Логический подход к построению систем ии. Фундаментальные исследования

ВЫВОД ЛОГИЧЕСКИЙ

осуществляется переход по правилам от высказывания или системы высказываний к высказыванию или системе высказываний. К логическому выводу обычно предъявляются (совместно или по отдельности) следующие требования: 1) правила перехода должны воспроизводить следования логического (ту или иную его разновидность); 2) переходы в логическом выводе должны осуществляться на основе учета только синтаксических характеристик высказываний или систем высказываний.

В современной логике логического вывода определяется для формальных систем, в которых высказывания представлены формулами. Обычно выделяют три основных типа формальных систем: аксиоматические исчисления, исчисления натурального вывода, исчисления секвенций. Стандартное логического вывода (из множества формул Г) для аксиоматического исчисления S таково: вывод в S из множества формул Г есть такая последовательность Ai... A, формул языка исчисления S, что для каждой Ai (ÏSiSn) выполняется, по крайней мере, одно из следующих трех условий: 1) А, есть формула из Г; 2) Αι есть исчисления S; 3) А, есть формула, получающаяся из предшествующей ей в последовательности Л ι...Лд формулы или из предшествующих ей в этой последовательности формул по одному из правил вывода исчисления S. Если α есть вывод в S из множества формул Г, то формулы из Г называются посылками a, a вывод α называется выводом в S из посылок Г; если при этом А есть последняя формула а, то а называется логическим выводом в S формулы А из посылок Г. Запись “Г ,А* означает, что существует логический вывод в S формулы А из посылок Г. Логический вывод в S из пустого множества формул называется доказательством в S. Запись “ г,-4” означает, что существует в S формулы А. Формула А называется доказуемой в S, если -А. В качестве примера рассмотрим аксиоматическое Si со стандартным определением вывода, являющееся вариантом классической логики высказывании. Алфавит этого исчисления содержит только пропозициональные переменные pi, pi, ..., р„ ..., =>, 1 и круглые скобки. Определение формулы в этом языке обычное. Аксиомы?ι-ύто формулы следующих шести видов (и только эти формулы): I. (А^>А), II. ((Д55)э((Д=)С)э(^эС))), Ш. ((Л=?/”эО)эГДэ(ЛэС))), IV. ((Лэ(1Д))э(Дэ(1Д))), V. ((1(1Л)эЛ), М. (((А зВ)=,А)зА).

Определение логического вывода для Si является очевидной конкретизацией определения, данного выше. Следующая последовательность формул Ф1 - Ф6 является логическим выводом в Si формулы ((pi^pi)^) из посылок .

ΦΙ. ((Ρι^Ρι)^(Ρι^Ρι)), Ф2. Wpi-spî) э(р1 эра)) =>ό?ι =>((?, э^) з^))), ФЗ. (р1Э((р1=>й)э^)), Ф4.^, Ф5. ((pi Dpi)^pî).

Анализ: Ф1 есть аксиома вида 1, Ф2 есть аксиома вида III, ФЗ получена по правилу модус поненс из Ф1 и Ф2, Ф4 есть , Ф5 получена по правилу модус поненс из Ф4 и ФЗ. Итак, fßilhi ((р^рг)=)рг). Рассмотрев последовательность формул Ф1, Ф2 ФЗ, убеждаемся, что гл(р13р1)зрг)).

В ряде случаев логический вывод определяется так, что на использование некоторых правил накладываются ограничения. Напр., в аксиоматических исчислениях, являющихся вариантами классической логики предикатов первого порядка и содержащих среди правил вывода только модус поненс и правило обобщения, логический вывод часто определяется так, что на использование правила обобщения накладывается ограничение: любое применение правилам обобщения в α таково, что , по которой ироввдитея обобюение в этом применении правила обобщения, не входит ни в одну посылку, предшествующую в α нижней формуле этого применения правила обобщения. Цель этого ограничения обеспечить полезных с точки зрения логики свойств вывода (напр., выполнение для простых форм дедукции теоремы). Существуют определения логического вывода (как для аксиоматических, так и для исчислений других типов), которые (1) задают логический вывод не только из множества посылок, но допускают другие формы организации посылок (напр., списки или последовательности), (2) структурируют вывод не только линейно, но, напр., в форме дерева, (3) имеют явно выраженный индуктивный ; при этом индуктивное определение вывода может вестись как по одной переменной (напр., по длине вывода), так и по нескольким переменньм (напр., по длине логического вывода и по числу его посылок), (4) содержат формализацию зависимости между формулами в логическом выводе, и многие другие определения логического вывода, обусловленные иными способами формализации и аксиоматизации классических и неклассических систем логики. О некоторых из них см. в ст. Аналитических таблиц . Семиотика, Исчисление секвенций.

В. М. Попов

Новая философская энциклопедия: В 4 тт. М.: Мысль . Под редакцией В. С. Стёпина . 2001 .

Смотреть что такое "ВЫВОД ЛОГИЧЕСКИЙ" в других словарях:

вывод логический - ВЫВОД ЛОГИЧЕСКИЙ рассуждение, в котором по определенным правилам осуществляется переход от высказываний или системы высказываний к высказыванию или системе высказываний. К В. л. обычно предъявляются (разом или по отдельности) следующие… … Энциклопедия эпистемологии и философии науки

вывод (логический) - — [Е.С.Алексеев, А.А.Мячев. Англо русский толковый словарь по системотехнике ЭВМ. Москва 1993] Тематики информационные технологии в целом EN inference …

Рассуждение, в ходе которого из к. л. исходных суждений посылок с помощью логических правил получают заключение новое суждение. Напр., из суждений Все люди смертны и Кай человек мы можем вывести с помощью правил простого категорического… … Словарь терминов логики

