离散数学.1.5-6

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离散数学第六版讲解

离散数学第六版讲解

离散数学第六版讲解
离散数学第六版主要研究一些不连续的数学问题,是研究离散量的结构及相互关系的学科,具有很强的抽象性。

离散数学的特征包括离散性、可构造性和抽象性。

离散性是指以离散量为研究对象,可构造性则是指在求解中注重过程与步骤,且步骤是有限的、有规则的,易于进行算法描述。

抽象性则体现在数值vs. 元素、运算vs. 关系以及研究推理的抽象性与形式化。

离散数学是计算机、软件专业本科生必修的专业基础课,一方面给后继课,如“数据结构”、“编译系统”、“操作系统”、“数据库原理”等提供必要的科学基础;另一方面,通过学习离散数学,培养和提高了同学们的抽象思维和逻辑推理能力,为大家今后继续学习和工作打下坚实的数学基础。

此外,网络上也有很多关于离散数学的讲解视频,如东北大学的《离散数学》课程、屈婉玲主讲的《离散数学》课程等。

这些视频可以帮助你更深入地理解离散数学的概念和应用。

以上内容仅供参考,建议查阅离散数学相关书籍获取更全面和准确的信息。

离散数学第6讲

离散数学第6讲
在(2)中,前提为 p ∧ (q p),当q为假时,如果p 为真,则 p ∧ (q p)为真,出现了前提为真, 结论为假的情况,故推理是不正确的。
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第三章 命题逻辑的推理理论
推理的另一种形式:
定理3.1 命题公式A1,A2,…Ak推B的推理正 确当且仅当 (A1 ∧ A2 ∧ … ∧ Ak) B
判断推理是否正确的方法就是判断重言 蕴涵式的方法:
1、真值表法; 2、等值演算法;
3、主析取范式法。
10
第三章 命题逻辑的推理理论
由以下三种方法 1、真值表法; 2、等值演算法;
3、主析取范式法。 解决推理问题的步骤: (a)将命题符号化; (b)写出前提、结论和推理的形式结构; (c)进行判断
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(2)对于任一组赋值,前提和结论的取值有以下 四种情况:
① A1 ∧ A2 ∧ … ∧ Ak为0,B为0。 √ ② A1 ∧ A2 ∧ … ∧ Ak为0,B为1。 √ ③ A1 ∧ A2 ∧ … ∧ Ak为1,B为0。 × ④ A1 ∧ A2 ∧ … ∧ Ak为1,B为1。 √
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第三章 命题逻辑的推理理论
为重言式。(证明参见课本)
于是推理的一般形式可转化为蕴含式: (A1 ∧ A2 ∧ … ∧ Ak) B 推理正确转化为: A1 ∧ A2 ∧ … ∧ Ak => B
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第三章 命题逻辑的推理理论
于是,以后推理的形式就写作: 前提:p , p q 结论:q 推理的形式结构: (p ∧(p q)) q
离散数学 第6讲
回顾上节课重要知识点: 24个重要等值式 析取范式与合取范式及相关定理 极大项和极小项的概念 主合取范式、主析取范式,二者的关系 (必考题,一般运算较繁,应力求熟练) 联结词的完备集

离散数学答案(刘玉珍_编著)

离散数学答案(刘玉珍_编著)

习题1.11、(1)否(2)否(3)是,真值为0(4)否(5)是,真值为12、(1)P:天下雨 Q:我去教室┐P → Q(2)P:你去教室 Q:我去图书馆 P → Q(3)P,Q同(2) Q → P(4)P:2是质数 Q:2是偶数 P∧Q3、(1)0(2)0(3)14、(1)如果明天是晴天,那么我去教室或图书馆。

