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国防科大数理逻辑考博试题及复习指南
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更新于2024-07-18
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国防科大数理逻辑考博资料是一份详尽的复习指南,针对希望在该领域深造的学生提供宝贵的资源。这份文档由王文涛在2011年9月20日整理,主要涵盖了数理逻辑的基础知识和历年考博试题,适合备考国防科大的博士生参考。 内容分为四个部分: 1. 形式系统:介绍了命题逻辑的形式系统P,包括P的定理和导出规则、语义、协调性、完全性、独立性以及命题联结词的概念。此外,还讨论了P的紧致性以及消解原理,这些是理解命题逻辑的核心要素。 2. 一阶逻辑:一阶逻辑系统F的详细阐述,包括符号表Σ、项集、合式公式集、公理集和规则集(如MP和Gen)。这里有代入定理、前束范式等重要理论,以及逻辑的语义、独立性和协调性、完全性的探讨。 3. 等词:介绍等词系统F=,并探讨了等词模型,这是逻辑中的一个重要分支,涉及到等价关系在逻辑表达中的应用。 4. 历年考博题:汇总了从2000年至2011年的历年考博试题,覆盖了命题逻辑和一阶逻辑的各个方面,提供了实际考试的样例,帮助考生熟悉考试形式和出题方向。 文档强调,虽然材料包含了所有定义和定理,但并未包含证明过程,主要作为复习和查询概念的工具。整理者也明确指出,可能存在个人理解的偏差,但不影响整体的参考价值。版权方面,材料仅供个人学习,非商业用途,并提醒读者自行判断其适用性,对可能产生的影响不负责任。 整个文档的编写工具和技术选择,如使用XeTeX制作和TeXLive2011编译,以及符号的一致性处理,展示了作者的专业性和严谨态度。 这份国防科大数理逻辑考博资料是备考者不可或缺的参考资料,提供了扎实的理论基础和历年试题,有助于考生系统复习和提升应试能力。
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2.4 P 的完全性
定义 2.4.1. 设 Γ ⊆ F ormula, 若对每个 A ∈ F ormula 皆有 A ∈ Γ 或 ¬A ∈ Γ, 则称 Γ 为完全的
集合 ∆
Γ
是极大协调的,
即完全且协调.
为证明 P 的完全性,引入一种运算 ∆
Γ
定义. 设 A ∈ F ormula 且 Γ ⊆ F ormula 为协调的, 因为 F ormula 为可数集,故假定
F ormula = {A
0
, A
1
, · · · }
再令
∆
0
= Γ
∆
n+1
=
∆
n
∪ {A
n
} if ∆
n
⊢ A
n
∆
n
∪ {¬A
n
} else
n = 0, 1, · · ·
∆
Γ
=
∞
n=0
∆
n
φ
Γ
(A) =
t if A ∈ ∆
Γ
f else
下面是 ∆
n
, ∆
Γ
, φ
Γ
的一些简单性质
1. 若 n ∈ N, 则 ∆
n
为协调的
2. 若 n ∈ N, 则 Γ ⊆ ∆
n
⊆ ∆
n+1
⊆ ∆
Γ
.
3. ∆
Γ
是完全的
4. 若 A ∈ F ormula, 且 ∆
Γ
⊢ A, 则有 n ∈ N 使 ∆
n
⊢ A.
5. 若 A ∈ F ormula, 则 A ∈ ∆
Γ
当且仅当 ∆
Γ
⊢ A
6. ∆
Γ
为协调的
7. φ
Γ
为 P 的一个指派,且对每个 A ∈ F ormula 皆有
φ
Γ
是否为指派(对公式
的指派)仍需证明, 使用
公式结构归纳法.
φ
Γ
(A) = t当且仅当A ∈ ∆
Γ
定理 2.4.1. (P 的完全性(completeness)定理) 设 Γ ⊆ F ormula 且 A ∈ F ormula, 若 Γ |= A, 则
Γ ⊢ A.
