Delphi | Сети | ПК | Маршрутизаторы | Моделирование | Протоколы | Экспертные системы | Художественные возможности материалов Удаленный доступ | Доменные имена развития компьютерной графики

Аплеты | SQL | Надежность | Задачи | Информационные процессы | Очередь JAVA | Отказы изделия | Расчет надежности показателей | Инфсис

Логическое программирование

Другие главы учебника "Экспертные системы"

• Что такое экспертная система?
• Представление знаний
• Системы, основанные на знаниях Метод активных и реактивных составляющих токов Электротехника курсовая работа
• Объектно-ориентированное программирование
• Представление неопределенности знаний и данных
• Эвристическая классификация
• Иерархическое построение
• Решение проблем конструирования
• Средства формирования пояснений
• Системы с доской объявлений
• Формирование знаний на основе машинного обучения
• Рассуждения, основанные на прецедентах
• Программирование на языке CLIPS

8.3.2. Поиск доказательства в системе резолюций

Резолюция представляет собой правило вывода, с помощью которого можно вывести новую ППФ (правильно построенную формулу) из старой. Однако в приведенном выше описании логической системы ничего не говорилось о том, как выполнить доказательство. В этом разделе мы обратим основное внимание на стратегические аспекты доказательства теорем.

Пусть р представляет утверждение "Сократ — это человек", a q — утверждение "Сократ смертен". Пусть наша теория имеет вид

Т={{¬р,q}, {р}}.

Таким образом, утверждается, что если Сократ человек, то Сократ смертен, и что Сократ — человек. {17} выводится из теории Т за один шаг резолюции, эквивалентной правилу modus ponens. .

Выражения {¬р, q} и {р} "сталкиваются" на паре дополняющих литералов р и ¬р, а {q} является резольвентой. Таким образом, теория Алогически подразумевает д, что записывается в форме Т|-q. Теперь можно добавить новую фразу {q} — резольвенту — в теорию Т и получить таким образом теорию

Т'= {{ ¬ip, q}, {p}, {q}}.

Конечно, в большинстве случаев для доказательства требуется множество шагов. Положим, например, что теория Т имеет вид

В этой теории р и q сохраняют прежний смысл, а г представляет утверждение "Сократ — бог". Для того чтобы показать, что Т|- ¬r , потребуются два шага резолюции:

{¬q,p},{Р}/{q}

{¬q,-r},{q} / {-r}

Обратите внимание, что на первом шаге используются две фразы из исходного множества Т, а на втором— резольвента {q}, добавленная к Т. Кроме того, следует отметить, что доказательство может быть выполнено и по-другому, например:

{¬p,q},{¬q,¬r}/{¬p,¬r},

{¬p,¬r},{p}/{¬r}

При таком способе доказательства к Т добавляется другая резольвента. В связи со сказанным возникает ряд проблем.

• Когда множество Т велико, естественно предположить, что должно существовать несколько способов вывести интересующую нас конкретную формулу (эта формула является целевой). Естественно, что предпочтение следует отдать тому методу, который позволяет быстрее сформулировать доказательство.
  
• Множество Т может поддерживать и те правила, которые не имеют ничего общего с доказательством целевой формулы. Как же заранее узнать, какие правила приведут нас к цели?
  
• Потенциально весь процесс подвержен опасности комбинаторного взрыва. На каждом шаге множество Г растет, и в нашем распоряжении оказывается все больше и больше возможных путей продолжения процесса, причем некоторые из них могут привести в зацикливанию.
  

Та схема логического вывода, которой мы следовали до сих пор, обычно называется прямой, или восходящей стратегией. Мы начинаем с того, что нам известно, и строим логические суждения в направлении к тому, что пытаемся доказать. Один из возможных способов преодоления сформулированных выше проблем — попытаться действовать в обратном направлении: от сформулированной целевой формулы к фактам, которые нужны нам для доказательства истинности этой формулы.

Предположим, перед нами стоит задача вывести {q} из некоторого множества фраз

Т= {...,{ ¬p, q},...}.

Создается впечатление, что это множество нужно преобразовать, отыскивая фразы, включающие q в качестве литерала, а затем попытаться устранить другие литералы, если таковые найдутся. Но фраза {q} не "сталкивается" с такой фразой, как, например, { —р, q}, поскольку пара, состоящая из одинаковых литералов q, не является взаимно дополняющей.

