор» означает любое из {множество, мультимножество, список, дерево}.

Если такое правило существует для каждой логической связки, тогда процедура в конечном итоге создаст набор, состоящий только из атомарные формулы и их отрицания, которые не могут быть далее разбиты. Такой набор легко распознается как выполнимый или неудовлетворительный с точки зрения семантики рассматриваемой логики. Чтобы отслеживать этот процесс, узлы самой таблицы представлены в виде дерева, а ветви этого дерева создаются и оцениваются систематическим образом. Такой систематический метод поиска в этом дереве порождает алгоритм для выполнения дедукции и автоматизированных рассуждений. Обратите внимание, что это большее дерево присутствует независимо от того, содержат ли узлы наборы, мультимножества, списки или деревья.

Логика высказываний

В этом разделе представлено табличное исчисление для классической логики высказываний. Таблица проверяет, является ли данный набор формул выполнимым или нет. Его можно использовать для проверки либо действительности, либо следствия: формула действительна, если ее отрицание невыполнимо, а формулы ${ Displaystyle A_ {1}, ldots, A_ {n}}$ подразумевать ${ displaystyle B}$ если ${ Displaystyle {A_ {1}, ldots, A_ {n}, neg B }}$ неудовлетворительно.

Главный принцип пропозициональных таблиц - это попытка «разбить» сложные формулы на более мелкие до тех пор, пока не будут созданы дополнительные пары литералов или пока не станет невозможным дальнейшее расширение.

Исходная таблица для {(a⋁¬b) ⋀b, ¬a}

Метод работает с деревом, узлы которого помечены формулами. На каждом шаге это дерево модифицируется; в пропозициональном случае единственными допустимыми изменениями являются добавление узла как потомка листа. Процедура начинается с создания дерева, состоящего из цепочки всех формул в наборе, чтобы доказать невыполнимость. Вариант этого начального шага - начать с дерева с одним узлом, корень которого обозначен ${ displaystyle top}$; во втором случае процедура всегда может скопировать формулу из набора под листом. В качестве рабочего примера таблица для множества ${ Displaystyle {(а vee neg b) клин b, neg a }}$ Показано.

Принцип таблицы заключается в том, что формулы в узлах одной и той же ветви рассматриваются вместе, а разные ветви считаются разъединенными. В результате таблица представляет собой древовидное представление формулы, которая представляет собой дизъюнкцию конъюнкций. Эта формула эквивалентна множеству для доказательства невыполнимости. Процедура изменяет таблицу таким образом, что формула, представленная результирующей таблицей, эквивалентна исходной. Одна из этих конъюнкций может содержать пару дополнительных литералов, и в этом случае эта конъюнкция оказывается невыполнимой. Если все конъюнкции оказываются невыполнимыми, исходный набор формул оказывается невыполнимым.

И

(a⋁¬b) ⋀b порождает a⋁¬b и b

Каждый раз, когда ветвь таблицы содержит формулу ${ Displaystyle A клин B}$ то есть соединение двух формул, обе эти формулы являются следствиями этой формулы. Этот факт можно формализовать следующим правилом расширения таблицы:

(${ Displaystyle клин}$) Если ветвь таблицы содержит конъюнктивную формулу ${ Displaystyle A клин B}$, добавьте к его листу цепочку из двух узлов, содержащую формулы ${ displaystyle A}$ и ${ displaystyle B}$

Обычно это правило записывается следующим образом:

${ displaystyle ( land) { frac {A wedge B} { begin {array} {c} A B end {array}}}}$

Вариант этого правила позволяет узлу содержать набор формул, а не одну. В этом случае формулы в этом наборе рассматриваются вместе, поэтому можно добавить ${ Displaystyle {А, В }}$ в конце ветки, содержащей ${ Displaystyle A клин B}$. Точнее, если узел на ветке помечен ${ Displaystyle X чашка {A клин B }}$, можно добавить в ветку новый лист ${ Displaystyle Х чашка {А, В }}$.

Или

a⋁¬b порождает a и ¬b

Если ветвь таблицы содержит формулу, которая является дизъюнкцией двух формул, например ${ displaystyle A vee B}$, может применяться следующее правило:

(${ displaystyle vee}$) Если узел ветки содержит дизъюнктивную формулу ${ displaystyle A vee B}$, затем создайте двух дочерних элементов-братьев для листа ветви, содержащих формулы ${ displaystyle A}$ и ${ displaystyle B}$соответственно.

Это правило разделяет ветвь на две, отличаясь только для последнего узла. Поскольку ветви рассматриваются в дизъюнкции друг с другом, две результирующие ветви эквивалентны исходной, поскольку дизъюнкция их необщих узлов в точности равна ${ displaystyle A vee B}$. Правило дизъюнкции обычно формально записывается с использованием символа ${ displaystyle |}$ для разделения формул двух отдельных узлов, которые необходимо создать:

${ Displaystyle ( vee) { гидроразрыва {A vee B} {A mid B}}}$

Если предполагается, что узлы содержат наборы формул, это правило заменяется на: если узел помечен ${ displaystyle Y cup {A vee B }}$, к листу ветви, в которой находится этот узел, можно добавить два дочерних узла, помеченных как ${ Displaystyle Y чашка {A }}$ и ${ Displaystyle Y чашка {B }}$соответственно.

Не

Цель таблиц - генерировать все более простые формулы до тех пор, пока не будут созданы пары противоположных литералов или пока не будет применяться другое правило. Отрицание можно лечить, изначально составляя формулы в нормальная форма отрицания, так что отрицание происходит только перед литералами. В качестве альтернативы можно использовать Законы де Моргана во время расширения таблицы, так что, например, ${ Displaystyle neg (А клин B)}$ рассматривается как ${ displaystyle neg A vee neg B}$. Правила, которые вводят или удаляют пару отрицаний (например, в ${ displaystyle neg neg A}$) также используются в этом случае (иначе не было бы возможности расширить формулу, подобную ${ Displaystyle neg neg (A клин B)}$:

${ displaystyle ( neg 1) { frac {A} { neg neg A}}}$

${ Displaystyle ( neg 2) { гидроразрыва { neg neg A} {A}}}$

Таблица закрыта

Закрытие

Каждую таблицу можно рассматривать как графическое представление формулы, которая эквивалентна набору, из которого построена таблица. Эта формула выглядит следующим образом: каждая ветвь таблицы представляет собой соединение своих формул; таблица представляет собой разъединение его ветвей. Правила раскрытия преобразуют таблицу в таблицу, имеющую эквивалентную формулу. Поскольку таблица инициализируется как отдельная ветвь, содержащая формулы входного набора, все последующие таблицы, полученные из нее, представляют формулы, которые эквивалентны этому набору (в варианте, где исходная таблица представляет собой единственный узел, помеченный как истина, формулы, представленные картины являются следствием первоначального набора.)

Таблица для выполнимого множества {a⋀c, ¬a⋁b}: все правила были применены к каждой формуле в каждой ветви, но таблица не закрыта (закрыта только левая ветвь), как и ожидалось для выполнимых множеств

Метод таблиц работает, начиная с начального набора формул, а затем добавляя к таблице все более простые и простые формулы до тех пор, пока противоречие не будет показано в простой форме противоположных литералов. Поскольку формула, представленная таблицей, является дизъюнкцией формул, представленных ее ветвями, противоречие получается, когда каждая ветвь содержит пару противоположных литералов.

Если ветка содержит литерал и его отрицание, соответствующая ему формула становится невыполнимой. В результате эту ветку теперь можно «закрыть», так как нет необходимости в ее дальнейшем расширении. Если все ветви таблицы закрыты, формула, представленная таблицей, является невыполнимой; следовательно, исходный набор также неудовлетворителен. Получение таблицы, в которой все ветви закрыты, является способом доказательства неудовлетворительности исходного множества. В пропозициональном случае можно также доказать, что выполнимость доказывается невозможностью найти замкнутую таблицу при условии, что каждое правило расширения применялось везде, где его можно было применить. В частности, если таблица содержит несколько открытых (незамкнутых) ветвей, и каждая формула, которая не является литералом, использовалась правилом для создания нового узла в каждой ветви, в которой находится формула, набор является выполнимым.

Это правило учитывает, что формула может встречаться более чем в одной ветви (это тот случай, если есть хотя бы точка ветвления «под» узлом). В этом случае необходимо применить правило расширения формулы, чтобы его выводы были добавлены ко всем этим ветвям, которые все еще открыты, прежде чем можно будет сделать вывод, что таблица не может быть расширена и что формула, следовательно, удовлетворительно.