说明:其证明使用反证法. 若 Γ ⊢ A, 则 Γ ∪ {¬A} 为协调的. 构造指
派 φ
Γ∪{¬A}
, 使得 ∆
Γ∪{¬A}
可满足, 从而保证了 Γ 和 ¬A 都可满足,
即 A 和 ¬A 都可满足, 从而出现矛盾.
定理 2.4.2. (G¨odel 完全性定理) 设 Γ ⊆ F ormula 且 A ∈ F ormula
1. ⊢ A 当且仅当 |= A
2. Γ ⊢ A 当且仅当 Γ |= A
定理 2.4.3. 设 A, A
1
, · · · , A
n
∈ F ormula, Γ ⊆ F ormula 且 p
1
, · · · , p
n
在 Γ 中不出现的 n 个互不
相同的命题的变元
1. 若 |= A, 则 |= S
p
1
···p
n
A
1
···A
n
A.
2. 若 Γ |= A, 则 Γ |= S
p
1
···p
n
A
1
···A
n
A.
定义 2.4.2. 设 φ 为 P 的一个指派,若 A ∈ F ormula, 则令
A
φ
=
A if φ(A) = t
¬A else
由此定义,显然有 φ(A
φ
) = t, A ∈ F ormula
定理 2.4.4. 设 A ∈ F ormula, φ 为 P 的指派且 p
1
, · · · , p
n
包括了出现在 A 中所有的命题变元
1. 若 φ(A) = t, 则 p
φ
1
, · · · , p
φ
n
⊢ A.
2. 若 φ(A) = f, 则 p
φ
1
, · · · , p
φ
n
⊢ ¬A.
说明:构造一个完全的析取范式, φ 为满足某个合取支的指派, 该合支
包括了 A 的所有命题变元.
12
2.5 P 的独立性
逻辑系统的独立性(Independence)问题是指逻辑系统中的公理和推演规则无冗余,即每个推演
规则和每条公理(公理模式)都是必不可少的,否则定理就会减少。
定义 2.5.1. 设 F S =< Σ, T erm, F ormula, Axiom, Rule > 为一个形式系统
1. 称一条公理 A ∈ Axiom 为独立的,是指当令 F S
1
=< Σ, T erm, F ormula, Axiom −{A}, Rule >
时,必有 A ∈ T h(F S
1
).
2. 称一个公理模式 ASM ⊆ Axiom 为独立的,是指当令 F S
2
=< Σ, T erm, F ormula, Axiom −
ASM, Rule > 时,必有 A ∈ ASM 使得 A ∈ T h(F S
2
).
3. 称一条推演规则 r ∈ Rule 为独立的,是指当令 F S
3
=< Σ, T erm, F ormula, Axiom, Rule−{r} >
时,必有 A ∈ T h(F S) 使得 A ∈ T h(F S
3
).
定理 2.5.1. P 的推演规则 MP 为独立的
没有 M P , ¬p ∨ p 证
不出来
定理 2.5.2. P 的每个公理模式都是独立的
证明
. 采用语义证明, 即定义一个新的语义, 使得考察的公理具有性质 A, 而其它公理为性质 B,
并且推理规则也保持性质 B, 这样就证明了该公理是独立的.
1. AS
1
的是独立的. 采用下面的三值语义时 AS
1
不常为 0, 而其它公理常为 0, 且推理规则保持
后一性质.
¬
0 1
1 0
2 2
¬
0 0 0 0
1 0 1 2
2 0 2 0
2. AS
2
的是独立的. 采用下面的三值语义时 AS
2
可能为 2, 而其它公理永不为 2, 且推理规则保
持后一性质.
¬
0 2
1 1
2 0
¬
0 0 0 0
1 0 1 2
2 0 2 2
3. AS
3
的是独立的. 采用下面的三值语义时 AS
3
不常为 0, 而其它公理常为 0, 且推理规则保持
后一性质.