Логический формальный вывод в исчислении, содержащем логические правила и имеющем в качестве основных выводимых объектов формулы (интерпретацией к рых являются суждения;см. Логические исчисления. Логико математические исчисления). Поскольку… … Математическая энциклопедия

- (греч. logikos, от logos рассуждение). Согласный с логикою или основанный на законах мышления. Словарь иностранных слов, вошедших в состав русского языка. Чудинов А.Н., 1910. ЛОГИЧЕСКИЙ греч. logikos, от logos, рассуждение. Согласный или… … Словарь иностранных слов русского языка

В (традиционной) логике рассуждение, в ходе которого из некоторых исходных высказываний (суждений), называемых посылками, с помощью логических правил получают новое высказывание, называемое заключением. Напр., из высказываний «Все полноправные… … Философская энциклопедия

логический вывод - — Тематики электросвязь, основные понятия EN inference … Справочник технического переводчика

Вывод процесс рассуждения, в ходе которого осуществляется переход от некоторых исходных суждений (предпосылок) к новым суждениям заключениям. Правила преобразования исходной системы предпосылок в систему заключений называются правилами вывода… … Википедия

ЛОГИЧЕСКИЙ, логическая, логическое (книжн.). 1. прил. к логика. Логические категории. 2. (в качестве кратк. употр. логичен, логична, логично). Основанный на правильном умозаключении, отвечающий требованиям логики. Логический вывод. Логическое… … Толковый словарь Ушакова

вывод - Логически выведенное положение, умозаключение. Важный, верный, глубокий, единогласный, закономерный, значимый, категорический, категоричный, конкретный, логический, логичный, ложный, малообоснованный, мудрый, научный, неверный, необоснованный,… … Словарь эпитетов

Книги

Искусственный интеллект. Современный подход. Руководство , Норвиг Питер. Первое издание этой книги стало классическим образцом литературы по искусственному интеллекту. Оно было принято в качестве учебного пособия больше чем в 600 университетах 60 стран мира и…

В 1965 г. в журнале «Information and Control» была опубликована работа Л.Заде под названием «Fuzzy sets». Это название переведено на русский язык как нечеткие множества . Побудительным мотивом стала необходимость описания таких явлений и понятий, которые имеют многозначным и неточный характер. Известные до этого математические методы, использовавшие классическую теорию множеств и двузначную логику, не позволяли решать проблемы этого типа.

При помощи нечетких множеств можно формально определить неточные и многозначные понятия, такие как «высокая температура» или «большой город». Для формулирования определения нечеткого множества необходимо задать так называемую област рассуждений. Например, когда мы оцениваем скорость автомобиля, мы ограничимся диапазоном X = , где Vmax - максимальная скорость, которую может развить автомобиль. Необходимо помнить, что X - четкое множество.

Основные понятия

Нечетким множеством A в некотором непустом пространстве X называется множество пар

Где

- функция принадлежности нечеткого множества A. Эта функция приписывает каждому элементу x степень его принадлежности нечеткому множеству A.

Продолжив предыдущий пример, рассмотрим три неточные формулировки:
- «Малая скорость автомобиля»;
- «Средняя скорость автомобиля»;
- «Большая скорость автомобиля».
На рисунке представлены нечеткие множества, соответствующие приведенным формулировкам, с помощью функций принадлежности.

В фиксированной точке X=40км/ч. функция принадлежности нечеткого множества «малая скорость автомобиля» принимает значением 0,5. Такое же значение принимает функция принадлежностинечеткого множества «средняя скорость автомобиля», тогда как для множества «большая скорость автомобиля» значение функции в этой точке равно 0.

Функция T двух переменных T: x -> называется T-нормой , если:
- является не возрастающей относительно обоих аргументов: T(a, c) < T(b, d) для a < b, c < d;
- является коммутативной: T(a, b) = T(b, a);
- удовлетворяет условию связности: T(T(a, b), c) = T(a, T(b, c));
- удовлетворяет граничным условиям: T(a, 0) = 0, T(a, 1) = a.

Прямой нечеткий вывод

Под нечетким выводом понимается процесс, при котором из нечетких посылок получают некоторые следствия, возможно, тоже нечеткие. Приближенные рассуждения лежат в основе способности человека понимать естественный язык, разбирать почерк, играть в игры, требующие умственных усилий, в общем, принимать решения в сложной и не полностью определенной среде. Эта способность рассуждений в качественных, неточных терминах отличает интеллект человека от интеллекта вычислительной машины.

Основным правилом вывода в традиционной логике является правило modus ponens, согласно которому мы судим об истинности высказывания B по истинности высказываний A и A -> B. Например, если A - высказывание «Степан - космонавт», B - высказывание «Степан летает в космос», то если истинны высказывания «Степан - космонавт» и «Если Степан - космнавт, то он летает в космос», то истинно и высказывание «Степан летает в космос».

Однако, в отличие от традиционной логики, главным инструментом нечеткой логики будет не правило modus ponens, а так называемое композиционное правило вывода, весьма частным случаем которого является правило modus ponens.

Предположим, что имеется кривая y=f(x) и задано значение x=a. Тогда из того, что y=f(x) и x=a, мы можем заключить, что y=b=f(a).

Обобщим теперь этот процесс, предположив, что a - интервал, а f(x) - функция, значения которой суть интервалы. В этом случае, чтобы найти интервал y=b, соответствующий интервалу a, мы сначала построим множество a" с основанием a и найдем его пересечение I с кривой, значения которой суть интервалы. Затем спроектируем это пересечение на ось OY и получим желаемое значение y в виде интервала b. Таким образом, из того, что y=f(x) и x=A - нечеткое подмножество оси OX, мы получаем значение y в виде нечеткого подмножества B оси OY.

