Diapositiva 1

Appunti del corso:
Intelligenza Artificiale II
Dimostrazione automatica di Teoremi
Prof. Maurizio Martelli
DISI
Università di Genova
Calcolo dei predicati
•
linguaggio per esprimere concetti e loro relazioni e che permette di
inferire proposizioni da altre considerate vere.
SINTASSI (si prescinde dal significato)
•
•
Alfabeto (a,b,...,A,B,...,(,),..., ⊆,≤,...,←,∃,...)
Simboli:
- Costanti
di oggetti: C (a,b,casa, 23, ...)
di funzione: F (+,-, padre, ...) con arità
di predicato: P (<,=,pari,...) con arità
- Variabili: V (X,Y,...)
• Termini:
i) una variabile X ∈ V è un termine
ii) una costante c ∈ C è un termine
iii) l’applicazione (f(t1,...,tn)) di un simbolo di funzione n-ario f ∈ F
ad n termini t1,...,tn è un termine
iv) non esistono altri termini
termine ground - senza variabili
(oggetti dell'Universo del discorso)
Es.:
padre(padre(giovanni))
Calcolo dei predicati
• Atomi: {p(t1,..,tn) |p ∈ P, t1,..,tn termini}
Es.:
fattoriale (3,6)
uomo(paolo)
maggiore(X,3)
maggiore(più(X,1),Y)
ama(giovanni,maria)
ama(padre(giovanni),giovanni)
ama(padre(padre(giovanni)),giovanni)
maggiore(più(più(1,giovanni),Y),padre(3))
• Formule Ben Formate (fbf):
- Atomi
- frasi logiche: se F, F1, F2 sono fbf
- negazione ~F
- congiunzione F1∧ F2
- implicazione F1← F2
- disgiunzione F1∨F2
- equivalenza F1↔ F2
- frasi quantificate: se Fè una fbf e X ∈ V
- universalmente (∀X.F)
- non esistono altre fbf
- esistenzialmente (∃X.F)
Calcolo dei predicati
• Il linguaggio del prim’ordine definito da un alfabeto è l’insieme di tutte le fbf
costruite con i simboli dell’alfabeto
• Occorrenza di variabile vincolata:
i) se compare all’interno di un quantificatore
ii) se compare nello scope di un quantificatore per quella variabile
• Una variabile è libera in una fbf se almeno una sua occorrenza è non
vincolata
• Una formula è chiusa se non contiene variabili libere
• Se f è una formula aperta,
∃(f) e ∀(f) denotano le chiusure esistenziale e universale di f
• importanza dell' ordine dei quantificatori.
• Ordine: primo, secondo, ... omega
LINGUAGGI DEL PRIM’ORDINE:
SINTASSI, ESEMPI
• un esempio filosofico
(∀X)(uomo(X) → mortale(X)) ∧ uomo(socrate) → mortale(socrate)
• due degli assiomi di base dei numeri naturali
(interpretare
• f e g come funzioni successore e predecessore
• la costante 0 come zero
• il predicato u come uguaglianza )
(∀X)(∃Y)(u(Y,f(X)) ∧ (∀Z)(u(Z,f(X)) → u(Y,Z)))
(∀X)( ~u(X,0) → ((∃Y)(u(Y,g(X)) ∧ (∀Z)(u(Z,g(X)) → u(Y,Z)))))
• nella formula (∀X)p(X,Y), tutte le occorrenze di X sono vincolate, mentre Y è
libera
• Y è libera anche nella formula :
(∀X)p(X,Y) ∧ (∀Y)q(Y)
Calcolo dei predicati
SEMANTICA (relazione tra frasi e concetti)
Dare una interpretazione alle espressioni sintatticamente corrette. Definire se
certe espressioni sono vere o false in base al significato che si dà ai
componenti l'espressione.
•Interpretazione (I):
-Dominio D
-funzione da C a D
-funzione da F a (Dn→D)
-funzione da P a (Dn→ {T,F})
•interpretazione intesa, altre int.
•assegnamento di variabili (U):
-funzione da V a D
•assegnamento di termini: (T)
combinazione di I ed U
Calcolo dei predicati
• soddisfacimento ( ⊨I ): ⊨I F[U]
vale se F è vera per I e U, cioè interpretata nel dominio D di I.
- ⊨ Ip(t1,..,tn)[U] iff pI(I(t1),..,I(tn)) = T
- ⊨ I ~F[U] iff ⊨I F[U] non è vera
- ⊨ I F1 ^ F2[U] iff
⊨I F1[U] e ⊨I F2[U]
- ⊨ I F1 v F2[U] iff
⊨I F1[U] o ⊨I F2[U]
- ⊨ I F1 ← F2[U] iff
⊨I F1[U] o non ⊨I F2[U]
- ⊨ I F1↔ F2[U] iff
⊨I F1 ← F2[U] e ⊨I F2 ← F1[U]
- ⊨ I (∀X.F)[U] iff per ogni d ∈ D ⊨I F[V]
con V identica ad U tranne che V(X)=d.
- ⊨ I (∃X.F)[U] iff per qualche d ∈D ⊨I F[V]
con V identica ad U tranne che V(X)=d.
•⊨I
una interpretazione I che soddisfa F per tutti i possibili assegnamenti di
variabile si dice un MODELLO di F: ⊨ I F
LINGUAGGI DEL PRIM’ORDINE:
SEMANTICA, ESEMPI
f =
(∀X) p(X) → q(f(X),a)
un’interpretazione I
D = {1,2}
[a] = 1
[f(1)] = 2
[f(2)] = 1
[p(1)] = F
[p(2)] = T
[q(1,1)] = T [q(1,2)] = T
[q(2,1)] = F [q(2,2)] = T
la valutazione di f in I è T (I è un modello di f),
se X=1,
p(1) → q(f(1),a) =
p(1) → q(2,1) =
F→F=T
se X=2,
p(2) → q(f(2),a) =
p(2) → q(1,1) =
T→T=T
LINGUAGGI DEL PRIM’ORDINE:
SEMANTICA, ESEMPI
(∀X) (∃Y) p(X) Λ q(X,Y)
f =
un’interpretazione I
D = {1,2}
[a] = 1
[f(1)] = 2
[f(2)] = 1
[p(1)] = F
[p(2)] = T
[q(1,1)] = T [q(1,2)] = T
[q(2,1)] = F [q(2,2)] = T
la valutazione di f in I è F (I non è un modello di f),
se X=1,
se Y=1,
p(1) ^ q(1,1) = F
se Y=2,
p(1) ^ q(1,2) = F
Calcolo dei predicati
• una interpretazione I che soddisfa tutte le formule di un insieme T (teoria)
per tutti i possibili assegnamenti di variabile si dice un MODELLO di T: ⊨I T
• F è conseguenza logica di una teoria T :
T ⊨I F
iff ogni modello di T è anche modello di F
• T è soddisfacibile
iff T ha almeno un modello
• T è insoddisfacibile (inconsistente)
iff T non ha alcun modello
• F è valida ⊨ F
iff F è soddisfatta per ogni I e per ogni U (ogni interpretazione è
un modello)
Calcolo dei predicati
•
teoria assiomatica
- assiomi logici (logicamente validi)
- assiomi non logici (conoscenza specifica)
- regole di inferenza (permettono di ricavare nuove fbf da insiemi di fbf)
Es: Modus Ponens:
A
B← A
B
•
dimostrazione :
sequenza finita di fbf (f1,..,fn), ciascuna delle quali è un assiomi o è
derivata dalle precedenti mediante una regola di inferenza.