(2)如果我去教室,那么明天不是晴天,我也不去图书馆。

(3)明天是晴天,并且我不去教室,当且仅当我去图书馆。

习题1.21、(1)是(2)是(3)否(4)是(5)是(6)否2、(1)(P → Q) →R,P → Q,R,P,Q(2)(┐P∨Q) ∨(R∧P),┐P ∨ Q,R∧P,┐P,Q,R,P(3)((P → Q) ∧ (Q → P)) ∨┐(P → Q)),(P → Q) ∧(Q → P),┐(P → Q),P → Q,(Q → P),P → Q,P,Q,Q,P,P,Q3、(1)((P → Q) → (Q → P)) → (P → Q)(2)((P → Q) ∨ ((P → Q) → R))→ ((P → Q) ∧ ((P → Q) → R)) (3)(Q → P∧┐P) → (P∧┐P → Q)4、(P → Q) ∨ ((P∧Q) ∨ (┐P∧┐Q)) ∧ (┐P∨Q)习题1.31、(1)I(P∨(Q∧R)) = I(P)∨(I(Q)∧I(R)) = 1∨(1∧0) = 1(2)I((P∧Q∧R)∨(┐(P∨Q)∧┐(R∨S))) = (1∧1∧0)∨(┐(1∨1)∧┐(0∨1)) = 0∨(0∧0) = 0(3)I((P←→R)∧(┐Q→S)) = (1←→0)∧(┐1→1) = 0∧1 = 0(4)I((P∨(Q→R∧┐P))←→(Q∨┐S)) = (1∨(1→(0∧┐1)))←→(1∨┐1) = 1←→1 = 1(5)I(┐(P∧Q)∨┐R∨((Q←→┐P)→R∨┐S)) = ┐(1∧1)∨┐0∨((1←→┐1)→(0∨┐1)) = 0∨1∨1 = 13、(1)原式 <=> F→Q <=> T 原式为永真式(2)原式 <=> ┐T∨(┐(┐P∨Q)∨(┐┐Q∨┐P)) <=> (P∧┐Q)∨(Q∨┐P)<=> (P∧┐Q)∨┐(P∧┐Q) <=> T 原式为永真式(3)原式 <=> ┐(P∧Q) ←→┐(P∧Q) <=> T 原式为永真式(4)原式 <=> P∧(Q∨R) ←→ P∧(Q∨R) <=> T 原式为永真式(5)原式 <=> ┐(P∨┐Q)∨Q <=> (┐P∧Q)∨Q <=> Q 原式为可满足式(6)原式 <=> ┐(P∧Q)∨P <=> ┐P∨┐Q∨P <=> T∨┐Q <=> T 原式为永真式(7)原式 <=> (┐P∨P∨Q)∧┐P <=> (T∨Q)∧┐P<=> T∧┐P <=> ┐P 原式为可满足式(8)原式 <=> ┐((P∨Q) ∧(┐Q∨R))∨(┐P∨R) <=> (P∧┐Q)∨(Q∧┐R)∨(┐P∨R)<=> ((P∧┐Q)∨┐P)∨((Q∧┐R)∨R)<=>(( P∨┐P)∧(┐Q∨┐P))∨(( Q∨R)∧(┐R∨R))<=> (┐Q∧┐P)∨( Q∨R) <=> T 原式为永真式4、(1)左 <=> ┐P∨┐Q∨P <=> ┐┐P∨(┐P∨┐Q) <=> 右(2)左 <=> ┐(┐P∨Q) <=> 右(3)左 <=> ┐(P∧Q)∨P <=> ┐P∨┐Q∨P <=> T∨┐Q <=> 右(4)左 <=> ┐(P→Q)∨┐(Q→P) <=> (P∧┐Q)∨(Q∧┐P) <=> 中<=> ((P∧┐Q)∨Q)∧((P∧┐Q)∨┐P)<=> (P∨Q)∧(┐Q∨Q)∧(P∨┐P)∧(┐Q∨┐P)<=> (P∨Q)∧┐(P∧Q) <=> 右∧(⌝R∨Q)⇔⌝(P∨Q)∨Q⇔右(5)左⇔(⌝P∨Q)5.(1)左⇒Q⇒⌝P∨Q⇒右(2)(P→(Q→R))→((P→Q)→(P→R))⇔⌝(⌝P∨⌝Q∨R)∨⌝(⌝P∨Q) ∨(⌝P∨R)⇔(P∧Q∧⌝R)∨(P∧⌝Q)∨⌝P∨R⇔(P∧Q∧⌝R)∨((P∨⌝P)∧(⌝Q∨⌝P))∨R⇔(P∧Q∧⌝R)∨(⌝Q∨⌝P∨R)⇔(P∧Q∧⌝R) ∨⌝(P∧Q∧⌝R)⇔T故P→(Q→R)⇒(P→Q)→(P→R)(3).(P→Q)→(P→P∧Q)⇔⌝(⌝P∨Q)∨⌝P∨(P∧Q)⇔⌝(⌝P∨Q)∨(⌝P∨P)∧(⌝P∨Q)⇔⌝(⌝P∨Q)∨(⌝P∨Q)⇔T故P→Q⇒P→P∧Q(4).((P→Q) →Q) →P∨Q⇔⌝(⌝(⌝P∨Q) ∨Q) ∨P∨Q⇔((⌝P∨Q)∧⌝Q)∨P∨Q⇔(⌝P∧⌝Q)∨(Q∧⌝Q) ∨P∨Q⇔⌝(P∨Q)∨(P∨Q)⇔T故(P→Q) →Q⇒P∨Q(5).((P∨⌝P)→Q)∧((P∨⌝P)→R)→(Q→R)⇔⌝((⌝T∨Q)∧(⌝T∨R)) ∨⌝Q∨R⇔⌝(Q∧R)∨⌝Q∨R⇔⌝Q∨⌝R∨⌝Q∨R⇔⌝Q∨T⇔T故((P∨⌝P) →Q)∧((P∨⌝P)→R)⇒Q→R(6)左⇔(Q→F)∧(R→F)⇔(⌝Q∨F)∧(⌝R∨F)⇔⌝Q∧⌝R⇒⌝R⇒⌝R∨Q⇔右6.(1)原式⇔(⌝P∧⌝Q∧R)(2)原式⇔⌝P∨⌝Q∨P⇔⌝(P∧Q∧⌝P)(3)原式⇔P∨(Q∨⌝R∨P)⇔P∨Q∨⌝R⇔⌝(⌝P∧⌝Q∧R)7.(1)原式⇔⌝(⌝P∨⌝Q∨P)(2)原式⇔(⌝P∨Q∨⌝R) ∧⌝P∧Q⇔⌝(⌝(⌝P∨Q∨⌝R)∨P∨⌝Q)(3)原式⇔⌝P∧⌝Q∧ (R∨P) ⇔⌝(P∨Q∨⌝(R∨P))8. (1) (P∨Q)∧((⌝P∧ (⌝P∧Q))∨R)∧⌝P(2)(P∨Q∨R)∧(⌝P∧R)(3)(P∨F)∧(Q∨T)习题1.41.(1)原式⇔⌝(⌝P∨⌝Q)∨((⌝P∨⌝Q)∧(Q∨P))⇔⌝(⌝P∨⌝Q)∨(Q∨P)⇔(P∧Q) ∨Q∨P⇔Q∨P,既是析取范式又是合取范式(2)原式⇔((⌝P∨Q)∨(⌝P∨⌝Q))∧(⌝(⌝P∨Q) ∨⌝(⌝P∨⌝Q)) ⇔(P∧Q)∨(P∧⌝Q) 析取范式⇔P∧(Q∨⌝Q)合取范式(3)原式⇔⌝P∨Q∨⌝S∨ (⌝P∧Q)析取范式⇔(⌝P∨(⌝P∧Q))∨Q∨⌝S⇔⌝P∨Q∨⌝S合取范式(4)原式⇔P∨P∨Q∨Q∨R既是析取范式又是合取范式2.(1)原式⇔P∨⌝Q∨R为真的解释是:000,001,011,100,101,110,111故原式的主析取范式为:(⌝P∧⌝Q∧⌝R)∨(⌝P∧⌝Q∧R)∨(⌝P∧Q∧R)∨(P∧⌝Q∧⌝R)∨(P∧⌝∧QR)∨(P∧Q∧⌝R)∨(P∧Q∧R)(2)原式⇔(P∧⌝Q) ∨R⇔(P∧⌝Q∧(R∨⌝R))∨((P∨⌝P)∧R)⇔(P∧⌝Q∧R)∨(P∧⌝Q∧⌝R)∨(P∧Q)∨( ⌝P∧R)⇔(P∧⌝Q∧R)∨(P∧⌝Q∧⌝R)∨(P∧(Q∨⌝Q)∧R)∨(⌝P∧(Q∨⌝Q)∧R) ⇔(P∧⌝Q∧R)∨(P∧⌝Q∧⌝R)∨(P∧Q∧R)∨(P∧⌝Q∧R)∨(⌝P∧Q∧R)∨(⌝P∧⌝Q∧R)⇔(P∧⌝Q∧R)∨(P∧⌝Q∧⌝R)∨(P∧Q∧R) ∨(⌝P∧Q∧R)∨(⌝P∧⌝Q∧R)为真的解释是101,100,111,011,001(3)原式⇔(⌝P∨(Q∧R))∧(P∨(⌝Q∧⌝R))⇔((⌝P∨ (Q∧R)) ∧P)∨(( ⌝P∨ (Q∧R))∧( ⌝Q∧⌝R))⇔(⌝P∧P)∨(Q∧P∧R)∨( ⌝P∧⌝Q∧⌝R)∨(Q∧R∧⌝Q∧⌝R)⇔(P∧Q∧R)∨(⌝P∧⌝Q∧⌝R)为真的解释是:000,111(4)原式⇔P∨P∨Q∨Q∨R⇔P∨Q∨R为真的解释是:001,010,011,100,101,110,111故原式的主析取范式为:(⌝P∧⌝Q∧R)∨(⌝P∧Q∧⌝R)∨(⌝P∧Q∧R)∨(P∧⌝Q∧⌝R)∨(P∧⌝Q∧R)∨(P∧Q∧⌝R)∨(P∧Q∧R)3.(1)原式⇔⌝P∨Q∨⌝P∨⌝Q⇔T主合取范式,无为假的解释。

