מצגת הקורס בלוגיקה למדעי המחשב, שנה ב'.
במצגת המקורית היו הרבה סימני שאלה [?] אשר נועדו לרמוז שיש צורך בהסבר נוסף.
זוהי גירסה מלאה של המצגת, כל השאלות נפתרו וכל הדפים פורמטו מחדש על ידי.
1. מהי לוגיקה?
תורת ההיגיון •
תורת ההיסק מתארת טיעונים תקפים - טיעונים ששומרים על אמיתות. •
תקפות היא תכונה מבנית (תחבירית) של טיעונים
תנאיי-קדם ללוגיקה: שפה בעלת תחביר וסמנטיקה. •
תחביר – מבנה של ביטוים בשפה.
סמנטיקה – פשר (משמעות) של הביטויים, הקשר שבין השפה לבין מה שהיא
מדברת עליו.
לוגיקה במדעי המחשב
מחשב מחקה יכולת שכלית (היגיון) •
תוכנית מחשב - סוג של הוכחה. •
תורת התכנות- לוגיקה שימושית. אימות תוכנה.
תכנות לוגי. •
בינה מלאכותית •
טיעונים
אם רכבת מאחרת וגם אין מוניות זמינות בתחנה, אז אלי מאחר לפגישה. •
אבל אלי לא איחר לפגישה למרות שרכבת איחרה. לכן היו מוניות זמינות
בתחנה.
אם יורד גשם ולטלי אין מטריה איתה, אז היא מצטננת. טלי לא הצטננה •
למרות שהיה גשם. לכן לטלי הייתה מטריה.
מבנה הטיעון:
אם pוגם לא ,qאז .rלא rו- .pלכן .q
(p¬q(→r, ¬r p├ q
2. תחשיב הפסוקים
נדון בפסוקיי חיווי, אשר יש להם בדיוק אחד משני ערכים: אמת ()True
או שקר (.)False
1. קנדה היא מדינה.
2. משה הוא כלב
3. סגור את הדלת!
4. |X| = X
5. משפט זה הוא שקר.
מפסוקים יסודיים ניתן לבנות פסוקים מורכבים בתוספת מילות חיבור כגון:
ו, או, לא, וכו':
קנדה היא מדינה ומשה הוא כלב.
קשרים לוגיים
"לא ."P שלילה (: ¬P )negation •
" Pו- .“Q קוניונקציה ( ,conjunctionגימום):PQ •
“ Pאו .“Q דיסיונקציה ( ,disjunctionאיווי) : PQ •
אימפליקציה ( ,implicationאימוז) " : P→Qאם Pאז .“Q •
" Pאם ורק אם .“Q שקילות (: P↔Q )equivalence •
תחביר
הגדרה: נוסחא נקראת בנויה היטב ( )well-formed formulaאם ניתן ליצור אותה
לפי החוקים הבאים:
1. כל פסוק אטומי..., p,qהוא נוסחא בנויה היטב.
2. קבוע הוא נוסחא בנויה היטב.
3. אם Aו- Bהן נוסחאות בנויות היטב,
אז גם ( (AB), (A B), (A B), (A B) , )¬Aהן נוסחאות בנויות היטב.
4. כל נוסחא בנויה היטב ניתן ליצור במס' סופי של צעדים ע"י שימוש בחוקים 3-1.
3. פסוקים מורכבים
דוגמא: ))¬)¬p(( ,(pq) ,((pq))¬p(( ,))¬p(q
((p q)), (p q r), ( p ולא
משפט (בלי הוכחה) (קריאה יחידה) כל נוסחה שייכת בדיוק ל1 מהסוגים הבאים:
פסוק אטומי. 1.
) )¬Aעבור נוסחה אחת ויחידה .A 2.
) (A ○ Bעבור קשר בינארי ○ אחד ויחיד ונוסחאות יחידות Aו-.B 3.
אינדוקציה על נוסחאות
אם תכונה Pנכונה לכל הפסוקים האטומיים, ומהנחה ש- Pנכונה לנוסחאות Aו-
Bנובע ש- Pנכונה ל-( ,(AB), (AB), (AB), (AB), )¬Aאזי P
נכונה לכל נוסחא בנויה היטב.
הסכם: אפשר להשמיט סוגריים חיצוניות וסוגריים
עבור ¬. לדוגמא נרשום ¬PQבמקום )))¬P(Q
הצרנה
זהו מקס או שההוא מוריץ ואני ליצן: p q r •
אני אגיע הביתה ואביא תותים אם לא ירד גשם. •
אם לא יובל ולא איל יעברו את הבחינה, גם חגי לא יעבור. •
לא כולם (מהשלושה) יכשלו. •
סמנטיקה
פירוש או מודל הוא השמה } - l: P {F,Tשיוך ערכיי אמת לפסוקים אטומיים.