•
teorema: ultima formula di una dimostrazione
•
se T è un insieme di formule (assiomi non logici) T ⊢ A indica che A è un
teorema per la teoria T.
•
⊢ A indica che A è un teorema (formula logicamente valida)
Equivalenza tra sintassi e semantica
•
Correttezza:
i teoremi di una teoria sono veri in tutti i modelli della teoria
•
Completezza:
le fbf che sono vere in tutti i modelli della teoria (seguono logicamente dagli
assiomi) sono teoremi della teoria.
•
il calcolo dei predicati del prim'ordine è corretto e completo (nel caso di
assenza di assiomi non logici, i teoremi coincidono con le formule valide)
Stile dichiarativo della PL
_______________________________
• orientato ad utenti non programmatori
• grande potere espressivo
• programma come insieme di formule (assiomi)
• computazione come costruzione di una dimostrazione di una formula (goal)
Calcolo dei predicati
del prim'ordine
sintassi
dim. di
semantica
--correttezza-> conseguenza
teoremi <-- copletezza--
logica
• limitazione nel tipo di formule (clausole Horn) e utilizzazione di particolare
tecniche per la dimostrazione di teoremi (unificazione e risoluzione)
Conseguenze logiche e
insoddisfacibilità
• Teorema di deduzione
T |= F G iff T {F} |= G
• Teorema: Sia S un insieme di formule (chiuse), f una formula (chiusa),
di un linguaggio del prim'ordine L
f è una conseguenza logica di S
iff
l'insieme S {~f} è insoddisfacibile
Sia I un modello di S, I è anche un modello di f e quindi non di ~f.
Quindi non esiste interpretazione che sia modello di S e di ~f.
Sia I una interpretazione che sia modello di S ma non di ~f. I è anche
modello di f. Quindi f è conseguenza logica di S
Forme Normali
H=G iff i valori di verità coincidono per ogni interpretazione
Leggi di Equivalenza
1. HG = (HG)(GH)
2. HG = H(~G)
3. HG = GH
HG = GH
4. (HP)G = H(PG)
(HP)G = H(PG)
5. (HP)G = (HG)(PG)
(HP)G = (HG)(PG)
6. Hf = H
Ht = H
7. Ht = t
Hf = f
8. H~H = t
H~H = f
9. ~(~H) = H
10. ~(HP) = ~H~P
11. ~(HP) = ~H~P
Forme Normali
• Principio di rimpiazzamento: In una formula si può
rimpiazzare una sua parte con una formula equivalente ed
il valore di verità non cambia.
• Letterale: atomo o negazione di atomo
• Forma normale congiuntiva:
F1F2Fn con Fi = L1 L2 Lm
• Forma normale disgiuntiva:
F1F2Fn con Fi = L1 L2 Lm
• Procedura di trasformazione:
–
–
–
–
(1) e (2)
(9), (10) e (11)
(5)
+ semplificazioni
Forme Normali
• Forma normale prenessa (prenex):
(Q1x1)(Q2x2(Qnxn) (M)
– (Qixi) è  xi o xi.
– M è una formula senza quantificatori
– (Q1x1)(Q2x2(Qnxn) è il prefisso
– M è la matrice (spesso in f.n. congiuntiva o
disgiuntiva)
Forme Normali
• Leggi di Equivalenza
1a) (Qx)F[x]G = (Qx)(F[x]G)
1b) (Qx)F[x]G = (Qx)(F[x]G)
2a) ~((x)F[x]) = (x)(~F[x])
2b) ~((x)F[x]) = (x)(~F[x])
3a) (x)F[x](x)G[x] = (x)(F[x]G[x])
3b) (x)F[x](x)G[x] = (x)(F[x]G[x])
4a) (Q1x)F[x](Q2x)G[x] = (Q1x)(Q2y)(F[x]G[y])
4b) (Q1x)F[x](Q2x)G[x] = (Q1x)(Q2y)(F[x]G[y])
• Procedura di trasformazione:
–
–
–
–
(1) e (2)
(9) (10) (11) (2a,2b)
ridenominazione variabili, (1a,1b)(3a,3b)(4a,4b)
(5) + semplificazioni
Forma standard di Skolem
Sia F = (Q1x1)(Q2x2(Qnxn) (M)
– Prendiamo (Qrxr) del tipo (xr) e
– si esaminino i (Qixi) con i<r.
a) se non vi è nessun quantificatore universale
(i<r. Qi=  sostituiamo ogni occorrenza di xr in
M con una costante c (diversa da tutte le altre in
M) e togliamo (Qrxr).
b) altrimenti, consideriamo s1,s2sm :  i≤m. si<r e
Qsi=  Sostituiamo ogni occorrenza di xr in M
con un nuovo simbolo di funzione f (diverso da
tutti gli altri in M) applicato ad xs1,xs2xsm
(f(xs1,xs2xsm)) e togliamo (Qrxr).
Clausole
• disgiunzione di atomi o negazioni di atomi,
in cui le variabili sono implicitamente
quantificate universalmente
A1 A2 An~B1~ B2 ~Bm
• La clausola vuota [] corrisponde a F
• è equivalente a
(A1 A2 An) (B1  B2 Bm)
che si scrive (conclusione  premesse)
A1,A2 AnB1,B2 , Bm
• insieme di clausole: congiunzione di
clausole.