离散数学1—6

离散数学1—6
(2)为重言式,(3)为矛盾式,(1),(2)均为可满足式。
例6、求命题公式 (p q) (q p)
的主析取范式,主合取范式,成真赋值和成假赋值。
解:先求主析取范式
(p q) (q p) ( p q) q p
(p q) ( p p) q
先求主 合取范 式更简 单
p (q q)
例2、 设 p :天正在下雪;q:我将进城;
r :我有空。用自然语言写出下列命题。 (1) q (r p) 解:我将进城去当且仅当我有空且天不下雪。
(2) p q
解:虽然天正在下雪,但我将进城去。
例2、 设 p :天正在下雪;q:我将进城;
r :我有空。用自然语言写出下列命题。 (3) (q r) (r q)
第六节 推理规则
内容:推理的概念,推理定律, 推理规则,构造证明法。
重点:(1) 理解推理的概念; (2) 掌握8条推理定律; (3) 掌握推理规则; (4) 掌握构造证明法 (含附加前提证明法和归谬法)。
一、推理的形式结构 1、定义:若 ( A1 A2 L Ak ) B 为重言式,
则称前提 A1, A2 ,L , Ak 推结论B 的推理正确, B为 A1, A2 ,L , Ak 的逻辑结论或有效结论。 记作 ( A1 A2 L Ak ) B 。 2、判断推理的方法 等值演算法,真值表法,主范式法。
前提:p q, p (q r) 结论:q r
前提:p q, p (q r) 结论:q r
证明:① p q ② qp
前提引入 ①置换规则
③ p (q r)
前提引入
④ q (q r)
②③假言三段论
⑤ qr
④置换规则
(q q r q q r
q q q r

离散数学(同济大学)

离散数学(同济大学)

读作“p与q”或“p合取q”。
是自然语言中的“并且”、
p
“既又”、“不但
F
而且”、“虽然但是”
F
、“一面一面”等的逻辑抽象。 T
T
q
pq
F
F
T
F
F
F
T
T
p:王化的成绩很好。
q:王化的品德很好。
p∧q: 王化不但成绩好而且品德好。
1.1 命题和命题联结词
3).析取词 命题p、q和 组成的复合命题记作p q,读作“p或q”。
p→q的逻辑关系为q是p的必要条件或p是q的充分条件。
1.1 命题和命题联结词
5).等价词 由命题p、q和 组成的复合命题记作p q,读作“p当且仅当q”。 是自然语言中的“充要条件”,“当且仅当”的逻辑抽象。
p q的逻辑关系为p与q互为充要条件
p
q
pq
例:1.3是有理数当且仅当加拿大位于亚洲。
,
p2
,,
p
的命题公式,
n
给p1 , p2 ,, pn一组确定的取值,称为对A的一组赋值或解释。 若指定的一组值使A的真值为1,则称其为A的成真赋值,否则
称为成假赋值。
1.2 命题公式及其赋值
定义4.将公式A在其全部赋值下的真值情况列成表, 称为A的真值表。
真值表的构造步骤: (1)若公式F共有( n n 1)个变元,则真值表第一行写出
1.2 命题公式及其赋值
例(1)p q q r (2)r q p q p
(3) p q)
(4)r p (5) p r
同时约定:(1)最外层的括号可以省去。 (2)不影响运算次序的括号也可以省去。
1.2 命题公式及其赋值

离散数学定义(必须背)

离散数学定义(必须背)

