LI2011-T1: Sintaxis y semántica de la lógica proposicional

PD Tema 1: Sintaxis y semántica de la lógica proposicional

Lógica informática (2010–11)
Tema 1: Sintaxis y semántica de la lógica proposicional

José A. Alonso Jiménez
Andrés Cordón Franco
María J. Hidalgo Doblado

Grupo de Lógica Computacional
Departamento de Ciencias de la Computación e I.A.
Universidad de Sevilla

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1. Introducción

2. Sintaxis de la lógica proposicional

3. Semántica proposicional

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Introducción


1. Introducción
Panorama de la lógica
Ejemplos de argumentos y formalizaciones



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Introducción
Panorama de la lógica

Lógica
Objetivos de la lógica:
La formalización del lenguaje natural.
Los métodos de razonamiento.
Sistemas lógicos:
Lógica proposicional.
Lógica de primer orden.
Lógicas de orden superior.
Lógicas modales.
Lógicas descriptivas.
Aplicaciones de la lógica en computación:
Programación lógica.
Veriﬁcación y síntesis automática de programas.
Representación del conocimiento y razonamiento.
Modelización y razonamiento sobre sistemas.
Lógica informática = Representación del conocimiento +
Razonamiento
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Introducción
Ejemplos de argumentos y formalizaciones

Argumentos y formalización
Ejemplos de argumentos:
Ejemplo 1: Si el tren llega a las 7 y no hay taxis en la estación,
entonces Juan llegará tarde a la reunión. Juan no ha llegado tarde
a la reunión. El tren llegó a las 7. Por tanto, habían taxis en la
estación.
Ejemplo 2: Si hay corriente y la lámpara no está fundida, entonces
está encendida. La lámpara no está encendida. Hay corriente. Por
tanto, la lámpara está fundida.
Formalización:
Simbolización:
Simb. Ejemplo 1 Ejemplo 2
p el tren llega a las 7 hay corriente
.
q hay taxis en la estación la lámpara está fundida
r Juan llega tarde a la reunión la lámpara está encendida
Si p y no q, entonces r . No r . p. Por tanto, q.
p ∧ ¬q → r , ¬r , p |= q.
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Sintaxis de la lógica proposicional


1. Introducción

El lenguaje de la lógica proposicional
Recursión e inducción sobre fórmulas
Árboles de análisis (o de formación)
Eliminación de paréntesis
Subfórmulas


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Alfabeto proposicional:
variables proposicionales: p0 , p1 , . . . ; p, q, r .
conectivas lógicas:
monaria: ¬ (negación),
binarias: ∧ (conjunción), ∨ (disyunción),
→ (condicional), ↔ (bicondicional).
símbolos auxiliares: “(“ y “)”.
Fórmulas proposicionales:
Deﬁnición:
Las variables proposicionales son fórmulas (fórmulas atómicas).
Si F y G son fórmulas, entonces también lo son
¬F , (F ∧ G), (F ∨ G), (F → G) y (F ↔ G)
Ejemplos:
Fórmulas: p, (p ∨ ¬q), ¬(p ∨ p), ((p → q) ∨ (q → p))
No fórmulas: (p), p ∨ ¬q, (p ∨ ∧q)

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Fórmulas proposicionales (BNF)
Notaciones:
p, q, r , . . . representarán variables proposicionales.
F , G, H, . . . representarán fórmulas.
VP representa el conjunto de los variables proposicionales.
Prop representa el conjunto de las fórmulas.
∗ representa una conectiva binaria.
Forma de Backus Naur (BNF) de las fórmula proposicionales:
F ::= p | ¬G | (F ∧ G) | (F ∨ G) | (F → G) | (F ↔ G).

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Deﬁniciones por recursión sobre fórmulas
Número de paréntesis de una fórmula:
Def: El número de paréntesis de una fórmula F se deﬁne
recursivamente por:

0,
 si F es atómica;
np(F ) = np(G), si F es ¬G;

2 + np(G) + np(H), si F es (G ∗ H)