¬
0 1
1 2
2 0
¬
0 0 0 0
1 0 1 1
2 0 0 2
2.6 命题联结词
定义 2.6.1. 设 n ≥ 1, 称函数 φ : {t, f }
n
→ {t, f} 为一个 n 元真值函数, 并称表示真值函数的形式
符号为命题联结词.
约定真值 t 和 f 为 0 元真值函数. 易知, 对每个自然数 n, 都有 2
n
种赋值方式, 因而有 2
2
n
种
命题联结词.
表 2.2 列出所有的 2 元真值函数. 其中 | 称为析否(alternative denial), ↓ 称为合否(joint
denial). 恰如其名, 析否表示"有否就为真", 合否表示"全否才为真".
用 P
(n)
i
(1 ≤ i ≤ n) 表示 n 元投影函数
P
(n)
i
(x
1
, · · · , x
n
) = x
i
, x
i
∈ {t, f}(i = 1, · · · , n)
定义 2.6.2. 设 S 为一个真值函数集合:
˜
S 表示 S 所能定义的所
有真值函数.
1. 用
˜
S 表示满足以下条件的最小集合:
(a) S ⊆
˜
S
13
表 2.2: 二元真值函数表
p q f ↓ ⊂ ¬p ⊃ ¬q ≡ |
t t f f f f f f f f
t f f f f f t t t t
f t f f t t f f t t
f f f t f t f t f t
p q ∧ ≡ q ⊃ p ⊂ ∨ t
t t t t t t t t t t
t f f f f f t t t t
f t f f t t f f t t
f f f t f t f t f t
表 2.3: 用 | 和 ↓ 表示常见符号
| ↓
¬p p|p q ↓ q
p ∨ q (p|p)|(q|q) ¬(p ↓ q)
p ∧ q ¬(p|q) (p ↓ p) ↓ (q ↓ q)
p ⊃ q p|(q|q)或p|(p|q) ¬((p ↓ p) ↓ q)
p ≡ q ¬((p|¬q)|(q|¬p)) (¬p ↓ q) ↓ (¬q ↓ p)
p|q ¬((p ↓ p) ↓ (q ↓ q))
p ↓ q ¬((p|p)|(q|q))
(注:为书写方便使用 ¬ 代替冗长公式)
(b) 若 φ ∈ {P
(m)
1
, · · · , P
(m)
n
} ∪ S 为 m 元 的, 而 g
1
, · · · , g
m
∈
˜
S 都 是 n 元 的, 则 φ ◦
(g
1
, · · · , g
m
) ∈
˜
S.
2. 若 φ ∈
˜
S, 则称 φ 可由 S 定义.
3. 若每个 n(n ≥ 1) 元真值 函数皆可由 S 定义, 则称 S 为完全的.
说明:这是一个递归定义, 之所以加入投影函数, 是为了允许命题联
结词的参数可以具有不同的深度
???
定理 2.6.1. {¬, ∨} 为完全的.
证明
.
将真值函数表示为真值
表, 从而探索该真值函
数的表现形式. 真值表
中每一行代表了一个指
派, 对于 n 个命题变元
的公式, 其真值表有 2
n
行, 即 2
n
个指派.
设 φ 为一个 n(n ≥ 1) 元真值函数, 则 φ 的真值表为 2
n
行, n 列. 设真值表自变量值为
a
ij
∈ {t, f}(1 ≤ i ≤ 2
n
, 1 ≤ j ≤ n). 定义每一行的真值函数 h
i
如下
h
i
(x
1
, · · · , x
n
) =
x
1
∧ ¬x
1
if φ(a
i1
, · · · , a
in
) = f
n
j=1
˜x
j
else
x
1
, · · · , x
n
∈ {t, f}
其中
˜x
j
=
x
j
if a
j
= t
¬x
j
else
j = 1, · · · , n
得
n
j=1
˜x
j
= t当且仅当x
1
= a
i1
, · · · , x
n
= a
in
.