Пусть U и V - два универсальных множества с базовыми переменными u и v, соответственно. Пусть A и F - нечеткие подмножества множеств U и U x V. Тогда композиционное правило вывода утверждает, что из нечетких множеств A и F следует нечеткое множество B = A * F.

Пусть A и B - нечеткие высказывания и m(A), m(B) - соответствующие им функции принадлежности. Тогда импликации A -> B будет соответствовать некоторая функция принадлежности m(A -> B). По аналогии с традиционной логикой, можно предположить, что

Тогда

Однако, это не единственное обобщение оператора импликации, существуют и другие.

Реализация

Для реализации метода прямого нечеткого логического вывода нам понадобится выбрать оператор импликации и T-норму.
Пуская T-норма будет функция минимума:

а оператором импликации будет функция Гёделя:

Входные данные будут содержать знания (нечеткие множества) и правила (импликации), например:
A = {(x1, 0.0), (x2, 0.2), (x3, 0.7), (x4, 1.0)}.
B = {(x1, 0.7), (x2, 0.4), (x3, 1.0), (x4, 0.1)}.
A => B.

Импликация будет представлена в виде декартовой матрицы, каждый элемент которой рассчитывается с помощью выбранного оператора импликации (в данном примере - функции Гёделя):

def compute_impl (set1, set2):

"""
Computing implication
"""

relation = {}

for i in set1.items():

relation[i] = {}

for j in set2.items():

v1 = set1.value(i)

v2 = set2.value(j)

relation[i][j] = impl(v1, v2)

return relation

Для данных выше это будет:
Conclusion:
A => B.
x1 x2 x3 x4
x1 1.0 1.0 1.0 1.0
x2 1.0 1.0 1.0 0.1
x3 1.0 0.4 1.0 0.1
x4 0.7 0.4 1.0 0.1

def conclusion (set, relation):

"""
Conclusion
"""

conl_set =

for i in relation:

l =

for j in relation[i]:

v_set = set .value(i)

v_impl = relation[i][j]

l.append(t_norm(v_set, v_impl))

value = max (l)

conl_set.append((i, value))

return conl_set

Результат:
B" = {(x1, 1.0), (x2, 0.7), (x3, 1.0), (x4, 0.7)}.

Источники

Рутковская Д., Пилиньский М., Рутковский Л. Нейронные сети, генетические алгоритмы и нечеткие системы: Пер. с польск. И. Д. Рудинского. - М.: Горячая линия - Телеком, 2006. - 452 с.: ил.
Zadeh L. A. Fuzzy Sets, Information and Control, 1965, vol. 8, s. 338-353

В работе приводится формальное описание задачи прогнозирования как задачи дедуктивного вывода, даётся содержательная постановка задачи логического вывода следствий и предлагается новый метод с построением схемы логического вывода. Применение метода иллюстрируется на примерах с использованием исчисления высказываний. Прогнозирование различных событий, происходящих в реальности, играет очень важную роль во всех сферах человеческой деятельности. Данный процесс особенно актуален в наши дни, так как развитие экономики, науки и техники, управления производством требуют очень продуманных решений. Ошибки могут стоить больших затрат ресурсов и времени. Прогнозирование представляет собой процесс разработки прогнозов – научно-обоснованных суждений о возможных состояниях объекта в будущем, об альтернативных путях и сроках его существования. Многообразие видов прогнозов предполагает использование различных методов для их разработки. Математические методы параметрического программирования обычно применяются в случае, когда ни функция, ни структура объекта не изменяются во времени. В последние годы особый интерес вызывают методы логического прогнозирования. Подобные методы используются для анализа объектов, развитие которых либо полностью, либо частично не поддается предметному описанию или математической формализации. Также методы логического прогнозирования эффективны, когда либо время или средства, выделяемые на прогнозирование и принятие решений, не позволяют исследовать проблему с применением математических моделей, либо отсутствуют необходимые технические средства моделирования, например, вычислительная техника с соответствующими характеристиками. В отличие от методов прогнозирования, основанных на регрессионном анализе или на анализе временных рядов, методика прогнозирования на основе логического вывода требует меньших объемов статистической информации при выполнении условий на способ представления этой информации.

логическое прогнозирование

дедуктивный логический вывод

исчисление высказываний

схема вывода

1. Люгер Дж.Ф. Искусственный интеллект: стратегии и методы решения сложных проблем. – 4-е изд. – М.: Издательский дом «Вильямс», 2003. – 864 с.

2. Матвеев М.Г., Свиридов А.С., Алейникова Н.А.. Модели и методы искусственного интеллекта: применение в экономике. – М.: ИНФРА-М, 2008. – 397 с.

3. Страбыкин Д.А. Логический вывод в системах обработки знаний. – СПб.: СПбГЭТУ, 1998. – 164 с.

4. Страбыкин Д.А., Томчук М.Н. Метод логического вывода модифицируемых заключений. // Известия РАН. Теория и системы управления. – 2008. – № 2. – С. 276–282.

5. Russel S., Norvig P. Artificial Intelligence: a modern approach. Third edition. New Jersey, Prentice Hall, 2010. 784 p.

Прогнозирование развития ситуаций представляет интерес в самых различных сферах деятельности человека. Для решения этой задачи известно большое число подходов и методов. Важное место среди них занимает логическое прогнозирование. К методам логического прогнозирования обычно относят создание прогнозного сценария, морфологический анализ, метод исторических аналогий, прогнозирование по образцу (эталону) и др . Перспективным подходом при построении методов логического прогнозирования является использование моделирования рассуждений, в частности, логического вывода заключений . В этом случае ситуация описывается средствами формальной системы (исчисления высказываний или исчисления предикатов), а ее развитие прогнозируется с помощью дедуктивного логического вывода . Дедуктивный вывод, при проведении которого новые утверждения выступают следствиями из уже имеющихся утверждений, хотя и имеет ограниченную область применения, но надежен при условии истинности посылок. В простейшем случае дедуктивный вывод состоит в установлении факта логического следования из посылок заданного заключения .