Ejemplos:
np(p) = 0
np(q) = 0
np(¬q) = 0
np((¬q ∨ p)) = 2
np((p → (¬q ∨ p))) = 4

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Demostración por inducción sobre fórmulas
Principio de inducción sobre fórmulas: Sea P una propiedad sobre
las fórmulas que veriﬁca las siguientes condiciones:
Todas las fórmulas atómicas tienen la propiedad P.
Si F y G tienen la propiedad P, entonces ¬F , (F ∧ G), (F ∨ G),
(F → G) y (F ↔ G), tienen la propiedad P.
Entonces todas las fórmulas proposicionales tienen la propiedad
P.
Propiedad: Todas las fórmulas proposicionales tienen un número
par de paréntesis.
Demostración por inducción sobre las fórmulas.
Base: F atómica =⇒ np(F ) = 0 es par.
Paso: Supongamos que np(F ) y np(G) es par (hipótesis de
inducción). Entonces,
np(¬F ) = np(F ) es par y
np((F ∗ G)) = 2 + np(F ) + np(G) es par,
para cualquier conectiva binaria .
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(p → (¬q ∨ p)) →

p (¬q ∨ p) p ∨

¬q p ¬ p

q q

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Eliminación de paréntesis

Criterios de reducción de paréntesis
Pueden eliminarse los paréntesis externos.
F ∧ G es una abreviatura de (F ∧ G).
Precedencia de asociación de conectivas: ¬, ∧, ∨, →, ↔.
F ∧ G → ¬F ∨ G es una abreviatura de
((F ∧ G) → (¬F ∨ G)).
Cuando una conectiva se usa repetidamente, se asocia por la
derecha.

F ∨G ∨H abrevia (F ∨ (G ∨ H))
F ∧ G ∧ H → ¬F ∨ G abrevia ((F ∧ (G ∧ H)) → (¬F ∨ G))

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Subfórmulas

Subfórmulas
Def: El conjunto Subf(F ) de las subfórmulas de una fórmula F se
deﬁne recursivamente por:

{F },
 si F es atómica;

Subf(F ) = {F } ∪ Subf(G), si F es ¬G;

{F } ∪ Subf(G) ∪ Subf(H), si F es G ∗ H


Ejemplos:
Subf(p) = {p}
Subf(q) = {q}
Subf(¬q) = {¬q, q}
Subf(¬q ∨ p) = {¬q ∨ p, ¬q, q, p}
Subf(p → ¬q ∨ p) = {p → ¬q ∨ p, p, ¬q ∨ p, ¬q, q}

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Semántica proposicional


1. Introducción


Valores y funciones de verdad
Interpretaciones
Modelos, satisfacibilidad y validez
Algoritmos para satisfacibilidad y validez
Selección de tautologías
Equivalencia lógica
Modelos de conjuntos de fórmulas
Consistencia y consecuencia lógica
Argumentaciones y problemas lógicos 14 / 34


Valores de verdad (B): 1: verdadero y 0: falso.
Funciones de verdad:
1, si i = 0;
H¬ : {0, 1} → {0, 1} t.q. H¬ (i) =
0, si i = 1.
1, si i = j = 1;
H∧ : {0, 1}2 → {0, 1} t.q. H∧ (i, j) =
0, en otro caso.
0, si i = j = 0;
H∨ : {0, 1}2 → {0, 1} t.q. H∨ (i, j) =
1, en otro caso.
0, si i = 1, j = 0;
H→ : {0, 1}2 → {0, 1} t.q. H→ (i, j) =
1, en otro caso.
1, si i = j;
H↔ : {0, 1}2 → {0, 1} t.q. H↔ (i, j) =
0, en otro caso.

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Interpretaciones

Interpretaciones de fórmulas
Funciones de verdad mediante tablas de verdad:
i ¬i i j i ∧j i ∨j i →j i ↔j
1 0 1 1 1 1 1 1
0 1 1 0 0 1 0 0
0 1 0 1 1 0
0 0 0 0 1 1
Interpretación:
Def.: Una interpretación es una aplicación I : VP → B.
Prop: Para cada interpretación I existe una única aplicación
I : Prop → B tal que:

I(F ),
 si F es atómica;
I (F ) = H¬ (I (G)), si F = ¬G;

H∗ (I (G), I (H)), si F = G ∗ H

Se dice que I (F ) es el valor de verdad de F respecto de I.
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Interpretaciones