Teorema di Skolemizzazione
• una teoria del prim'ordine si può ridurre in forma a clausole
con semplici trasformazioni sintattiche: T diventa T'
vale la seguente proprietà:
T è insoddisfacibile iff lo è T'
• Teorema:
Sia S un insieme di clausole che rappresenta una forma
standard di Skolem di una formula F
F è insoddisfacibile iff S è insoddisfacibile
• si può anche rappresentare la conoscenza direttamente in
forma a clausole
• è comunque una forma particolarmente conveniente per il
compito di dimostrare automaticamente teoremi
Trasformazione in forma a
Clausole
1. x. y. (P(x)Q(x,y))  R(x)
(eliminazione del connettivo )
2.  x. y. ~(P(x)Q(x,y)) R(x)
(riduzione della portata della negazione)
3.  x. y. (~P(x) ~Q(x,y)) R(x)
(distribuzione del connettivo )
4.  x. y. (~P(x) R(x))  (~Q(x,y)  R(x))
(Eliminazione del quantificatore esistenziale,
introduzione di funzioni di Skolem)
5.  x. (~P(x) R(x))  (~Q(x,f(x))  R(x))
(eliminazione del quantificatore universale)
6. (~P(x) R(x))  (~Q(x,f(x)) R(x))
(eliminazione del connettivo )
Insieme di clausole:
{~P(x) R(x), ~Q(x,f(x))  R(x)}
Skolemizzazione
Lemma
sia S una formula in forma prenessa
(Q1 X1)…(Qn Xn) M(X1,…,Xn),
con Qr primo quantificatore esistenziale,
ed S1 la formula
( X1)…( Xr-1) (Qr+1 Xr+1)… (Qn Xn)
M(X1,…,Xr-1,f(X1,…,Xr1),Xr+1,…,Xn)
S è inconsistente iff S1 è inconsistente
Skolemizzazione
Prova
i)
supponiamo S inconsistente e S1 consistente,
esiste I tale che S1 è vera in I:
per tutti gli X1,…,Xr-1 esiste almeno un elemento,
f(X1,…,Xr-1), tale che è vera in I
(Qr+1Xr+1)…(QnXn) M(X1,…,Xr-1,f(X1,…,Xr-1),Xr+1,…,Xn)
quindi S sarebbe vera in I
ii) supponiamo S1 inconsistente e S consistente,
esiste I (su D) tale che S è vera in I
per tutti gli X1,…,Xr-1 esiste almeno un elemento
Xr tale che è vera in I
(Qr+1 Xr+1)… (Qn Xn) M(X1,…,Xr-1,Xr,Xr+1,…,Xn)
Sia I‘ l’interpretazione ottenuta estendendo I con una funzione f, tale
che, per tutti gli X1,…,Xr-1 in D, f(X1,…,Xr-1) = Xr
per tutti gli X1,…,Xr-1
(Qr+1 Xr+1)… (Qn Xn) M(X1,…,Xr-1,f(X1,…,Xr-1),Xr+1,…,Xn)
è vera in I', cioè S1 sarebbe vera in I'
Skolemizzazione
Teorema
Sia C l’insieme di clausole risultante dalla skolemizzazione
dell’insieme di fbf S.
S è inconsistente iff C è inconsistente.
Prova
S può essere un’unica formula in forma prenessa.
Si assuma che in S esistano m quantificatori esistenziali e
si consideri la sequenza di formule
S0 = S
Skè ottenuto da Sk-1, sostituendo il primo quantificatore
esistenziale in Sk-1 con una funzione di Skolem gk, k=1,…,m
Sm= C
Per il lemma precedente, Sk è inconsistente iff Sk-1 è
inconsistente, quindi C è inconsistente iff S è inconsistente
Skolemizzazione
Sia C l’insieme di clausole risultante dalla
skolemizzazione dell’insieme di fbf S
se S è consistente, C non è necessariamente
equivalente a S
Esempio
• S = { (X) p(X) }
• C = { p(a) }
• un’interpretazione I
D = {1,2}
[a] = 1
[p(1)] = F
[p(2)] = T
• I è un modello di S e non di C
LA METODOLOGIA DI PROVA
1. W è conseguenza logica di T iff
siano S un insieme di formule e f una formula di un linguaggio del
prim’ordine L
f è una conseguenza logica di S iff l’insieme S  {~f } è insoddisfacibile
2. {T  ~W} è insoddisfacibile iff
sia C l’insieme di clausole risultante dalla skolemizzazione dell’insieme
di fbf S
S è inconsistente iff C è inconsistente
3. T', insieme di clausole ottenuto skolemizzando {T  ~W}
è insoddisfacibile iff
un insieme di clausole C è insoddisfacibile iff non ha modelli di Herbrand
4. T' non ha modelli di Herbrand
basta considerare le interpretazioni su un particolare dominio,
l’Universo di Herbrand
UNIVERSO E BASE DI HERBRAND
Sia L un linguaggio del prim’ordine, il cui insieme di
costanti non sia vuoto (se è vuoto, lo consideriamo
formato da una costante arbitraria a)
• L’Universo di Herbrand di L (UL) è l’insieme
di tutti i termini ground di L
• Un termine (atomo) ground è un termine (atomo)
che non contiene variabili
• Un’istanza ground di una clausola C in L è una
clausola ottenuta da C sostituendo le variabili
con termini di UL
• La Base di Herbrand di L (BL) è l’insieme di tutti gli
atomi ground di L, cioè di tutte le formule ottenute
applicando i predicati di L agli elementi di UL
UNIVERSO E BASE DI HERBRAND
Universo di Herbrand per un insieme di clausole S:
• H0 = {c0,…,cn} ci costanti in S (sempre almeno una)
• Hi+1 = Hi {f(t1,…,tn)| f è un simbolo di funzione n-ario e i tjHi }
• HU = Hi
• Base di Herbrand per un insieme di clausole S:
–
B = {p(t1,…,tn)| p è un simbolo di predicato n-ario e i ti HU }
• Esempio: il linguaggio L della teoria del prim’ordine
1. p(0,X,X)
2. ~p(X,Y,Z) V p(s(X),Y,s(Z))
UL = {0,s(0),s(s(0)),…}
BL = {p(0,0,0), p(s(0),0,0),p(s(0),s(0),0),…}
INTERPRETAZIONI DI HERBRAND
(H-interpretazione) per L è un’interpretazione
tale che:
i) il suo dominio è UL
ii) ad ogni costante a di L è assegnata la
costante
stessa
iii) ad ogni funzione n-aria f di L è assegnata la
n
funzione da (UL) a UL, che assegna il
termine f(t1,…,tn) alla n-upla di termini t1,…,tn
iv) ad ogni predicato n-ario p in L è assegnato
un insieme di n-uple di termini di UL
INTERPRETAZIONI E MODELLI
DI HERBRAND
• ogni H-interpretazione per L è determinata in modo
univoco da un sottoinsieme qualunque (anche vuoto) di BL,
che definisce l’insieme degli atomi ground che sono veri
• sia A un insieme di formule chiuse del
linguaggio del prim’ordine L
un modello di Herbrand (H-modello) di A è una
qualunque H-interpretazione I tale che tutte le
formule in A sono vere in I
• abusi di notazione: Universo, Base, Interpretazioni, Modelli
di Herbrand indiciati dall’insieme di formule (programma)
invece che dal relativo linguaggio del prim’ordine
INTERPRETAZIONI DI HERBRAND: UN
ESEMPIO
l’insieme di clausole A
1.
p(0,X,X)
2.