Помеченная набором таблица

Один из вариантов таблицы - пометить узлы наборами формул, а не отдельными формулами. В этом случае исходная таблица представляет собой единственный узел, помеченный набором, выполнение которого должно быть доказано. Поэтому формулы в наборе считаются связанными.

Теперь правила расширения таблицы могут работать на листьях таблицы, игнорируя все внутренние узлы. Для конъюнкции правило основано на эквивалентности набора, содержащего конъюнкцию ${ Displaystyle A клин B}$ с набором, содержащим оба ${ displaystyle A}$ и ${ displaystyle B}$ вместо него. В частности, если лист помечен ${ Displaystyle X чашка {A клин B }}$, к нему можно добавить узел с меткой ${ Displaystyle Х чашка {А, В }}$:

${ Displaystyle ( клин) { гидроразрыва {Х чашка {А клин В }} {Х чашка {А, В }}}}$

Для дизъюнкции набор ${ Displaystyle X чашка {A vee B }}$ эквивалентно дизъюнкции двух множеств ${ Displaystyle X чашка {A }}$ и ${ Displaystyle X чашка {B }}$. В результате, если первый набор помечает лист, к нему могут быть добавлены два дочерних элемента, помеченные двумя последними формулами.

${ displaystyle ( vee) { frac {X cup {A vee B }} {X cup {A } | X cup {B }}}}$

Наконец, если набор содержит как литерал, так и его отрицание, эту ветвь можно закрыть:

${ displaystyle (id) { frac {X cup {p, neg p }} {closed}}}$

Таблица для данного конечного множества Икс конечное (перевернутое) дерево с корнем Икс в котором все дочерние узлы получены путем применения правил таблицы к своим родителям. Ветвь в такой таблице является закрытой, если ее листовой узел содержит "closed". Таблица закрыта, если все ее ветви закрыты. Таблица открыта, если хотя бы одна ветка не закрыта.

Вот две закрытые таблицы для набора Икс = {р0 & ~р0, п0 & ((~п0 ∨ q0) & ~q0)} с каждым приложением правила, отмеченным справа (& и ~ обозначают ${ Displaystyle клин}$ и ${ displaystyle neg}$, соответственно)

 {r0 & ~ r0, p0 & ((~ p0 v q0) & ~ q0)} {r0 & ~ r0, p0 & ((~ p0 v q0) & ~ q0)} ---------- ---------------------------- (&) ------------------- ----------------------------------------- (&) {r0, ~ r0, p0 & ((~ p0 v q0) & ~ q0)} {r0 & ~ r0, p0, ((~ p0 v q0) & ~ q0)} ---------------- ---------------------(я бы)                         -------------------------- -------------------------------- (&) закрыто {r0 & ~ r0, p0, (~ p0 v q0) , ~ q0} ---------------------------------------------- --------------- (v) {r0 & ~ r0, p0, ~ p0, ~ q0} | {r0 & ~ r0, p0, q0, ~ q0} -------------------------- (id) -------- -------------- (id) закрыто закрыто

Левая таблица закрывается после всего лишь одного применения правила, в то время как правая таблица не попадает в цель и закрывается намного дольше. Ясно, что мы предпочли бы всегда находить кратчайшие замкнутые таблицы, но можно показать, что не может существовать один единственный алгоритм, который находит кратчайшие замкнутые таблицы для всех входных наборов формул.

Три правила ${ Displaystyle ( клин)}$, ${ Displaystyle ( vee)}$ и ${ displaystyle (id)}$ приведенных выше данных достаточно, чтобы решить, является ли данный набор ${ displaystyle X '}$ формул в отрицательной нормальной форме совместно выполнимы:

Просто применяйте все возможные правила во всех возможных заказах, пока мы не найдем закрытую таблицу для ${ displaystyle X '}$ или пока мы не исчерпаем все возможности и не придем к выводу, что каждая таблица для ${ displaystyle X '}$ открыт.

В первом случае ${ displaystyle X '}$ совместно неудовлетворительно, и во втором случае листовой узел открытой ветви дает присвоение атомарных формул и отрицание атомарных формул, что делает ${ displaystyle X '}$ совместно удовлетворительно. Классическая логика на самом деле обладает довольно приятным свойством: нам нужно полностью исследовать только (любую) одну таблицу: если она закрывается, то ${ displaystyle X '}$ неудовлетворительно, и если он открыт, то ${ displaystyle X '}$ выполнимо. Но другие логики обычно не обладают этим свойством.

Этих правил достаточно для всей классической логики, взяв начальный набор формул Икс и заменяя каждого члена C своей логически эквивалентной отрицательной нормальной формой C ' давая набор формул ИКС' . Мы знаем это Икс выполнимо тогда и только тогда, когда ИКС' выполнима, поэтому достаточно искать замкнутую таблицу для ИКС' используя процедуру, описанную выше.

Установив ${ Displaystyle X = { neg A }}$ мы можем проверить, А это тавтология классической логики:

Если таблица для ${ displaystyle { neg A }}$ закрывается тогда ${ displaystyle neg A}$ неудовлетворительно и поэтому А является тавтологией, поскольку нет присвоения ценности истины когда-нибудь сделаю А ложный. В противном случае любой открытый лист любой открытой ветви любой открытой таблицы для ${ displaystyle { neg A }}$ дает задание, которое фальсифицирует А.

Условный

Классический логика высказываний обычно имеет соединительный обозначать материальное значение. Если записать эту связку как ⇒, то формула А ⇒ B означает "если А тогда B". Можно дать табличное правило для разбивки А ⇒ B в составляющие его формулы. Точно так же мы можем дать по одному правилу для каждого из ¬ (А ∧ B), ¬(А ∨ B), ¬(¬А) и ¬ (А ⇒ B). Вместе эти правила дадут завершающую процедуру для решения, является ли данный набор формул одновременно удовлетворительный в классической логике, поскольку каждое правило разбивает одну формулу на составные части, но ни одно правило не строит более крупные формулы из меньших составных частей. Таким образом, мы должны в конечном итоге достичь узла, который содержит только атомы и отрицания атомов. Если этот последний узел совпадает с (id), мы можем закрыть ветку, в противном случае она останется открытой.

Но обратите внимание, что в классической логике выполняются следующие эквивалентности, где (...) = (...) означает, что формула левой части имеет вид логически эквивалентный в формулу правой части:

${ displaystyle { begin {array} {lcl} neg (A land B) & = & neg A lor neg B neg (A lor B) & = & neg A land neg B neg ( neg A) & = & A neg (A Rightarrow B) & = & A land neg B A Rightarrow B & = & neg A lor B A Стрелка влево-вправо B & = & (A земля B) lor ( neg A land neg B) neg (A Leftrightarrow B) & = & (A land neg B) lor ( neg A земля B) end {array}}}$

Если начать с произвольной формулы C из классическая логика, и повторно применяем эти эквивалентности, чтобы заменить левые части правыми в C, то получим формулу C ' что логически эквивалентно C но имеющий свойство C ' не содержит смысла, а ¬ появляется только перед атомарными формулами. Такая формула называется нормальная форма отрицания и можно формально доказать, что каждая формула C классической логики имеет логически эквивалентную формулу C ' в отрицательной нормальной форме. Это, C выполнимо тогда и только тогда, когда C ' выполнимо.

Логическая таблица первого порядка

Таблицы расширены до логики предикатов первого порядка двумя правилами для работы с универсальными и экзистенциальными кванторами соответственно. Можно использовать два разных набора правил; оба используют форму Сколемизация для обработки кванторов существования, но различаются обработкой универсальных кванторов.

Здесь предполагается, что набор формул для проверки на валидность не содержит свободных переменных; это не ограничение, так как свободные переменные неявно универсально количественно определены, поэтому можно добавить универсальные кванторы по этим переменным, что приведет к формуле без свободных переменных.

Таблица первого порядка без унификации

Формула первого порядка ${ Displaystyle forall х. гамма (х)}$ следует все формулы ${ Displaystyle gamma (т)}$ где ${ displaystyle t}$ это основной срок. Следовательно, верно следующее правило вывода:

${ Displaystyle ( forall) { гидроразрыва { forall x. gamma (x)} { gamma (t)}}}$ где ${ displaystyle t}$ произвольный основной член

В отличие от правил для пропозициональных связок, может потребоваться многократное применение этого правила к одной и той же формуле. Например, набор ${ Displaystyle { neg P (a) vee neg P (b), forall x.P (x) }}$ может оказаться неудовлетворительным, только если оба ${ Displaystyle P (а)}$ и ${ Displaystyle P (b)}$ генерируются из ${ Displaystyle forall x.P (x)}$.