Interpretaciones de fórmulas
Ejemplo: Sea F = (p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r )
valor de F en una interpretación I1 tal que
I1 (p) = I1 (r ) = 1, I1 (q) = 0
(p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r )
(1 ∨ 0) ∧ (¬0 ∨ 1)
1 ∧ (1 ∨ 1)
1 ∧ 1
1
valor de F en una interpretación I2 tal que
I2 (r ) = 1, I2 (p) = I2 (q) = 0
(p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r )
0 0 0 0 10 1 1
Prop.: Sea F una fórmula y I1 , I2 dos interpretaciones. Si
I1 (p) = I2 (p) para todos las variables proposicionales de F ,
entonces I1 (F ) = I2 (F ).
Notación: Se escribe I(F ) en lugar de I (F ).
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Modelos y satisfacibilidad
Modelo de una fórmula
Def.: I es modelo de F si I(F ) = 1.
Notación: I |= F .
Ejemplo (continuación del anterior):
– si I1 (p) = I1 (r ) = 1, I1 (q) = 0, entonces I1 |= (p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r )
– si I2 (r ) = 1, I2 (p) = I2 (q) = 0, entonces I2 |= (p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r ).
Fórmulas satisfacibles e insatisfacibles
Def.: F es satisfacible si F tiene algún modelo.
Ejemplo: (p → q) ∧ (q → r ) es satisfacible
I(p) = I(q) = I(r ) = 0.
Def.: F es insatisfacible si F no tiene ningún modelo.
Ejemplo: p ∧ ¬p es insatisfacible
p ¬p p ∧ ¬p
1 0 0
0 1 0
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Tautologías y contradicciones
Def.: F es una tautología (o válida) si toda interpretación es modelo de
F . Se representa por |= F .
Def.: F es una contradicción si ninguna interpretación es modelo de F .
Def.: F es contingente si no es tautología ni contradicción.
Ejemplos:
1. (p → q) ∨ (q → p) es una tautología.
2. (p → q) ∧ ¬(p → q) es una contradicción.
3. p → q es contingente.
p q p → q q → p (p → q) ∨ (q → p) ¬(p → q) (p → q) ∧ ¬(p → q)
1 1 1 1 1 0 0
1 0 0 1 1 1 0
0 1 1 0 1 0 0
0 0 1 1 1 0 0

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Clasiﬁcaciones de fórmulas

Todas las fórmulas

Tautologías Contigentes Contradicciones

Verdadera en todas las Verdadera en algunas Falsa en todas las
interpretaciones interpretaciones y interpretaciones
falsa en otras

(ej. p ∨ ¬p) (ej. p → q) (ej. p ∧ ¬p)

Saﬁsfacibles Insatisfacibles

Todas las fórmulas

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Satisfacibilidad y validez
Los problemas SAT y TAUT:
Problema SAT: Dada F determinar si es satisfacible.
Problema TAUT: Dada F determinar si es una tautología.
Relaciones entre satisfacibilidad y tautologicidad:
F es tautología ⇐⇒ ¬F es insatisfacible.
F es tautología =⇒ F es satisfacible.
F es satisfacible =⇒ ¬F es insatisfacible.
/
p → q es satisfacible.
I(p) = I(q) = 1
¬(p → q) es satisfacible.
I(p) = 1, I(q) = 0.

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Algoritmos para SAT y TAUT
Tabla de verdad para |= (p → q) ∨ (q → p):
p q (p → q) (q → p) (p → q) ∨ (q → p)
1 1 1 1 1
1 0 0 1 1
0 1 1 0 1
0 0 1 1 1
Tabla de verdad simpliﬁcada para |= (p → q) ∨ (q → p):
p q (p → q) ∨ (q → p)
1 1 1 1 1 1 1 1 1
1 0 1 0 0 1 0 1 1
0 1 0 1 1 1 1 0 0
0 0 0 1 0 1 0 1 0

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Método de Quine para |= (p → q) ∨ (q → p)
(p → q) ∨ (q → p)
0
0 0
1 0
0 1
1
Método de Quine para |= (p → q) ∨ (q → p)
(p → q) ∨ (q → p)
0 0 1 0 1 0 0
1∗

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Tablas de verdad para |= (p ↔ q) ∨ (q ↔ p)
p q (p ↔ q) (q ↔ p) (p ↔ q) ∨ (q ↔ p)
1 1 1 1 1
1 0 0 0 0
0 1 0 0 0
0 0 1 1 1
Método de Quine para |= (p ↔ q) ∨ (q ↔ p)
(p ↔ q) ∨ (q ↔ p)
0 0 1 0 1 0 0

1 0 0 0 0 0 1

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1. F →F (ley de identidad).
2. F ∨ ¬F (ley del tercio excluido).
3. ¬(F ∧ ¬F ) (principio de no contradicción).
4. (¬F → F ) → F (ley de Clavius).
5. ¬F → (F → G) (ley de Duns Scoto).
6. ((F → G) → F ) → F (ley de Peirce).
7. (F → G) ∧ F → G (modus ponens).
8. (F → G) ∧ ¬G → ¬F (modus tollens).