命题逻辑之南宫帮珍创作▪创作时间:二零二一年六月三十日▪(论域)界说:论域是一个数学系统, 记为D.它由三部份组成:•(1)一个非空对象集合S, 每个对象也称为个体;•(2) 一个关于D的函数集合F;•(3)一个关于D的关系集合R.▪(逻辑连接词)界说•设n>0,称为{0,1}n到{0,1}的函数为n元函数, 真值函数也称为联结词.•若n =0, 则称为0元函数.▪(命题合式公式)界说:•(1).常元0和1是合式公式;•(2).命题变元是合式公式;•(3).若Q,R是合式公式, 则(Q)、(Q R) 、(Q R) 、(Q R) 、(Q R) 、(Q R)是合式公式;•(4).只有有限次应用(1)—(3)构成的公式是合式公式.▪(生成公式)界说1.5 设S是联结词的集合.由S生成的公式界说如下:•⑴若c是S中的0元联结词, 则c是由S生成的公式.•⑵原子公式是由S生成的公式.•⑶若n≥1, F是S中的n元联结词, A1,…,An是由S 生成的公式, 则FA1…An是由S生成的公式.▪(复杂度)公式A的复杂度暗示为FC(A)•常元复杂度为0.•命题变元复杂度为0, 如果P是命题变元, 则FC (P)=0.•如果公式A=B, 则FC (A)=FC(B)+1.•如果公式A=B1 B2, 或A=B1 B2, 或A=B1B2, 或A=B1 B2, 或A=B1 B2, 或则FC (A)=max{FC(B1), FC(B2)}+1.▪命题合式公式语义•论域:研究对象的集合.•解释:用论域的对象对应变元.•结构:论域和解释称为结构.•语义:符号指称的对象.公式所指称对象.合式公式的语义是其对应的逻辑真值.▪(合式公式语义)设S是联结词的集合是{, , , , , }.由S生成的合式公式Q在真值赋值v下的真值指派v(Q)界说如下:•⑴v(0)=0, v(1)=1.•⑵若Q是命题变元p, 则v(A)= pv.•⑶若Q1,Q2是合式公式▪若Q= Q1, 则v(Q)= v(Q1)▪若Q=Q1 Q2, 则v(Q)=v(Q1)v(Q2)▪若Q=Q1∨Q2, 则v(Q)=v(Q1)∨v(Q2)▪若Q=Q1Q2, 则v(Q)=v(Q1)v(Q2)▪若Q=Q1 Q2, 则v(Q)=v(Q1) v(Q2)▪若Q=Q1Q2, 则v(Q)=v(Q1)v(Q2)▪(真值赋值)由S生成的公式Q在真值赋值v下的真值v(Q)界说如下:•⑴若Q是S中的0元联结词c, 则v(Q)=c.•⑵若Q是命题变元p, 则v(Q)= pv.•⑶若Q是FQ1…,Qn, 其中n≥1, F是S中的n元联结词, Qi是公式, 则v(Q)=v(FQ1…Qn)=Fv(Q1)…v(Qn).▪(可满足与有效)界说1.7 设Q是公式.•⑴如果真值赋值v使得v(Q)=1, 则称v满足Q.•⑵如果每个真值赋值都满足Q, 则称Q为有效式, 或称为永真式, 也称为重言式.•⑶如果每个真值赋值都不满足Q, 则称Q为永假式, 也称为矛盾式, 不成满足式.•⑷如果至少有一个真值赋值满足Q, 则称Q为可满足式.▪定理1.5(对偶定理)•设A,B是由{0,1,,∨,∧}生成的公式, A*与A互为对偶式, B*与B互为对偶式.如果A B, 则A* B*.▪(完全集)界说:•界说1.12设F是n元联结词, p1,p2,…,pn是分歧的命题变元.如果公式A中不呈现除p1,p2,…,pn之外的命题变元, 而且A Fp1,p2,…,pn, 则称A界说F.•设S是联结词集合.如果每个n(n>0)元的联结词都可由S界说, 则称S为完全集.•如果完全集S1中的每个联结词都可由联结词集合S2界说, 则S2也是完全集.•如果从完全集S中去失落任何一个联结词就成为不完全的了, 就称S为极小完全集.▪(范式)界说:•原子公式和原子公式的否定统称为文字.如果一个文字恰为另一个文字的否定, 则称它们为相反文字.•设n是正整数, A1,……,An都是文字, 称A1∨…∨An 为简单析取式, 称A1∧…∧ An为简单合取式.•界说⒈16设n是正整数.若B1,……,Bn都是简单合取式, 则称B1∨…∨Bn为析取范式.若B1,……,Bn都是简单析取式, 则称B1 ∧…∧Bn为合取范式.▪(逻辑推论)界说:•若真值赋值v满足公式集合Γ中的每个公式, 则称v 满足Γ.若有真值赋值满足Γ, 则称Γ是可满足的,否则称Γ是不成满足的.•设Γ是公式的集合, A是公式.如果每个满足Γ的真值赋值都满足A, 则称A是Γ的逻辑推论, 记为Γ|=A.若Γ|=A不成立, 记为Γ|≠A.谓词逻辑▪(论域)界说:论域是一个数学系统, 记为D.它由三部份组成:•(1)一个非空对象集合D;•(2) 一个关于D的函数集合,也称运算;•(3)一个关于D的关系集合.▪(一阶谓词逻辑语言)简称一阶逻辑语言•逻辑符号:包括变元、联接词、量词;•非逻辑符号:包括常元、函词、谓词;•仅有个体变元;•按形陈规则构成的合式公式集合•(字符集)界说:▪逻辑符号, 包括变元、联接词、量词、逗号以及括号等, 暗示如下:▪变元:x1, x2, …▪联接词:,,,,,;▪量词:, ;▪逗号:, ;▪括号:(, )▪非逻辑符号, 包括常元、函词、谓词等, 暗示如下:▪常元:c1, c2 , …▪函词:f11, f21,......;f12,f22,......;▪谓词:P11,P 21,......;P 12, P22,.....▪(项)界说:•(1).个体常元是项;•(2).个体变元是项;•(3).若是t1,…,tn项, f in是n元函词, 则是f i (t1,…,tn)项.▪(合式公式)界说:合式公式是按如下规则构成的有穷长符号串.•(1).若是t1,…,tn项, Qin是n元谓词, 则Qin(t1,…,tn)是合式公式.•(2).若Q是合式公式, 则(Q)是合式公式;•(3).若Q和R是合式公式, 则(Q R)、(Q R)、(Q R) 、(Q R)及(Q R)是合式公式;•(4).若Q是合式公式, x是变元, 则(xQ)及(xQ)是合式公式.•(5).只有有限次应用(1)—(4)构成的公式是合式公式.▪(约束变元)界说:•若(xQ)(或xQ)是公式, 则称变元x在公式(xQ) (或xQ)中为约束呈现, 称x是约束变元, 并称 x呈现的辖域为Q.▪(自由变元)界说:•如果变元x在公式Q中的呈现不是约束呈现, 则称x 在Q中为自由呈现.在公式Q中有自由呈现的变元称为Q的自由变元, 将Q中自由变元的集合记为Var(Q).▪界说:不呈现变元的项称为基项.▪界说:没有自由变元的公式称为语句.▪解释(界说):设D是论域, 一个解释I 由以下四部份组成:•(1) 对每个常元c, 指派D 中一个元素c.•(2) 对每个n元函词f, 指派一个D 上的一个n元运算f.•(3) 对每个n元谓词Q, 指派一个D 上的一个n元关系Q.▪(结构)界说:•给定一阶语言L以及论域D和解释I, 偶对<D, I>称为L的结构, 记为S=<D, I>.▪(赋值)界说:•从变元到论域 D 的函数称为I中的赋值, 记为σ:V D.▪(模型)界说:•给定一阶语言L以及它的结构S和赋值σ, 偶对<S,σ>称为L的模型, 记为M=<S,σ>.▪(项的语义)界说:设L是一阶语言, U是论域, I是解释, 语言L的项t的语义是D中一个对象, 记为σI(t), 简记为σ(t) .•(1) 若t是常元a, 则σ(t) =aI.•(2) 若t是变元x, 则σ(t) = σ(x).•(3) 若t是 f (t1, t2, …, tn), 则σ(t) = f I(σ(t1), σ(t2), …, σ(tn)).▪(谓词合式公式意义)界说给定一阶语言L, 结构S=<D, I>和赋值函数σ:V D, t1, t2, …, tn是项.在模型M=<S, σ>下, 公式P,Q,R的语义是确定的逻辑真值.•(1) 若P是Q(t1, t2, …, tn), 则σ(P) = QI(σ(t1), σ(t2), …, σ(tn)).•(2) 若P是Q, 则σ(Q) = σ(Q).•(3) 若P是Q R, 则σ(Q R) =σ(Q) σ(R).•(4) 若P是Q R, 则σ(Q R) =σ(Q) σ(R).•(5) 若P是Q R, 则σ(Q R) =σ(Q) σ(R).•(6) 若P是Q R, 则σ(Q R) =σ(Q) σ(R).•(7) 若P是Q R, 则σ(Q R) =σ(Q) σ(R).•(8) 若P是xQ(x), 则•(9) 若P是xQ(x), 则▪(可满足性)界说:•界说:给定一阶语言L和它的公式Q, 如果存在模型M=<S, σ>, 使得σ(Q)=1成立, 则称公式Q关于模型<S, σ>是可满足的, 简称Q可满足, 也称模型<S,σ>满足Q, 记为╞ M Q.