48194 (Принцип резолюции в исчислении высказываний и логике предикатов и его модификации), страница 2

(S. U) ЕслиU является атомом, то у является ППФ.

(S¬) Если U является ППФ, то —U также является ППФ.

(S. v) Если U и ф являются ППФ, то (U u ф) также является ППФ.

В этих правилах строчные буквы греческого алфавита (например, U и ф) представляют пропозициональные переменные, т.е. не атомарные формулы, а любое простое или составное высказывание. Пропозициональные константы являются частью языка высказываний, который используется для приложения исчисления пропозициональных переменных к конкретной проблеме.

Выражение -U читается как "не U", а (U v ф) читается как дизъюнкция "U или ф (или оба)". Можно ввести другие логические константы — "л" (конъюнкция), "D" (импликация, или обусловленность), "=" (эквивалентность, или равнозначность), которые, по существу, являются сокращениями комбинации трех приведенных выше констант. .

(U ^ ф) Эквивалентно¬(¬U v ф). Читается "U и ф".

(U ф) Эквивалентно (¬U v ф). Читается "U имплицирует ф".

(U==ф) Эквивалентно (U ф)^(ф U). Читается "U эквивалентно ф".

В конъюнктивной нормальной форме исчисления высказываний константы "импликация" и "эквивалентность" заменяются константами "отрицание" и "дизъюнкция", а затем отрицание сложного выражения раскрывается с помощью формул Де Моргана:

¬(U^ф) преобразуется в (¬Uv¬ф), ¬(U v ф) преобразуется в (-U^ф) , ¬¬U преобразуется в U .

Последний этап преобразований — внесение дизъюнкций внутрь скобок: (£ v (U ^ф))) заменяется ((£vU\(U)^(£vф)).

Принято сокращать вложенность скобочных форм, отбрасывая в нормальной конъюнктивной форме знаки операций v и л. Ниже представлен пример преобразования выражения, содержащего импликацию двух скобочных форм, в нормальную конъюнктивную форму.

¬(pvq) (-p^A-q) Исходное выражение.

¬¬(pvg)v(-p^- q) Исключение~.

(pvq)v(-p^- q) Ввод - внутрь скобок.

(¬pv(pvq))v(¬pv(pvq)) Занесение v внутрь скобок.

{{-p, р, q}, {¬q, р, q} } Отбрасывание А и v в конъюнктивной нормальной форме.

Выражения во внутренних скобках — это либо атомарные формулы, либо негативные атомарные формулы. Выражения такого типа называются литералами, причем с точки зрения формальной логики порядок литералов не имеет значения. Следовательно, для представления множества литералов — фразы — можно позаимствовать из теории множеств фигурные скобки. Литералы в одной и той же фразе неявно объединяются дизъюнкцией, а фразы, заключенные в фигурные скобки, неявно объединяются конъюнкцией.

Фразовая форма очень похожа на конъюнктивную нормальную форму, за исключением того, что позитивные и негативные литералы в каждой дизъюнкции группируются вместе по разные стороны от символа стрелки, а затем символ отрицания отбрасывается. Например, приведенное выше выражение

преобразуется в две фразы:

p,q<¬q.

в которых позитивные литералы сгруппированы слева от знака стрелки, а негативные справа.

Более строго, фраза представляет собой выражение вида

в котором p1..., рт q1,..., qn являются атомарными формулами, причем т=>0 и п=>0. Атомы в множестве р1,..., рт представляют заключения, объединенные операторами дизъюнкции, а атомы в множестве q1 ..., qn — условия, объединенные операторами конъюнкции.

3.1 Исчисление предикатов

Исчисление высказываний имеет определенные ограничения. Оно не позволяет оперировать с обобщенными утверждениями вроде "Все люди смертны". Конечно, можно обозначить такое утверждение некоторой пропозициональной константой р, а другой константой q обозначить утверждение "Сократ — человек". Но из (р л q) нельзя вывести утверждение "Сократ смертен".