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Fórmulas equivalentes
Def.: F y G son equivalentes si I(F ) = I(G) para toda
interpretación I. Representación: F ≡ G.
Ejemplos de equivalencias notables:
1. Idempotencia: F ∨ F ≡ F ; F ∧ F ≡ F .
2. Conmutatividad: F ∨ G ≡ G ∨ F ; F ∧ G ≡ G ∧ F .
3. Asociatividad: F ∨ (G ∨ H) ≡ (F ∨ G) ∨ H ;
F ∧ (G ∧ H) ≡ (F ∧ G) ∧ H
4. Absorción: F ∧ (F ∨ G) ≡ F ; F ∨ (F ∧ G) ≡ F .
5. Distributividad: F ∧ (G ∨ H) ≡ (F ∧ G) ∨ (F ∧ H) ;
F ∨ (G ∧ H) ≡ (F ∨ G) ∧ (F ∨ H).
6. Doble negación: ¬¬F ≡ F .
7. Leyes de De Morgan: ¬(F ∧ G) ≡ ¬F ∨ ¬G ;
¬(F ∨ G) ≡ ¬F ∧ ¬G
8. Leyes de tautologías: Si F es una tautología,
F ∧ G ≡ G ; F ∨ G ≡ F.
9. Leyes de contradicciones: Si F es una contradicción
F ∧ G ≡ F ; F ∨ G ≡ G. 26 / 34


Propiedades de la equivalencia lógica
Relación entre equivalencia y bicondicional:
F ≡ G syss |= F ↔ G.
Propiedades básicas de la equivalencia lógica:
Reﬂexiva: F ≡ F .
Simétrica: Si F ≡ G, entonces G ≡ F .
Transitiva: Si F ≡ G y G ≡ H, entonces F ≡ H.
Principio de sustitución de fórmulas equivalentes:
Prop.: Si en la fórmula F se sustituye una de sus subfórmulas G
por una fórmula G lógicamente equivalente a G, entonces la
fórmula obtenida, F , es lógicamente equivalente a F .
Ejemplo: F = ¬(p ∧ q) → ¬(p ∧ ¬¬r )
G = ¬(p ∧ q)
G = ¬p ∨ ¬q
F = (¬p ∨ ¬q) → ¬(p ∧ ¬¬r )

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Modelos de conjuntos de fórmulas

Modelo de conjuntos de fórmulas
Notación:
S, S1 , S2 , . . . representarán conjuntos de fórmulas.
Modelo de un conjunto de fórmulas:
Def.: I es modelo de S si para toda F ∈ S se tiene que I |= F .
Representación: I |= S.
Ejemplo: Sea S = {(p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r ), q → r }
La interpretación I1 tal que I1 (p) = 1, I1 (q) = 0, I1 (r ) = 1 es
modelo de S (I1 |= S).
{(p ∨ q) ∧ (¬ q ∨ r ), q → r}
1 1 0 1 1 0 1 1 0 1 1
La interpretación I2 tal que I2 (p) = 0, I2 (q) = 1, I2 (r ) = 0 no es
modelo de S (I2 |= S).
{(p ∨ q) ∧ (¬ q ∨ r ), q → r}
0 1 0 0 0 1 0 0 1 0 0

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Conjunto consistente de fórmulas
Def.: S es consistente si S tiene algún modelo.
Def.: S es inconsistente si S no tiene ningún modelo.
Ejemplos:
{(p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r ), p → r } es consistente (con modelos I4 , I6 , I8 )