~p(X,Y,Z) V p(s(X),Y,s(Z))
UA = {0,s(0),s(s(0)),…}
BA = {p(0,0,0), p(s(0),0,0),p(s(0),s(0),0),…}
IA1= {p(0,0,0), p(0,s(0),s(0)),p(s(0),0,s(0)),
p(0,s(s(0)),s(s(0))),…}
IA2= {p(0,0,s(0)), p(0,s(0),s(0)),p(s(0),0,s(0)),
p(0,s(s(0)),s(s(0))),…}
IA2 non è certamente un H-modello di A
CLAUSOLE E INTERPRETAZIONI DI
HERBRAND
Teorema:
Ogni insieme consistente di clausole S ha un H-modello
Prova
sia I un modello di S e definiamo la H-interpretazione (corrispondente)
I' = { p(t1,…,tn)  BS | p(t1,…,tn) è vera in I }
è evidente che anche I' è un modello di S
[attenzione al caso di assenza di costanti]
Corollario
Un insieme di clausole S è insoddisfacibile iff non possiede modelli di
Herbrand
il teorema ed il corollario non valgono per insiemi di formule
chiuse arbitrarie
UNA TEORIA CONSISTENTE SENZA H-MODELLI
1. p(a)
2. ~( X) p(X)
la teoria è consistente, come dimostrato dal modello
D = {0,1}
a=0
p(0) = t
p(1) = f
l’Universo di Herbrand
{a}
la base di Herbrand
{p(a)}
le H-interpretazioni
{}
{p(a)}
nessuna H-interpretazione è un modello!
il problema è legato alle quantificazioni esistenziali:c’è ( X)~p(X)
nell’assioma 2; nella versione skolemizzata introdurrebbe una
nuova costante (di Skolem)
CLAUSOLE E H-INTERPRETAZIONI:
PROPRIETA'
• una H-interpretazione è un sottinsieme della base e si può pensare di
reppresentarla come l'insieme di tutti i letterali ground veri
I = {p(a), ~p(f(a)), p(f(f(a))), ....}
• una istanza ground c' di una clausola c è soddisfatta in una
H-interpretazione I
iff
c'  I ≠ 
• una clausola c è soddisfatta in una H-interpretazione I iff
ogni istanza ground lo è.
• una clausola c è falsificata in una H-interpretazione I iff
c'è almeno una istanza ground che lo è.
• un insieme di clausole S è insoddisfacibile iff
per ogni H-interpretazione I, c'è almeno una istanza ground di qualche
c in S che non è soddisfatta da I.
CLAUSOLE, H-INTERPRETAZIONI
E PROGRAMMAZIONE LOGICA
la maggior parte della teoria della programmazione
logica ha a che fare solo con clausole
è sufficiente restringersi alle H-interpretazioni
alcune parti della teoria (completamento per
trattare la negazione) richiedono l’uso di
fbf non clausali
è necessario considerare interpretazioni
arbitrarie
ALBERI SEMANTICI
l’insieme di tutte le H-interpretazioni può essere
rappresentato da un albero (l’albero semantico),
i cui archi sono etichettati da assegnamenti di
valori di verità agli atomi della Base di Herbrand
tali che:
–
–
per ogni nodo N vi è un numero finito di archi che
partono da N (L1, …,Ln). Sia Qi la congiunzione di
tutti i letterali che etichettano Li. Q1 …Qn è una
formula proposizionalmente valida.
per ogni nodo N, sia I(N) = insieme dei letterali
che etichettano gli archi del cammino dalla radice a N.
I(N) non contiene coppie complementari (A, ~A).
ALBERI SEMANTICI
Sia BS = {A1, A2,…,An,…} la Base di Herbrand della teoria S
un corrispondente albero semantico binario:
A1
A2
~A1
~A2
A2
~A2
se l’Universo e la Base di Herbrand sono infiniti (se esiste almeno un
simbolo di funzione), l’albero semantico è un albero binario infinito
ALBERI SEMANTICI
• Ogni cammino sull’albero semantico è una
H-interpretazione:
l’insieme degli atomi positivi del cammino
• Ad ogni nodo N è associata la
H-interpretazione (parziale) I(N).
• Un albero semantico è completo se per
ogni foglia N, I(N) contiene A o ~A per ogni
A in BS.
NODI DI FALLIMENTO
• un nodo n dell’albero semantico è un
nodo di fallimento per l’insieme di clausole S,
se esiste almeno una clausola c di S
tale che
– c’ (un’istanza ground di c) è falsa
nell’H-interpretazione In
– tutte le clausole di S (tutte le loro istanze
ground) non sono false in tutte le H-interpretazioni Im
con m antenato di n, cioè
nessun nodo m antenato di n è un nodo di
fallimento.
ALBERI SEMANTICI CHIUSI
• un albero semantico è chiuso, se
ogni suo cammino contiene un nodo
di fallimento.
• può essere rappresentato da un albero
binario finito, le cui foglie sono i nodi di
fallimento.
• un nodo n dell’albero semantico è un nodo
inferenza per l’insieme di clausole S, se
tutti i suoi immediati successori sono nodi
fallimento.
TEOREMA DI HERBRAND
(versione 1) Un insieme di clausole S è insoddisfacibile iff
per ogni albero semantico completo c'è un
corrispondente albero semantico finito e chiuso.
Prova
• si assuma S insoddisfacibile, sia T il suo albero semantico,
sia r un cammino di T
– poiché S è insoddisfacibile, Ir deve rendere falsa
un’istanza ground c' di una clausola c in S
– essendo c' una disgiunzione finita di atomi ground, deve
esistere un nodo di fallimento ad una distanza finita dalla radice
di T
– essendo questo vero per ogni ramo, T è chiuso
• si assuma T chiuso
– ogni cammino contiene un nodo di fallimento
– ogni H-interpretazione rende falso S
– S è insoddisfacibile
TEOREMA DI HERBRAND:
UN ESEMPIO
•
la teoria del prim’ordine
p(a,a)
(X)(Y) p(X,Y)  p(f(X),f(Y))
•
la formula “da provare”
(X) p(f(a),X)
•
la sua negazione
(X)~p(f(a),X)
•
l’insieme di clausole
c1: p(a,a)
c2: ~p(X,Y) p(f(X),f(Y))
c3: ~p(f(a),X)
•
l’Universo di Herbrand: {a,f(a),f(f(a)),…}
•
la Base di Herbrand: {p(a,a), p(f(a),a), p(f(a),f(a)), p(a,f(a)),…}
TEOREMA DI HERBRAND:
UN ESEMPIO
c1: p(a,a)
c2: ~p(X,Y) p(f(X),f(Y))
c3: ~p(f(a),X)
l’albero semantico è chiuso (i nodi di fallimento
sono etichettati con la clausola che “fallisce” in quel nodo)
P(a,a)
~P(a,a)
C1
~P(f(a),a)
P(f(a),a)
C3
P(f(a),f(a))
C3
~P(f(a),f(a))
C2
TEOREMA DI HERBRAND:
UN ESEMPIO
• la costruzione dell’albero semantico e la
determinazione dei nodi di fallimento
costituisce una procedura che permette di
semidecidere se una formula è
conseguenza logica di un insieme di
assiomi
• il metodo è semantico
• alla ricerca di procedure (“sintattiche”?)
