完全集

完全集

設 F 是 n 元聯結詞,p1,…,pn 是不同的命題變元。如果公式 A 中不出現除 p1,…,pn 之外的命題變元,並 A⇔Fp1…pn,則稱 A 定義 F。如果存在由聯結詞集合 S 生成的公式定義 F ,則稱 F 可由 S 定義。

定義

完全集 完全集

設 r 是某種歸約。一個集合 A 是 r 完全的是指它是遞歸可枚舉的且對所有遞歸可枚舉集 W 有。

對於圖靈歸約的 T 完全集有時簡稱完全集。

英文介紹

Adequate SetAn Adequate Set of connectives is a set such that every truth function can be represented by a statement form containing only connectives from that set.

簡介

定義1

公式 ¬p ∨p 不定義 0 元聯結詞 1 ,因為定義 0 元聯結詞的公式中不能出現命題變元。若聯結詞集合 S 能夠定義一個 0 元聯結詞,則 S 中至少有一個 0 元聯結詞。

在數學中可定義二元函式 f(x, y)=x+y,g(x, y)=x, 但不能定義二元函式 f(x,x) =x,h(x,y) = x+y+z。二元函式的兩個變元應是不同變元,定義函式值的公式中不能出現其它變元。 平方函式f(x)=x =x×x,因此 f 可由 {×} 定義。

公式 p→q , ¬p∨q, ¬(p∧¬q) 都定義联結詞 → 。因為 p→q ⇔¬p∨qp↔q ⇔(p∧q) ∨(¬p∧¬q) p⊕q ⇔(p∧¬q) ∨(¬p∧q) 所以常用聯結詞 ¬, ∨, ∧, →, ↔, ⊕都可由 {¬, ∨, ∧} 定義。

顯然,若聯結詞 F 可由 S 定義且 S⊆S,則 F 可由 S 定義。聯結詞 F可由 {F} 定義。

證明:↔不能由{→}定義。

證明用反證法。

給定兩個真值賦值 v= {p/1, q/0} 和v= {p/0, q/1}。假設 ↔ 能由 {→} 定義,設定義 ↔ 的由 {→} 生成的公式是 A ,則 A 中最後出現的命題變元是 p 或者 q 。

1、若 A 中最後出現的命題變元是 p ,則v(A)=1,而 v(p↔q)=0 ,所以 A 與 p↔q 不等值。

2、若 A 中最後出現的命題變元是 q ,則v(A)=1,而 v(p↔q)=0 ,所以 A 與 p↔q 不等值。這與 p↔q⇔A 矛盾。

定義2

設 S 是聯結詞集合。如果每個 n(n≥1) 元的聯結詞都可由 S 定義,則稱 S 為完全集。如果從完全集 S 中去掉任何一個聯結詞就成為不完全的了,就稱 S 為極小完全集。完全集也稱為全功能集。

連線詞的完全集有很多,比如 {~, ∧, ∨},{~, ∧},{~, ∨},{~, →} 等等。對於 5 個常用邏輯符號(~, ∧, ∨, →, ?)來說,如果想組成完全集,必須包括“非”(~),因為沒有其他任何一種符號可以表示非的含義。

在一個完全集中添加任意一個連線詞,它仍然是連線詞。

如果引入了“與非”(Nand, ↑)和“或非”(Nor, ↓)做連線詞,那么它們單獨即可構成完全集,如 {↑},{↓} 。可以證明,在所有二元連線詞當中(如果我們對於每種二元真值表都定義一個連線詞的話),只有這兩個連線詞可以單獨構成完全集。

證明一個集合是完全集的方法是,將5個常用符號(~, ∧, ∨, →, ?)分別用該集合中的連線詞表示出來。如果承認 {~, ∧} 是完全集,那么只表示這兩個符號就夠了。

相關詞條

相關搜尋

熱門詞條

聯絡我們