Logika dla informatyków/Ćwiczenia 1

Ćwiczenie 6

treść ćwicz 6

Ćwiczenie 8

1. 1. Zbadać, czy następujące formuły są tautologiami rachunku zdańi czy są spełnialne:

1. 1. 1. $(p\to r)\wedge (q\to s)\wedge (\mathrm{\neg }p\vee \mathrm{\neg }s)\to (\mathrm{\neg }p\vee \mathrm{\neg }q)$;
      2. $(p\to q)\vee (q\to r)$;
      3. $((p\to q)\to r)\wedge \mathrm{\neg }(((q\to r)\to r)\to r))$;
      4. $(p\to q)\wedge (\mathrm{\neg }p\to r)\to (r\to \mathrm{\neg }q)$;
      5. $((\mathrm{\neg }p\to q)\to r)\to \mathrm{\neg }(p\to q)$;
      6. $p\vee (\mathrm{\neg }p\wedge q)\vee (\mathrm{\neg }p\wedge \mathrm{\neg }q)$;
      7. $(p\to q)\vee (p\to \mathrm{\neg }q)$;
      8. $q\vee r\to (p\vee q\to p\vee r)$;
      9. </math>(p\vee q\vee r)\wedge(q\vee(\neg p\wedge s))\wedge (\neg s\vee q\vee r)\to q</math>.

1. Czy następujące zbiory formuł są spełnialne?
   1. $\{p\to \mathrm{\neg }q,q\to \mathrm{\neg }r,r\to \mathrm{\neg }p\}$;
   2. $\{p\to q,q\to r,r\vee s\leftrightarrow \mathrm{\neg }q\}$;
   3. $\{\mathrm{\neg }(\mathrm{\neg }q\vee p),p\vee \mathrm{\neg }r,q\to \mathrm{\neg }r\}$;
   4. $\{s\to q,p\vee \mathrm{\neg }q,\mathrm{\neg }(s\wedge p),s\}$.

\item Czy zachodzą następujące konsekwencje?

1. $p\wedge q\to \mathrm{\neg }r,p\models r\to \mathrm{\neg }q$;
2. $p\to q,p\to (q\to r)\models p\to r$;
3. $p\to (q\to r),p\to q\models q\to r$;
4. $(p\to q)\to r,\mathrm{\neg }p\models r$;
5. $(p\to q)\to r,\mathrm{\neg }r\models p$;
6. $p\to q,r\to \mathrm{\neg }q\models r\to \mathrm{\neg }p$.

\item Dla dowolnej formuły Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} niech Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \hat{\var\varphi}} oznaczadualizację formuły Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} , tzn. formułę powstającą z Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi } przez zastąpienie każdego wystąpienia $\wedge$ symbolem $\vee$ orazkażdego wystąpienia $\vee$ symbolem $\wedge$. \begin{renumerate}\item Dowieść,że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest tautologią wtw, gdy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \neg\hat{\var\varphi}} jest tautologią.\item Dowieść, że Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\\leftrightarrow\psi} jest tautologią wtw, gdy Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \hat{\var\varphi}\\leftrightarrow\hat{\psi}} jest tautologią.\end{renumerate}

\item Znależć formułę zdaniową Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} , która jest spełniona dokładnieprzy wartościowaniach $\varrho$ spełniających warunki:

1. Dokładnie dwie spośród wartości $\varrho (p)$, $\varrho (q)$ i $\varrho (r)$ są równe 1.
2. $\varrho (p)=\varrho (q)=\varrho (r)$.

Rozwiązanie: Można to robić na różne sposoby, ale najprościej po prostu wypisać alternatywę koniunkcji, np. </math>(p\wedge q\wedge \neg r)\vee(p \wedge\neg q \wedge r)</math>.

\item Udowodnić, że dla dowolnej funkcji $f:\{0,1{\}}^k\to \{0,1\}$istnieje formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} , w której występują tylko spójniki $\to$ i $\mathrm{\perp }$oraz zmienne zdaniowe ze zbioru $\{p_1,\dots ,p_k\}$, o tej własności, że dladowolnego wartościowania zdaniowego $\varrho$ zachodzi równośćParser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\var\varphi\varrho = f(\varrho(p_1),\ldots, \varrho(p_k))} . (Inaczej mówiąc, formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} definiuje funkcję zerojedynkową $f$.)

Wskazówka: Indukcja \zwn $k$.

\item Niech $X$ będzie dowolnym zbiorem niepustym. Dowolną funkcję Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\warpi”): {\displaystyle \warpi:\\mbox{\small ZZ}\to\pot X} nazwijmy wartościowaniem w zbiorze Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\pot”): {\displaystyle \pot X} . Każdej formule zdaniowej Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} przypiszemy teraz pewien podzbiór Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\var\varphi\warpi} zbioru $X$, który nazwiemy jej wartością przy wartościowaniu Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\warpi”): {\displaystyle \warpi} .

• Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\bot\warpi=\emptyset} oraz Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz\top\warpi=X} ;
• Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wf”): {\displaystyle \wf\prooftree p \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree=\warpi(p)} , gdy $p$ jest symbolem zdaniowym;
• Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\wfz”): {\displaystyle \wfz{\neg\var\varphi}\warpi= X-\wfz{\var\varphi}\warpi} ;
• </math>\wf\prooftree \var\varphi\vee\psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree=\wf\prooftree \var\varphi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree\cup\wf\prooftree \psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree</math>;
• </math>\wf\prooftree \var\varphi\wedge\psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree=\wf\prooftree \var\varphi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree\cap\wf\prooftree \psi \justifies \warpi \using \textrm{(W)}\endprooftree</math>;
• </math>\wf\prooftree \var\varphi\to\psi \justifies \warpi}= (X-\wfz{\var\varphi \using \textrm{(W)}\endprooftree\warpi)\cup\wfz\psi\warpi</math>.

Udowodnić, że formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jest tautologią rachunku zdań \wtw, gdy jest prawdziwa w Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\pot”): {\displaystyle \pot X} , tj. gdy dla dowolnego Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\warpi”): {\displaystyle \warpi} jej wartością jest cały zbiór $X$.%%Rozwiazanie

\item Uzupełnić szczegóły dowodu Faktu #pania.Pokazać, że długość postaci normalnej może wzrosnąć wykładniczo w stosunku do rozmiaru formuły początkowej.

\item Niech formuła Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\to\psi} będzie tautologią rachunku zdań. Znaleźć taką formułę $\vartheta$, że:

• Zarówno Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi\to\vartheta} jak i $\vartheta \to \psi$ są tautologiami rachunku zdań.
• W formule $\vartheta$ występują tylko te zmienne zdaniowe,które występują zarówno w Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi} jak i w $\psi$.

\item Niech Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)} będzie pewną formułą, w którejwystępuje zmienna zdaniowa $p$ i niech $q$ będzie zmienną zdaniową niewystępującą w Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)} . Przez Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(q)} oznaczmy formułę powstałą z Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)} przez zamianę wszystkich $p$ na $q$. Udowodnić, że jeśli

\hfil Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p), \var\varphi(q) \models p\leftrightarrow q} \hfil

to istnieje formuła $\psi$, nie zawierająca zmiennych $p$ ani $q$,taka że

\hfil Parser nie mógł rozpoznać (nieznana funkcja „\var”): {\displaystyle \var\varphi(p)\models p\leftrightarrow\psi} .\hfil