più efficienti
TEOREMA DI HERBRAND
(versione 2) Un insieme di clausole S è
insoddisfacibile se e solo se esiste un
insieme finito insoddisfacibile S' di
istanze ground di clausole di S
Sulla versione 2 del teorema sono basati i
primi metodi per la verifica
automatica di insoddisfacibilità:
(Gilmore[1960], Davis&Putnam [1960],…)
Metodi di verifica
a) algoritmo per generare sistematicamente le istanze ground
delle clausole (la procedura di Herbrand):
al passo i-esimo si istanziano le clausole sostituendo le
variabili con termini di HUk tale che k ≤ i
b) algoritmo per verificarne l’insoddisfacibilità:
un qualunque algoritmo per il calcolo proposizionale
• non fattibile, perché il numero di clausole generate cresce
in modo esponenziale
• il principio di risoluzione di Robinson [1965]
– un metodo sintattico, basato sulla versione 1 del T. di Herbrand
– evita la generazione di insiemi di istanze ground
DAVIS E PUTMAN
Regola della tautologia
Cancellare le clausole che sono tautologie
Regola del singolo letterale
–
S={{L},{...,L,...},{...,~L,...},...}
–
S'={
–
se S'={} S è soddisfacibile, altrimenti prosegui con
–
S"={
{...,~L,...},...}
{...,
,...},...}
Regola del letterale puro
Se un letterale L non compare mai come ~L è puro, si può ottenere un
nuovo insieme di clausole eliminando tutte quelle che contengono L
Regola di divisione
–
S={{A1,L},...,{An,L},{B1,~L},...,{Bm,~L}, R}
–
S1={{A1},...,{An},R}
–
S2={{B1},...,{Bm}, R}
• S è insoddisfacibile iff lo è S1S2
IL METODO DI RISOLUZIONE: SCHEMA
• un insieme di clausole S è insoddisfacibile se
– contiene la clausola vuota [] (contraddizione!)
oppure
– da S si può derivare la clausola vuota []
• il principio di risoluzione è una regola di inferenza
sia S' l’insieme ottenuto aggiungendo all’insieme di clausole S le
clausole derivabili da S con il principio di risoluzione
se S è insoddisfacibile, anche S' è insoddisfacibile
l’albero semantico (chiuso) di S' è strettamente “più piccolo” di
quello di S
iterando l’applicazione del principio di risoluzione si ottiene un insieme di
clausole S* il cui albero semantico è costituito dalla sola radice
la radice è un nodo di fallimento
S* contiene []
IL PRINCIPIO DI RISOLUZIONE NEL
CALCOLO PROPOSIZIONALE
•
estensione della regola del letterale unico di Davis&Putnam
•
siano c1 e c2 due clausole qualunque
c1 = a11  a21  …  an1
c2 = a12  a22  …  am2
tali che i letterali ai1 e aj2 sono complementari
il risolvente di c1 e c2 è la clausola
a11 …  ai-11 ai+11 …  an1a12…  aj-12 aj+12 …  an2
disgiunzione delle clausole ottenute eliminando i letterali complementari
•
esempi
•
il risolvente, se esiste, di due clausole unitarie è la clausola vuota []
c1 = p  r
c2 = ~p  q
c1,2 =r  q
c1 = ~p  q  r
c2 = ~q  s
c1,2 = ~p  r  s
c1 = ~p  q
c2 = ~p  r
c1,2 non esiste
CORRETTEZZA DEL PRINCIPIO DI RISOLUZIONE
NEL CALCOLO PROPOSIZIONALE
Teorema
Date due clausole c1 e c2, un risolvente c di c1 e c2 è
conseguenza logica di c1 e c2
Prova
siano c1 = a  c1', c2 = ~a  c2' e c = c1'  c2',
con c1' e c2' disgiunzioni di letterali
sia I un modello di c1 e c2
in I è falso a oppure ~a
supponiamo sia falso a
c1' non può essere vuoto e deve essere vero in I
(altrimenti I non sarebbe un modello di c1)
è vero in I anche c = c1'  c2'
analogamente, se ~a è falso, c1' (e quindi c) vero in I
quindi, in ogni caso, c è vero in I
• come vedremo nel contesto dei linguaggi del prim’ordine, il principio di
risoluzione è una regola di inferenza completa per la dimostrazione
dell’insoddisfacibilità di un insieme di clausole
• un insieme di clausole S è insoddisfacibile se e solo se la clausola
vuota [] può essere ricavata da S, applicando il principio di risoluzione
PRINCIPIO DI RISOLUZIONE NEI
LINGUAGGI DEL PRIM’ORDINE
c1 = p(X)  q(X)
c2 = ~p(f(Y))  r(Y)
• servono letterali complementari, che esistono se consideriamo
opportune istanze di c1 e c2
–
–
c1' = p(f(a))  q(f(a))
c2' = ~p(f(a))  r(a)
c1,2' = q(f(a))  r(a)
c1" = p(f(Y))  q(f(Y))
c2" = ~p(f(Y))  r(Y)
c1,2" = q(f(Y))  r(Y)
• c1,2" è più generale di c1,2', ed è anzi la più generale fra le clausole
ottenibili da c1 e c2 mediante il procedimento
istanziazione + risoluzione proposizionale
ogni altra clausola è una istanza di c1,2"
c1,2" è il risolvente di c1 e c2
• deduzione di c da S: c1,...,cn tale che ogni ci è una clausola di S o un
risolvente di clausole precedenti e cn = c
• refutazione: deduzione di [] da S
SOSTITUZIONI
• una sostituzione Jè un insieme finito della forma
{v1  t1,…, vn  tn}
vi è una variabile
ti è un termine diverso da vi
le variabili vi, i=1,…,n sono tra loro distinte
• una sostituzione è una funzione da variabili a termini
la sostituzione vuota è denotata da e
una sostituzione è ground se tutti i ti, i=1,…,n sono ground
• siano J= {v1  t1,…, vn  tn} una sostituzione ed E una espressione
(termine, atomo, insieme di termini, etc.)