Для этого нужно анализировать пропозициональные символы в форме предикатов и аргументов, кванторов и квантифщированных переменных. Логика предикатов предоставляет нам набор синтаксических правил, позволяющих выполнить такой анализ, набор семантических правил, с помощью которых интерпретируются эти выражения, и теорию доказательств, которая позволяет вывести правильные формулы, используя синтаксические правила дедукции. Предикатами обозначаются свойства, такие как "быть человеком", и отношения, такие как быть "выше, чем".

Аргументы могут быть отдельными константами, или составным выражением "функция-аргумент", которое обозначает сущности некоторого мира интересующих нас объектов, или отдельными квантифицируемыми переменными, которые определены в этом пространстве объектов. Специальные операторы — кванторы — используются для связывания переменных и ограничения области их интерпретации. Стандартными являются кванторы общности (V) и существования (3). Первый интерпретируется как "все", а второй — "кое-кто" (или "кое-что").

Ниже приведены синтаксические правила исчисления предикатов первого порядка.

Любой символ (константа или переменная) является термом. Если rk является символом k-местной функции и а1 ...,

(S 40

Если Tk является символом k-местного предиката

и а1 ..., ak являются термами,

то U(а1 ..., ak) является правильно построенной формулой (ППФ).

(S. -) и (S. v)

Правила заимствуются из исчисления высказывании.

(S. V) Если U является ППФ и % является переменной,

то (любой Х) U является ППФ.

Для обозначения используются следующие символы:

U — произвольный предикат;

Г — произвольная функция;

a — произвольный терм;

X — произвольная переменная.

Действительные имена, символы функций и предикатов являются элементами языка первого порядка.

Использование квантора существования позволяет преобразовать термы с квантором общности в соответствии с определением

(EX)U определено как -(любой X)-U.

Выражение (EХ)(ФИЛОСОФ(Х)) читается как "Кое-кто является философом", а выражение (любой Х)(ФИЛОСОФ(Х)) читается как "Любой является философом". Выражение ФИЛОСОФ(Х) представляет собой правильно построенную формулу, но это не предложение, поскольку область интерпретации для переменной X не определена каким-либо квантором. Формулы, в которых все упомянутые переменные имеют определенные области интерпретации, называются замкнутыми формулами.

Как и в исчислении высказываний, в исчислении предикатов существует нормальная форма представления выражений, но для построения такой нормальной формы используется расширенный набор правил синтаксических преобразований. Ниже приведена последовательность применения таких правил. Для приведения любого выражения к нормальной форме следует выполнить следующие операции.

(1) Исключить операторы эквивалентности, а затем импликации.

(2) Используя правила Де Моргана и правила замещения (E X)U на -(любой X)-U (а следовательно, и (любой X) U на -(E X)-U), выполнить приведение отрицания.

(3) Выполнить приведение переменных. При этом следует учитывать особенности определения области интерпретации переменных кванторами. Например, в выражении (E Х)(ФИЛОСОФ(Х))&(E Х)(АТЛЕТ(Х)) переменные могут иметь разные интерпретации в одной и той же области. Поэтому вынесение квантора за скобки — (E Х)(ФИЛОСОФ(Х))&.(АТЛЕТ(Х))— даст выражение, которое не следует из исходной формулы.

(4) Исключить кванторы существования. Кванторы существования, которые появляются вне области интерпретации любого квантора общности, можно заменить произвольным именем (его называют константой Сколема), в то время как экзистенциальные переменные, которые могут существовать внутри области интерпретации одного или более кванторов общности, могут быть заменены функциями Сколема. Функция Сколема— это функция с произвольным именем, которая имеет следующий смысл: "значение данной переменной есть некоторая функция от значений, присвоенных универсальным переменным, в области интерпретации которых она лежит".