Постановка задачи

Задачу логического вывода следствий с построением схемы вывода можно сформулировать следующим образом. Имеются исходные непротиворечивые посылки, заданные в виде множества дизъюнктов M^ = {D1, D2, …, DI}. При этом каждый дизъюнкт содержит один литерал без инверсии. Множество M^ включает подмножество однолитеральных дизъюнктов MF - фактов. Также имеется множество новых фактов mF = {L1, L2,…, Lp,…, LP}. Схема вывода описывается множеством литералов с параметрами: S = {L(j, k); L ∈ A, j, k ∈ N}, где L - литерал из множества A различных литералов, используемых в посылках; N - номер посылки (дизъюнкта); j - номер посылки, из вершины которой на схеме выходит, а k - номер посылки, в вершину которой входит дуга, помеченная литералом L. Параметр j называется левым, а k - правым номером литерала L.

Тогда задачу вывода логических следствий (литералов без инверсий) можно сформулировать так:

1) определить множество следствий MS и семейство множеств следствий S = {s0, s1, …, sh, …, sH}, в котором множество следствий sh содержит следствия, выводимые с помощью множества посылок Mh (Mh ⊆ M^) из множества следствий sh-1: sh-1, Mh ⇒ sh и s0 = MF ∩ mF;

2) сформировать описание O схемы логического вывода, по которому может быть построена схема вывода следствий, в виде семейства множеств O = {g1, g2, …, gh, …, gH}, где gh - множество литералов, полученных при формировании описания схемы на h-м шаге вывода;

3) определить подмножество конечных следствий s+ ⊆ MS, из которых не могут быть выведены новые следствия.

Для осуществления логического вывода с формированием описания схемы используется специальная процедура - процедура логического вывода следствий, основанная на операции обобщенного деления дизъюнктов .

Метод вывода следствий основан на вышеуказанной процедуре и состоит из ряда шагов, на каждом из которых выполняется процедура вывода V″. Причем результаты выполнения процедуры i-го шага становятся исходными данными для процедуры i + 1-го шага. Процесс заканчивается в случае, если дальнейший вывод следствий невозможен (получено значение признака p = 1).

Обозначим через h номер шага вывода, а через P - общий признак продолжения вывода (P = 0 - продолжение вывода возможно, P = 1 - продолжение вывода не возможно). Тогда описание метода может быть представлено в следующем виде.

1. Определение начальных значений: h = 1, M^ ≠ ∅, mF ≠ ∅, M1 = M^-MF (исключение из исходного множества дизъюнктов однолитеральных дизъюнктов - фактов). Формируется выводимый дизъюнкт R1, состоящий из литералов множества mF, и вспомогательный дизъюнкт r, состоящий из литералов фактов исходных посылок MF. Определяется множество следствий s0, совпадающих с фактами MF, имеющимися в исходных посылках: s0 = MF ∩ mF, S0 = {s0}. Устанавливается начальное значение общего признака продолжения вывода P0 = 0 и семейства множеств частных, описывающих схему вывода следствий G0 = ∅.

2. Выполнение h-й процедуры вывода.

V″h = .

3. Формирование семейств множеств следствий и множеств частных и проверка признаков. Формируется семейство множеств следствий Sh = Sh - 1 ∪ {sh} и семейство множеств частных Gh = Gh - 1 ∪ {gh}. Вычисляется значение общего признака продолжения вывода Ph = Ph - 1∨ph. Если Ph = 0, то вывод продолжается: h увеличивается на единицу и производится переход к п. 2, иначе вывод завершается.

Полученные следствия содержатся в семействе множеств S = Sh, а общее множество следствий образуется путем объединения множеств семейства Sh: MS = s0 ∪ s1 ∪ s2 ∪ … ∪ sh.

Описание схемы вывода следствий представляет собой семейство множеств частных O = Gh. Это множество состоит из множеств частных, содержащих литералы с параметрами. Литералом помечается дуга схемы, причем первый параметр литерала представляет собой вершину схемы, из которой выходит, а второй - вершину, в которую входит дуга. Таким образом, множество литералов Gh однозначно определяет схему логического вывода. Построение схемы осуществляется в соответствии с шагами логического вывода: в начале на схему наносятся вершины и дуги, описываемые во множестве литералов G1, затем к ним добавляются связи и вершины, описываемые во множестве литералов G2, и т.д.

Множество конечных следствий определяется следующим образом:

где Mg = g1 ∪ g2 ∪ … ∪ gh, а особенностью операции специального объединения множеств литералов является поглощение литерала L(j, +) ∈ MS литералом L(j, k) ∈ Mg.

Применение метода логического вывода

Применение метода вывода следствий рассмотрим на следующем примере. Пусть исходные посылки заданы множеством секвенций:

Необходимо определить, какие следствия можно вывести из фактов mF = {A, B, M}.

Представим посылки в виде дизъюнктов:

D1 = A(+ ,1)∨B(+ ,1)∨C(1, +);

D3 = C(+ ,3)∨D(+ ,3)∨E(3, +);

D4 = E(+ ,4)∨V(+ ,4)∨L(4, +);

D6 = L(+ ,6)∨R(6, +);

D7 = M(+ ,7)∨P(+ ,7)∨N(7, +);

D9 = R(+ ,9)∨U(9, +);

D10 = N(+ ,10)∨V(10, +);

D11 = S(+ ,11)∨R(+ ,11)∨X(11, +);

D12 = X(+ ,12)∨Z(12, +).