С экзистенциальными квантификаторами справляются посредством сколемизации. В частности, формула с ведущим экзистенциальным квантором, например ${ Displaystyle существует х. дельта (х)}$ порождает его сколемизацию ${ Displaystyle дельта (с)}$, где ${ displaystyle c}$ новый постоянный символ.

${ Displaystyle ( существует) { гидроразрыва { существует х. дельта (х)} { дельта (с)}}}$ где ${ displaystyle c}$ это новый постоянный символ

Таблица без объединения для {∀x.P (x), ∃x. (¬P (x) ⋁¬P (f (x)))}. Для наглядности формулы слева пронумерованы, а формула и правило, используемые на каждом этапе, - справа.

Сколемский термин ${ displaystyle c}$ является константой (функцией арности 0), потому что количественная оценка по ${ displaystyle x}$ не входит в рамки какого-либо универсального квантора. Если исходная формула содержала такие универсальные кванторы, что квантификация ${ displaystyle x}$ было в их рамках, эти кванторы, очевидно, были удалены из-за применения правила для универсальных кванторов.

Правило для кванторов существования вводит новые постоянные символы. Эти символы могут использоваться правилом для универсальных кванторов, так что ${ Displaystyle forall y. gamma (y)}$ может генерировать ${ displaystyle gamma (с)}$ даже если ${ displaystyle c}$ не было в исходной формуле, но является константой Сколема, созданной правилом для квантификаторов существования.

Вышеупомянутые два правила для универсальных и экзистенциальных кванторов верны, как и правила высказываний: если набор формул порождает замкнутую таблицу, этот набор неудовлетворителен. Полнота также может быть доказана: если набор формул невыполним, существует замкнутая таблица, построенная из него по этим правилам. Однако на самом деле нахождение такой закрытой таблицы требует подходящей политики применения правил. В противном случае невыполнимый набор может генерировать бесконечно растущую таблицу. Например, набор ${ Displaystyle { neg P (е (с)), forall x.P (x) }}$ невыполнима, но закрытая таблица никогда не будет получена, если неразумно продолжать применять правило универсальных кванторов к ${ Displaystyle forall x.P (x)}$, генерируя, например, ${ Displaystyle P (C), P (F (C)), P (F (F (C))), ldots}$. Всегда можно найти закрытую таблицу, исключив эту и подобные ей «несправедливые» политики применения правил таблицы.

Правило универсальных кванторов ${ Displaystyle ( forall)}$ - единственное недетерминированное правило, так как оно не указывает, с каким термином следует создавать экземпляр. Более того, хотя остальные правила необходимо применять только один раз для каждой формулы и каждого пути, по которому формула находится, для этого может потребоваться несколько приложений. Однако применение этого правила может быть ограничено путем отсрочки применения правила до тех пор, пока не будет применимо другое правило, и путем ограничения применения правила основными терминами, которые уже появляются в пути таблицы. Приведенный ниже вариант таблиц с объединением направлен на решение проблемы недетерминизма.

Таблица первого порядка с унификацией

Основная проблема таблицы без унификации - как выбрать основной термин ${ displaystyle t}$ для правила универсального квантора. Действительно, можно использовать все возможные основные термины, но очевидно, что большинство из них бесполезны для закрытия таблицы.

Решение этой проблемы - «отложить» выбор термина до того момента, когда консеквент правила позволит закрыть хотя бы ветвь таблицы. Это можно сделать, используя переменную вместо термина, так что ${ Displaystyle forall х. гамма (х)}$ генерирует ${ Displaystyle gamma (х ')}$, а затем разрешив замены для последующей замены ${ displaystyle x '}$ со сроком. Правило для универсальных кванторов становится следующим:

${ Displaystyle ( forall) { гидроразрыва { forall x. gamma (x)} { gamma (x ')}}}$ где ${ displaystyle x '}$ это переменная, не встречающаяся где-либо еще в таблице

В то время как исходный набор формул не должен содержать свободных переменных, формула таблицы содержит свободные переменные, генерируемые этим правилом. Эти свободные переменные неявно считаются универсально определенными.

Это правило использует переменную вместо основного члена. Преимущество этого изменения состоит в том, что этим переменным может быть присвоено значение, когда ветвь таблицы может быть закрыта, что решает проблему генерации термов, которые могут оказаться бесполезными.

${ Displaystyle ( sigma)}$

если ${ displaystyle sigma}$ является наиболее общим объединителем двух литералов ${ displaystyle A}$ и ${ displaystyle B}$, где ${ displaystyle A}$ и отрицание ${ displaystyle B}$ встречаются в той же ветви таблицы, ${ displaystyle sigma}$ может применяться одновременно ко всем формулам таблицы

Например, ${ Displaystyle { neg P (а), forall x.P (x) }}$ может быть доказано, что выполнение ${ Displaystyle P (x_ {1})}$; отрицание этого буквального невозможно сопоставить с ${ Displaystyle neg P (а)}$, наиболее общим объединителем является замена, заменяющая ${ displaystyle x_ {1}}$ с ${ displaystyle a}$; применение этой замены приводит к замене ${ Displaystyle P (x_ {1})}$ с ${ Displaystyle P (а)}$, который закрывает таблицу.

Это правило закрывает как минимум ветвь таблицы - ту, которая содержит рассматриваемую пару литералов. Однако замена должна применяться ко всей таблице, а не только к этим двум литералам. Это выражается в том, что свободные переменные таблицы равны жесткий: если вхождение переменной заменено чем-то другим, все остальные вхождения той же переменной должны быть заменены таким же образом. Формально свободные переменные (неявно) универсально количественно определены, и все формулы таблицы входят в сферу действия этих кванторов.

С экзистенциальными кванторами занимается сколемизация. В отличие от таблицы без унификации, термины Сколема не могут быть просто постоянными. Действительно, формулы в таблице с объединением могут содержать свободные переменные, которые неявно считаются универсально определенными. В результате формула вида ${ Displaystyle существует х. дельта (х)}$ может входить в сферу универсальных кванторов; в этом случае Сколемский термин не простая константа, а член, состоящий из нового символа функции и свободных переменных формулы.

${ Displaystyle ( существует) { гидроразрыва { существует x. delta (x)} { delta (f (x_ {1}, ldots, x_ {n}))}}}$ где ${ displaystyle f}$ это новый символ функции и ${ displaystyle x_ {1}, ldots, x_ {n}}$ свободные переменные ${ displaystyle delta}$

Таблица первого порядка с объединением для {∀x.P (x), ∃x. (¬P (x) ⋁¬P (f (x)))}. Для наглядности формулы слева пронумерованы, а формула и правило, используемые на каждом этапе, - справа.

Это правило включает упрощение по сравнению с правилом, где ${ displaystyle x_ {1}, ldots, x_ {n}}$ свободные переменные ветви, а не ${ displaystyle delta}$ один. Это правило может быть дополнительно упрощено повторным использованием символа функции, если он уже использовался в формуле, идентичной ${ displaystyle delta}$ вплоть до переименования переменных.

Формула, представленная таблицей, получается способом, аналогичным пропозициональному случаю, с дополнительным предположением, что свободные переменные считаются универсально количественно определенными. Что касается пропозиционального случая, формулы в каждой ветви соединяются, а полученные формулы разъединяются. Кроме того, все свободные переменные полученной формулы универсально количественно определены. Все эти кванторы охватывают всю формулу. Другими словами, если ${ displaystyle F}$ - формула, полученная путем разделения конъюнкции формул в каждой ветви, и ${ displaystyle x_ {1}, ldots, x_ {n}}$ свободные переменные в нем, то ${ Displaystyle forall x_ {1}, ldots, x_ {n} .F}$ это формула, представленная таблицей. Применяются следующие соображения:

• Предположение, что свободные переменные универсально количественно определены, - вот что делает применение наиболее общего унификатора разумным правилом: ${ Displaystyle gamma (х ')}$ Значит это ${ displaystyle gamma}$ верно для всех возможных значений ${ displaystyle x '}$, тогда ${ Displaystyle gamma (т)}$ верно для срока ${ displaystyle t}$ что самый общий объединитель заменяет ${ displaystyle x}$ с участием.
• Свободные переменные в таблице жесткие: все вхождения одной и той же переменной должны быть заменены одним и тем же термином. Каждую переменную можно рассматривать как символ, представляющий термин, который еще не определен. Это является следствием того, что свободные переменные считаются универсально количественно оцененными по всей формуле, представленной таблицей: если одна и та же переменная встречается бесплатно в двух разных узлах, оба вхождения находятся в области действия одного и того же квантификатора. Например, если формулы в двух узлах ${ Displaystyle А (х)}$ и ${ Displaystyle В (х)}$, где ${ displaystyle x}$ свободен в обоих случаях, формула, представленная таблицей, имеет вид ${ Displaystyle forall х. (... А (х) ... В (х) ...)}$. Из этой формулы следует, что ${ Displaystyle (... А (х) ... В (х) ...)}$ верно для любого значения ${ displaystyle x}$, но в целом не подразумевает ${ Displaystyle (... А (т) ... А (т ') ...)}$ на два разных срока ${ displaystyle t}$ и ${ displaystyle t '}$, поскольку эти два члена могут в общем принимать разные значения. Это значит, что ${ displaystyle x}$ нельзя заменить двумя разными терминами в ${ Displaystyle А (х)}$ и ${ Displaystyle В (х)}$.
• Свободные переменные в формуле для проверки действительности также считаются универсально определенными. Однако эти переменные нельзя оставлять свободными при построении таблицы, потому что правила таблицы работают с обратной формулой, но по-прежнему рассматривают свободные переменные как универсально количественно определяемые. Например, ${ Displaystyle P (x) rightarrow P (c)}$ неверно (неверно в модели, где ${ Displaystyle D = {1,2 }, P (1) = bot, P (2) = top, c = 1}$, и интерпретация, где ${ displaystyle x = 2}$). Вследствие этого, ${ Displaystyle {P (x), neg P (c) }}$ выполнимо (удовлетворяется той же моделью и той же интерпретацией). Однако закрытая таблица может быть создана с помощью ${ Displaystyle P (x)}$ и ${ Displaystyle neg P (c)}$, и подставив ${ displaystyle x}$ с ${ displaystyle c}$ приведет к закрытию. Правильная процедура состоит в том, чтобы сначала сделать универсальные кванторы явными, тем самым генерируя ${ Displaystyle forall x. (P (x) rightarrow P (c))}$.

Следующие два варианта также верны.

• Применение ко всей таблице подстановки свободных переменных таблицы является правильным правилом при условии, что эта подстановка бесплатна для формулы, представляющей таблицу. В других мирах применение такой замены приводит к таблице, формула которой по-прежнему является следствием входного набора. Использование большинства общих унификаторов автоматически обеспечивает выполнение условия свободы для таблицы.
• Хотя в целом каждая переменная должна быть заменена одним и тем же термином во всей таблице, в некоторых особых случаях в этом нет необходимости.

Таблицы с объединением могут быть доказаны полными: если набор формул невыполним, он имеет доказательство таблицы с объединением. Однако на самом деле найти такое доказательство может оказаться непростой задачей. В отличие от случая без унификации, применение замены может изменить существующую часть таблицы; в то время как применение замены закрывает по крайней мере одну ветку, это может сделать невозможным закрытие других ветвей (даже если набор неудовлетворителен).

Решение этой проблемы в том, что отложенное создание: замена не применяется, пока не будет найдена такая, которая закрывает все ветви одновременно. В этом варианте всегда можно найти доказательство неудовлетворительного набора с помощью подходящей политики применения других правил. Однако этот метод требует, чтобы вся таблица хранилась в памяти: общий метод закрывает ветви, которые затем могут быть отброшены, в то время как этот вариант не закрывает ни одну ветвь до конца.

Проблема, заключающаяся в том, что некоторые таблицы, которые могут быть сгенерированы, невозможно закрыть, даже если набор неудовлетворителен, является общей для других наборов правил расширения таблиц: даже если некоторые конкретные последовательности применения этих правил позволяют построить замкнутую таблицу (если набор неудовлетворителен ), некоторые другие последовательности приводят к таблицам, которые нельзя замкнуть. Общие решения для этих случаев описаны в разделе «Поиск таблицы».

Табличные исчисления и их свойства

Табличное исчисление - это набор правил, позволяющих строить и модифицировать таблицу. Табличные правила высказываний, табличные правила без унификации и табличные правила с унификацией - все это табличные исчисления. Некоторыми важными свойствами, которыми может обладать табличное исчисление, являются полнота, деструктивность и доказательство слияния.

Табличное исчисление называется полным, если оно позволяет построить табличное доказательство для каждого заданного невыполнимого набора формул. Вышеупомянутые табличные исчисления можно доказать полнотой.

Замечательное различие между таблицей с унификацией и двумя другими исчислениями состоит в том, что последние два исчисления изменяют таблицу только путем добавления к ней новых узлов, в то время как первое позволяет заменами изменять существующую часть таблицы. В более общем смысле табличные исчисления классифицируются как разрушительный или неразрушающий в зависимости от того, добавляют ли они только новые узлы в таблицу или нет. Таким образом, таблица с объединением является деструктивной, в то время как таблица высказываний и таблица без объединения являются неразрушающими.

Слияние доказательств - это свойство табличного исчисления получать доказательство для произвольного невыполнимого множества из произвольной таблицы, предполагая, что сама эта таблица была получена путем применения правил исчисления. Другими словами, в доказательственном исчислении конфлюэнтных таблиц из невыполнимого набора можно применить любой набор правил и при этом получить таблицу, из которой можно получить замкнутую, применяя некоторые другие правила.

Процедуры доказательства

Табличное исчисление - это просто набор правил, которые говорят, как можно изменить таблицу. Процедура доказательства - это метод фактического нахождения доказательства (если оно существует). Другими словами, табличное исчисление - это набор правил, а процедура доказательства - это политика применения этих правил. Даже если исчисление является полным, не каждый возможный выбор применения правил приводит к доказательству невыполнимого набора. Например, ${ Displaystyle {п (е (с)), р (с), отр P (е (с)) vee neg R (с), forall x.Q (x) }}$ неудовлетворительно, но обе таблицы с объединением и таблицы без объединения позволяют многократно применять правило универсальных кванторов к последней формуле, в то время как простое применение правила дизъюнкции к третьей непосредственно привело бы к закрытию.

Для процедур доказательства было дано определение полноты: процедура доказательства является строго полной, если она позволяет найти замкнутую таблицу для любого заданного невыполнимого набора формул. Доказательство слияния лежащего в основе исчисления имеет отношение к полноте: доказательство слияния - это гарантия того, что замкнутая таблица всегда может быть сгенерирована из произвольной частично построенной таблицы (если множество неудовлетворительно). Без слияния доказательств применение «неправильного» правила может привести к невозможности сделать таблицу полной, применяя другие правила.

Пропозициональные таблицы и таблицы без объединения имеют сильно полные процедуры доказательства. В частности, полная процедура доказательства - это процедура применения правил в ярмарка путь. Это потому, что единственный способ, которым такие исчисления не могут создать замкнутую таблицу из неудовлетворительного набора, - это не применять некоторые применимые правила.

Для таблиц высказываний справедливость сводится к расширению каждой формулы в каждой ветви. Точнее, для каждой формулы и каждой ветви, в которой находится формула, правило, имеющее формулу в качестве предварительного условия, использовалось для расширения ветви. Процедура справедливого доказательства для пропозициональных таблиц строго завершена.

Для таблиц первого порядка без унификации условие справедливости аналогично, за исключением того, что правило универсального квантификатора может требовать более одного приложения. Справедливость сводится к бесконечно частому расширению каждого универсального квантора. Другими словами, справедливая политика применения правил не может продолжать применять другие правила без расширения каждого универсального квантификатора в каждой ветке, которая все еще открыта время от времени.

В поисках закрытой таблицы

Если табличное исчисление завершено, каждому неудовлетворительному набору формул соответствует замкнутая таблица. Хотя эту таблицу всегда можно получить, применив некоторые правила исчисления, проблема того, какие правила применять для данной формулы, все еще остается. В результате полнота не подразумевает автоматически существования допустимой политики применения правил, которая всегда приводит к закрытой таблице для каждого заданного неудовлетворительного набора формул. В то время как процедура справедливого доказательства является полной для основной таблицы и таблицы без объединения, это не относится к таблице с объединением.

Дерево поиска в пространстве таблиц для {∀x.P (x), ¬P (c) ⋁¬Q (c), ∃y.Q (c)}. Для простоты формулы набора были опущены во всех таблицах на рисунке, и вместо них использован прямоугольник. Полужирным шрифтом выделена закрытая таблица; другие ветви могут быть расширены.