•界说:给定一阶语言L和它的公式Q, 如果不存在模型M=<S, σ>, 使得σ(Q)=1成立, 则称公式Q关于模型<S, σ>是不成满足的, 也称模型<S, σ>不满足Q, 记为|M Q.•界说:给定一阶语言L和它的公式集合Γ= {Q1,...,Qn}, 如果存在模型M=<S, σ>, 使得对每个公式Qk, QkΓ, 有σ(Qk)=1成立, 则称公式集合Γ关于模型<S, σ>是可满足的, 简称Γ可满足, 也称模型<S, σ>满足Γ, 记为╞ MΓ, 也记为σ(Γ)=1.▪(有效性)界说•界说:若合式公式Q对一阶语言L的任意模型M=<S,σ>均可满足, 即对任意结构S和任意赋值σ成立,则称公式集合Q是永真的或有效的, 记为╞ Q.•界说:若合式公式集合Γ对一阶语言L的任意模型M=<S, σ>均可满足, 即对任意结构S和任意赋值σ成立, 称公式集合Γ是永真的或有效的, 记为╞Γ.•界说:若公式Q对一阶语言L的任意模型M=<S, σ>均不成满足, 即对任意结构S和任意赋值σ都不成立,称公式集合Q是永假的, 记为| Q.▪(相等关系与推论关系)界说:•界说:给定一阶语言L及它的两个公式Q,R, 如果存在模型M=<S, σ>, 使得σ(Q) = σ(R), 则称Q与R是在模型M等值, 记为Q MR.•界说:如果对任意模型模型M=<S, σ>, 都有σ(Q) = σ(R), 则称Q与R是逻辑等价, 记为Q R.•界说:给定一个语言L , Γ是一个公式集合, Q 是一个公式.若存在模型M=<S, σ>, 使适当σ(Γ)=1时有σ(Q)=1, 则称Q 是Γ关于模型的逻辑推论, 记为Γ╞MQ.•界说:给定一个语言L , Γ是一个公式集合, Q 是一个公式.若对任意模型M=<S, σ>, 使适当σ(Γ)=1时有σ(Q)=1, 则称Q 是Γ逻辑推论, 或称Γ语义推出Q, 记为Γ╞Q.▪(代入与可带入)界说:•界说:设L是一阶语言, t和 t '是L的项, x是t中自由变元, 若t中x的任何自由呈现都替换为t ' ,则称项t中的自由变元x被项t '代入(substitution).•界说:设L是一阶语言, t是L的项, Q是合式公式, x是Q中自由变元, 若Q中x的任何自由呈现都替换为t, 则称公式Q中的自由变元x被项t代入(substitution).•界说:设t是项, y是t中任一自由变元, Q是合式公式, x是Q中自由变元, 如果Q中x的任何自由呈现都不在y(y)的辖域内, 则称项t是对Q中自由变元x可代入的(substitutable).•定理:设L是一阶语言, M=<S, σ>是模型, 若t和t '是L的项, 则σ(t[x/t'])= σ(t[x/σ(t')]).•定理:设L是一阶语言, 模型M=<S, σ>, 设t是L的项, Q是L的公式, 若对公式Q中的x是t可代入的,则σ(Q[x/t])= σ(Q[x/σ(t)]).▪(对偶性)界说:•界说:设合式公式Q是由原子公式、联结词( ,,)、量词(,)生成的公式, 而且在Q中联结词和互换, 量词和互换, 原子公式和它的否定式互换, 而获得公式Q', 则公式Q和Q'互为对偶式.•定理:设合式公式Q和Q'互为对偶式, 则σ(Q) σ(Q').公理系统▪(形式系统)一个形式系统应当包括以下几部份.•(1)各种初始符号.初始符号是一个形式系统的“字母”, 经解释后其中一部份是初始概念.•(2)形陈规则.规定初始符号组成各种合适符号序列的规则.经解释后合式符号序列是一子句, 称为系统里的合式公式或命题.•(3)公理.把某些所要肯定的公式选出, 作为推导其它所要肯定的公式的动身点, 这些作为动身点的公式称为公理.•(4)变形规则.变形规则规定如何从公理和已经推导出的一个或几个公式经过符号变换而推导出另一公式.经过解释, 变形规则就是推理规则.▪(公理系统)界说:•从一些公理动身, 根据演绎法, 推导出一系列定理, 形成的演绎体系叫作公理系统.•公理系统的组成:•符号集;•公式集:公式是用于表达命题的符号串;•公理集:公理是用于表达推理由之动身的初始肯定数题;•推理规则集:推理规则是由公理及已证定理得出新定理的规则;•定理集:表达了肯定的所有命题.•界说:命题逻辑的公理系统界说:•(1).符号集合:•1).命题变元Q1,Q2,…Qn•2).联结词符号:, ;•3).括号:(,)•(2).形陈规则(公式界说):•1).若Q是命题变元, 则Q是公式;•2).若Q是公式, 则(Q)是公式;•3).若Q,R是公式, 则(Q R)是公式.•(3).公理:公理模式中P,Q,R为任意公式•1).公理模式A1:R (Q R)•2).公理模式A2:(P (Q R)) ((P Q)(P R))•3).公理模式A3:(Q R) (R Q)•(4).变形规则:推理规则(分离规则MP规则)•若Q和Q R成立, 则R成立.其中, Q和Q R称为前提, R称为结论.•谓词逻辑的公理系统界说:•(1).符号集合:•1).个体变元:x1, x2, …•2).个体常元:c1, c2 , …•3).函词符号:f11, f21,......;f12, f22,......;•4).谓词符号:Q11,Q21,......;Q12, Q22,....;•5).运算符号:, , ;•6).逗号:, ;•7).括号:(, )•(2).项界说:•1).个体常元是项;•2).个体变元是项;•3).若是t1,…,tn项, 则是fkn(t1,…,tn)项.•(3).公式集合:•1).若是t1,…,tn项, 则Q kn(t1,…,tn)是公式.•2).若Q是公式, 则(Q)是公式;•3).若Q和R是公式, 则(Q R)是公式;•4).若Q是公式, 则(xQ)是公式.•(4).公理集合:•1).公理模式A1:Q (R Q)•2).公理模式A2:(P (Q R)) ((P Q)(P R))•3).公理模式A 3:(Q R) (R Q)•4).公理模式 A 4:xQ(x)Q(x)[x/t] 其中, 项t对Q中的x是可代入的.•5).公理模式 A 5:x(Q R(x))(Q xR(x)) 其中x不是Q中自由变元.•(5).推理规则•1).分离规则(简称MP规则):从Q和Q R推出R.•2).概括规则(简称UG规则):从Q(x)推出(xQ).•经常使用定理•├ (P(Q R)) (Q(P R))•├(Q R)((P Q)(P R))•├(P Q)((Q R)(P R))•├((P Q)(P R))•P(Q R)•├Q Q•├Q Q•├ Q Q•├ Q Q Q•├(Q Q)•├(Q Q)•├(Q R)(Q R)•├(Q R)(Q R)•├(Q R)(R Q)•├(Q R)(R Q)•├(Q R )(R Q)•├Q(Q R)•├(Q Q)(R Q)•├(Q Q)Q•├(Q R) (R Q)•├(Q R)(Q R)•├Q((Q R)R)•├Q(Q R)R•├(P Q) ((Q R) (P R))•├(Q R) ((Q R) Q)•├(Q R) ((Q R) Q)•├(Q R R)Q•├(P Q R)(P(Q R))•├Q(R(Q R))•├ (P Q) (P R) (P Q R)•├(P R) ((Q R) ((P Q) R))•├xR(x) y R(y)•├xR(x) y R(y)•├ Q(c) xQ(x)•├Q(c) xQ(x)•├xR(x) xR(x)•├x y R(x,y) y xR(x,y)•├x y R(x,y) y xR(x,y)•├x yR(x,y) y x R(x,y)•├x yR(x,y) xR(x,x)•├xR(x,x) x yR(x,y)•├x(P(x) Q(x)) (xP(x) x Q(x)) •├x(P(x) Q(x)) (xP(x) x Q(x))•├x(P(x) Q(x)) (xP(x) xQ(x)) •├xP(x) xQ(x))x(P(x) Q(x)) •├x(P(x) Q(x)) (xP(x) xQ(x))•├x(P(x) Q(x)) (xP(x) xQ(x)) •├xP(x) x P(x)•├xP(x) x P(x)•├x P(x) xP(x)•├x P(x) xP(x)•可靠性定理:若Γ├Q, 则Γ╞Q.•完备性定理:若Γ╞ Q , 则Γ├ Q.•(理论与模型)界说:•理论•设L 是一个形式语言, L的理论Th就是作为公理的语句集合•公理包括:逻辑公理和专用公理•专用公理界说特定函词和谓词性质•模型•设Th是形式语言L的理论, 若Th的所有语句都在L结构M 中为真, 则说M 是Th的模型.•在给定论域上, 关于Th的一个解释和赋值, 构成Th的一个模型M.。