Представим в виде дизъюнктов факты, из которых требуется определить следствия:

D13 = A(13, +); D14 = B(14, +);

Определение начальных значений: h = 1, M^ = {D1, D2, D3, D4, D5, D7, D8, D9, D10, D11, D12}, mF = {D13, D14, D15}, M1 = M^-MF = {D1, D3, D4, D7, D9, D10, D11, D12}. Формирование выводимого дизъюнкта R1 = A(13, +)∨B(14, +)∨M(15, +), состоящего из литералов множества mF, и вспомогательного дизъюнкта r = D(2, +)∨P(5, +)∨S(8, +), составленного из литералов фактов исходных посылок MF. Определение множества следствий s0, совпадающих с фактами MF, имеющимися в исходных посылках: s0 = MF ∩ mF = ∅, S0 = {s0} = ∅. Формирование начального значения общего признака решений Q0 = 1, так как s0 = ∅. Установка начального значения общего признака продолжения вывода P0 = 0 и семейства множеств частных, описывающих схему вывода следствий G0 = ∅.

Выполнение процедуры вывода V″1 = .

1. Производится обобщенное деление дизъюнктов исходных посылок на дизъюнкт R1: Di %R1 = < ai, bi > , i = 1, ..., 12. При этом b1 = C(1, +), b7 = P(+ ,7)∨N(7, +), остальные остатки равны единице. Образуется начальное множество частных: g1* = a1∪a7, где a1 = {A(13,1),B(14,1)}, a7 = {M(15,7)}. Анализируются остатки bi, i = 1, ..., 12. Так как есть остатки, отличные от единицы, то выполняется следующий пункт.

2. Проверяется наличие фактов. Полученные ранее остатки делятся на вспомогательный дизъюнкт r: b1 %r = , b7 %r = . В результате получается: a′1 = ∅, b′1 = 1, B1 = b′1 и a′7 = {P(5,7)}, b′7 = N(7, +), B7 = b′. Корректируется множество частных: g1 = g1*∪a′1∪a′7 = {A(13,1), B(14,1), M(15,7), P(5,7)}, и выполняется следующий пункт.

3. Формируется множество следствий s1. В это множество включаются литералы остатков B1 и B7: s1 = {C(1, +), N(7, +)}.

4. Формируется новое множество исходных секвенций

M2 = M1 ‒ M0 = {D3, D4, D6, D9, D10, D11, D12},

где M0 = {D1, D7} - подмножество дизъюнктов множества M1, для которых были получены остатки, представляющие собой литерал без инверсии.

5. Формируется новый выводимый дизъюнкт R2 = C(1, +)∨N(7, +) как дизъюнкция литералов множества следствий s1.

6. Устанавливается значение признака p1. Поскольку получено непустое множество s1, то p1 = 0 (возможно продолжение вывода).

Формирование семейств множеств следствий и множеств частных и проверка признаков. Формируется семейство множеств следствий

S1 = S0∪{s1} = {{C(1, +),N(7, +)}}

и семейство множеств частных G1 = G0 ∪ {g1} = {{A(13, 1), B(14, 1), M(15, 7), P(5, 7)}}. Вычисляется значение общего признака продолжения вывода P1 = P0∨p1 = 0. Поскольку P1 = 0, то вывод продолжается: h увеличивается на единицу и производится переход к следующему шагу.

Выполнение процедуры вывода V″2 = .

1. Производится обобщенное деление дизъюнктов посылок множества M2 на дизъюнкт R2. При этом a3 = {C(1,3)}, b3 = D(+ ,3)∨E(3, +), a10 = {N(7,10)}, b10 = V(10, +), остальные остатки равны единице. Образуется начальное множество частных: g2* = a3 ∪ a10 = {C(1, 3), N(7, 10)}. Так как есть остатки, отличные от единицы, то выполняется следующий пункт.

2. Проверяется наличие фактов. Полученные ранее остатки делятся на вспомогательный дизъюнкт r: b3 %r = , b10 %r = . В результате получается: a′3 = {D(2, 3)}, b′3 = E(3, +), B3 = b′3 и a′10 = ∅, b′10 = 1; B10 = b10. Корректируется множество частных: g2 = g2* ∪ a′3 ∪ a′10 = {C(1, 3), N(7, 10), D(2, 3)}, и выполняется следующий пункт.

3. Формируется множество следствий s2. В это множество включаются литералы остатков B3 и B10: s2 = {E(3, +),V(10, +)}.

4. Формируется новое множество исходных секвенций M3 = M2 - M0 = {D4, D6, D9, D11, D12}, где M0 = {D3, D10} - подмножество дизъюнктов множества M2, для которых были получены остатки, представляющие собой литерал без инверсии.

5. Формируется новый выводимый дизъюнкт R3 = E(3, +)∨V(10, +) как дизъюнкция литералов множества следствий s2.

6. Устанавливается значение признака p2. Поскольку получено непустое множество s2, то p2 = 0 (возможно продолжение вывода).

Формирование семейств множеств следствий и множеств частных и проверка признаков. Формируется семейство множеств следствий: S2 = S1 ∪ {s2} = {s1, s2} и семейство множеств частных: G2 = G1 ∪ {g2} = {g1, g2} = {{A(13, 1), B(14, 1), M(15, 7), P(5, 7)}, {C(1, 3), N(7, 10), D(2, 3)}}. Вычисляется значение общего признака продолжения вывода P2 = P1∨p2 = 0. Поскольку P2 = 0, то вывод продолжается: h увеличивается на единицу и производится переход к следующему шагу.

Выполнение процедуры вывода V″3 = .

