同样是用于解决不可实现问题(unerfüllbarkeit),不同于Tabeau适用于纯手写和resolution的自动化。这个方法介于两者之间。他需要手动选择具体的操作方法,然后又电脑实现具体的方法。
另外这个方法是由Tebleau方法转变过来的,所以估计思路是差不多的。
定义
Sequenz是一对用下面方式表示的有限的公式(Formel)集:
Γ⇒Δ
其中:
Γ和Δ都可以是空集
已知D为一个谓词逻辑结构(//不该是指值域吗??),β为一个断言,那么就有:
valD,β(Γ⇒Δ)=valD,β(⋀Γ→⋁Δ)
上式同样适用于空集
(Es gelten die üblichen Vereinbarungen für leere Disjunktionen und Konjunktionen)
表达逻辑的相继公理和规则
axiom:Γ,F⇒F,Δnot−left:Γ⇒F,ΔΓ,¬F⇒Δnot−right:Γ,F⇒ΔΓ⇒¬F,Δimpl−left:Γ⇒F,Δ Γ,G⇒ΔΓ,F→G⇒Δimpl−right:Γ,F⇒G,ΔΓ⇒F→G,Δand−left:Γ,F,G⇒ΔΓ,F∧G⇒Δand−right:Γ⇒F,Δ Γ⇒G,ΔΓ⇒F∧G,Δor−left:Γ,F⇒Δ Γ,G⇒ΔΓ,F∨G⇒Δor−right:Γ⇒F,G,ΔΓ⇒F∨G,Δ
谓词逻辑的相继规则
all-left:
Γ,∀xF,{x/X}F⇒ΔΓ,∀xF⇒Δ
其中X是一个新的变量
all-right:
Γ⇒{x/f(x⎯⎯)}F,ΔΓ⇒∀xF,Δ
其中:
f是新的函数符号
x⎯⎯=x1,...,xn表示∀xF中的所有自由变量
ex-right:
Γ⇒∃xF,{x/X}F,ΔΓ⇒∃xF,Δ
其中X为新的变量
ex-left:
Γ,{x/f(x⎯⎯)}F⇒ΔΓ,∃xF⇒Δ
其中:
f为新的函数符号
x⎯⎯=x1,...,xn为∃xF中的所有的自由变量
//为什么会是这样,还有点晕
等式的相继规则和公理
identity−right:Γ⇒s≐s,Δsymmetry−right:Γ⇒s≐t,ΔΓ⇒t≐s,Δsymmetry−left:Γ,s≐t⇒ΔΓ,t≐s⇒Δeq−subst−right:Γ,s≐t⇒F(t),ΔΓ,s≐t⇒F(s),Δeq−subst−left:Γ,F(t),s≐t⇒ΔΓ,F(s),s≐t⇒Δ
相继式的推导树
推导树就是一个树结构,他的每个节点都用Sequence标志,其中:
1.加入节点n有且仅有一个子节点n’,且n和n’分别用“Γ⇒Δ”“Γ1⇒Δ1”标志,那么对应的就有下面的相继规则:
Γ1⇒Δ1Γ⇒Δ
2.如果节点n有且仅有两个子节点n1,n2,他们分别标识为:Γ⇒Δ,Γ1⇒Δ1,Γ2⇒Δ2,那么对应的就有下面这个相继规则:
Γ1⇒Δ1 Γ2⇒Δ2Γ⇒Δ
3.存在一个替换σ,他可以使得对于每一个不存在子节点的节点n的标识A,σ(A)为一个公理。
/*
Man beachte daß zunächst A≡p(s)⇒p(t) kein Axiom zu sein braucht
ist σ aber ein Unifikator von s und t dann ist σ(A)\equivp(σ(S))⇒p(σ(t))zu einem Axiom wird.
*/
两条定理
已知M⊆For∑,A∈For∑,那么就有:
M⊢sA⇒M⊨A
已知M⊆For∑,A∈For∑,那么就有:
M⊨A⇒M⊢sA