Общее решение этой проблемы - поиск пространства таблиц до тех пор, пока не будет найдена замкнутая (если таковая существует, то есть множество неудовлетворительно). В этом подходе каждый начинает с пустой таблицы, а затем рекурсивно применяет все возможные применимые правила. Эта процедура посещает (неявное) дерево, узлы которого помечены таблицами, и такое, что таблица в узле получается из таблицы в его родительском элементе путем применения одного из допустимых правил.

Поскольку каждая ветвь может быть бесконечной, это дерево необходимо посещать в ширину, а не в глубину. Для этого требуется много места, так как дерево может расти в геометрической прогрессии. Метод, который может посещать некоторые узлы более одного раза, но работает в полиномиальном пространстве, состоит в том, чтобы посетить их в глубину с итеративное углубление: сначала нужно посетить дерево на определенную глубину, затем увеличить глубину и снова выполнить посещение. Эта конкретная процедура использует глубину (которая также является количеством примененных правил таблицы) для принятия решения о том, когда остановиться на каждом шаге. Вместо этого использовались различные другие параметры (например, размер таблицы, маркирующей узел).

Сокращение поиска

Размер дерева поиска зависит от количества (дочерних) таблиц, которые могут быть сгенерированы из данной (родительской) таблицы. Следовательно, уменьшение количества таких таблиц сокращает требуемый поиск.

Способ уменьшить это количество - запретить создание некоторых таблиц на основе их внутренней структуры. Примером является условие регулярности: если ветка содержит литерал, использование правила раскрытия, которое генерирует один и тот же литерал, бесполезно, потому что ветвь, содержащая две копии литералов, будет иметь тот же набор формул, что и исходный. Это расширение можно запретить, потому что, если закрытая таблица существует, ее можно найти без нее. Это ограничение является структурным, потому что его можно проверить, взглянув на структуру таблицы только для расширения.

Различные методы сокращения поиска запрещают создание некоторых таблиц на том основании, что замкнутая таблица все еще может быть найдена путем расширения других. Эти ограничения называются глобальными. В качестве примера глобального ограничения можно использовать правило, определяющее, какая из открытых ветвей должна быть расширена. В результате, если таблица имеет, например, две незамкнутые ветви, правило указывает, какая из них должна быть расширена, запрещая расширение второй. Это ограничение сокращает пространство поиска, потому что один возможный выбор теперь запрещен; полнота, однако, не пострадает, так как вторая ветвь все равно будет расширена, если первая в конечном итоге будет закрыта. Например, таблица с корнем ${ displaystyle neg a клин neg b}$, ребенок ${ displaystyle a vee b}$, и два листа ${ displaystyle a}$ и ${ displaystyle b}$ можно закрыть двумя способами: подавая ${ Displaystyle ( клин)}$ первым ${ displaystyle a}$ а затем в ${ displaystyle b}$, или наоборот. Очевидно, нет необходимости использовать обе возможности; можно рассматривать только тот случай, когда ${ Displaystyle ( клин)}$ сначала применяется к ${ displaystyle a}$ и не обращайте внимания на тот случай, когда он впервые применяется к ${ displaystyle b}$. Это глобальное ограничение, потому что этим вторым расширением можно пренебречь наличие другой таблицы, в которой расширение применяется к ${ displaystyle a}$ первый и ${ displaystyle b}$ потом.

Таблицы статей

Применительно к комплектам статьи (а не произвольных формул), табличные методы позволяют повысить эффективность. Предложение первого порядка - это формула ${ Displaystyle forall x_ {1}, ldots, x_ {n} L_ {1} vee cdots vee L_ {m}}$ который не содержит свободных переменных и такой, что каждый ${ displaystyle L_ {i}}$ буквально. Универсальные кванторы часто опускаются для ясности, так что, например, ${ Displaystyle Р (х, у) vee Q (е (х))}$ на самом деле означает ${ displaystyle forall x, y.P (x, y) vee Q (f (x))}$. Обратите внимание, что, если понимать их буквально, эти две формулы не то же самое, что и для выполнимости: скорее, выполнимость ${ Displaystyle Р (х, у) vee Q (е (х))}$ такой же, как у ${ Displaystyle существует х, y.P (х, у) vee Q (е (х))}$. Универсальная количественная оценка свободных переменных не является следствием определения выполнимости первого порядка; это скорее используется как неявное общее предположение при работе с предложениями.

Единственные правила раскрытия, применимые к предложению: ${ Displaystyle ( forall)}$ и ${ Displaystyle ( vee)}$; эти два правила можно заменить их комбинацией без потери полноты. В частности, следующее правило соответствует последовательному применению правил ${ Displaystyle ( forall)}$ и ${ Displaystyle ( vee)}$ исчисления первого порядка с унификацией.

${ displaystyle (C) { frac {L_ {1} vee cdots vee L_ {n}} {L_ {1} '| cdots | L_ {n}'}}}$ где ${ Displaystyle L_ {1} ' vee cdots vee L_ {n}'}$ получается заменой каждой переменной на новую в ${ Displaystyle L_ {1} vee cdots vee L_ {п}}$

Когда набор, который нужно проверить на выполнимость, состоит только из пунктов, этого и правил унификации достаточно, чтобы доказать невыполнимость. В других мирах табличные исчисления, состоящие из ${ displaystyle (C)}$ и ${ Displaystyle ( sigma)}$ завершено.

Поскольку правило расширения предложения генерирует только литералы и никогда не создает новых предложений, предложения, к которым оно может применяться, являются только предложениями входного набора. В результате правило расширения предложения может быть дополнительно ограничено случаем, когда предложение находится во входном наборе.

${ displaystyle (C) { frac {L_ {1} vee cdots vee L_ {n}} {L_ {1} '| cdots | L_ {n}'}}}$ где ${ Displaystyle L_ {1} ' vee cdots vee L_ {n}'}$ получается заменой каждой переменной на новую в ${ Displaystyle L_ {1} vee cdots vee L_ {п}}$, который является частью входного набора

Поскольку это правило напрямую использует предложения во входном наборе, нет необходимости инициализировать таблицу цепочкой входных предложений. Таким образом, начальная таблица может быть инициализирована единственным узлом, помеченным ${ displaystyle true}$; эта метка часто опускается как неявная. В результате этого дальнейшего упрощения каждый узел таблицы (кроме корня) помечен литералом.

Для таблицы предложений можно использовать ряд оптимизаций. Эта оптимизация направлена ​​на уменьшение количества возможных таблиц, которые необходимо исследовать при поиске закрытой таблицы, как описано в разделе «Поиск закрытой таблицы» выше.

Таблица подключений

Соединение - это условие над таблицей, которое запрещает расширение ветки с помощью предложений, не связанных с литералами, которые уже находятся в ветке. Связь можно определить двумя способами:

сильная связанность

при расширении ветви используйте предложение input только в том случае, если оно содержит литерал, который может быть объединен с отрицанием литерала в текущем листе

слабая связанность

разрешить использование предложений, содержащих литерал, который объединяется с отрицанием литерала в ветви

Оба условия применимы только к веткам, состоящим не только из корня. Второе определение позволяет использовать предложение, содержащее литерал, который объединяется с отрицанием литерала в ветви, в то время как первое только дополнительное ограничение, чтобы этот литерал находился в листе текущей ветви.

Если расширение предложения ограничено связностью (сильной или слабой), его приложение создает таблицу, в которой подстановка может применяться к одному из новых листьев, закрывая его ветвь. В частности, это лист, содержащий литерал предложения, который объединяется с отрицанием литерала в ветви (или отрицанием литерала в родительском элементе в случае сильной связи).

Оба условия связности приводят к полному исчислению первого порядка: если набор клозов невыполним, он имеет замкнутую связную (сильно или слабо) таблицу. Такую закрытую таблицу можно найти путем поиска в пространстве таблиц, как описано в разделе «Поиск закрытой таблицы». Во время этого поиска связность исключает некоторые возможные варианты расширения, тем самым сокращая поиск. В других мирах, хотя таблица в узле дерева в целом может быть расширена несколькими различными способами, соединение может допускать только несколько из них, таким образом уменьшая количество результирующих таблиц, которые необходимо расширять.