1. Производится обобщенное деление дизъюнктов посылок множества M3 на дизъюнкт R3. При этом a4 = {E(3, 4), V(10, 4)}, b4 = L(4, +), остальные остатки равны единице. Образуется начальное множество частных: g3* = a4. Так как есть остатки, отличные от единицы, то выполняется следующий пункт.

2. Проверяется наличие фактов. Полученный ранее остаток делится на вспомогательный дизъюнкт r: b4 %r = < a′4, b′4 > . В результате получается: a′4 = ∅, b′4 = 1; B4 = b4. Принимается g3 = g3* = {E(3, 4), V(10, 4)} и выполняется следующий пункт.

3. Формируется множество следствий s3. В это множество включаются литерал остатка B4: s3 = {L(4, +)}.

4. Формируется новое множество исходных секвенций M4 = M3 - M0 = {D6, D9, D11, D12}, где M0 = {D4} - подмножество дизъюнктов множества M3, для которых были получены остатки, представляющие собой литерал без инверсии.

5. Формируется новый выводимый дизъюнкт R4 = L(4, +) как дизъюнкция литералов множества следствий s3.

6. Устанавливается значение признака p3. Поскольку получено непустое множество s3, то p3 = 0 (возможно продолжение вывода).

Формирование семейств множеств следствий и множеств частных и проверка признаков. Формируется семейство множеств следствий: S3 = S2 ∪ {s3} = {s1, s2, s3} и семейство множеств частных: G3 = G2 ∪ {g3} = {g1, g2, g3}. Вычисляется значение общего признака продолжения вывода P3 = P2∨p3 = 0. Поскольку P3 = 0, то вывод продолжается: h увеличивается на единицу и производится переход к следующему шагу.

Выполнение процедуры вывода V″4 = .

1. Производится обобщенное деление дизъюнктов посылок множества M4 на дизъюнкт R4. При этом a6 = {L(4,6)}, b6 = R(6, +), остальные остатки равны единице. Образуется начальное множество частных: g4* = a6. Так как есть остатки, отличные от единицы, то выполняется следующий пункт.

2. Проверяется наличие фактов. Полученный ранее остаток делится на вспомогательный дизъюнкт r: b6 %r = < a′6, b′6 > . В результате получается: a′6 = ∅, b′6 = 1; B6 = b6. Принимается g4 = g4* = {L(4, 6)} и выполняется следующий пункт.

3. Формируется множество следствий s4. В это множество включаются литерал остатка B6: s4 = {R(6, +)}.

4) Формируется новое множество исходных секвенций M5 = M4 - M0 = {D9, D11, D12}, где M0 = {D6} - подмножество дизъюнктов множества M4, для которых были получены остатки, представляющие собой литерал без инверсии.

5. Формируется новый выводимый дизъюнкт R5 = R(6, +), как дизъюнкция литералов множества следствий s4.

6. Устанавливается значение признака p4. Поскольку получено непустое множество s4, то p4 = 0 (возможно продолжение вывода).

Формирование семейств множеств следствий и множеств частных и проверка признаков. Формируется семейство множеств следствий: S4 = S3 ∪ {s4} = {s1, s2, s3, s4} и семейство множеств частных: G4 = G3 ∪ {g4} = {g1, g2, g3, g4}. Вычисляется значение общего признака продолжения вывода P4 = P3∨p4 = 0. Поскольку P4 = 0, то вывод продолжается: h увеличивается на единицу и производится переход к следующему шагу.

Выполнение процедуры вывода V″5 = .

1. Производится обобщенное деление дизъюнктов посылок множества M5 на дизъюнкт R5. При этом a9 = {R(6, 9)}, b9 = U(9, +), a11 = {R(6, 11)}, b11 = S(+ ,11)∨X(11, +), остальные остатки равны единице. Образуется начальное множество частных: g5* = a9 ∪ a11. Так как есть остатки, отличные от единицы, то выполняется следующий пункт.

2. Проверяется наличие фактов. Полученные ранее остатки делятся на вспомогательный дизъюнкт r: b9 %r = < a′9, b′9 >, b11 %r = < a′11, b′11 >. В результате получается: a′9 = ∅, b′9 = 1, B9 = b9; a′11 = {S(8, 11)}, b′11 = X(11, +), B11 = b′11. Принимается g5 = g5* ∪ a′9∪a′11 = = {R(6, 9), R(6, 11), S(8, 11)} и выполняется следующий пункт.

3. Формируется множество следствий s5. В это множество включаются литералы остатков B9, B11: s5 = {U(9, +),X(11, +)}.

4. Формируется новое множество исходных секвенций M6 = M5 - M0 = {D12}, где M0 = {D9, D11} - подмножество дизъюнктов множества M5, для которых были получены остатки, представляющие собой литерал без инверсии.

5. Формируется новый выводимый дизъюнкт R6 = U(9, +)∨X(11, +), как дизъюнкция литералов множества следствий s5.

6. Устанавливается значение признака p5. Поскольку получено непустое множество s5, то p5 = 0 (возможно продолжение вывода).

Формирование семейств множеств следствий и множеств частных и проверка признаков. Формируется семейство множеств следствий: S5 = S4 ∪ {s5} = {s1, s2, s3, s4, s5} и семейство множеств частных: G5 = G4∪{g5} = {g1, g2, g3, g4, g5}. Вычисляется значение общего признака продолжения вывода P5 = P4∨p5 = 0. Поскольку P5 = 0, то вывод продолжается: h увеличивается на единицу и производится переход к следующему шагу.

Выполнение процедуры вывода V″6 = .

1. Производится обобщенное деление дизъюнктов посылок множества M6 на дизъюнкт R6. При этом a12 = {X(11, 12)}, b12 = Z(12, +), остальные остатки равны единице. Образуется начальное множество частных: g6* = a12. Так как есть остатки, отличные от единицы, то выполняется следующий пункт.

