हॉर्न क्लॉज: Difference between revisions

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[[गणितीय तर्क]] और [[तर्क प्रोग्रामिंग]] में, एक हॉर्न क्लॉज एक विशेष नियम-जैसे फॉर्म का तार्किक सूत्र है जो इसे तर्क प्रोग्रामिंग, [[औपचारिक विनिर्देश]] और [[मॉडल सिद्धांत]] में उपयोग के लिए उपयोगी गुण प्रदान करता है। हॉर्न क्लॉज का नाम तर्कशास्त्री [[अल्फ्रेड हॉर्न]] के नाम पर रखा गया है, जिन्होंने पहली बार 1951 में उनके महत्व को इंगित किया था।<ref name="onsentences">{{cite journal
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== परिभाषा ==
== परिभाषा ==


एक हॉर्न क्लॉज एक क्लॉज (तर्क) ([[शाब्दिक (गणितीय तर्क)]] का एक संयोजन) है जिसमें अधिकतम एक सकारात्मक, यानी निषेध, शाब्दिक है।
हॉर्न क्लॉज एक क्लॉज तर्क ([[शाब्दिक (गणितीय तर्क)|अक्षर (गणितीय तर्क)]] का एक संयोजन) है जिसमें अधिकतम एक धनात्मक, अर्थात असंबद्ध, अक्षर (लिटेरल) है।


इसके विपरीत, अधिक से अधिक एक अस्वीकृत शाब्दिक के साथ शाब्दिक के संयोजन को दोहरे-हॉर्न क्लॉज कहा जाता है।
इसके विपरीत, अधिक से अधिक एक अस्वीकृत अक्षर के साथ अक्षर के संयोजन को दोहरे-हॉर्न क्लॉज कहा जाता है।


