Modèle d`écurie

2019 feb 12 Nincs hozzászólás

(En effet, puisque q ∉ {p, s} {displaystyle qnot in {p, s }}, le Reduct est obtenu à partir du programme en déposant la partie non q. {displaystyle operatorname {non} q. }) Le modèle stable du Reduct est {p, s} {displaystyle {p, s }}. (En effet, cet ensemble d`atomes satisfait toutes les règles du reconduit, et il n`a pas de sous-ensembles appropriés avec la même propriété.) Ainsi, après le calcul du modèle stable du Reduct nous sommes arrivés au même ensemble {p, s} {displaystyle {p, s }} que nous avons commencé avec. Par conséquent, cet ensemble est un modèle stable. La signification de la négation dans les programmes logiques est étroitement liée à deux théories du raisonnement nonmonotonique — logique auto-épistémique et logique par défaut. La découverte de ces relations a été une étape clé vers l`invention de la sémantique modèle stable. Les règles, et même les règles disjonctives, ont une forme syntaxique plutôt spéciale, en comparaison avec des formules propositionnelles arbitraires. Chaque règle disjonctive est essentiellement une implication telle que son antécédent (le corps de la règle) est une conjonction de littéraux, et sa résultante (la tête) est une disjonction d`atomes. David Pearce [1997] et Paolo Ferraris [2005] ont montré comment étendre la définition d`un modèle stable à des ensembles de formules propositionnelles arbitraires. Cette généralisation a des applications pour répondre à la programmation définie. Tester si un ensemble fini de formules propositionnelles a un modèle stable est Σ 2 P {displaystyle Sigma _ {2} ^ {rm {P}}}-complet, comme dans le cas de programmes disjonctifs. Fangzhen lin et Yuting Zhao [2004] ont montré comment rendre l`achèvement d`un programme non serré plus fort afin que tous ses modèles non stables seront éliminés.

Les formules supplémentaires qu`ils ajoutent à l`achèvement sont appelées formules de boucle. Le programme ci-dessus a un modèle plus stable, {q} {displaystyle {Q}}. Le théorème affirmant que tous les éléments d`un modèle stable d`un programme P {displaystyle P} sont des atomes de tête de P {displaystyle P} peuvent être étendus à des ensembles de formules propositionnelles, si nous définissons les atomes de tête comme suit. Un atome A {displaystyle A} est un atome de tête d`un ensemble P {displaystyle P} de formules propositionnelles si au moins une occurrence de A {displaystyle A} dans une formule de P {displaystyle P} n`est ni dans la portée d`une négation ni dans l`antécédent d`une implication. (Nous supposons ici que l`équivalence est traitée comme une abréviation, et non comme une conjonctive primitive.) modèle stable sémantique logique programmation stratifiée programme itéré virgule fixe sémantique programme utile nouveau programme logique de sémantique déclarative tout modèle stable d`un programme de terrain fini n`est pas seulement un modèle du programme lui-même, mais aussi un modèle de son achèvement [ Marek et Subrahmanian, 1989). L`inverse, cependant, n`est pas vrai. Par exemple, l`achèvement du programme d`une règle pour incorporer une forte négation dans la théorie des modèles stables, Gelfond et Lifschitz [1991] ont permis à chacune des expressions A {displaystyle A}, B i {displaystyle b_ {i}}, C i {displaystyle _ _ {i}} dans une règle le concept d`un modèle stable, ou jeu de réponses, est utilisé pour définir une sémantique déclarative pour les programmes logiques avec négation comme échec. Il s`agit d`une des approches standard de la signification de la négation dans la programmation logique, ainsi que l`achèvement du programme et la sémantique bien fondée. La sémantique de modèle stable est la base de la programmation de jeu de réponses. où A, B 1,…, B m, C 1,…, C n {displaystyle A, b_ {1}, dots, b_ {m}, _ _ {1}, dots, _ {n}} sont des atomes de sol.

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