2. Проверяется наличие фактов. Полученный ранее остаток делится на вспомогательный дизъюнкт r: b12 %r = < a′12, b′12 >. В результате получается: a′12 = ∅, b′12 = 1; B12 = b12. Принимается g6 = g6* = {X(11, 12)} и выполняется следующий пункт.

3. Формируется множество следствий s6. В это множество включаются литерал остатка B121: s6 = {Z(12, +)}.

4) Формируется новое множество исходных секвенций M7 = M6 - M0 = ∅, где M0 = {D12} - подмножество дизъюнктов множества M6, для которых были получены остатки, представляющие собой литерал без инверсии. Поскольку из множества M6 исключаются все дизъюнкты: M7 = ∅, то принимается q6 = 1, p6 = 1 - дальнейший вывод невозможен.

Формирование семейств множеств следствий и множеств частных и проверка признаков. Формируется семейство множеств следствий: S6 = S5 ∪ {s6} = {s1, s2, s3, s4, s5, s6} и семейство множеств частных: G6 = G5∪{g6} = {g1, g2, g3, g4, g5, g6}. Вычисляется значение общего признака продолжения вывода P6 = P5∨p6 = 1. Поскольку P6 = 1, то вывод завершается.

Полученные следствия содержатся в семействе множеств S = S6, а общее множество следствий образуется путем объединения множеств семейства S6: MS = {C(1, +), N(7, +), E(3, +), V(10, +), L(4, +), R(6, +),U(9, +), X(11, +), Z(12, +)}.

Описание схемы вывода следствий представляет собой семейство множеств частных O = G6. содержащих литералы с параметрами. Построение схемы осуществляется в соответствии с шагами логического вывода: в начале на схему наносятся вершины и дуги, описываемые во множестве литералов G1, затем к ним добавляются связи и вершины, описываемые во множестве литералов G2, и т.д. (см. рисунок).

Множество конечных следствий определяется на основе множеств MS и Mg = g1 ∪ … ∪ g6 = {A(13, 1), B(14, 1), M(15, 7), P(5, 7), C(1, 3), D(2, 3), N(7, 10), E(3, 4), V(10, 4), L(4, 6), R(6, 9), R(6, 11), S(8, 11), X(11, 12)} следующим образом: s + = = {U(9, +), Z(12, +)}.

Схема вывода следствий (обозначения фактов множества MF выделены курсивом)

Таким образом, результатом вывода является следующее семейство множеств следствий: S6 = {{C, N}, {E, V}, {L}, {R}, {U, X}, {Z}}. В процессе вывода получено 9 различных следствий: MS = {C, N, E, V, L, R, U, X, Z}. Следствия U и Z являются конечными, так как дальнейший вывод из них невозможен.

Процесс логического вывода в данном примере требует шесть шагов. Формируемые на каждом шаге выводимые дизъюнкты Rh и соответствующие им множества следствий sh (h = 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7) приведены в таблице.

Выводимые дизъюнкты и множества следствий, формируемые в процессе логического вывода

Номер шага, h	Выводимый дизъюнкт, Rh	Используемые посылки, Mh	Множество следствий, sh
	A∨B∨M	1) AB → C; 5) 1 → P; 7) MP → N
		3) CD → E; 10) N → V


		9) R → U; 8) 1 → S; 11) SR → X

Заключение

Предложенный метод логического вывода позволяет находить следствия из заданных фактов для знаний, представленных формулами исчисления высказываний, и строить схему вывода логических следствий.

Метод обладает глубоким параллелизмом, что позволяет эффективно применять его для многопараметрического долгосрочного прогнозирования при реализации интеллектуальных систем на современных высокопроизводительных параллельных вычислительных платформах.

Рецензенты:

Пономарев В.И., д.т.н., профессор, директор закрытого акционерного общества «НПП «Знак», г. Киров;

Частиков А.В., д.т.н., профессор, декан факультета Прикладной математики и телекоммуникаций, ФГБОУ ВПО ВятГУ, г. Киров.

Работа поступила в редакцию 15.01.2014.

Библиографическая ссылка

Мельцов В.Ю., Страбыкин Д.А. ВЫВОД СЛЕДСТВИЙ С ПОСТРОЕНИЕМ СХЕМЫ ЛОГИЧЕСКОГО ВЫВОДА // Фундаментальные исследования. – 2013. – № 11-8. – С. 1588-1593;
URL: http://fundamental-research.ru/ru/article/view?id=33384 (дата обращения: 27.03.2019). Предлагаем вашему вниманию журналы, издающиеся в издательстве «Академия Естествознания»

Когда говорят, что из высказывание P 1 следует P 2 (т.е. P 1 P 2), подразумевают, что всякий раз, когда истинно высказывание P 1 , истинно и высказывание P 2 .

Импликация P 1 P 2 ≡1 является общезначимой формулой (т.е. формула тождественно истинна).

«Я работаю в фирме»  «Я работаю в фирме или в корпорации».

A(AB) – соответствующая формула является тавтологией.

Предложение 1. «Если студент много занимается, то он успешно сдает экзамен по математической логике», AB.

Предложение 2. «Если студент «провалился» на экзамене по математической логике, то он не занимался» .

Следует ли из первого предложения второе?

Здесь мы использовали формулы равносильных преобразований из дискретной математики.

Таким образом, из первого предложения следует второе предложение, – и это закон контрапозиции. Логический вывод подразумевает наличие посылок или гипотез и вывода или заключения.

Для проверки правильности логических выводов необходимо убедиться, что из конъюнкции посылок следует заключение.

15.3. Силлогизмы в логике высказываний

Если силлогизм условный, то одна из его посылок условная.