ठीक एक सकारात्मक शाब्दिक के साथ एक हॉर्न क्लॉज एक निश्चित क्लॉज या एक सख्त हॉर्न क्लॉज है;<ref name="makowsky">{{cite journal
परिशुद्ध एक धनात्मक अक्षर के साथ एक हॉर्न क्लॉज एक निश्चित क्लॉज या एक विशुद्ध हॉर्न क्लॉज है;<ref name="makowsky">{{cite journal
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|title=Why Horn Formulas Matter in Computer Science: Initial Structures and Generic Examples|journal=Journal of Computer and System Sciences |volume=34 |issue=2–3
|title=Why Horn Formulas Matter in Computer Science: Initial Structures and Generic Examples|journal=Journal of Computer and System Sciences |volume=34 |issue=2–3
|pages=266&ndash;292|year=1987 |doi=10.1016/0022-0000(87)90027-4|doi-access=free}}</ref> एक निश्चित उपवाक्य जिसमें कोई नकारात्मक अक्षर नहीं है, एक इकाई उपवाक्य है,<ref>{{cite book | isbn=978-0-444-89840-1 | issn=0049-237X | editor = Samuel R. Buss | title=प्रूफ थ्योरी की पुस्तिका| publisher=Elsevier B.V | series=Studies in Logic and the Foundations of Mathematics | volume=137 | year=1998 | last1=Buss |first1=Samuel R. | authorlink = Samuel Buss|contribution=An Introduction to Proof Theory | pages=1&ndash;78 | contribution-url=http://www.sciencedirect.com/science/article/pii/S0049237X98800165| doi=10.1016/S0049-237X(98)80016-5 }}</ref> और चर के बिना एक इकाई खंड एक तथ्य है;<ref>{{cite journal |last1=Lau & Ornaghi |title=कम्प्यूटेशनल लॉजिक में सही प्रोग्राम डेवलपमेंट के लिए कंपोज़िशनल यूनिट्स निर्दिष्ट करना।|journal=Lecture Notes in Computer Science |volume=3049 |pages=1–29 |doi=10.1007/978-3-540-25951-0_1|year=2004 |isbn=978-3-540-22152-4 }}</ref>.
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एक सकारात्मक शाब्दिक के बिना हॉर्न क्लॉज एक लक्ष्य क्लॉज है।
ध्यान दें कि खाली खंड, जिसमें कोई अक्षर नहीं है (जो 'गलत'' के बराबर है) एक लक्ष्य खंड है।
इन तीन प्रकार के हॉर्न क्लाजों को निम्नलिखित प्रस्ताव सूत्र उदाहरण में चित्रित किया गया है:
{|class="wikitable"
{|class="wikitable"
|-
|-
!Type of Horn clause
!हॉर्न क्लॉज का प्रकार
!Disjunction form
!वियोजन रूप
![[Material conditional|Implication]] form
!निहितार्थ रूप
!Read intuitively as
!सहज रूप से पढे
|- align="center"
|- align="center"
|'''Definite clause'''
| '''डेफिनिट क्लॉज'''
|¬''p'' ∨ ¬''q'' ∨ ... ∨ ¬''t'' ∨ ''u''
|¬''p'' ∨ ¬''q'' ∨ ... ∨ ¬''t'' ∨ ''u''
|| ''u'' ← ''p'' ∧ ''q'' ∧ ... ∧ ''t''  
|| ''u'' ← ''p'' ∧ ''q'' ∧ ... ∧ ''t''  
|| assume that,<BR>if ''p'' and ''q'' and ... and ''t'' all hold, then also ''u'' holds
|| मान लीजिए कि,
यदि p और q और ... और t सभी प्रग्रहण करते हैं, तो आप भी प्रग्रहण करते हैं
|-align="center"
|-align="center"
|'''Fact'''
|'''तथ्य'''
|''u''  
|''u''  
||''u'' ← ''true''               
||''u'' ← ''true''               
||assume that<BR>''u'' holds
||मान लीजिए
तुम प्रग्रहण करते हो
|-align="center"
|-align="center"
|'''Goal clause'''
|'''लक्ष्य क्लॉज'''
| ¬''p'' ∨ ¬''q'' ∨ ... ∨ ¬''t''
| ¬''p'' ∨ ¬''q'' ∨ ... ∨ ¬''t''
|| ''false'' ← ''p'' ∧ ''q'' ∧ ... ∧ ''t''  
|| ''false'' ← ''p'' ∧ ''q'' ∧ ... ∧ ''t''  
|| show  that<BR>''p'' and ''q'' and ... and ''t'' all hold<ref group=note>Like in [[Resolution_(logic)#A_resolution_technique|resolution theorem proving]], "show φ" and "assume ¬φ" are synonymous ([[indirect proof]]); they both correspond to the same formula, viz. ¬φ.</ref>
|| बताते हैं कि
p और q और ... और t सभी प्रग्रहण करते हैं।<ref group="note">Like in [[Resolution_(logic)#A_resolution_technique|resolution theorem proving]], "show φ" and "assume ¬φ" are synonymous ([[indirect proof]]); they both correspond to the same formula, viz. ¬φ.</ref>
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एक क्लॉज में सभी चर निहित रूप से [[ सार्वभौमिक परिमाणीकरण ]] हैं, जिसमें स्कोप संपूर्ण क्लॉज है। इस प्रकार, उदाहरण के लिए:
क्लॉज में सभी वेरिएबल्स को पूरी तरह से क्लॉज होने के विस्तार के साथ सार्वभौमिक रूप से परिमाणित किया गया है। इस प्रकार, उदाहरण के लिए:


:¬ मानव (एक्स) ∨ नश्वर (एक्स)
:: ¬ ''human''(''X'') ∨ ''mortal''(''X'')  इसका अर्थ है:
:: ∀X( ¬ ''human''(''X'') ∨ ''mortal''(''X'') )  जो तार्किक रूप से समतुल्य है:
:: ∀X ( ''human''(''X'') → ''mortal''(''X'') )