{(p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r ), p → r , ¬r } es inconsistente
p q r (p ∨ q) (¬q ∨ r ) (p ∨ q) ∧ (¬q ∨ r ) p→r ¬r
I1 0 0 0 0 1 0 1 1
I2 0 0 1 0 1 0 1 0
I3 0 1 0 1 0 0 1 1
I4 0 1 1 1 1 1 1 0
I5 1 0 0 1 1 1 0 1
I6 1 0 1 1 1 1 1 0
I7 1 1 0 1 0 0 0 1
I8 1 1 1 1 1 1 1 0
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Consecuencia lógica
Def.: F es consecuencia de S si todos los modelos de S son
modelos de F .
Representación: S |= F .
Ejemplos: {p → q, q → r } |= p → r y {p} |= p ∧ q
p q r p→q q→r p→r p q p∧q
I1 0 0 0 1 1 1 1 1 1
I2 0 0 1 1 1 1 1 0 0
I3 0 1 0 1 0 1 0 1 0
I4 0 1 1 1 1 1 0 0 0
I5 1 0 0 0 1 0
I6 1 0 1 0 1 1
I7 1 1 0 1 0 0
I8 1 1 1 1 1 1
30 / 34


Propiedades de la consecuencia
Propiedades básicas de la relación de consecuencia:
Reﬂexividad: S |= S.
Monotonía: Si S1 |= F y S1 ⊆ S2 , entonces S2 |= F .
Transitividad: Si S |= F y {F } |= G, entonces S |= G.
Relación entre consecuencia, validez, satisfacibilidad y
consistencia:
Las siguientes condiciones son equivalentes:
1. {F1 , . . . , Fn } |= G
2. |= F1 ∧ · · · ∧ Fn → G
3. ¬(F1 ∧ · · · ∧ Fn → G) es insatisfacible
4. {F1 , . . . , Fn , ¬G} es inconsistente

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Argumentaciones y problemas lógicos

Ejemplo de argumentación
Problema de los animales: Se sabe que
1. Los animales con pelo o que dan leche son mamíferos.
2. Los mamíferos que tienen pezuñas o que rumian son ungulados.
3. Los ungulados de cuello largo son jirafas.
4. Los ungulados con rayas negras son cebras.
Se observa un animal que tiene pelos, pezuñas y rayas negras.
Por consiguiente, se concluye que el animal es una cebra.
Formalización:
{ tiene_pelos ∨ da_leche → es_mamífero,
es_mamífero ∧ (tiene_pezuñas ∨ rumia) → es_ungulado,
es_ungulado ∧ tiene_cuello_largo → es_jirafa,
es_ungulado ∧ tiene_rayas_negras → es_cebra,
tiene_pelos ∧ tiene_pezuñas ∧ tiene_rayas_negras}
|= es_cebra

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Argumentaciones y problemas lógicos

Problemas lógicos: veraces y mentirosos
Enunciado: En una isla hay dos tribus, la de los veraces (que siempre
dicen la verdad) y la de los mentirosos (que siempre mienten). Un
viajero se encuentra con tres isleños A, B y C y cada uno le dice una
frase
1. A dice “B y C son veraces syss C es veraz”
2. B dice “Si A y C son veraces, entonces B y C son veraces y A es
mentiroso”
3. C dice “B es mentiroso syss A o B es veraz”
Determinar a qué tribu pertenecen A, B y C.
Simbolización: a: “A es veraz”, b: “B es veraz”, c: “C es veraz”.
Formalización:
F1 = a ↔ (b ∧ c ↔ c), F2 = b ↔ (a ∧ c → b ∧ c ∧ ¬a) y
F3 = c ↔ (¬b ↔ a ∨ b).
Modelos de {F1 , F2 , F3 }:
Si I es modelo de {F1 , F2 , F3 }, entonces I(a) = 1, I(b) = 1, I(c) = 0.
Conclusión: A y B son veraces y C es mentiroso.
33 / 34

Bibliografía

Bibliografía
1. C. Badesa, I. Jané y R. Jansana Elementos de lógica formal.
(Ariel, 2000)
Cap. 0 (Introducción), 6 (Sintaxis de la lógica proposicional), 7
(Semántica de la lógica proposicional), 9 (Consecuencia lógica) y
11 (Lógica proposicional y lenguaje natural).
2. M. Ben–Ari, Mathematical logic for computer science (2nd ed.).
(Springer, 2001)
Cap. 1 (Introduction) y 2 (Propositional calculus: formulas,
models, tableaux).
3. J.A. Díez Iniciación a la Lógica, (Ariel, 2002)
Cap. 2 (El lenguaje de la lógica proposicional) y 3 (Semántica
formal. Consecuencia lógica).
4. M. Huth y M. Ryan Logic in computer science: modelling and
reasoning about systems. (Cambridge University Press, 2000)
Cap. 1 (Propositional logic).
34 / 34

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