Это можно увидеть на следующем (пропозициональном) примере. Картина из цепочки ${ displaystyle true-a}$ по комплексу статей ${ displaystyle {a, neg a vee b, neg c vee d, neg b }}$ может быть в общем расширен с использованием каждого из четырех предложений ввода, но соединение допускает только расширение, которое использует ${ displaystyle neg a vee b}$. Это означает, что дерево таблиц в целом имеет четыре листа, но только один, если наложена связность. Это означает, что связность оставляет только одну таблицу, которую нужно попытаться расширить, вместо четырех, которые нужно рассматривать в целом. Несмотря на это сокращение выбора, из теоремы о полноте следует, что замкнутая таблица может быть найдена, если множество невыполнимо.

Условия связности, применяемые к пропозициональному (клаузальному) случаю, делают результирующее исчисление неконфлюэнтным. Например, ${ Displaystyle {а, б, нег б }}$ неудовлетворительно, но применяя ${ displaystyle (C)}$ к ${ displaystyle a}$ генерирует цепочку ${ displaystyle true-a}$, который не является замкнутым и к которому никакое другое правило расширения не может быть применено без нарушения сильной или слабой связности. В случае слабой связности конфлюэнтность имеет место при условии, что предложение, используемое для расширения корня, относится к неудовлетворительности, то есть содержится в минимально неудовлетворительном подмножестве множества предложений. К сожалению, проблема проверки того, соответствует ли предложение этому условию, сама по себе является сложной проблемой. Несмотря на несовпадение, закрытую таблицу можно найти с помощью поиска, как это представлено в разделе «Поиск закрытой таблицы» выше. Хотя поиск необходим, связность сокращает возможные варианты расширения, что делает поиск более эффективным.

Регулярные картины

Таблица считается правильной, если ни один литерал не встречается дважды в одной и той же ветви. Выполнение этого условия позволяет уменьшить возможные варианты раскрытия таблицы, поскольку предложения, которые генерируют нерегулярную таблицу, не могут быть расширены.

Однако эти запрещенные шаги расширения бесполезны. Если ${ displaystyle B}$ ветвь, содержащая буквальный ${ displaystyle L}$, и ${ displaystyle C}$ - предложение, расширение которого нарушает регулярность, то ${ displaystyle C}$ содержит ${ displaystyle L}$. Чтобы закрыть таблицу, нужно, в том числе, расширить и закрыть ветку, в которой ${ Displaystyle B-L}$, где ${ displaystyle L}$ встречается дважды. Однако формулы в этой ветке точно такие же, как формулы ${ displaystyle B}$ один. В результате те же шаги расширения, которые закрывают ${ Displaystyle B-L}$ также близко ${ displaystyle B}$. Это означает, что расширение ${ displaystyle C}$ было ненужным; кроме того, если ${ displaystyle C}$ содержит другие литералы, его расширение генерирует другие листья, которые необходимо закрыть. В пропозициональном случае расширение, необходимое для закрытия этих листьев, совершенно бесполезно; в случае первого порядка они могут влиять только на остальную часть таблицы из-за некоторых унификаций; однако их можно объединить с заменами, используемыми для закрытия остальной части таблицы.

Таблицы для модальных логик

В модальная логика, модель состоит из набора возможные миры, каждый из которых связан с оценкой истинности; ан отношение доступности говорит, когда мир доступный из другого. Модальная формула может определять условия не только для возможного мира, но и для тех, которые доступны из него. Например, ${ displaystyle Box A}$ верно в мире, если ${ displaystyle A}$ верно для всех миров, доступных из него.

Что касается логики высказываний, таблицы для модальных логик основаны на рекурсивном разбиении формул на их основные компоненты. Однако расширение модальной формулы может потребовать определения условий для разных миров. Например, если ${ displaystyle neg Box A}$ верно в мире, тогда существует мир, доступный из него, где ${ displaystyle A}$ ложно. Однако нельзя просто добавить к пропозициональным правилам следующее правило.

${ displaystyle { frac { neg Box A} { neg A}}}$

В таблицах высказываний все формулы относятся к одной и той же оценке истинности, но предварительное условие приведенного выше правила выполняется в одном мире, а следствие сохраняется в другом. Если этого не принять во внимание, это приведет к неверным результатам. Например, формула ${ Displaystyle а клин neg Box а}$ утверждает, что ${ displaystyle a}$ верно в нынешнем мире и ${ displaystyle a}$ ложно в мире, доступном из него. Просто применяя ${ Displaystyle ( клин)}$ и приведенное выше правило расширения даст ${ displaystyle a}$ и ${ displaystyle neg a}$, но эти две формулы в общем случае не должны порождать противоречия, поскольку они верны в разных мирах. Исчисления модальных таблиц действительно содержат правила, подобные приведенным выше, но включают механизмы, позволяющие избежать неправильного взаимодействия формул, относящихся к разным мирам.

Технически таблицы для модальных логик проверяют выполнимость набора формул: они проверяют, существует ли модель. ${ displaystyle M}$ и мир ${ displaystyle w}$ так что формулы в наборе верны в этой модели и мире. В приведенном выше примере, а ${ displaystyle a}$ заявляет правду о ${ displaystyle a}$ в ${ displaystyle w}$, формула ${ displaystyle neg Box a}$ заявляет правду о ${ displaystyle neg a}$ в каком-то мире ${ displaystyle w '}$ это доступно из ${ displaystyle w}$ и который в целом может отличаться от ${ displaystyle w}$. Табличные исчисления для модальной логики учитывают, что формулы могут относиться к разным мирам.

Этот факт имеет важное следствие: формулы, которые справедливы в мире, могут подразумевать условия для различных преемников этого мира. Затем неудовлетворенность может быть доказана с помощью подмножества формул, относящихся к единственному преемнику. Это верно, если у мира может быть более одного преемника, что верно для большинства модальных логик. В этом случае формула вида ${ Displaystyle neg Box A клин neg Box B}$ верно, если преемник, где ${ displaystyle neg A}$ существует и преемник, где ${ displaystyle neg B}$ существует. Наоборот, если можно показать неудовлетворенность ${ displaystyle neg A}$ в произвольном преемнике формула оказывается невыполнимой без проверки миров, где ${ displaystyle neg B}$ держит. В то же время, если можно показать неудовлетворенность ${ displaystyle neg B}$, нет необходимости проверять ${ displaystyle neg A}$. В результате, хотя есть два возможных способа расширения ${ Displaystyle neg Box A клин neg Box B}$, одного из этих двух способов всегда достаточно, чтобы доказать невыполнимость, если формула невыполнима. Например, можно расширить таблицу, рассматривая произвольный мир, в котором ${ displaystyle neg A}$ держит. Если это расширение приводит к невыполнимости, исходная формула не выполняется. Однако также возможно, что неудовлетворительность не может быть доказана таким образом, и что мир, в котором ${ displaystyle neg B}$ вместо этого следовало рассматривать удержания. В результате всегда можно доказать неудовлетворенность, раскрывая либо ${ displaystyle neg Box A}$ только или ${ displaystyle neg Box B}$ только; однако, если будет сделан неправильный выбор, итоговая таблица не может быть закрыта. Расширение любой подформулы приводит к табличным исчислениям, которые являются полными, но не сливающимися с доказательствами. Поэтому может потребоваться поиск, описанный в разделе «Поиск закрытой таблицы».

В зависимости от того, относятся ли предварительное условие и следствие правила раскрытия таблицы к одному и тому же миру или нет, правило называется статическим или транзакционным. Хотя правила для пропозициональных связок все статичны, не все правила для модальных связок являются транзакционными: например, в каждой модальной логике, включая аксиому Т, считается, что ${ displaystyle Box A}$ подразумевает ${ displaystyle A}$ в том же мире. В результате правило относительного (модального) раскрытия таблицы статично, так как его предварительное условие и следствие относятся к одному и тому же миру.

Таблица удаления формулы

Способ составления формул, относящихся к разным мирам, не взаимодействующих неправильно, - это убедиться, что все формулы ветви относятся к одному и тому же миру. Это условие изначально выполняется, так как предполагается, что все формулы в наборе, которые нужно проверить на согласованность, относятся к одному и тому же миру. При развертывании ветки возможны две ситуации: либо новые формулы относятся к тому же миру, что и другая в ветке, либо нет. В первом случае правило применяется нормально. Во втором случае все формулы ветви, которые также не поддерживаются в новом мире, удаляются из ветви и, возможно, добавляются ко всем другим ветвям, которые все еще относятся к старому миру.