के लिए खड़ा है:
=== महत्व edit ===
 
[[रचनात्मक तर्क]] और [[कम्प्यूटेशनल तर्क]] में हॉर्न क्लॉज एक बुनियादी भूमिका निभाते हैं। वे [[प्रथम-क्रम संकल्प]] द्वारा सिद्ध स्वचालित प्रमेय में महत्वपूर्ण हैं, क्योंकि दो हॉर्न खंडों का [[संकल्प (तर्क)]] स्वयं एक हॉर्न खंड है, और एक लक्ष्य खंड का संकल्प और एक निश्चित खंड एक लक्ष्य खंड है। हॉर्न क्लॉज के इन गुणों से एक प्रमेय को सिद्ध करने की अधिक दक्षता हो सकती है: लक्ष्य खंड इस प्रमेय का निषेध है; उपरोक्त तालिका में लक्ष्य खंड देखें। सहजता से, अगर हम φ साबित करना चाहते हैं, तो हम ¬φ (लक्ष्य) मान लेते हैं और जांचते हैं कि क्या ऐसी धारणा एक विरोधाभास की ओर ले जाती है। यदि ऐसा है, तो φ को प्रग्रहण करना चाहिए। इस तरह, एक यांत्रिक साबित करने वाले उपकरण को दो सेटों (धारणाओं और (उप) लक्ष्यों) के बजाय केवल एक सेट के सूत्रों (धारणाओं) को बनाए रखने की आवश्यकता होती है।
:∀X( ¬ मानव(एक्स) ∨ प्राणघातक(एक्स) )
 
जो तार्किक रूप से इसके बराबर है:
 
: ∀X ( मानव (एक्स) → नश्वर (एक्स) )
 
=== महत्व ===
[[रचनात्मक तर्क]] और [[कम्प्यूटेशनल तर्क]] में हॉर्न क्लॉज एक बुनियादी भूमिका निभाते हैं। वे [[प्रथम-क्रम संकल्प]] द्वारा सिद्ध स्वचालित प्रमेय में महत्वपूर्ण हैं, क्योंकि दो हॉर्न खंडों का [[संकल्प (तर्क)]] स्वयं एक हॉर्न खंड है, और एक लक्ष्य खंड का संकल्प और एक निश्चित खंड एक लक्ष्य खंड है। हॉर्न क्लॉज के इन गुणों से एक प्रमेय को सिद्ध करने की अधिक दक्षता हो सकती है: लक्ष्य खंड इस प्रमेय का निषेध है; उपरोक्त तालिका में लक्ष्य खंड देखें। सहजता से, अगर हम φ साबित करना चाहते हैं, तो हम ¬φ (लक्ष्य) मान लेते हैं और जांचते हैं कि क्या ऐसी धारणा एक विरोधाभास की ओर ले जाती है। यदि ऐसा है, तो φ को धारण करना चाहिए। इस तरह, एक यांत्रिक साबित करने वाले उपकरण को दो सेटों (धारणाओं और (उप) लक्ष्यों) के बजाय केवल एक सेट के सूत्रों (धारणाओं) को बनाए रखने की आवश्यकता होती है।


[[कम्प्यूटेशनल जटिलता सिद्धांत]] में प्रस्तावित हॉर्न खंड भी रुचि रखते हैं। सत्य-मूल्य असाइनमेंट को खोजने की समस्या को हॉर्न-संतोषजनकता के रूप में जाना जाता है।
[[कम्प्यूटेशनल जटिलता सिद्धांत]] में प्रस्तावित हॉर्न खंड भी रुचि रखते हैं। सत्य-मूल्य असाइनमेंट को खोजने की समस्या को हॉर्न-संतोषजनकता के रूप में जाना जाता है।
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<syntaxhighlight lang="prolog">u :- p, q, ..., t.</syntaxhighlight>
<syntaxhighlight lang="prolog">u :- p, q, ..., t.</syntaxhighlight>
लॉजिक प्रोग्रामिंग में, संगणना और क्वेरी मूल्यांकन एक लक्ष्य खंड के रूप में हल की जाने वाली समस्या की अस्वीकृति का प्रतिनिधित्व करके किया जाता है। उदाहरण के लिए, सकारात्मक शाब्दिकों के अस्तित्वगत रूप से परिमाणित संयोजन को हल करने की समस्या:
लॉजिक प्रोग्रामिंग में, संगणना और क्वेरी मूल्यांकन एक लक्ष्य खंड के रूप में हल की जाने वाली समस्या की अस्वीकृति का प्रतिनिधित्व करके किया जाता है। उदाहरण के लिए, धनात्मक शाब्दिकों के अस्तित्वगत रूप से परिमाणित संयोजन को हल करने की समस्या:


:∃X (p ∧ q ∧ ... ∧ t)
:∃X (p ∧ q ∧ ... ∧ t)
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प्रस्तावना संकेतन वास्तव में अस्पष्ट है, और शब्द "लक्ष्य खंड" कभी-कभी अस्पष्ट रूप से भी प्रयोग किया जाता है। एक लक्ष्य खंड में चर को सार्वभौमिक या अस्तित्वगत रूप से परिमाणित के रूप में पढ़ा जा सकता है, और "झूठे" को व्युत्पन्न करने के रूप में व्याख्या की जा सकती है या तो एक विरोधाभास प्राप्त करने या हल करने के लिए समस्या का एक सफल समाधान प्राप्त करने के रूप में।{{explain|reason=Where is the ambiguity? The above example is perfectly unambiguous, as are all the above definitions and the behaviour of Prolog itself.|date=June 2021}}
प्रस्तावना संकेतन वास्तव में अस्पष्ट है, और शब्द "लक्ष्य खंड" कभी-कभी अस्पष्ट रूप से भी प्रयोग किया जाता है। एक लक्ष्य खंड में चर को सार्वभौमिक या अस्तित्वगत रूप से परिमाणित के रूप में पढ़ा जा सकता है, और "झूठे" को व्युत्पन्न करने के रूप में व्याख्या की जा सकती है या तो एक विरोधाभास प्राप्त करने या हल करने के लिए समस्या का एक सफल समाधान प्राप्त करने के रूप में।{{explain|reason=Where is the ambiguity? The above example is perfectly unambiguous, as are all the above definitions and the behaviour of Prolog itself.|date=June 2021}}


वैन एम्डेन और कोवाल्स्की (1976) ने लॉजिक प्रोग्रामिंग के संदर्भ में हॉर्न क्लॉज के मॉडल-सैद्धांतिक गुणों की जांच की, जिसमें दिखाया गया कि निश्चित क्लॉज डी के प्रत्येक सेट में एक अद्वितीय न्यूनतम मॉडल एम है। एक परमाणु सूत्र ए तार्किक रूप से डी द्वारा निहित है यदि और केवल यदि A, M में सत्य है। यह अनुसरण करता है कि एक समस्या P, जो सकारात्मक शाब्दिकों के एक अस्तित्वगत रूप से परिमाणित संयोजन द्वारा प्रस्तुत की जाती है, तार्किक रूप से D द्वारा निहित होती है यदि और केवल यदि P, M में सत्य है। हॉर्न क्लॉज का न्यूनतम मॉडल शब्दार्थ स्थिर के लिए आधार है तर्क कार्यक्रमों का मॉडल शब्दार्थ।<ref name="emdenkowalski">{{cite journal
वैन एम्डेन और कोवाल्स्की (1976) ने लॉजिक प्रोग्रामिंग के संदर्भ में हॉर्न क्लॉज के मॉडल-सैद्धांतिक गुणों की जांच की, जिसमें दिखाया गया कि निश्चित क्लॉज डी के प्रत्येक सेट में एक अद्वितीय न्यूनतम मॉडल एम है। एक परमाणु सूत्र ए तार्किक रूप से डी द्वारा निहित है यदि और केवल यदि A, M में सत्य है। यह अनुसरण करता है कि एक समस्या P, जो धनात्मक शाब्दिकों के एक अस्तित्वगत रूप से परिमाणित संयोजन द्वारा प्रस्तुत की जाती है, तार्किक रूप से D द्वारा निहित होती है यदि और केवल यदि P, M में सत्य है। हॉर्न क्लॉज का न्यूनतम मॉडल शब्दार्थ स्थिर के लिए आधार है तर्क कार्यक्रमों का मॉडल शब्दार्थ।<ref name="emdenkowalski">{{cite journal
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Revision as of 20:42, 18 May 2023