פשר של הקשרים – פונקציות אמת:
}f : {F,T} n {F,T
לא כל הפסוקים בשפה טבעית הם פונקציות אמת:
P ¬P
"אני יודע ש-" ,"Pמחר יהיה ."P
F T שלילה. ¬Pאמיתי אם ורק אם Pשקרי.
T F קבוע שקר. l()=F
4. קוניונקציה דיסיונקציה
PQאמיתי כאשר גם Pוגם Q PQשיקרי כאשר גם Pוגם Q
אמיתי, אחרת שקרי: שיקרי, אחרת אמיתי :
P Q PQ P Q PQ
F F F F F F
F T F F T T
T F F T F T
T T T T T T
אימפליקציה שקילות
P→Q P↔Q
שקרי כאשר Pאמיתי ו- Qשקרי, אמיתי כאשר ל- Pול- Qיש אותו
אחרת אמיתי. ערך אמת, אחרת שקרי.
P Q P→Q P Q P↔Q
F F T F F T
F T T F T F
T F F T F F
T T T T T T
אם 3=1+1, אז פריס
היא בירת צרפת.
5. יחס ספיקות
הגדרה. (הרחבה של פירוש לפסוקים מורכבים)
• l()=F
• l)¬A(=Tאם ורק אם l(A)=F
• l(AB)=Tאם ורק אם l(A)=l(B)=T
• l(AB)=Tאם ורק אם l(A)=Tאו l(B)=T
• l(AB)=Tאם ורק אם l(A)=Fאו l(B)=T
• l)A↔B(=Tאם ורק אם )l(A)=l(B
פירוש lמספק ,Aאו lהוא מודל של ,Aאם l(A)=T
עובדה.
ערך האמת של פסוק מורכב היא פונקציה של ערכי האמת של הפסוקים אטומיים
שלו (קריאה יחידה !).
בעיות ספיקות ותקפות
• נוסחה נקראת ספיקה (או עקבית) אם יש לה מודל. נוסחה לא ספיקה
נקראת סתירה.
בעיית ספיקות ( :)SAT problemהאם (ומתיי) הנוסחה ספיקה? SATהיא
בעיית .NP
• נוסחה Aנקראת תקפה, או טאוטולוגיה, אם כל פירוש הוא מודל של .A
בעיית תקפות: האם נוסחה Aתקפה?
Aהיא טאוטולוגיה אם ורק אם ¬Aהיא לא ספיקה.
p q ¬ p q טבלאות אמת
F F T F T F
טבלת אמת של פסוק מורכב מתארת את ערכי
F T T F T T האמת של הפסוק עבור כל פרוש.
T F F T F F אם הפסוק מורכב מ- mפסוקים אטומיים, אזי
יש ,2mצרופים ובטבלת האמת שלו
T T F T T T
תהיינה 2mשורות.
1 3 1 2
6. טאוטולוגיות וסתירות
נוסחה המקבלת ערך אמת Tלכל הצבה עבור המשתנים שלה היא טאוטולוגיה.
נוסחה המקבלת ערך Fלכל הצבה כזאת היא סתירה.
p ¬p p¬p pp
F T F T
T F F T
ניתן להוכיח טאוטולוגיות וסתירות בשיטת השלילה.
דוגמא: )(AB( →)¬AB
שקילות של פסוקים
שני פסוקים נקראים שקולים אם יש להם אותם מודלים. פסוקים שקולים
מהבאים אותה טענה.
נסמן את השקילות ב- .בדוגמא: .A AA
משפט: נוסחאות Aו- Bשקולות אם ורק אם ABהיא טאוטולוגיה.
הוכחה נובעת מן ההגדרות:
כיוון ראשון: (נניח ABהיא טאוטולוגיה.)
מהגדרת A Bנובע ש) I(A Bאמת רק אם ) ,I(A)=I(Bומכך שזוהי
טאוטולוגיה נובע שזה נכון לכל .Iלכן, בהכרח ל Aול Bיש את אותם
המודלים. ולכן מהגדרת השקילות .A B
כיוון שני: (נניח )A B
אם Aשקול ל ,Bאז יש ל Aול Bאת אותם המודלים. ומכאן שכל פירוש של
Aשווה לכל פירוש של .Bלכן, מהגדרת כל פירוש Iיהיה מודל של
ABומכאן שזוהי טאוטולוגיה.