Например, в S5 каждая формула ${ displaystyle Box A}$ это верно в мире, также верно во всех доступных мирах (то есть во всех доступных мирах оба ${ displaystyle A}$ и ${ displaystyle Box A}$ верны). Поэтому при применении ${ displaystyle { frac { neg Box A} { neg A}}}$, следствие которого справедливо в другом мире, можно удалить все формулы из ветви, но можно сохранить все формулы ${ displaystyle Box A}$, как и в новом мире. Затем, чтобы сохранить полноту, удаленные формулы добавляются ко всем другим веткам, которые все еще относятся к старому миру.

Мировая таблица

Другой механизм обеспечения правильного взаимодействия между формулами, относящимися к разным мирам, - это переключение от формул к формулам с метками: вместо написания ${ displaystyle A}$, можно было бы написать ${ displaystyle w: A}$ чтобы было ясно, что ${ displaystyle A}$ держит в мире ${ displaystyle w}$.

Все правила пропозиционального расширения адаптированы к этому варианту, утверждая, что все они относятся к формулам с одной и той же мировой меткой. Например, ${ displaystyle w: A клин B}$ генерирует два узла, помеченных ${ displaystyle w: A}$ и ${ displaystyle w: B}$; ветка закрывается, только если она содержит два противоположных литерала одного и того же мира, например ${ displaystyle w: a}$ и ${ displaystyle w: neg a}$; закрытие не создается, если две мировые метки различны, как в ${ displaystyle w: a}$ и ${ displaystyle w ': neg a}$.

Правило модального расширения может иметь последствия, относящиеся к другим мирам. Например, правило для ${ displaystyle neg Box A}$ будет записано следующим образом

${ displaystyle { frac {w: neg Box A} {w ': neg A}}}$

Предпосылка и следствие этого правила относятся к мирам ${ displaystyle w}$ и ${ displaystyle w '}$соответственно. В различных исчислениях используются разные методы для отслеживания доступности миров, используемых в качестве меток. Некоторые включают псевдо-формулы, например ${ displaystyle wRw '}$ чтобы обозначить, что ${ displaystyle w '}$ доступен из ${ displaystyle w}$. Некоторые другие используют последовательности целых чисел в качестве мировых меток, эта запись неявно представляет отношение доступности (например, ${ displaystyle (1,4,2,3)}$ доступен из ${ displaystyle (1,4,2)}$.)

Таблицы-разметки

Проблема взаимодействия формул, хранящихся в разных мирах, может быть решена с помощью таблиц с разметкой наборов. Это деревья, узлы которых помечены наборами формул; правила расширения говорят, как присоединить новые узлы к листу, основываясь только на метке листа (а не на метках других узлов в ветви).

Таблицы модальных логик используются для проверки выполнимости набора модальных формул в данной модальной логике. Учитывая набор формул ${ displaystyle S}$, они проверяют наличие модели ${ displaystyle M}$ и мир ${ displaystyle w}$ такой, что ${ displaystyle M, w models S}$.

Правила раскрытия зависят от конкретной используемой модальной логики. Табличная система для базовой модальной логики K можно получить, добавив к правилам таблицы высказываний следующую:

${ displaystyle (K) { frac { Box A_ {1}; ldots; Box A_ {n}; neg Box B} {A_ {1}; ldots; A_ {n}; neg B }}}$

Интуитивно предварительное условие этого правила выражает истинность всех формул ${ Displaystyle A_ {1}, ldots, A_ {n}}$ во всех доступных мирах, и правда ${ displaystyle neg B}$ в некоторых доступных мирах. Следствием этого правила является формула, которая должна выполняться в одном из тех миров, где ${ displaystyle neg B}$ правда.

С технической точки зрения методы модальных таблиц проверяют существование модели. ${ displaystyle M}$ и мир ${ displaystyle w}$ которые делают набор формул верным. Если ${ Displaystyle Box A_ {1}; ldots; Box A_ {n}; neg Box B}$ верны в ${ displaystyle w}$, должен быть мир ${ displaystyle w '}$ это доступно из ${ displaystyle w}$ и это делает ${ Displaystyle A_ {1}; ldots; A_ {n}; neg B}$ правда. Следовательно, это правило сводится к выводу набора формул, которым должны удовлетворять такие ${ displaystyle w '}$.

Пока предпосылки ${ Displaystyle Box A_ {1}; ldots; Box A_ {n}; neg Box B}$ считаются удовлетворенными ${ displaystyle M, w}$, последствия ${ Displaystyle A_ {1}; ldots; A_ {n}; neg B}$ считаются удовлетворенными в ${ displaystyle M, w '}$: та же модель, но, возможно, разные миры. Таблицы с метками наборов явно не отслеживают мир, в котором каждая формула считается истинной: два узла могут относиться или не относиться к одному и тому же миру. Однако предполагается, что формулы, обозначающие любой данный узел, истинны в том же мире.

В результате возможных разных миров, где формулы считаются истинными, формула в узле не является автоматически действительной для всех его потомков, поскольку каждое применение модального правила соответствует перемещению из одного мира в другой. Это условие автоматически фиксируется таблицами присвоения меток, поскольку правила раскрытия основаны только на листе, к которому они применяются, а не на его предках.

Примечательно, что ${ displaystyle (K)}$ не распространяется напрямую на несколько инвертированных коробочных формул, таких как в ${ displaystyle Box A_ {1}; ldots; Box A_ {n}; neg Box B_ {1}; neg Box B_ {2}}$: пока существует доступный мир, где ${ displaystyle B_ {1}}$ ложно и тот, в котором ${ displaystyle B_ {2}}$ ложно, эти два мира не обязательно одинаковы.

В отличие от пропозициональных правил, ${ displaystyle (K)}$ устанавливает условия по всем своим предпосылкам. Например, его нельзя применить к узлу, помеченному ${ displaystyle a; Box b; Box (b rightarrow c); neg Box c}$; в то время как этот набор несовместим, и это можно легко доказать, применив ${ displaystyle (K)}$, это правило нельзя применить из-за формулы ${ displaystyle a}$, что даже не имеет отношения к несогласованности. Удаление таких формул возможно по правилу:

${ displaystyle ( theta) { frac {A_ {1}; ldots; A_ {n}; B_ {1}; ldots; B_ {m}} {A_ {1}; ldots; A_ {n} }}}$

Добавление этого правила (правила прореживания) делает результирующее исчисление неконфлюэнтным: таблицу для несовместимого набора невозможно закрыть, даже если существует закрытая таблица для того же набора.

Правило ${ Displaystyle ( тета)}$ не является детерминированным: набор формул, которые нужно удалить (или оставить), можно выбрать произвольно; это создает проблему выбора набора формул для отбрасывания, который не является настолько большим, чтобы сделать результирующий набор удовлетворительным, и не настолько маленьким, чтобы сделать необходимые правила расширения неприменимыми. Наличие большого количества возможных вариантов усложняет задачу поиска закрытой таблицы.

Этого недетерминизма можно избежать, ограничив использование ${ Displaystyle ( тета)}$ так что оно применяется только перед правилом модального раскрытия и удаляет только формулы, которые делают другое правило неприменимым. Это условие также можно сформулировать, объединив два правила в одно. Результирующее правило дает тот же результат, что и старое, но неявно отбрасывает все формулы, которые сделали старое правило неприменимым. Этот механизм для удаления ${ Displaystyle ( тета)}$ было доказано, что он сохраняет полноту для многих модальных логик.

Аксиома Т выражает рефлексивность отношения доступности: каждый мир доступен из себя. Соответствующее правило раскрытия таблицы:

${ displaystyle (T) { frac {A_ {1}; ldots; A_ {n}; Box B} {A_ {1}; ldots; A_ {n}; Box B; B}}}$

Это правило связывает условия в одном мире: если ${ displaystyle Box B}$ верно в мире, по рефлексии ${ displaystyle B}$ также верно в том же мире. Это правило является статическим, а не транзакционным, поскольку его предварительное условие и следствие относятся к одному и тому же миру.

Это правило копирует ${ displaystyle Box B}$ от предусловия к следствию, несмотря на то, что эта формула «использовалась» для создания ${ displaystyle B}$. Это правильно, поскольку рассматриваемый мир один и тот же, поэтому ${ displaystyle Box B}$ тоже там держится. Это «копирование» необходимо в некоторых случаях. Например, необходимо доказать несостоятельность ${ Displaystyle Box (а клин neg Box а)}$: единственные применимые правила в порядке ${ Displaystyle (Т), ( клин), ( тета), (К)}$, из которых блокируется, если ${ displaystyle Box a}$ не копируется.