Если q является целью, то метод опровержения резолюции реализуется добавлением негативной формулы цели к множеству Т, а затем нужно показать, что формула

Т' = Т U {¬q}

является несовместной. Полагая, что множество Т непротиворечиво, приходим к выводу, что Т' может быть противоречивым вследствие Т |- q.

Рассмотрим этот вопрос более подробно. Сначала к существующему множеству фраз добавляется отрицание проверяемой фразы {-q}. Затем предпринимается попытка резольвиро-вать {-q} с другой фразой в Т. При этом существуют только три возможные ситуации.

• В Т не существует фразы, содержащей q. В этом случае доказать искомое невозможно.
  
• Множество Т содержит {q}. В этом случае доказательство выполняется немедленно, поскольку из {¬q} и {q} можно вывести пустую фразу, что означает несовместность (наличие противоречия).
  
• Множество Т содержит фразу {..., q, ...}. Резольвирование этой фразы с {¬q} формирует новую фразу, которая содержит остальные литералы, причем для доказательства противоречия все они должны быть удалены в процессе резольвирования.
  

Эти оставшиеся литералы можно рассматривать в качестве подцелей, которые должны быть разрешены, если требуется достичь главной цели. Описанная стратегия получила название нисходящей (или обратной) и очень напоминает формулирование подцелей в системе MYCIN.

В качестве примера положим, что множество Т, как и ранее, имеет вид {{¬p,q},{¬q,¬r},{p}}. Мы пытаемся показать, что Т|- ¬r. Для этого докажем, что фраза {r} является следствием существующего множества Т, для чего добавим к этому множеству отрицание фразы ¬r. Поиск противоречия происходит следующим образом:

[{¬q,¬r},{r}]/{¬q}

[{¬p,q},{¬q}]/{¬q}

[{¬p},{p}]/{}

Этот метод доказ_ательства теорем получил название "опровержение резолюции", поскольку, во-первых, он использует правило вывода резолюций, а во-вторых, следует стратегии "от противного" (стратегии опровержения).

Теперь вернемся к примеру PROLOG-программы, представленному в листинге 8.1. На рис. 8.1 показано дерево доказательства утверждения above(a, с). Дерево строится сверху вниз, и каждая ветвь связывает две "родительские фразы", в которых содержатся дополняющие литералы, с фразой, которая образуется в результате применения правила резолюции. Ко всем целям, записанным справа от значка ":-", неявно применяется отрицание. В левой части дерева представлены формулы целей, а в правой — фразы, взятые из базы данных.

Корнем дерева является пустая фраза {}. Это означает, что поиск доказательства был успешным. Добавление негативной фразы :- above (а, с) к исходному множеству (теории) привело к противоречию. Таким образом, можно утверждать, что фраза above (а, с) является логическим следствием из этой теории.

Обратите внимание на роль операции унификации в этом доказательстве. Цель above (а, с) унифицируется с головной фразой above(X, Y) с помощью подстановки {Х/а, Y/c}, где выражение Х/а можно интерпретировать как "X получает значение а". Затем эта подстановка применяется к хвостовой части фразы

on(Z, Y), above(X, Z),

из чего следует формулировка подцелей

on(Z, с), above(a, Z).

Следующая подцель on(Z, с) унифицируется с on(b, с) подстановкой {Z/b}. Эта подстановка затем применяется и к оставшейся подцели, которая таким образом превращается в above (а, b), и так до тех пор, пока не образуется пустая фраза.

Рис. 8.1. Дерево доказательства методом опровержения резолюций

Восходящий процесс доказательства, использующий в качестве отправной точки утверждение, которое мы стараемся доказать, позволяет сфокусировать внимание на процессе поиска решения, поскольку анализируемые логические связи по крайней мере потенциально ведут нас к цели. Правда, основанный на этой стратегии метод опровержения резолюций не позволяет решить все перечисленные выше проблемы. В частности, этот метод не гарантирует, что найденный путь доказательства будет короче других (или длиннее).

В следующих двух разделах мы рассмотрим эволюцию процедурных дедуктивных систем, т.е. систем, в которых процедуры используются для добавления дополнительных управляющих свойств в процесс целенаправленного поиска и для представления знаний, которые не имеют четко выраженного декларативного характера.

Процесс становления этого класса систем весьма поучителен, поскольку демонстрирует, как, отталкиваясь от стандартной логики и добавляя методики, обычно используемые при доказательстве теорем, можно построить успешно функционирующую автоматическую систему доказательства.