Resolution 归结原理

还是好久没写博客了，最近课太多了太忙了害，熬过这几个月，以后会慢慢恢复的。

合取范式

满足一种特殊形式的sentences，conjunction of disjunctions of literals(文字)，一个原子命题的符号A或者他前面加上一个 ¬A\neg A¬A都称为文字。
disjunction of literals形式如:均用析取符号∨\vee∨连接，比如A∨B∨CA\vee B \vee CA∨B∨C
conjunction of disjunction of literals(合取范式): 多个disjunction of literals用合取符号连接 ∧\wedge∧，比如: (A∨B∨C)∧(D∨¬E)(A\vee B\vee C)\wedge (D\vee \neg E)(A∨B∨C)∧(D∨¬E)
上面和的合取范式称为CNF。

语义等价 ≡\equiv≡ 表示两个sentences可以互相转换(语义等价)，比如 A≡BA \equiv BA≡B , 可以参考knowledge 1中提供的语义等价公式表来进行转换。

任何范式都是可以转换其他语义等价的合取范式。
将knowledge base中的任意一个sentence转换为一个CNF(通过语义等价)，然后将合取去掉，分成一个个disjunction of literals，将分拆开的DOL(disjunction of literals简写)组成一个新的knowledge base。这样将一个原来的一个knowledge base转换为了一个新的 knowledge base(KB简写)。
即 $KB \equiv KB' $

归结

A,¬AA, \neg AA,¬A 称为互补文字.

若 $l_{i} ‘和‘`和`‘和‘ m_{j}$ 为互补文字，则可以把 l1∨li,mj∨m1l_{1}\vee l_{i}, m_{j}\vee m_{1}l1∨li,mj∨m1 使用归结原理可以将 $l_{i} $ 和 $ m_{j}$ 去掉可以化简为 l1∨m1l_{1}\vee m_{1}l1∨m1 从上述的式子中去掉.(归结规则)
每一次归结只能拿一对来进行归结，然后下一次还可以拿另外一对进行归结.

对于一个KB可以将使用等价规则将每一个sentence转换为合取范式，然后再将合取范式转化为一个个全是析取的式子(DOL)组成一个新的KB’,然后对于KB’中的DOL进行归结可以得到一个新的DOL，加入到KB’中。

归结例子

S=KB,¬αS={KB,\neg \alpha}S=KB,¬α, 我们称S为Resolution closure

具体流程:将alpha变为 ¬α\neg \alpha¬α,后加入到KB(通过语义等价转换为一个合取范式然后生成一个KB’)中组成一个新的集合KB’，然后在这基础上进行归结, 由于归结是有限,总会有停止情况，如果最后能够归结出一个空子句则表示KB⊨αKB\models \alphaKB⊨α，对于上述的归结，每归结一次将生成的句子放到S中，然后直到停止之后，得到的就是RC(S)，如果要证明 KB⊨αKB\models \alphaKB⊨α，则RC(S)中一定存在一个空语句。

上述过程证明了规则是可靠(sound)的。

S(是KB和 ¬α\neg \alpha¬α)是永假的，则表示不存在一个真值使得每一个sentences为真，若S为永假，则可以推出RC(S)中包含一个空语句。

完备性可靠性得证。

A* Search

设计一个算法，任意给一个KB能否推出a。

初始状态 KB,¬a{KB,\neg a}KB,¬a
找两个子句归结得到一个新的 KB,¬a,newsentences{KB,\neg a,new sentences}KB,¬a,newsentences（可以分成很多种情况，类似一个树划分为无数个节点）
然后进行继续划分节点搜索
直到首次到达终止状态

Horn and Definite Clauses

正文字，负文字（带否符号的）
Defineite clauses: 很多个文字的析取，而且这些文字中有且仅有一个是正的
Horn Clauses：很多文字的析取，至多有一个正的，也可以全是负的
两个Horn Clauses进行归结得到的Clauses一定是一个Hron Clauses
析取为disjunction，合取为conjunction