(5) Преобразование в префиксную форму. На этом шаге все оставшиеся кванторы (останутся только кванторы общности) переносятся "в голову" выражения и таким образом оказываются слева в списке квантифицированных переменных. За ними следует матрица, в которой отсутствуют кванторы.

(6) Разнести операторы дизъюнкции и конъюнкции.

(7) Отбросить кванторы общности. Теперь все свободные переменные являются неявно универсально квантифицированными переменными. Экзистенциальные переменные станут либо константами, либо функциями универсальных переменных.

(8) Как и ранее, отбросить операторы конъюнкций, оставив множество фраз.

(9) Снова переименовать переменные, чтобы одни и те же имена не встречались в разных фразах.

Исчисление предикатов в упрощенном виде. Там выражение вида

at(робот, комнатаА)

означает, что робот находится в комнате А. Термы робот и комнатаА в этом выражении представляли собой константы, которые описывали определенные реальные объекты. Но что будет означать выражение вида

at(X, комнатаА) ,

в котором х является переменной? Означает ли оно, что нечто находится в комнате А? Если это так, то говорят, что переменная имеет экзистенциальную подстановку (импорт). А может быть, выражение означает, что все объекты находятся в комнате А? В таком случае переменная имеет универсальную подстановку. Таким образом, отсутствие набора четких правил не позволяет однозначно интерпретировать приведенную формулу.

Перечисленные в этом разделе правила исчисления предикатов обеспечивают однозначную интерпретацию выражений, содержащих переменные.

В частности, фраза

at(X, комнатаА )<—at (X, ящик1) интерпретируется как

"для всех X X находится в комнате А, если X находится в ящике 1". В этой фразе переменная имеет универсальную подстановку. Аналогично, фраза

at(X, комнатаА) <-интерпретируется как "для всех X X находится в комнате А". А вот фраза

<— at(X, комнатаА) интерпретируется как "для всех XX не находится в комнате А".

Иными словами, это не тот случай, когда некоторый объект X находится в комнате А и, следовательно, переменная имеет экзистенциальную подстановку.

Теперь можно преобразовать фразовую форму, в которой позитивные литералы сгруппированы слева от знака стрелки, а негативные — справа. Если фраза в форме

P1, ..., Рт <— q1,...qn содержит переменные х1,..., хk, то правильная интерпретация имеет следующий вид:

для всех x1, ..., хk

p1 или ... или pm является истинным, если q1 и ... и qn являются истинными.

Если п = 0, т.е. отсутствует хотя бы одно условие, то выражение будет интерпретироваться следующим образом:

для всех x1, ..., xk

p1 или ... или рт является истинным.

Если т = 0, т.е. отсутствуют термы заключения, то выражение будет интерпретироваться следующим образом:

для всех x1, ..., xk

не имеет значения, что q1 и ... и qn являются истинными.

Если же т = п = 0, то мы имеем дело с пустой фразой, которая всегда интерпретируется как ложная.

3.2 Программирование на ПРОЛОГЕ.

При программировании на Прологе усилия программиста должны быть направлены на описание логической модели фрагмента предметной области решаемой задачи в терминах объектов предметной области, их свойств и отношений между собой, а не деталей программной реализации. Фактически Пролог представляет собой не столько язык для программирования, сколько язык для описания данных и логики их обработки. Программа на Прологе не является таковой в классическом понимании, поскольку не содержит явных управляющих конструкций типа условных операторов, операторов цикла и т. д. Она представляет собой модель фрагмента предметной области, о котором идет речь в задаче. И решение задачи записывается не в терминах компьютера, а в терминах предметной области решаемой задачи, в духе модного сейчас объектноориентированного программирования.

Пролог очень хорошо подходит для описания взаимоотношений между объектами. Поэтому Пролог называют реляционным языком. Причем "реляционность" Пролога значительно более мощная и развитая, чем "реляционность" языков, используемых для обработки баз данных. Часто Пролог используется для создания систем управления базами данных, где применяются очень сложные запросы, которые довольно легко записать на Прологе.