• l’applicazione di J ad E è l’espressione ottenuta da E sostituendo
simultaneamente ogni occorrenza di vi, i=1,…,n con il termine ti
• il risultato dell’applicazione (denotato da EJ) è una istanza di E
• la sostituzione J è grounding per l'espressione E se
EJ è una istanza ground di E
SOSTITUZIONI
• siano J = {X1  t1,…, Xn  tn} e
l= {Y1  u1,…, Ym  um}
due sostituzioni
• la composizione di Je l(denotata da J l) è la
sostituzione
così definita
i)
costruiamo l’insieme
{X1  t1l,…, Xn  tnl, Y1  u1,…, Ym  um}
ii) eliminiamo dall’insieme gli elementi Xi  tiltali che til = Xi
iii) eliminiamo dall’insieme gli elementi Yj  uj tali che
Yj occorre in {X1,…, Xn}
• Alcune delle proprietà delle sostituzioni:
–
la composizione di sostituzioni è associativa
(J l) m = J (l  m)
SOSTITUZIONI: ESEMPIO
J = {X  f(Y), Y  Z}
l= {X  a, Y  b, Z  Y}
Costruzione di J l
i)
{X  f(b), Y  Y, X  a, Y  b, Z  Y}
ii)
{X  f(b), X  a, Y  b, Z  Y}
iii)
{X  f(b), Z  Y}
Costruzione di l J
i)
{X  a, Y  b, Z  Z, X  f(Y), Y  Z}
ii)
{X  a, Y  b, X  f(Y), Y  Z}
iii)
{X  a, Y  b}
•
UNIFICAZIONE DI INSIEMI DI
ESPRESSIONI
sia dato un insieme di espressioni (termini, atomi, etc.) {E ,…, E }
1
k
• una sostituzione J è un unificatore per {E1,…, Ek} iff E1J= E2J = …=
EkJ
• un insieme {E1,…, Ek} è unificabile iff esiste una sostituzione J tale che
J è un unificatore per {E1,…, Ek}
• l’insieme {p(a,Y), p(X,f(b))} è unificabile dato che la sostituzione
J= {X  a, Y  f(b)}
è un unificatore per l’insieme
• un unificatore J per l’insieme {E1,…, Ek} è
l’unificatore più generale (most general unifier, mgu)
iff per ogni unificatore l dell’insieme {E1,…, Ek} esiste una
sostituzione m tale che l = J m
• esiste un algoritmo (algoritmo di unificazione), che, dato un insieme di
espressioni E = {E1,…, Ek},
–
–
rivela la sua non unificabilità, oppure
calcola un unificatore più generale per E
MGU DI DUE ESPRESSIONI:
UN ALGORITMO NAïF
• inizia con t1 , t2 ed una sostituzione µ0 inizialmente vuota
• scandisci le due espressioni da sinistra a destra
se le due espressioni sono uguali, termina con successo e restituisci
la corrente sostituzione µk (mgu di {t1 , t2})
altrimenti, siano t1,i and t2,i le prime due sottoespressioni diverse
se nè t1,i nè t2,i sono una variabile, termina con fallimento
altrimenti, supponiamo che t1,i sia la variable V
se t2,i contiene V, termina con fallimento
altrimenti,
applica la sostituzione {V  t2,i} a t1 e t2
µi = µi-1  {V  t2,i}
riprendi la scansione delle
espressioni dove era stata sospesa
•
da notare che le sostituzioni cicliche causano fallimento
(l’occur check è necessario!)
MGU DI DUE ESPRESSIONI: UN ESEMPIO
• E = {p(a,X,f(g(Y))), p(Z,f(Z),f(U))}
– µ0 = e
t1,1 = a
t2,1 = Z
– µ1 = e  {Z  a} = {Z  a}
E1 = {p(a,X,f(g(Y))), p(a,f(a),f(U))}
t1,2 = X t2,2 = f(a)
– µ2 = {Z  a}  {X  f(a)} = {Z  a, X  f(a)}
E2 = {p(a,f(a),f(g(Y))), p(a,f(a),f(U))}
t1,3 = g(Y)
t2,3 = U
– µ3 = {Z  a, X  f(a)}  {U  g(Y)} = {Z  a, X  f(a), U  g(Y)}
E3 = {p(a,f(a),f(g(Y)))}
– µ3 è un mgu per E
Teorema di Unificazione
Teorema
Se W è un insieme di espressioni finito,
non vuoto ma unificabile, allora l'algoritmo
di unificazione terminerà sempre al passo
del successo e l'ultima sostituzione finale
è un m.g.u. per W; altrimenti terminerà
con fallimento.
PRINCIPIO DI RISOLUZIONE NEI
LINGUAGGI DEL PRIM’ORDINE
• Se la clausola c = L1 … Ln contiene un insieme di letterali
unificabile,
con unificatore più generale s, la clausola
[L1 … Ln]sviene detta fattore unitario di c
•
c = p(X)  p(f(Y))  q(X)
i primi due letterali sono unificabili con mgu
p(f(Y)) q(f(Y)) è un fattore unitario di c
{X  f(Y)}
• date due clausole senza variabili a comune (eventualmente ottenute
per ridenominazione delle variabili)
c1 = L1Ln c2 = L'1 L'k
se esistono Li ed L'j (unificabili) con unificatore più generale q tale che
[Li]q= [~L'j]q
la clausola (risolvente binario di c1 e c2)
[L1Li-1Li+1LnL'1L'j-1L'j+1L'k]q
è conseguenza logica di c1 e c2
PRINCIPIO DI RISOLUZIONE NEI
LINGUAGGI DEL PRIM’ORDINE
• Li e L'j vengono detti i letterali su cui si è risolto
• un risolvente di c1 e c2 è un risolvente binario
di [un fattore unitario di] c1 e di
[un fattore unitario di] c2
• Es: da ab e bc deriva ac
da ab e b,dc deriva a,dc
da b,d e bc deriva c,d
• Es:
c1= ~p(s(0),s(0),W)  ~p(W,s(0),W1)
c2= ~p(X,Y,Z)  p(s(X),Y,s(Z))
s = {X  0, Y  s(0), W  s(Z) }
c1,2 = ~p(s(Z),s(0),W1)  ~p(0,s(0),Z)
IL METODO DI RISOLUZIONE
• un insieme di clausole S è insoddisfacibile se
contiene la clausola vuota []
oppure
da S si può derivare la clausola vuota []
• sia S' l’insieme ottenuto aggiungendo all’insieme di
clausole S tutti i fattori unitari di clausole di S ed i
risolventi binari di coppie di clausole in S
se S è insoddisfacibile, anche S' è insoddisfacibile
• l’albero semantico (chiuso) di S' è strettamente
“più piccolo” di quello di S
• iterando l’applicazione del principio di risoluzione
(generazione di fattori e risolventi) si ottiene un insieme
di clausole S* il cui albero semantico è costituito dalla sola
radice, la radice è un nodo di fallimento, S* contiene []
IL PRINCIPIO DI RISOLUZIONE É UNA
REGOLA DI INFERENZA CORRETTA
• teorema:
se c è una clausola e c' un suo fattore
unitario, c' è conseguenza logica di c
• dimostriamo che ogni istanza è
conseguenza logica
supponiamo che c' sia falsa in una
interpretazione M che è un modello di c
un’istanza ground di c' deve essere falsa in M
un’istanza ground di c è falsa in M
M non può essere un modello di c
IL PRINCIPIO DI RISOLUZIONE É UNA
REGOLA DI INFERENZA CORRETTA
• teorema:
se c1 e c2 sono clausole e c è
un loro risolvente binario, c è
conseguenza logica di c1 e c2
il risolvente può essere calcolato
componendo due regole (l’istanziazione
e la risoluzione proposizionale) che sono
state dimostrate essere regole di
inferenza corrette
TEOREMA DI CORRETTEZZA
DEL METODO DI RISOLUZIONE
Se dall’insieme di clausole S è possibile
derivare con il principio di risoluzione
la clausola vuota [] , l’insieme S è insoddisfacibile
dimostrazione
•
[] è uno dei risolventi generati a partire dalle
clausole di S
•
[] è conseguenza logica di S
•
tutti i modelli di S sono anche modelli di []
•
[] (la contraddizione) non ha alcun modello