गणितीय तर्क और तर्क प्रोग्रामिंग में, हॉर्न क्लॉज एक विशेष नियम-जैसे प्ररूप का तार्किक सूत्र है जो इसे तर्क प्रोग्रामिंग, औपचारिक विनिर्देश और मॉडल सिद्धांत में उपयोग के लिए उपयोगी गुण प्रदान करता है। हॉर्न क्लॉज का नाम तर्कशास्त्री अल्फ्रेड हॉर्न के नाम पर रखा गया है, जिन्होंने पहली बार 1951 में उनके महत्व को इंगित किया था।[1]


परिभाषा

हॉर्न क्लॉज एक क्लॉज तर्क (अक्षर (गणितीय तर्क) का एक संयोजन) है जिसमें अधिकतम एक धनात्मक, अर्थात असंबद्ध, अक्षर (लिटेरल) है।

इसके विपरीत, अधिक से अधिक एक अस्वीकृत अक्षर के साथ अक्षर के संयोजन को दोहरे-हॉर्न क्लॉज कहा जाता है।

परिशुद्ध एक धनात्मक अक्षर के साथ एक हॉर्न क्लॉज एक निश्चित क्लॉज या एक विशुद्ध हॉर्न क्लॉज है;[2] बिना किसी नकारात्मक अक्षर के एक निश्चित क्लॉज एक यूनिट क्लॉज है,[3] और चर के बिना एक यूनिट क्लॉज एक तथ्य है;[4] धनात्मक अक्षर के बिना हॉर्न क्लॉज एक लक्ष्य क्लॉज है। ध्यान दें कि रिक्त क्लॉज, जिसमें कोई अक्षर नहीं है (जो असत्य के बराबर है) एक लक्ष्य क्लॉज है। इन तीन प्रकार के हॉर्न क्लाजों को निम्नलिखित प्रस्ताविक उदाहरण में चित्रित किया गया है:

हॉर्न क्लॉज का प्रकार वियोजन रूप निहितार्थ रूप सहज रूप से पढे
डेफिनिट क्लॉज ¬p ∨ ¬q ∨ ... ∨ ¬t ∨ u u ← p ∧ q ∧ ... ∧ t मान लीजिए कि,

यदि p और q और ... और t सभी प्रग्रहण करते हैं, तो आप भी प्रग्रहण करते हैं

तथ्य u u ← true मान लीजिए

तुम प्रग्रहण करते हो

लक्ष्य क्लॉज ¬p ∨ ¬q ∨ ... ∨ ¬t false ← p ∧ q ∧ ... ∧ t बताते हैं कि

p और q और ... और t सभी प्रग्रहण करते हैं।[note 1]

क्लॉज में सभी वेरिएबल्स को पूरी तरह से क्लॉज होने के विस्तार के साथ सार्वभौमिक रूप से परिमाणित किया गया है। इस प्रकार, उदाहरण के लिए:

¬ human(X) ∨ mortal(X) इसका अर्थ है:
∀X( ¬ human(X) ∨ mortal(X) ) जो तार्किक रूप से समतुल्य है:
∀X ( human(X) → mortal(X) )