В Прологе очень компактно, по сравнению с императивными языками, описываются многие алгоритмы. По статистике, строка исходного текста программы на языке Пролог соответствует четырнадцати строкам исходного текста программы на императивном языке, решающем ту же задачу. Пролог-программу, как правило, очень легко писать, понимать и отлаживать. Это приводит к тому, что время разработки приложения на языке Пролог во многих случаях на порядок быстрее, чем на императивных языках. В Прологе легко описывать и обрабатывать сложные структуры данных.

Прологу присущ ряд механизмов, которыми не обладают традиционные языки программирования: сопоставление с образцом, вывод с поиском и возвратом. Еще одно существенное отличие заключается в том, что для хранения данных в Прологе используются списки, а не массивы. В языке отсутствуют операторы присваивания и безусловного перехода, указатели. Естественным и зачастую единственным методом программирования является рекурсия. Поэтому часто оказывается, что люди, имеющие опыт работы на процедурных языках, медленней осваивают декларативные языки, чем те, кто никогда ранее программированием не занимался, так как Пролог требует иного стиля мышления, отказа от стереотипов императивного программирования.

Фразы Хорна (Horn clause) представляют собой подмножество фраз, содержащих только один позитивный литерал. В общем виде фраза Хорна представляется выражением

В языке PROLOG эта же фраза записывается в таком виде:

р :- q1,...,qn. Такая фраза интерпретируется следующим образом:

"Для всех значений переменных в фразе p истинно, если истинны q1 и ... и qn",

т.е. пара символов ":-" читается как "если", а запятые читаются как "и".

PROLOG — это не совсем обычный язык программирования, в котором программа состоит в основном из логических формул, а процесс выполнения программы представляет собой доказательство теоремы определенного вида.

Фраза в форме

р :- q1, ...,qn.

может рассматриваться в качестве процедуры. Такая процедура предполагает следующий порядок выполнения операций.

(1) Литерал цели сопоставляется с литералом р (унифицируется с р), который называется головой фразы.

(2)Хвост фразы ql, ...,qn конкретизируется подстановкой значений переменных (или унификаторов), сформированных в результате этого сопоставления.

(3) Конкретизированные термы хвостовой части образуют затем множество подцелей, которые могут быть использованы другими процедурами.

Таким образом, сопоставление (или унификация) играет ту же роль, что и передача параметров функции в других, более привычных языках программирования.

Например, рассмотрим набор фраз языка PROLOG, представленных в листинге 1. Предположим, что a, b и с — какие-то блоки в мире блоков. Две первые фразы утверждают, что а находится на (on) b, a b находится на (on) с. Третья фраза утверждает, что X находится выше (above) Y, если X находится на (on) Y. Четвертая фраза утверждает, что X находится выше (above) Y, если существует какой-то другой блок Z, размещенный на (on) Y, и X находится выше (above) Y.

Листинг 1. Простая программа на языке PROLOG, определяющая отношение

on (на)

on(а, b).

on(b, с).

above(X, Y) :- on(X, Y).

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

above(X, Z).

Очевидно, что от программы требуется вывести цель above (а, с) из этого множества фраз. Процесс формулировки выражения цели включает обработку двух процедур above и использование двух фраз on. В языке PROLOG используется "интерпретация фраз Хорна для решения проблем" Фундаментальный метод доказательства теорем, на котором базируется PROLOG, называется опровержением резолюций (resolution refutation).

3.3 Принцип резолюций

Мы стараемся упростить синтаксис исчисления таким образом, чтобы уменьшить количество правил влияния, необходимое для доказательства теорем. Вместо дюжины или более правил, которые используются при доказательстве теорем вручную, системы автоматического доказательства для фразовых форм используют единственное правило вывода — принцип резолюций, — впервые описанное Робинсоном ([Robinson, 1965]).

