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Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Logica Clasica Proposicional
Logica Computacional
Departamento de Matematica Aplicada
Universidad de Malaga
10 de enero de 2008
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Contenido1 Sintaxis
Alfabeto
Formulas bien formadas
Funciones recursivas
2 Semantica
Interpretaciones y satisfacibilidad
Equivalencia logica y formas normales
Formas normales
Consideraciones semanticas y formalizacion
3 Algoritmo de Quine
Refutacion y deduccion automatica
Un ejemplo
El metodo
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Sintaxis de la Logica ProposicionalAlfabeto
Definicion
El alfabeto esta formado por los siguientes conjuntos:
1 Un conjunto numerable de sımbolos de proposicion:
Π = p, q, r, . . . , p1, q1, r1, . . . , pn, qn, rn, . . .
2 Conectivos u Operadores logicos: ¬, ∨, ∧,→ y↔.
3 Sımbolos de puntuacion: “(”, “)”.
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Sintaxis de la Logica ProposicionalFormulas bien formadas (definicion “simple”)
Definicion
El conjunto de las formulas bien formadas (fbfs)esta determinado por las siguientes reglas de formacion:
1 Los elementos de Π son fbfs: las formulas atomicas.
2 Si A es una fbf , ¬A es una fbf .
3 Si A y B son fbfs entonces (A∧B), (A∨B), (A→ B)y (A↔ B) son fbfs.
Los sımbolos A y B usados en la definicion no sonsımbolos del lenguaje sino metasımbolos.
El unico convenio para la simplificacion de formulas queutilizaremos es la eliminacion de los parentesis inicial yfinal de una formula si los tuviera.
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Sintaxis de la Logica ProposicionalFormulas bien formadas (definicion “mas formal”)
Definicion
El lenguaje de la logica proposicional L es la clausura inductivadel conjunto Π para los constructores C¬, C∨, C∧, C→ y C↔:
C¬(x) = ¬x
C∧(x, y) = (x ∧ y)
C∨(x, y) = (x ∨ y)
C→(x, y) = (x→ y)
C↔(x, y) = (x↔ y)
Importante
En clausuras inductivas, para demostrar una propiedad P , sepuede usar el principio de induccion estructural.
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Clausuras inductivas libremente generadas
Es claro que, tal como se ha definido L, cada fbf se puedeconstruir de un modo unico a partir de los constructores.
Las clausuras inductivas que disfrutan de esta propiedadreciben el apelativo de libremente generadas.
Ejercicio
De ejemplos de clausuras inductivas que NO sean librementegeneradas.
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Funciones recursivas
Sobre una clausura inductiva libremente generada, puedendefinirse funciones de forma recursiva, definiendolaexplıcitamente solo sobre los elementos primitivos.
Importante
Se necesita algo mas para definir una funcion de formarecursiva. ¿Que es?
Ejemplo
Funcion grado, gr : L→ N:
gr(p) = 0 para todo p ∈ Π
gr(¬A) = 1 + gr(A)
gr(A ∗ B) = 1 + gr(A) + gr(B)
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Otra funcion recursiva sobre LArbol sintactico
El arbol sintactico para una formula A, denotado por TA, sedefine recursivamente como sigue:
1 TA es A para todo A ∈ Π
2 T¬A es¬|
TA
3 Para cada ∗ ∈ ∧,∨,→,↔, TA∗B es
∗
TA TB
AAA
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Un Ejemplo de Arbol Sintactico(((p ∧ q)→ r) ∧ (p→ q))→ (p→ r)
∧
→
r
∧
p
→
q
→
p
→
r
p q
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Semantica de la logica proposicional
Valores semanticos: BOOL= 0, 1Valor destacado: 1
Interpretaciones: son las aplicaciones I : L→ 0, 1definidas como extension unica de una aplicacionI : Π→ 0, 1 por las siguientes condiciones:
I(¬A) = 1 si y solo si I(A) = 0
I(A ∧ B) = 1 si y solo si I(A) = I(B) = 1
I(A ∨ B) = 0 si y solo si I(A) = I(B) = 0
I(A↔ B) = 1 si y solo si I(A) = I(B)
I(A→ B) = 0 si y solo si I(A) = 1 e I(B) = 0
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Semantica de la logica proposicionalTablas de verdad
p q ¬p p ∧ q p ∨ q p↔ q p→ q1 1 0 1 1 1 11 0 0 0 1 0 00 1 1 0 1 0 10 0 1 0 0 1 1
La tabla de verdad para (¬p ∨ q)→ (¬p ∧ q) es:
p q ¬p ¬p ∨ q ¬p ∧ q (¬p ∨ q)→ (¬p ∧ q)1 1 0 1 0 01 0 0 0 0 10 1 1 1 1 10 0 1 1 0 0
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Semantica de la logica proposicional
Para saber el valor de I sobre una formula dada A, no esnecesario conocer los valores de I sobre todos los sımbolosproposicionales del lenguaje, basta con conocerlos paralos sımbolos proposicionales que aparecen en A.