Если одна из посылок условная, а вторая посылка и вывод категоричное высказывание, то такой силлогизм условно-категоричный.

Если обе посылки и вывод условные высказывания, то такой силлогизм – условный.

Если одна из посылок условное высказывание, а другая разделительное («или-или»), то это условно-разделительный силлогизм.

Импликация отражает ту сущность нашего мира, когда следствие может иметь несколько причин.

Мир допускает переход от причины к следствию, но не обратно. (ПС).

Имеются четыре модуса условно-категоричных силлогизмов:

Такая запись в виде посылок и заключения называется аргументом . Для проверки аргумента необходимо проверить, чтобы из конъюнкций посылок следовало заключение. Такая проверка может быть проверкой правильности логического вывода .

Проверим аргумент по первому модусу условного силлогизма:

Проверим аргумент по второму модусу условного силлогизма:

Разделительно-категоричные силлогизмы.

AB – разделительное «или», или сумма по модулю 2 (или A, или B).

Альтернативы должны исключать друг друга. Должны быть перечислены все альтернативы

Условный силлогизм.

Условный силлогизм: обе посылки и вывод – условные суждения.

Условно-разделительный силлогизм.

Условно-разделительный силлогизм: одна из посылок – условное суждение, а другая – разделительное суждение.

В зависимости от числа альтернатив различают:

дилемму – 2 альтернативы;

трилемму – 3 альтернативы;

тетралемму – 4 альтернативы.

Конструктивная дилемма:

Совокупность произвольных посылок и произвольных заключений называется аргументом . Проверка правильности аргументов – это проверка следования из конъюнкции посылок заключения.

15.4. Получение следствий из данных посылок

Получение следствий из данных посылок можно осуществить, получив СКНФ данных посылок, тогда все возможные сочетания элементарных конъюнкций и будут всевозможными следствиями из данных посылок. Например:

Следствия данных посылок:

Нужно получить СКНФ и перебрать все возможные комбинации конъюнкций (в данном случае у нас, их 7), т.е. получается булеан от членов СКНФ без одного элемента (пустого множества).

15.5. Метод резолюций

Если имеются два высказывания:
которые имеют контрарные или инверсные (
) литералы, то следствием из этих посылок является (BC). Проверим это утверждение:

Такие следствия называются резольвентами (это дизъюнкция членов при контрарных литералах).

Метод основан на получении резольвент. Последовательно получаем резольвенты исходного множества формул, доказательство невыполнимости которого мы ведем, до тех пор, пока не получится  (пустое следствие). Здесь доказательство ведется от противного.

Для применения этого метода необходимо использовать КНФ. Например, для modus ponens:

Получили дерево доказательства. Взяты две посылки и отрицание заключения в КНФ. Следствием посылок
является резольвентаB, а следствием
является пустое множество. Это признак невыполнимости исходного множества членов КНФ. А т.к. доказательство проводилось от противного, стало быть, мы и доказали следование B из посылок AB,A.

Вывод в формальной логической системе является процедурой, которая из заданной группы выражений выводит отличное от заданных семантически правильное выражение. Эта процедура, представленная в определенной форме, и является правилом вывода. Если группа выражений, образующая посылку, является истинной, то должно гарантироваться, что применение правила вывода обеспечит получение истинного выражения в качестве заключения.

Наиболее часто используются два метода. Первый – метод правил вывода, или метод естественного (натурального) вывода, названный так потому, что используемый тип рассуждений в исчислении предикатов приближается к обычному человеческому рассуждению. Второй – метод резолюций. В его основе лежит исчисление резольвент.

В этой статье рассматривается метод правил вывода . В логике предикатов используется правило, которое из двух выражений и выводит новое выражение .

В разной литературе можно встретить разные названия метода правил вывода, например, правила дедуктивных выводов или более часто modus ponens . Принцип работы правил вывода хорошо иллюстрирует следующий пример:

«Если известно, что высказывание «А» влечет (имплицирует) высказывание «В» , а также известно, что высказывание «А» истинно, то, следовательно, «В» истинно»

В логике предикатов имеются универсальные правила, оперирующие с формулами, содержащими свободные переменные. Решение задач (получение выводов) в логических моделях может основываться на применении подобных правил к исходной совокупности истинных предикатов как доказательство правильности какого-либо составного предиката. Такой способ получения решения называется неаксиоматическим или другими словами – натуральным, естественным и совпадает со способами вывода в продукционных моделях.

Поскольку ответ получается как заключение из комбинации уже существующих логических формул, то по аналогии с выводами в продукционных моделях его можно назвать прямым (обратным) выводом. Однако всегда следует учитывать, что в формальной логике причинно-следственные отношения игнорируются.

Суть процедуры вывода заключается в рекурсивном применении подстановки известных значений в составной предикат. При этом принципиально гарантируется, что доказательство истинности результата можно проверить формальной процедурой.

Если в формальной логической модели механизм логического вывода использует метод правил вывода, то есть основания эту модель отнести к продукционным или логико-лингвистическим.

Пример: вывод решения в логической модели на основе правила вывода – modus ponens.

Даны утверждения:

«Сократ – человек»;
«Человек – это живое существо»;
«Все живые существа смертны».

Требуется доказать утверждение «Сократ смертен» .

Решение:

Шаг 1. Представим высказывания в предикатной форме:

Шаг 2. На основе правила вывода (modus ponens) и подстановки (Сократ/X) в первом предикате получим утверждение:

«Сократ – это живое существо»

Шаг 3. На основе правила вывода (modus ponens) и подстановки (Сократ/Y) в третьем предикате получим утверждение:

«Сократ – смертен»

Предыдущая статья: Чему равна скорость света Следующая статья: Углерод — характеристика элемента и химические свойства