Рассмотрим следующий пример из исчисления высказываний. В дальнейшем прописными буквами Р, Q, R,... будут обозначаться отдельные фразы, а строчными греческими U, ф и £ — пропозициональные переменные, как и раньше.

Если U и ф представляют две произвольные фразы, которые можно представить в конъюнктивной нормальной форме, и

U={ U1, ..., Ui, ...., Um},

и

ф= {ф1..., фi.....,фn}, и

Ui, = ¬фi при 1[i[mm,1 [j [ n,

то новую фразу £ можно вывести из объединения U' и ф', где

U' = U¬{ Ui} и ф' = ф¬{ф,}.

Фраза £ = U' и ф' называется резольвентой шага резолюции, а U и ф являются родительскими фразами. Иногда говорят, что U и ф "сталкиваются" на паре дополняющих литералов Ui , и фj.

Мощность резолюции обеспечивается тем, что в ней суммируется множество других правил. Это станет очевидно после того, как обычные правила будут представлены в конъюнктивной нормальной форме.

В левой колонке табл. 1 перечислены наименования правил вывода, в средней показано, как они выглядят в обычных обозначениях, а в правой колонке — во фразовой форме. В каждой записи выражения в верхней части представляют схему предпосылок, а выражения в нижней части — схему заключений. Из этой таблицы видно, что каждое из цитированных выше пяти правил является одним из экземпляров резолюции:

Таблица 1. Обобщение резолюции.

Противоречие в правиле, которое обычно обозначается значком 1, дает в результате пустую фразу— {}. Это означает, что предпосылки несовместимы. Если считать, что предпосылки описывают некоторое состояние предметной области, то такой набор предпосылок не может быть реально обеспечен в ней, т.е. такое состояние невозможно.

Главное, что компонент автоматического доказательства теорем, который является основным компонентом большинства систем искусственного интеллекта и, в частности, языков программирования искусственного интеллекта, таких как PROLOG, является системой, опровержения резолюций. Для того чтобы доказать, что р следует из некоторого описания состояния (или теории) Т, нужно положить —р и попытаться доказать, что из этого предположения следует утверждение, противоречащее Т. Если это удастся сделать, то тем самым подтверждается утверждение р, а в противном случае оно опровергается.

В исчислении предикатов использование резолюций требует дополнительных усилий, поскольку в этом исчислении присутствуют переменные. Основная операция сопоставления в доказательстве теорем с помощью резолюций называется унификацией. При сопоставлении дополняющих литералов отыскивается такая подстановка переменных, которая превращает оба выражения в идентичные.

Например, выражения БЕЖИТ_БЫСТРЕЕ_ЧЕМ(Х, улитка) и БЕЖИТ_БЫСТРЕЕ _ЧЕМ (черепаха, Y) превращаются в идентичные при подстановке {Х/черепаха, Y/улитка}. Такая подстановка называется унификатором. Наша цель — отыскать наиболее общую подстановку такого рода.

3.4 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 говорится о том, как выполнить доказательство. 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 резольвировать {-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 доказательства 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 1. На рис. 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. 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).

4. Заключение

Тема искусственного интеллекта всегда была в информатике "страной плохишей", населенной массой "неправильных" проблем, не поддающихся решению традиционными способами. Эта область привлекла внимание прежде всего разносторонних специалистов, которых не испугало ее открытое, лишенное всякой организации пространство, — людей, которых влечет задача узнать, как мы мыслим. Такие исследователи, как Марвин Минский (Marvin Minsky), Джон Мак-Карти (John McCarthy), Герберт Саймон (Herbert Simon), Пат Хейес (Pat Hayes), Дональд Мичи (Donald Michie) и Бернард Мельтцер (Bernard Meltzer), стали первопроходцами для тех, кто следовал за ними по пути, пролегающем через информатику, психологию и математическую логику.