Вспомогательные таблицы

Другой метод работы с формулами, действующими в альтернативных мирах, - это запускать разные таблицы для каждого нового мира, представленного в таблице. Например, ${ displaystyle neg Box A}$ подразумевает, что ${ displaystyle A}$ ложно в доступном мире, поэтому начинается новая таблица, основанная на ${ displaystyle neg A}$. Эта новая таблица присоединяется к узлу исходной таблицы, к которой было применено правило расширения; закрытие этой таблицы немедленно генерирует закрытие всех ветвей, где находится этот узел, независимо от того, связан ли этот же узел с другими вспомогательными таблицами. Правила раскрытия вспомогательных таблиц такие же, как и для исходной; следовательно, вспомогательная таблица может по очереди иметь другие (под) вспомогательные таблицы.

Глобальные предположения

Приведенные выше модальные таблицы устанавливают непротиворечивость набора формул и могут использоваться для решения локальных логическое следствие проблема. Это проблема определения того, является ли для каждой модели ${ displaystyle M}$, если ${ displaystyle A}$ верно в мире ${ displaystyle w}$, тогда ${ displaystyle B}$ также верно в том же мире. Это то же самое, что проверить, ${ displaystyle B}$ верно в мире модели, в предположении, что ${ displaystyle A}$ также верно в том же мире той же модели.

Смежная проблема - проблема глобальных последствий, когда предполагается, что формула (или набор формул) ${ displaystyle G}$ верно во всех возможных мирах модели. Проблема заключается в том, чтобы проверить, во всех ли моделях ${ displaystyle M}$ где ${ displaystyle G}$ верно во всех мирах, ${ displaystyle B}$ также верно во всех мирах.

Локальные и глобальные предположения различаются в моделях, в которых предполагаемая формула верна в некоторых мирах, но не верна в других. Например, ${ Displaystyle {P, neg Box (P клин Q) }}$ влечет за собой ${ displaystyle neg Box Q}$ глобально, но не локально. Местный логическое следствие не выполняется в модели, состоящей из двух миров, составляющих ${ displaystyle P}$ и ${ displaystyle neg P, Q}$ true соответственно, и где второй доступен из первого; в первом мире предположение верно, но ${ displaystyle Box Q}$ ложно. Этот контрпример работает, потому что ${ displaystyle P}$ можно считать истинным в одном мире и ложным в другом. Если, однако, то же предположение считается глобальным, ${ displaystyle neg P}$ не допускается ни в одном мире модели.

Эти две задачи можно объединить, чтобы можно было проверить, ${ displaystyle B}$ является локальным следствием ${ displaystyle A}$ при глобальном предположении ${ displaystyle G}$. Табличные исчисления могут иметь дело с глобальным предположением с помощью правила, разрешающего его добавление к каждому узлу, независимо от мира, к которому оно относится.

Обозначения

Иногда используются следующие условные обозначения.

Единое обозначение

При написании правил раскрытия таблиц формулы часто обозначаются условными обозначениями, так что, например, ${ displaystyle alpha}$ всегда считается ${ Displaystyle альфа _ {1} клин альфа _ {2}}$. В следующей таблице представлены обозначения формул в логике высказываний, логике первого порядка и модальной логике.

Обозначение	Формулы
${ displaystyle alpha}$	${ Displaystyle альфа _ {1} клин альфа _ {2}}$	${ displaystyle neg ({ overline { alpha _ {1}}} vee { overline { alpha _ {2}}})}$	${ displaystyle neg ( alpha _ {1} rightarrow { overline { alpha _ {2}}})}$
${ displaystyle beta}$	${ displaystyle beta _ {1} vee beta _ {2}}$	${ displaystyle { overline { beta _ {1}}} rightarrow beta _ {2}}$	${ displaystyle neg ({ overline { beta _ {1}}} wedge { overline { beta _ {2}}})}$
${ displaystyle gamma}$	${ Displaystyle forall х гамма _ {1} (х)}$	${ Displaystyle neg существует х { overline { gamma _ {1} (х)}}}$
${ displaystyle delta}$	${ Displaystyle существует х дельта _ {1} (х)}$	${ displaystyle neg forall x { overline { delta _ {1} (x)}}}$
${ displaystyle pi}$	${ displaystyle Diamond pi _ {1}}$	${ displaystyle neg Box { overline { pi _ {1}}}}$
${ displaystyle upsilon}$	${ displaystyle Box upsilon _ {1}}$	${ displaystyle neg Diamond { overline { upsilon _ {1}}}}$

Каждая метка в первом столбце считается формулой в других столбцах. Выделенная формула, например ${ displaystyle { overline { alpha _ {1}}}}$ указывает, что ${ displaystyle alpha _ {1}}$ является отрицанием любой формулы, встречающейся на ее месте, так что, например, в формуле ${ Displaystyle neg (а ви б)}$ подформула ${ displaystyle alpha _ {1}}$ это отрицание ${ displaystyle a}$.

Поскольку каждая метка указывает на множество эквивалентных формул, эта запись позволяет написать одно правило для всех этих эквивалентных формул. Например, правило расширения конъюнкции формулируется как:

${ displaystyle ( alpha) { frac { alpha} { begin {array} {c} alpha _ {1} alpha _ {2} end {array}}}}$

Подписанные формулы

Предполагается, что формула в таблице верна. Подписанные таблицы позволяют утверждать, что формула ложна. Обычно это достигается путем добавления метки к каждой формуле, где метка Т указывает формулы, которые считаются истинными, и F предполагаемые ложными. Другое, но эквивалентное обозначение - это запись формул, которые считаются истинными слева от узла, а формулы считаются ложными справа.

История

В его Символическая логика, часть II, Чарльз Лютвидж Доджсон представил метод деревьев, самое раннее современное использование дерева истинности.^[1]

Метод семантических таблиц изобрел голландский логик. Эверт Виллем Бет (Beth 1955) и упрощено для классической логики Раймонд Смуллян (Смуллян 1968, 1995). Это упрощение Смулляна, «односторонние таблицы», описанное выше. Метод Смулляна был обобщен на произвольные многозначные пропозициональные логики и логики первого порядка Вальтер Карниелли (Карниелли, 1987).^[2] Таблицы можно интуитивно рассматривать как перевернутую последовательность систем. Это симметричное соотношение между таблицами и последовательные системы была официально учреждена в (Carnielli, 1991).^[3]

Смотрите также

• Разрешение (логика)

использованная литература

• Бет, Эверт В., 1955. «Семантический вывод и формальная выводимость», Mededelingen van de Koninklijke Nederlandse Akademie van Wetenschappen, Afdeling Letterkunde, Н. Том 18, № 13, 1955 г., стр. 309–42. Перепечатано в Jaakko Intikka (ред.) Философия математики, Oxford University Press, 1969.
• Босток, Дэвид, 1997. Промежуточная логика. Oxford Univ. Нажмите.
• М. Д'Агостино, Д. Габбей, Р. Хенле, Дж. Посегга (редакторы), Справочник по табличным методам, Kluwer, 1999.
• Гирле, Род, 2000. Модальная логика и философия. Теддингтон Великобритания: Проницательность.
• Горе, Раджив (1999) «Табличные методы для модальной и временной логики» в Д'Агостино, М., Дов Габбай, Р. Хенле и Дж. Посегга, ред., Справочник по табличным методам. Kluwer: 297-396.
• Ричард Джеффри, 1990 (1967). Формальная логика: ее масштабы и пределы, 3-е изд. Макгроу Хилл.
• Раймонд Смуллян, 1995 (1968). Логика первого порядка. Dover Publications.
• Мелвин Фиттинг (1996). Логика первого порядка и автоматическое доказательство теорем (2-е изд.). Springer-Verlag.
• Райнер Хенле (2001). Таблицы и родственные методы. Справочник по автоматическому мышлению
• Райнхольд Летц, Гернот Стенц (2001). Процедуры исключения модели и таблицы соединений. Справочник по автоматическому мышлению
• Земан, Дж. Дж. (1973) Модальная логика. Рейдел.

внешние ссылки

• ТАБЛИЦА: ежегодная международная конференция по автоматизированному мышлению с аналитическими таблицами и родственными методами
• БАНКА: Журнал автоматизированных рассуждений
• Пакет tableaux: интерактивное средство доказательства логики высказываний и логики первого порядка с использованием таблиц
• Генератор доказательства дерева: еще один интерактивный инструмент для доказательства логики высказываний и логики первого порядка с использованием таблиц.
• LoTREC: универсальный инструмент для доказательства модальных логик, основанный на таблицах, от IRIT / Toulouse University