Una interpretacion para una fbf A es una asignacion devalores de verdad a los sımbolos proposicionales queintervienen en A.
Si en la formula A intervienen n sımbolos proposicionales,el numero de interpretaciones para A es 2n. Estasinterpretaciones se representan con las tablas de verdad.
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Satisfacibilidad y validez
Definiciones
Una fbf A es valida o tautologıa si I(A) = 1 para todainterpretacion I; se denota |= A.
Una fbf A es satisfacible si I(A) = 1 para algunainterpretacion I; decimos que I es un modelo para A.
Una fbf A satisfacible pero no valida se dice contingente.
Una fbf A es insatisfacible o contradiccion si se tiene queI(A) = 0 para toda interpretacion I
Un conjunto de fbfs Ω es satisfacible o consistente siexiste una interpretacion I tal que I(A) = 1 para todoA ∈ Ω. Se dice insatisfacible si no es satisfacible.
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Consecuencia semantica y refutacion
Una formula A se dice que es consecuencia, se infiere o sederiva semanticamente de un conjunto Ω si todo modelo de Ωtambien es modelo de A. Lo denotamos Ω |= A.
Si Ω = A1, . . . , An se suele escribir A1, . . . , An |= A.
Teorema
Ω |= A si y solo si Ω ∪ ¬A es insatisfacible.
Corolario (Principio de refutacion)
A1, . . . , An |= A si y solo si A1 ∧ · · · ∧ An ∧ ¬A esinsatisfacible.
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Teorema de compacidad
Computacionalmente, resulta interesante considerar lacardinalidad del conjunto Ω.
El siguiente teorema asegura que es suficiente considerarconjuntos finitos de hipotesis.
Teorema (de Compacidad)
Un conjunto Ω de fbfs es satisfacible si y solo si todos sussubconjuntos finitos son satisfacibles.
Corolario
Ω |= A si y solo si existe Ω0 ⊆ Ω finito tal que Ω0 |= A.
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Equivalencia logica
Definicion
Dos formulas A y B se dicen logicamente equivalentes y lodenotamos A ≡ B, si para toda interpretacion I se tiene queI(A) = I(B); es decir, si A↔ B es tautologıa.