Не вдаваясь в длительные рассуждения, можно ответить, что нет ничего плохого в использовании для построения экспертных систем подходящих традиционных технологий, если это приводит к желаемому результату. Например, генерация гипотез в системе DENDRAL основана на алгоритме перечисления вершин плоского графа, а в системе MYCIN использован статистический подход для выбора способа лечения на основе анализа чувствительности организма к тем или иным лекарственным препаратам. Использование методов поиска или языков программирования, характерных для систем искусственного интеллекта, не запрещает инженерам по знаниям применять методики, заимствованные из прикладной математики, исследования операций или других подходящих дисциплин. Для некоторой части рассматриваемой проблемы решение может быть получено чисто алгоритмически или математически, и было бы непозволительной роскошью отказываться от таких методов, если они способствуют достижению нужного результата.

Экспертные системы не смогли бы получить столь широкого распространения в настоящее время, если бы в свое время в их развитие не внесли существенный вклад идеи искусственного интеллекта. То, что предлагает искусственный интеллект, — это множество концепций, технологий и архитектур, пригодных для решения комплексных проблем в тех случаях, когда чисто арифметические или математические решения либо неизвестны, либо малоэффективны.

Правила логического вывода, теория ориентированных графов и математическая логика были изобретены задолго до появления такой области исследований, как искусственный интеллект. Но именно исследования в этой области позволили адаптировать формальный аппарат этих теорий к задачам представления знаний и отыскать высокоэффективные средства их реализации. Развитие современных продукционных, объектно-ориентированных систем и систем процедурной дедукции в значительной мере определяется такими приложениями искусственного интеллекта, как проблемы классификации и конструирования.

В прошлом часто высказывалось предположение, что использование в процессе разработки более мощных инструментальных средств будет способствовать упрощению программирования экспертных систем. Существует, однако, некоторый баланс между "мощностью" инструмента, принимающего решение за разработчика, и гибкостью, допускающей возможность выбрать решение, наиболее подходящее для конкретной системы. Чрезмерное упрощение оболочек зачастую оборачивалось слишком большими ограничениями для разработчиков прикладных систем, в то время как смешивание разных парадигм программирования предоставляло такую свободу, с которой не всякий программист мог разумно управиться. Как показала практика, наиболее эффективным путем оказалось предоставление разработчику тщательно продуманных готовых модулей, таких как системы анализа правдоподобия, которые способны эффективно решать отдельные важные нетривиальные задачи. Применение таких модулей существенно сокращает сроки разработки прикладных экспертных систем.

Список литературы:

1. А.Н. Адаменко, А.М. Кучуков. Логическое программирование и Visual Prolog

СПб.: БХВ—Петербург, 2003.

2. Братко И. Алгоритмы искусственного интеллекта на языке PROLOG. М.: «Вильямс», 2004.

3. Джексон П. Введение в экспертные системы.-Москва, С. Петербург, Киев: Изд. дом "Вильямс", 2002

4. Дж. Доорс, А. Рейблейн, С. Вадера.Пролог - язык программирования будущего. М.: Финансы и статистика, 1990

5. Дюбуа Д., Прад А. Теория возможностей. Приложения к
представлению знаний. -М.: Радио и связь, 1995

6. Корнеев В.В., Гарев А.Ф., Васюшин СВ., Райх В.В. Базы данных.
Интеллектуальная обработка информации. - М.: Изд-во "Нолидж",
2000

7. Мендельсон Э. Введение в математическую логику. М., 1976

8. Нечаев В.В., Панченко В.М., Свиридов А.П. Исследование операций
и теория систем. Основы статистической динамики знаний. Учебное
пособие.-М.: МИРЭА, 2000

9. Новиков П. С. Элементы математической логики. М., 1959

10. Попов Э.В. Экспертные системы реального времени. В: Открытые
системы, N2 (10), 1995

11. Хоггер К. Введение в логическое программирование М.: Мир, 1988

12. Черч А. Введение в математическую логику, т. I. М. 1960