即
h
i
(x
1
, · · · , x
n
) = t当且仅当x
1
= a
1
, · · · , x
n
= a
n
, 且φ(a
1
, · · · , a
n
) = t
14
从而可构造出 φ 的析取范式形式, 即析取所有使 φ 为真的真值表的那些行.
φ(x
1
, · · · , x
n
) =
2
n
i=1
h
i
(x
1
, · · · , x
n
)
{¬, ∧} 的完全性可以用
类似的构造方法, 只不
过需 要使用合取 范式,
合取所有为假的真值表
的那些行.
定理 2.6.2. {¬, ∧},{¬, ⊃}, {f, ⊃}, {|}, {↓}, {∨, ≡, t} 都是完全的.
定义 2.6.3. 设 A, M, N ∈ F ormula
1. 若有 α
1
, · · · , α
n+1
∈ Σ
∗
, 使 A = α
1
Mα
2
· · · α
n
Mα
n+1
, 则称 M 在 A 中有一个 (α
1
, α
2
, · · · , α
n+1
)出现,
或 M 在 A 中有 n 个指定出现.
2. 若 M 在 A 中的指定出现为一个 (α
1
, α
2
, · · · , α
n+1
) 出现,则令
A
M
N
= α
1
Nα
2
N · · · α
n
Nα
n+1
并称 A
M
N
为用 N替换 M 在 A 中所有指定出现之结果.
注意:替换指定出现和代入是不同的。代入是要将所有出现全部替换
掉,而指定出现则不一定是全部,有可能只是一部分。
定理 2.6.3.
等值替换定理使用结构
归纳法证明.
(等值替换定理), 设 A, M, N ∈ F ormula.
1. A
M
N
∈ F ormula
2. 若 |= M ≡ N, 则 |= A ≡ A
M
N
.
定理 2.6.4. (派生推演规则 ≡sub) 若 ⊢ M ≡ N, 则 ⊢ A ≡ A
M
N
P 中公式由命题联结词
和命题变元构成,公式
映射成一个函数,其命
题变元映射成函数参数,
而公式的真值则为该函
数的值。
定义 2.6.4. 若 n 个不同的命题变元 p
1
, · · · , p
n
包括了 A ∈ F ormula 中出现的所有命题变元, 则可
定义一个 n 元真值函数 [λp
1
· · · λp
n
A] : {t, f}
n
→ {t, f} 如下:
[λp
1
· · · λp
n
A](x
1
, · · · , x
n
) = φ(A), x
1
, · · · , x
n
∈ {t, f}
其中 φ 为 P 的一个满足以下条件之指派:
φ(p
i
) = x
i
i = 1, · · · , n
.
定义 2.6.5. 1. 若 p 为命题变元, 则称 p 和 ¬p 为文字(literal).
2. 有限个文字的析取称为短句(clause), 有限个文字的合取称为合取项
3. 有限个短句的合取称为合取范式(conjunctive normal form), 合取项的析取称为析取范式(disjunctive
normal form).
定理 2.6.5. 设 n ≥ 1, h : {t, f }
n
→ {t, f }, 且 p
1
, · · · , p
n
为 n 个互不相同的命题变元, 则有析取
范式 A 使 h = [λp
1
· · · λ
n
A].
定理 2.6.6.
给定真值函数, 求析取
范式
若 B ∈ F ormula, 则有析取范式 A 使得 B |=| A. 称 A 为 B 的析取范式.
定义 2.6.6. 设 A ∈ F ormula 不含除 ¬, ∨, ∧ 之外的命题联结词, 且 ¬ 只作用在命题变元上,则称
A 为否定范式(negation normal form).
定义 2.6.7. 两个文字称为互补的, 当其中之一为另一个的否定.
定义 2.6.8. 若 A ∈ F ormula 为否定范式, 则 A 的合取支的集合 C (A) 归纳定义如下:
1. 若 A 为文字, 则 C (A) = {A};
2. 若 A = B ∨ C, 则 C (A) = C (B) ∪ C (C).
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LML1995
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