离散数学第1讲


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第一章 命题逻辑基本概念——第1讲
以上5种最基本、最常用、最重要的联结词可以组 成一个集合{‫,∨,∧ ,ר‬,},成为一个联 结词集,其运算的优先级为:‫,∨,∧,ר‬,, 对于同一级者,先出现者先运算。参见课本 第9页,基本复合命题的真值表。 例1.7:令p:北京比天津人口多。 q:2+2=4。 r:乌鸦是白色的。 求下列符合命题的真值: (1)((‫ר‬p∧q)∨(p∧q))r (2)(q∨r)(p‫ר‬r)
1) 这朵花多好看呀! 不是命题,感叹句 2) 请你关上门! 3) 全体立正!
不是命题,祈使句 不是命,祈使句
4) 明天是否开大会? 不是命题,疑问句
5) 你听懂了吗?
不是命题,疑问句
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第一章 命题逻辑基本概念——第1讲
例:凡是悖论都不是命题。
1) 我正在说谎。
不是命题,悖论
由真推出假,又由假推出真的陈述句称为悖论, 都不是命题。
命题的分类
简单/原子命题:由不能再分解为更简单的 陈述句的陈述句构成。 如上例中的命题。 复合命题:由简单命题通过联结词联结而 成的陈述句。 如下例。
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第一章 命题逻辑基本概念——第1讲
例:将下面这段陈述句中所出现的原子命题符号化,并指出 它们的真值,然后再写出这段陈述。 2 是有理数是不对的;2是偶素数;2或4是素数;如果2 是素数,则3也是素数;2是素数当且仅当3也是素数。 解:这段陈述句中出现5个原子命题,将它们分别符号化为: p: 是有理数; q:2是素数; r:2是偶数; 2 s:3是素数; t:4是素数。 将原子命题的符号代入上面陈述中: 非p; q并且r; 如果q,则s; q当且仅当s。(半形式 化的语言)。 形式语言:完全由符号所构成的语言。