Leyes de de Morgan: ¬(A ∧ B) ≡ ¬A ∨ ¬B¬(A ∨ B) ≡ ¬A ∧ ¬B
Leyes Conmutativas: A ∧ B ≡ B ∧ AA ∨ B ≡ B ∨ A
Leyes Asociativas: (A ∧ B) ∧ C ≡ A ∧ (B ∧ C)(A ∨ B) ∨ C ≡ A ∨ (B ∨ C)
Leyes Distributivas: A ∧ (B ∨ C) ≡ (A ∧ B) ∨ (A ∧ C)A ∨ (B ∧ C) ≡ (A ∨ B) ∧ (A ∨ C)
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Otras leyes de equivalencia
Leyes de Absorcion: A ∧ (A ∨ B) ≡ AA ∨ (A ∧ B) ≡ A
Leyes de Idempotencia: A ≡ A ∧ AA ≡ A ∨ A
Ley de Transposicion: A→ B ≡ ¬B→ ¬A
Ley de Doble Negacion: ¬¬A ≡ A
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Conjuncion y Disyuncion Generalizada
Las leyes asociativas permiten considerar las expresionessiguientes como fbfs
A1∨A2∨· · ·∨An =n∨
i=1
Ai A1∧A2∧· · ·∧An =n∧
i=1
Ai
Las leyes distributivas tambien se satisfacen con ellas:
A ∧n∨
i=1
Bi ≡n∨
i=1
(A ∧ Bi)
A ∨n∧
i=1
Bi ≡n∧
i=1
(A ∨ Bi)
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Conjuntos adecuados de conectivas
El conjunto de conectivos del lenguaje no es minimal.
A ∨ B ≡ ¬A→ B
A ∧ B ≡ ¬(A→ ¬B)
A↔ B ≡ ¬((A→ B)→ ¬(B→ A))
Definicion
Un conjunto de conectivas se dice que es un sistema adecuadosi puede representar todas las demas conectivas mediante larelacion de equivalencia logica.
Por ejemplo, ¬,→ es un sistema adecuado de conectivas.
La no independencia de los conectivos podrıa haber sidorecogida en el alfabeto.
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Extension del lenguaje
La relacion de equivalencia logica permite considerar laestructura cociente L/≡.
Introduciremos nuevos sımbolos como representantescanonicos para representar tautologıas y contradicciones.
Ampliamos el alfabeto con dos nuevos sımbolos: > y ⊥,que se leen verdad y falsedad (o verum y falsum).
Ambos sımbolos son considerados fbfs.
Los valores de verdad asignados a > y ⊥ por todainterpretacion I son: I(>) = 1 e I(⊥) = 0.
Leyes 0-1: Proporcionan informacion acerca delcomportamiento de las constantes logicas
A ∨ ⊥ ≡ A A ∨ > ≡ > A ∨ ¬A ≡ >A ∧ ⊥ ≡ ⊥ A ∧ > ≡ A A ∧ ¬A ≡ ⊥
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Formas normalesRepresentantes canonicos para formulas contingentes
Los sımbolos proposicionales y sus negaciones sedenominan literales; p y ¬p son literales opuestos; si ` esun literal, ˆ denota su literal opuesto.
Un cubo es un literal o una conjuncion de literales. Unaclausula es un literal o una disyuncion de literales.
Definicion1 Una fbf se dice normal disyuntiva si es >, ⊥, un cubo o
disyuncion de cubos.
2 Una fbf se dice normal conjuntiva si es >, ⊥, unaclausula o conjuncion de clausulas.
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Formas normalesRepresentantes canonicos para formulas contingentes
1 Una formula normal disyuntiva se dice restringida, fndr , siverifica:
Ningun cubo contiene un literal y su opuesto.Ningun cubo contiene literales repetidos.Ningun cubo contiene a otro.
2 Una formula normal conjuntiva se dice restringida, fncr ,si verifica:
Ninguna clausula contiene un literal y su opuesto.Ninguna clausula contiene literales repetidos.Ninguna clausula contiene a otra.
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Formas normales
Teorema
Toda fbf tiene una forma normal disyuntiva restringida y unaforma normal conjuntiva restringida equivalente a ella.
1 Eliminacion de los conectivos↔ y→2 Transmision de las negaciones a las formulas atomicas
mediante las leyes de de Morgan y la ley de la doblenegacion (obteniendo una forma normal negativa).
3 Aplicacion de la ley distributiva generalizada de ∧respecto a ∨ (para fndr) o de ∨ respecto a ∧ (para fncr).
4 Aplicacion de la idempotencia, la complementacion, leyes0-1 y de absorcion para obtener las formas normalesrestringidas.