महत्व edit

रचनात्मक तर्क और कम्प्यूटेशनल तर्क में हॉर्न क्लॉज एक बुनियादी भूमिका निभाते हैं। वे प्रथम-क्रम संकल्प द्वारा सिद्ध स्वचालित प्रमेय में महत्वपूर्ण हैं, क्योंकि दो हॉर्न खंडों का संकल्प (तर्क) स्वयं एक हॉर्न खंड है, और एक लक्ष्य खंड का संकल्प और एक निश्चित खंड एक लक्ष्य खंड है। हॉर्न क्लॉज के इन गुणों से एक प्रमेय को सिद्ध करने की अधिक दक्षता हो सकती है: लक्ष्य खंड इस प्रमेय का निषेध है; उपरोक्त तालिका में लक्ष्य खंड देखें। सहजता से, अगर हम φ साबित करना चाहते हैं, तो हम ¬φ (लक्ष्य) मान लेते हैं और जांचते हैं कि क्या ऐसी धारणा एक विरोधाभास की ओर ले जाती है। यदि ऐसा है, तो φ को प्रग्रहण करना चाहिए। इस तरह, एक यांत्रिक साबित करने वाले उपकरण को दो सेटों (धारणाओं और (उप) लक्ष्यों) के बजाय केवल एक सेट के सूत्रों (धारणाओं) को बनाए रखने की आवश्यकता होती है।

कम्प्यूटेशनल जटिलता सिद्धांत में प्रस्तावित हॉर्न खंड भी रुचि रखते हैं। सत्य-मूल्य असाइनमेंट को खोजने की समस्या को हॉर्न-संतोषजनकता के रूप में जाना जाता है। यह समस्या पी-पूर्ण है और रैखिक समय में हल करने योग्य है।[5] ध्यान दें कि अप्रतिबंधित बूलियन संतुष्टि समस्या एक एनपी-पूर्ण समस्या है।

तर्क प्रोग्रामिंग

हॉर्न क्लॉज भी लॉजिक प्रोग्रामिंग का आधार हैं, जहां सामग्री सशर्त के रूप में निश्चित खंड लिखना आम है:

(पी ∧ क्यू ∧ ... ∧ टी) → यू

वास्तव में, एक नए लक्ष्य खंड का निर्माण करने के लिए एक निश्चित खंड के साथ एक लक्ष्य खंड का संकल्प तर्क प्रोग्रामिंग भाषा प्रोलॉग के कार्यान्वयन में उपयोग किए जाने वाले एसएलडी संकल्प निष्कर्ष नियम का आधार है।

तर्क प्रोग्रामिंग में, एक निश्चित खंड लक्ष्य-घटाने की प्रक्रिया के रूप में व्यवहार करता है। उदाहरण के लिए, ऊपर लिखा हॉर्न क्लॉज प्रक्रिया के रूप में व्यवहार करता है:

टू शो यू, शो पी एंड शो क्यू एंड ... और शो टी।

खंड के इस विपरीत उपयोग पर जोर देने के लिए, इसे अक्सर विपरीत रूप में लिखा जाता है:

यू ← (पी ∧ क्यू ∧ ... ∧ टी)

प्रोलॉग में इसे इस प्रकार लिखा गया है: 

u :- p, q, ..., t.

लॉजिक प्रोग्रामिंग में, संगणना और क्वेरी मूल्यांकन एक लक्ष्य खंड के रूप में हल की जाने वाली समस्या की अस्वीकृति का प्रतिनिधित्व करके किया जाता है। उदाहरण के लिए, धनात्मक शाब्दिकों के अस्तित्वगत रूप से परिमाणित संयोजन को हल करने की समस्या:

∃X (p ∧ q ∧ ... ∧ t)

समस्या को अस्वीकार करके (इससे इनकार करते हुए कि इसका कोई समाधान है) प्रस्तुत किया जाता है, और लक्ष्य खंड के तार्किक रूप से समकक्ष रूप में इसका प्रतिनिधित्व किया जाता है:

∀X (गलत ← p ∧ q ∧ ... ∧ t)

प्रोलॉग में इसे इस प्रकार लिखा गया है: 

:- p, q, ..., t.