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联结词可以嵌套使用,在嵌套使用时,规定如下优先顺序: ( ),┐,∧,∨,→, ,对于同一优先级的联结词,先出现 者先运算。
例1.7 令 P : 北京比天津人口多 Q:22 4 R : 乌鸦是白色的
求下列复合命题的真值:
1P Q P Q R 2Q R P R 3P R P R
解 P,Q,R的真值分别为1,1,0。容易算出 (1)、(2)、(3)的真值分别为1,1,0。
2.在自然语言中,“如果P,则Q”中的前件P与后件Q往 往具有某种内在联系。而在数理逻辑中,P与Q可以无任何内 在联系。
3.在数学或其它自然科学中,“如果P,则Q”往往表达 的是前件P为真,后件Q也为真的推理关系。但在数理逻辑中, 作为一种规定,当P为假时,无论Q是真是假,P→Q均为真。 也就是说,只有P为真Q为假这一种情况使得复合命题P→Q为 假。
PQ 的真值定义为 PQ为真当且仅当P, Q同真值 因此, P, Q一真一假时, P Q为假。
复合命题P Q的真值表: P
0 0 1 1
Q
P Q
0
1
1
0
0
0
1
1
例1.6 将下列命题符号化,并指出它们的真值:
3如 两 圆O1 , O2的面积相等,则它们的半径相等;反之亦然. 4当王小红心情愉快时,她就唱歌;反之当她唱歌时,
真值为真的命题称为真命题;真值为假的命题为假命题。
说明:
1. 命题必须是陈述性语句,而不能是疑问句、命令句、 感叹句等;
2. 命题语句或者为真或者为假,二者必取其一,即命 题的真值是唯一的
判断句子是否为命题的标准: (1)陈述句 (2)有唯一的真值
例1 判断下列句子是不是命题: (1) 4是素数。
第一部分 数理逻辑

离散数学-1-6_其它联接词ppt课件


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五、全功能联接词集与最小联结词组
• 定义(补充)设S是全功能联结词集,如果去掉其 中的任何联结词后,就不是全功能联结词集,则 称S是最小联结词组。
• 可以证明¬,∧,¬,∨,↑,↓ 是最小全功能联结词集。
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内容小结
四个新联结词 全功能联接词集与最小联结词组
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五、全功能联接词集与最小联结词组
利用下列3个等价式可将任何命题公式中的命题联结词
“ ”、“↑”和 “↓”去掉。 P Q¬(P↔Q)
P↑Q¬(P∧Q) P↓Q¬(P∨Q) 所以¬,∧,∨,→,↔是全功能联结词集 利用下列2个等价式可将任何命题公式中的命题联结词 “→”和“↔”去掉。 P→Q¬P∨Q P↔Q(P→Q)∧(Q→P)(¬P∨Q)∧(¬Q∨P) 所以¬,∧,∨是全功能联结词集。 用德摩根律可证明¬,∧和¬,∨是全功能联结词集 可以证明∧,∨,→,↔和∧,∨,→,↔的任何子 集都不是全功能联结词集。
定义(补充) 设S是一个联结词集合,如果任何 n(n≥1)个变元组成的公式,都可以由S中的联结 词来表示,则称S是全功能联结词集。
除T,F及命题变元本身外,命题联结词一 共九个就足够了,它们组成了一个全功能联 结词集。但并不是所有联结词都是必要的, 有些联结词的公式可用另外的一些联结词 的公式等价代换。
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四、或非
定义1.6.4 设P和Q是两个命题,复合命题P↓Q称作P和Q的 或非。定义为:当且仅当P、Q的真值都为假时,P↓Q的真 值为真。联结词“↓”称为或非联结词。
联结词“↓”的定义如表1-6.4
表1-6.4
P Q P↓Q