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Consideraciones semanticasUn Ejemplo
Estos ninos estaban haciendo tonterıas aquı atras, y uno o mas de ellostiraron las sandıas. Ninguno reconoce haberlo hecho.
Richard—pregunto—¿quien tiro estas sandıas?
Lo hicieron Harry y Frank—replico.
¡Yo nos las tire!—dijo Frank.
¿Que dices tu, Tommy?—Solo uno de nosotros tiro las sandıas.
¿Y tu que dices, Harry?
Si Tommy dice la verdad, tambien es cierto lo que dice Frank.
No hacen mas que decir eso—dijo el frutero—. Ahora bien, conozco aestos chicos. Tommy es honrado y estoy seguro de que no mentirıa. Porotro lado, Harry es muy distinto y miente cada vez que sospechan quehizo algo malo. En cuanto a los otros, no se a quien creer y no puedosenalar a los culpables.
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Formalizacion de enunciados
Si la funcion f no es continua, entonces la funcion f
no es diferenciable. Pero f es diferenciable; ası pues,
f es continua.
¬c→ ¬ddc
¬cN→ cIcI→ aP¬cN→ aP
Si no hay control de nacimientos, entonces la
poblacion crece ilimitadamente. Pero si la poblacion
crece ilimitadamente, aumentara el ındice de
pobreza. Por consiguiente, si no hay control de
nacimientos, aumentara el indice de pobreza
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Refutacion y deduccion automatica
La mayorıa de los algoritmos de deduccion automaticahacen uso del principio de refutacion.
Para determinar la validez de una inferencia basta probarque NO es posible encontrar una interpretacion I tal que
I(A1 ∧ · · · ∧ An ∧ ¬A) = 1
La forma mas simple de aplicar este metodo es intentarconstruir dicho contramodelo sobre la formula, aplicandola definicion recursiva de las interpretaciones.
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Tablas de verdad y refutacionEjemplo: (((p ∧ q)→ r) ∧ (p→ q))→ (p→ r)
∧
→
r
∧
p
→
q
→
p
→
r
p q
0
0
0
11
1
1 1 1
1
1
1
1
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Algoritmo de QuineUn Algoritmo de Deduccion Automatica
Evaluamos las interpretaciones sobre una formula A usandouna ordenacion [p1, p2, . . . , pn] de las proposiciones queintervienen en A, y construimos un arbol binario donde cadarama se etiqueta con un sımbolo proposicional o su negado.
1 Tomamos el primer sımbolo de la secuencia y construimosun arbol con dos ramas etiquetadas con p1 y ¬p1 y cuyashojas se etiquetan con los valores p1/1 y p1/0respectivamente. Si no es posible determinar algun valorpara la formula, la hoja se etiqueta con ?
2 Cada rama etiquetada con ? se extiende con dos ramas,correspondientes al siguiente sımbolo proposicional en lasecuencia, hasta lograr que todas las hojas se etiquetencon 0 o 1.
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Una aplicacion del algoritmo de Quine((p ∧ q)→ r) ∧ (p→ q))→ (p→ r)
p
?1
¬p
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Una aplicacion del algoritmo de Quine((p ∧ q)→ r) ∧ (p→ q))→ (p→ r)
q
p
?1
1
¬p
¬q
Sintaxis Semantica Algoritmo de Quine
Una aplicacion del algoritmo de Quine((p ∧ q)→ r) ∧ (p→ q))→ (p→ r)
r
q
p
1
1
11
¬p
¬q
¬r
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Algoritmo de QuineCorreccion y Completitud
Teorema
Una formula A es valida si y solo si el algoritmo de Quineetiqueta todas las hojas con 1.
Este algoritmo puede ser usado para estudiar tanto la validezcomo la insatisfacibilidad:
Tan pronto logremos una hoja etiquetada con 0 podemosconcluir que la formula es no valida; en este caso, los literalesde la rama cerrada con 0, definen un contramodelo para A.
De forma semejante, una hoja etiquetada con 1 define unmodelo para A.