समस्या को हल करना एक विरोधाभास को प्राप्त करने के बराबर है, जिसे खाली खंड (या गलत) द्वारा दर्शाया गया है। समस्या का समाधान लक्ष्य खंड में चर के लिए शर्तों का प्रतिस्थापन है, जिसे विरोधाभास के प्रमाण से निकाला जा सकता है। इस तरह से उपयोग किया जाता है, लक्ष्य खंड संबंधपरक डेटाबेस में संयोजन क्वेरी के समान होते हैं, और हॉर्न क्लॉज लॉजिक एक सार्वभौमिक ट्यूरिंग मशीन की कम्प्यूटेशनल शक्ति के बराबर है।

प्रस्तावना संकेतन वास्तव में अस्पष्ट है, और शब्द "लक्ष्य खंड" कभी-कभी अस्पष्ट रूप से भी प्रयोग किया जाता है। एक लक्ष्य खंड में चर को सार्वभौमिक या अस्तित्वगत रूप से परिमाणित के रूप में पढ़ा जा सकता है, और "झूठे" को व्युत्पन्न करने के रूप में व्याख्या की जा सकती है या तो एक विरोधाभास प्राप्त करने या हल करने के लिए समस्या का एक सफल समाधान प्राप्त करने के रूप में।[further explanation needed]

वैन एम्डेन और कोवाल्स्की (1976) ने लॉजिक प्रोग्रामिंग के संदर्भ में हॉर्न क्लॉज के मॉडल-सैद्धांतिक गुणों की जांच की, जिसमें दिखाया गया कि निश्चित क्लॉज डी के प्रत्येक सेट में एक अद्वितीय न्यूनतम मॉडल एम है। एक परमाणु सूत्र ए तार्किक रूप से डी द्वारा निहित है यदि और केवल यदि A, M में सत्य है। यह अनुसरण करता है कि एक समस्या P, जो धनात्मक शाब्दिकों के एक अस्तित्वगत रूप से परिमाणित संयोजन द्वारा प्रस्तुत की जाती है, तार्किक रूप से D द्वारा निहित होती है यदि और केवल यदि P, M में सत्य है। हॉर्न क्लॉज का न्यूनतम मॉडल शब्दार्थ स्थिर के लिए आधार है तर्क कार्यक्रमों का मॉडल शब्दार्थ।[6]


टिप्पणियाँ

  1. ↑ Like in resolution theorem proving, "show φ" and "assume ¬φ" are synonymous (indirect proof); they both correspond to the same formula, viz. ¬φ.


यह भी देखें

संदर्भ

  1. ↑ Horn, Alfred (1951). "On sentences which are true of direct unions of algebras". Journal of Symbolic Logic. 16 (1): 14–21. doi:10.2307/2268661. JSTOR 2268661. S2CID 42534337.
  2. ↑ Makowsky (1987). "Why Horn Formulas Matter in Computer Science: Initial Structures and Generic Examples" (PDF). Journal of Computer and System Sciences. 34 (2–3): 266–292. doi:10.1016/0022-0000(87)90027-4.
  3. ↑ Buss, Samuel R. (1998). "An Introduction to Proof Theory". In Samuel R. Buss (ed.). प्रूफ थ्योरी की पुस्तिका. Studies in Logic and the Foundations of Mathematics. Vol. 137. Elsevier B.V. pp. 1–78. doi:10.1016/S0049-237X(98)80016-5. ISBN 978-0-444-89840-1. ISSN 0049-237X.
  4. ↑ Lau & Ornaghi (2004). "कम्प्यूटेशनल लॉजिक में सही प्रोग्राम डेवलपमेंट के लिए कंपोज़िशनल यूनिट्स निर्दिष्ट करना।". Lecture Notes in Computer Science. 3049: 1–29. doi:10.1007/978-3-540-25951-0_1. ISBN 978-3-540-22152-4.
  5. ↑ Dowling, William F.; Gallier, Jean H. (1984). "Linear-time algorithms for testing the satisfiability of propositional Horn formulae". Journal of Logic Programming. 1 (3): 267–284. doi:10.1016/0743-1066(84)90014-1.
  6. ↑ van Emden, M. H.; Kowalski, R. A. (1976). "The semantics of predicate logic as a programming language" (PDF). Journal of the ACM. 23 (4): 733–742. CiteSeerX 10.1.1.64.9246. doi:10.1145/321978.321991. S2CID 11048276.
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