离散数学-1-5 重言式与蕴含式


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内容小结
公式的真假值分类 (重言)蕴含式 蕴含式证明
一些重要的(重言)蕴含式
重言蕴含的常用性质
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课后作业
P23 (7)(8)(a)、(c)、(e)
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¬Q ∧(P→Q) ⇒ ¬P (拒取式 拒取式) 拒取式 ¬ P∧(P∨Q )⇒Q (析取三段论 析取三段论) 析取三段论 (P→Q) ∧(Q→R) ⇒ P→R (假言三段论 假言三段论) 假言三段论
(P∨Q )∧ (P→R) ∧ (Q→R) ⇒R (P→Q) ∧ (R→S) ⇒ (P∧R) → (Q∧S) (P↔Q) ∧ (Q↔R) ⇒ (P ↔ R) (等价三段论) 等价三段论) 等价三段论
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三、蕴含式证明
例题1:推证¬Q ∧(P→Q) ⇒ ¬P
证法一: 证法一:(由假定前件为真推出后件必为真) 假定¬Q ∧(P→Q)为1,则 ¬Q 为1且P→Q为1,由¬Q 为1可 知Q为0,此时由P→Q为1可知,P必为0,故¬P为真 证法二: 证法二 (由假定后件为假推出前件必为假) 假定¬P为0,则P为1。对Q的情况做如下讨论: (1):若Q为0,则P→Q为0, ¬Q ∧(P→Q) 为0 (2):若Q为1,则¬ Q为0, ¬Q ∧(P→Q) 为0 所以¬P为0 时,必有¬Q ∧(P→Q) 为0, ¬Q ∧(P→Q) ⇒ ¬P成立。
第一章 命题逻辑
1-5 重言式与蕴含式
1
一、公式的真假值分类
有些命题公式不论对分量做何种指派,其对应的 真值都为1(真)或0(假),这两类特殊的命题 公式在今后的命题演算中极为有用,可根据公式 的取值情况对公式进行分类。 定义1-5.1 给定一个命题公式,若无论对分量作怎 样的指派,其对应的真值永为1,则称该命题公式 为重言式 永真公式 重言式或永真公式 重言式 永真公式。 定义1-5.2 给定一个命题公式,若无论对分量作怎 样的指派,其对应的真值永远为0,则称该命题为 矛盾式或永假公式 永假公式。 矛盾式 永假公式 *注:命题公式若不是矛盾式,则可称为可满足式 可满足式。 可满足式
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2
联结词全功能集实例
定理 {, ∧,∨}、{, ∧}、{, ∨}、{, →}都是 联结词全功能集. 证明 每一个真值函数都可以用一个主析取范式表示, 故{, ∧,∨}是联结词全功能集. p∨q(p∧q),故{, ∧}是全功能集. p∧q(p∨q),故{, ∨}是全功能集. p→qp∨q, 故{, →}也是全功能集.
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奎因-莫可拉斯基方法
1. 合并简单合取式生成所有可能出现在最简展开式 中的项. 2. 确定最简展开式中的项. 例 求下述公式的最简展开式: F=(x1∧x2∧x3∧x4)∨(x1∧x2∧x3∧x4) ∨(x1∧x2∧x3∧x4)∨(x1∧x2∧x3∧x4) ∨(x1∧x2∧x3∧x4)∨(x1∧x2∧x3∧x4) ∨(x1∧x2∧x3∧x4)
1.5 联结词全功能集
联结词全功能集 与非联结词,或非联结词
1
联结词的全功能集
定义 设S是一个联结词集合,如果任何n(n1) 元 真值函数都可以由仅含S中的联结词构成的公式表 示,则称S是联结词全功能集. 说明:若S是联结词全功能集,则任何命题公式都 可用S中的联结词表示. 设S1, S2是两个联结词集合,且S1 S2. 若S1是全 功能集,则S2也是全功能集. 反之,若S2不是全功能 集,则S1也不是全功能集.
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例(续)
第一批
合并项 项 表示串 标记 合并项
第二批
项 表示串
(1,4) (2,4) (2,6) (3,5) (3,6) (5,7) (6,7)
x1∧x3∧x4 x1∧x2∧x3 x2∧x3∧x4 x1∧x2∧x4 x1∧x3∧x4 x1∧x3∧x4 x1∧x2∧x4
110 101 011 011 011 001 001
3
复合联结词
与非式: pq(pq)
或非式: pq(pq) 和与, ∧,∨有下述关系: p(p∧p)pp p∧q( p∧q)(pq)(pq)(pq) p∨q(p∧q)(p)(q)(pp)(qq)
4
复合联结词(续)
p p p p∧q(pp)(qq) p∨q(pq)(pq)
x y x y
x 第一种画法 第二种画法
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例 楼梯的灯由上下2个开关控制, 要求按动任何一个 开关都能打开或关闭灯. 试设计一个这样的线路. 解 x,y:开关的状态, F:灯的状态, 打开为1, 关闭为0. 不妨设当2个开关都为0时灯是打开的. F=m0∧m3= (x∧y)∨(x∧y)
x 0 0 1 1 y F(x,y) 0 1 1 0 0 0 1 1
定理 {}, {}是联结词全功能集. 可以证明: {∧,∨}不是全功能集, 从而{∧}, {∨}也 不是全功能集.
5

例 将公式p∧q化成只含下列各联结词集中的联结 词的等值的公式. (1) {,∨};(2) {,→};(3) {↑};(4) {↓}. 解 (1) p∧q(p∨q). (2) p∧q(p∨q)(p→q). (3) p∧q p∧(q↑q)((p∧(q↑q))) (p↑(q↑q))(p↑(q↑q))↑(p↑(q↑q)). (4) p∧q(p∨q) (p)↓q(p↓p)↓q.
6
1.6 组合电路

组合电路
逻辑门
与门, 或门, 非门, 与非门, 或非门

奎因-莫可拉斯基方法
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组合电路
逻辑门: 实现逻辑运算的电子元件. 与门, 或门, 非门. 组合电路:实现命题公式的由电子元件组成的电路.
x y x∧y x∨y x
x y
x
与门
或门Leabharlann 非门8组合电路的例子
(x∨y)∧x的组合电路
13
例(续)
解 编号 1 2 3 4 5 6 7 极小项 x1∧x2∧x3∧x4 x1∧x2∧x3∧x4 x1∧x2∧x3∧x4 x1∧x2∧x3∧x4 x1∧x2∧x3∧x4 x1∧x2∧x3∧x4 x1∧x2∧x3∧x4 角码 标记 1110 * 1011 * 0111 * 1010 * 0101 * 0011 * 0001 *
(3,5,6,7) x1∧x4 * * * *
0 1
标记*表示该项已被合并
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例(续)
项 x1∧x3∧x4 x1∧x2∧x3 x2∧x3∧x4 x1∧x4 覆盖 (1,4) (2,4) (2,6) (3,5,6,7) 运算符数 3 3 3 2
选择(1,4), (2,4)和(3,5,6,7), 或者(1,4), (2,6)和(3,5,6,7). 最简展开式为 F(x1∧x3∧x4)∨(x1∧x2∧x3)∨(x1∧x4) 或 F(x1∧x3∧x4)∨(x2∧x3∧x4)∨(x1∧x4)
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例(续)
x y
x y x∧ y
(x∧y)∨(x∧y)
x∧y
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设计组合电路
步骤: 1.构造输入输出表(问题的真值函数), 2. 写出主析取范式, 3. 化简. 最简展开式: 包含最少运算的公式 例 当且仅当 x=y=z=1 或 x=y=1且 z=0 时输出1. F= m6∨m7 = (x∧y∧z)∨(x∧y∧z) 4个与门,1个或门和一个非门 Fx∧y 一个与门
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