•
anche S non ha alcun modello
LEMMA DI GENERALIZZAZIONE
Siano c'1 e c'2 istanze di c1 e c2 sia c' un risolvente di c'1 e c'2 esiste un
risolvente c di c1 e c2 tale che c' è una istanza di c
dimostrazione
• c1 = A11 V…V A1n e c2 = A21 V…V A2m non hanno variabili comuni
(eventualmente si ridenomina)
• c' = [ A11t V…V A1i-1t V A1i+1t V…V A1nt V
A21t V…V A2j-1t V A2j+1t V…V A2mt]g =
[ A11 V…V A1i-1 V A1i+1 V…V A1n V
A21 V…V A2j-1 V A2j+1 V…V A2m] t g,
dove c'1 = c1t, c'2 = c2 t,
g è l’mgu di A1it e ~A2jt, cioè [A1it]g = ~[A2jt]g
• A1i e ~A2j sono unificabili, in quanto t gè un loro unificatore
• esiste un loro unificatore più generale s tale che t g=s m per
una opportuna sostituzione m
• esiste un risolvente di c1 e c2 rispetto ai letterali A1i e A2j
c = [ A11 V…V A1i-1 V A1i+1 V…V A1n V
A21 V…V A2j-1 V A2j+1 V…V A2m]s
• c' = [ A11 V…V A1i-1 V A1i+1 V…V A1n V
A21 V…V A2j-1 V A2j+1 V…V A2m] s m= cm
NODI DI INFERENZA
• consideriamo l’albero semantico chiuso di
un insieme di clausole S insoddisfacibile,
un nodo di inferenza è un nodo dell’albero
semantico, tale che entrambe i suoi
successori sono nodi di fallimento
• se le clausole che falliscono nei successori
del nodo di inferenza n sono ck e cj,
possiamo inferire da ck e cj una nuova
clausola rkj (che è proprio un risolvente) tale che:
rkj fallisce nel nodo n o in un nodo
antenato di n
NODI DI INFERENZA: ESEMPIO
•
•
•
C1:
C2:
C3:
P(a,a)
~P(X,Y) P(f(X),f(Y))
~P(f(a),X)
P(a,a)
~P(a,a)
C1
~P(f(a),a)
P(f(a),a)
C3
P(f(a),f(a))
C3
~P(f(a),f(a))
C2
NODI DI INFERENZA: ESEMPIO
• le clausole che falliscono sotto il nodo
d’inferenza sono C2 e C3
• il risolvente di C2 e C3 è C4 = ~P(a,Y)
fallisce sopra il nodo di inferenza
• il nuovo albero semantico è infatti
P(a,a)
C4
~P(a,a)
C1
IL LEMMA SUI NODI DI INFERENZA
Dalle clausole che falliscono nei successori di un nodo di inferenza n
possiamo inferire una nuova clausola (che è proprio un risolvente)
che fallisce in un nodo n’ sopra n.
Dimostrazione
• sia n un nodo di inferenza, siano n1 e n2 i nodi di fallimento suoi
immediati successori, e sia mn+1 l’atomo assegnato a vero o a falso
sotto il nodo n
• poiché n1 e n2 sono nodi di fallimento, mentre n non lo è, devono
esistere due istanze ground c'1 e c'2 delle clausole c1 e c2 tali che c'1 e
c'2 sono false in n1 e n2 rispettivamente e non sono falsificate da n
• c'1 e c'2 devono contenere ~mn+1 e mn+1 rispettivamente
• il risolvente rispetto a questi due letterali
c' = (c'1 - ~mn+1 )  (c'2 - mn+1 )
fallisce in un nodo n’ sopra n poiché sia (c'1 - ~mn+1 ) che (c'2 - mn+1 )
sono falsificati da n (l’unico letterale che non falliva è stato tolto!)
• per il lemma di generalizzazione, esiste un risolvente c di c1 e c2,
tale che c' è una istanza ground di c (anche c fallisce in n’)
TEOREMA DI COMPLETEZZA DEL
METODO DI RISOLUZIONE
Se l’insieme di clausole S è insoddisfacibile, è possibile derivare da S in
un numero finito di passi con il principio di risoluzione la clausola vuota []
Dimostrazione
• S è insoddisfacibile, quindi ha un albero semantico chiuso finito T
• se T è formato da un solo nodo (la radice), S deve contenere [], perché
nessuna altra clausola può essere falsificata dalla radice
• altrimenti, T ha almeno un nodo di inferenza (in caso contrario ogni
nodo avrebbe almeno un successore non di fallimento e si potrebbe
trovare un cammino di T infinito, contro l’ipotesi di finitezza)
• per il lemma dei nodi di inferenza, esiste un risolvente c di clausole
in S, che fallisce almeno in n
• sia T' l’albero semantico (chiuso) di S  {c}
il numero di nodi di T' è strettamente minore di quello di T
• il procedimento può essere iterato, finché, dopo un numero finito di
passi (l’albero iniziale è finito!) si raggiunge la clausola vuota [] e
si ottiene un albero semantico chiuso formato dalla sola radice
UN ESEMPIO
la teoria
1. p(0,X,X)
2. ~p(X,Y,Z) V p(s(X),Y,s(Z))
la formula da provare
W. p(s(0),0,W)
la sua negazione (clausola)
3. ~p(s(0),0,W)
la prova (mostrata sotto forma di albero di
rifiuto)
UN ESEMPIO
•
le premesse (assiomi)
–
–
–
•
i funzionari di dogana hanno perquisito tutti coloro che sono entrati in Italia,
ad eccezione dei VIP
alcuni spacciatori di droga sono entrati in Italia e sono stati perquisiti solo
da spacciatori di droga
nessuno spacciatore era un VIP
la conclusione
–
alcuni funzionari erano spacciatori
•
e(X) rappresenta “X è entrato in Italia”; v(X) rappresenta “X era un VIP”;
p(X,Y) rappresenta “Y ha perquisito X”;
f(X) rappresenta “X era un funzionario di dogana”;
s(X) rappresenta “X era uno spacciatore di droga”
•
(X)(e(X)  ~v(X))  (Y)(p(X,Y)  f(Y))
~ e(X) V v(X) V p(X,g(X))
~ e(X) V v(X) V f(g(X))
(X)s(X)  e(X)  (Y)(p(X,Y)  s(Y))
s(a)
e(a)
~ p(a,Y) V s(Y)
(X)(s(X)  ~ v(X))
~ s(X) V ~ v(X)
•
(X)s(X)  f(X) la cui negazione è
~ s(X) V ~ f(X)
UN ESEMPIO
(1)
~ e(X) V v(X) V p(X,g(X))
~ e(X) V v(X) V f(g(X))
s(a)
e(a)
~ p(a,Y) V s(Y)
~ s(X) V ~ v(X)
~ s(X) V ~ f(X)
(2)
(3)
(4)
(5)
(6)
(7)
la dimostrazione per risoluzione
(8)
(9)
(10)
(11)
(12)
(13)
(14)
(15)
~ v(a)
da (3) e (6)
v(a) V f(g(a)) da (2) e (4)
f(g(a)) da (8) e (9)
v(a) V p(a,g(a)) da (1) e (4)
p(a,g(a))
da (8) e (11)
s(g(a)) da (5) e (12)
~ f(g(a))
da (7) e (13)
[]
da (10) e (14)
notare che si sono usate tutte le clausole e che si sono generati
solo alcuni dei risolventi
IL METODO DI RISOLUZIONE
•
il metodo di risoluzione è un potente metodo di dimostrazione sintattico
(basato su una sola regola di inferenza)
– non piace a coloro cui piacciono le prove
• sono poco naturali e poco convincenti
• inoltre richiede la skolemizzazione, che “fa perdere informazione”
– è molto più efficiente degli altri metodi basati sul teorema di Herbrand
• l’astuzia principale sta nell’unificazione
– in molti casi produce comunque una tale esplosione nel numero di risolventi
generati da risultare inutilizzabile
• anche perché vengono generate molte clausole irrilevanti e ridondanti
– da qui l’interesse per particolari strategie di applicazione del principio di
risoluzione, che
• generino meno clausole
• garantiscano la completezza
•
risoluzione a livelli di saturazione
(S0= S, S1= {risolventi a partire da S0}, ...)
•
strategie di cancellazione (tautologie, clausole sussunte:
C sussume D sse sD Cs)
STRATEGIE DI RISOLUZIONE
Risoluzione semantica (1)
• interpretazione particolare per dividere
le clausole in 2 insiemi
• ordinamento dei simboli di predicato
per determinare una scelta sulla
applicazione della risoluzione
Hyperisoluzione (positiva o negativa) (1a)
• interpretazione particolare tutta
positiva o negativa
STRATEGIE DI RISOLUZIONE
Set of support strategy(1b)
• individuare ST tale che S-T è
soddisfacibile e non scegliere mai
di risolvere clausole in S-T.
Lock resolution(2)
• ogni letterale è indicizzato e si applica la
risoluzione solo ai letterali con indice minore di
ogni clausola (non si può mescolare con altre
strategie).
Esempio
S= { ~q  ~ p  r, r  p, r  q, ~r}
S’= {~q  r, ~p  r, ~q  ~ p , p, q}
S’’= {~q, ~p, r}
S’’’= {[]}
---I= {~q, ~p, ~r}
S1 = {~q  ~ p  r, ~r}  {~q  r, ~ p  r}
S2 = {r  p, r  q}  {p, q}  {r}
---p>q>r: ~q  r r []
STRATEGIE DI RISOLUZIONE
•
un esempio di strategia completa
– la AF-resolution (ancestry-filtered resolution), che costruisce
alberi di rifiuto con la proprietà AF
– un albero di rifiuto è ancestry-filtered se ogni suo nodo è
• una clausola della teoria iniziale,
oppure
• un risolvente con almeno una clausola genitrice nella teoria
iniziale,
oppure
• un risolvente di due clausole ci e cj, con ci antenato di cj
•
teorema
Se una teoria è insoddisfacibile, possiede
almeno un albero di rifiuto ancestry-filtered
• E’ simile alla strategia lineare, su cui si basa
la programmazione logica
RISOLUZIONE LINEARE
• un’altra strategia completa
• dall’insieme S viene prelevata una clausola
c0 (clausola iniziale)
• un albero di rifiuto lineare ha la seguente
proprietà:
– per i=1,…,n-1 ci+1 è un risolvente di ci
(clausola centrale) e bi (clausola laterale)
– ogni bi appartiene a S oppure è un cj per j<i
RISOLUZIONE LINEARE
C •
0
• B
C •
1
• B
0
1
C •
2.
.
.
C
n-1
•
Cn•
• B n-1
RISOLUZIONE LINEARE
•
teorema di completezza
se S è insoddisfacibile e S- c0 è
soddisfacibile, esiste un albero
di rifiuto lineare con clausola
iniziale c0
RISOLUZIONE INPUT E UNIT
• input resolution
– è un caso particolare della risoluzione lineare,
in cui tutte le clausole laterali sono clausole di S
– non sono permessi risolventi fra risolventi
– non è completa, ma assomiglia molto alla
SLD-resolution utilizzata nella programmazione logica
• unit resolution
– il risolvente è ottenuto da almeno una clausola
unitaria (come la input non completa)
• SL ed SLD resolution
UN ESEMPIO
• La teoria
~q  p
qp
• La formula da dimostrare
~p  ~q
~p  q
~p  q •
q •
p •
• p q
• p  ~q
• ~p  ~q
• Risoluzione lineare
~q •
•
• q
UN ESEMPIO
• Input resolution
~p  q •
q •
• p q
•
p  ~q
p •
• ~p  ~q
~q •
• ~p  ~q
~p •
•
•
•
Clausole Horn
• clausola con al più un letterale positivo
– clausole definite:
• Regole
AB1 B2 Bm.
• Fatti
A.
– clausole negative: (goal)
B1 B2 Bm.
•
clausole Horn sono un sottinsieme vero delle clausole: non tutte le formule del
calcolo dei predicati del prim'ordine sono esprimibili con esse.
•
clausole definite esprimono 'conoscenza'
programma logico = insieme di cl. definite
•
clausole negative:
– domanda X1Xn.(B1 B2 Bm)
– negazione per applicare la refutazione
~X1Xn.(B1 B2 Bm)
X1Xn.(~B1 ~B2 ~Bm)
B1 B2 Bm.
Risoluzione SLD
•
risoluzione Lineare con funzione di Selezione per clausole Definite.
•
si parte da un insieme di clausole definite (il programma P) ed
un'unica clausola negativa (il goal G)
•
ogni risolvente è sempre ottenuto da una clausola definita ed una
negativa, riottenendo così un'altra clausola negativa (il nuovo goal)
•
si deve selezionare a quale letterale del goal applicare la risoluzione
(regola di sel. R).
•
una derivazione SLD è una sequenza massimale (finita o no)
di goal (G0G1 di clausole di P (c0 c1) e di sostituzioni (q0 q1):
– G0 è il goal iniziale G
– ci non ha variabili a comune con G,ci,...,ci-1
– Gi+1 è ottenuto da
Gi = A1 A2 Am e ci = AB1 B2 Bn
[Aj]qi = [A]qi
Gi+1 = [A1Aj-1B1 B2 BnAj+1 Am]qi
Esempio di derivazione SLD
G •
G •
1
G •
2.
.
.
G
n-1
•
• C q
1 1
• C q
2
2
• C n q n
Gn •
.
.
.
• una refutazione è una sequenza di goal che termina con il
goal vuoto.
• una derivazione finita che non termina con la clausola
vuota è detta fallita.