7. ¬)p q))¬p ¬q) -טבלת אמת ל
p q ¬ (p q) )¬ p ¬ q)
F F T F F F T T F T T F
F T T F F T T T F T F T
T F T T F F T F T T T F
T T F T T T T F T F F T
3 1 2 1 4 2 1 3 2 1
תוך שימוש בשקילויות יסודיות ניתן להוכיח שקילויות חדשות בלי להשתמש
.בטבלאות אמת
שקילויות יסודיות
PP P PP P
(PQ) R P(QR) (PQ) R P (QR)
PQ QP PQ QP
P(QR) (PQ)(PR) P(QR) (PQ)(PR)
PP PTP
PTT P
P ¬P T P ¬P F
P (PQ) P P (P Q) P
¬(P Q) ¬P ¬Q ¬(P Q) ¬P ¬Q
¬¬P P
8. שלמות פונקציונאלית
:-מקומיתn מגדירה פונקצית אמתA(p1,…,pn) כל נוסחה
g(l(p1(,…,l)pn))=l(A) ,l לכל
:דוגמה
(p q ¬r()¬p q r)
p q r A
T T T F
T T F T
T F T F
T F F F
F T T T
F T F F
F F T F
F F F F
9. משפט השלמות הפונקציונאלית
משפט (שלמות פונקציונאלית). לכל פונקצית אמת קיימת נוסחה המגדירה אותה.
הוכחה:
תהיה fפונקצית אמת -nמקומית.
נגדיר }( Hf={(a1,a2,…,an){F,T}n :f(a1,…,an)=Tתמונה הפוכה של T
ביחס ל- .)f
לכל ) x=(a1,a2,…,anנשייך נוסחה ř1ř2… řn = Axכך ש:
řiהוא riאם ,T=aiאחרת řiהוא .¬riאז פירוש lמספק את Axאם"ם
)),x=(l(r1),...,l(rn
כלומר אם"ם .I(r1) = a1, I(r2) = a2, …, I)rn) = an
מהגדרת הקוניונקציה פירוש Iייתן I(Ax(=Tאם"ם I)řj(=Tלכל jומהדרך בה
הגדרנו את הליטרלים, זה יתקיים אך ורק מתי ש I(rj) = ajלכל .j
נגדיר Af= Ax1Ax2 … Axkעבור כל xiמ- .Hf
אז, לכל פירוש l(Af)=T ,lאם"ם קיים x Hfכך ש ))x=(l(r1),...,l(rn
זאת היות ומהגדרת הדיסיונקציה l(Af)=Tאם"ם קיים Axjשעבורו
l(Axj)=Tוהראנו שזה מתקיים אם"ם )) ,xj=(l(r1),...,l(rnז"א
).f(l(r1(,…,l)rn))=l(Af
הסבר נוסף:
…. I)Axk)=Tאו I(Ax2)=Tאו l(Af)=T I(Ax1)=T
אם כך, עבור jכלשהו:
I(Axj)=T
נזכיר ש: Axj= ř1ř2… řnומכאן:
…. I)řn)=T וגם I(ř2)=Tוגם I(ř1ř2… řn)=T I(ř1)=T
I(r1)= a1, I(r2)= a2, …. , I)rn)= an
xj=(a1, a2, …, an)=(I(r1), I(r2(, …. , I(rn))
נזכיר ש: xjЄHf
(I(r1), I(r2(=, …. , I)rn)) ЄHf
F(I(r1), I(r2(=, …. , I)rn))=T
10. קבוצות שלמות של קשרים
הגדרה: קבוצה של קשרים שבאמצעותם ניתן לתאר כל פונקצית אמת נקראת שלמה.
)P Q (PQ) (QP
P Q ¬P Q P Q ¬P Q
(P Q ¬)¬P¬Q (P Q ¬)¬P¬Q
מסקנה. } {¬, }, {¬, }, {¬, הן קבוצות שלמות של קשרים.
ממשפט השלמות הפונקציונאלית נובע שהקבוצה } Q={¬, , היא
קבוצה שלמה של קשרים
( השתמשנו אך ורק בקשרים אלו והראנו שאנו יכולים לבנות כל פונקציית אמת).
ע"מ להראות שהקבוצות הנתונות הן קבוצות שלמות של קשרים, מספיק להראות
שנוכל לבנות באמצעותן את הקבוצה .Q
} - {¬, נוכל להשיג קוניונקציה ע"י (P Q ¬)¬P¬Q
} - {¬, נוכל להשיג דיסיונקציה ע"י (P Q ¬)¬P¬Q
} - {¬, נוכל להשיג דיסיונקציה ע"י P Q ¬P Qוע"י כך נבנה את }.{¬,
קבוצות לא שלמות של קשרים
למה. } {,,, היא קבוצה לא שלמה של קשרים. (כי אי אפשר ליצור שלילה)
הוכחה. להבדיל מ- ,¬pכל נוסחה הבנויה מ- } {,,, היא אמיתית כאשר כל
הפסוקים האטומיים שלה אמיתיים. [באינדוקציה על מספר הקשרים בנוסחה – נוכיח
שתמיד אמת (אין מצב של שלילה)].
טענה: כל נוסחה הבנויה מ } {,,, היא אמיתית כאשר כל הפסוקים
האטומיים שלה אמיתיים.
הוכחה: (באינדוקציה)
בסיס: משתמשים ב-0 קשרים, אז הנוסחה היא מהצורה Pכאשר Pאטום ולכן
כאשר Pאמיתי, הנוסחה אמיתית.
הנחה: כאשר אנו משתמשים ב- nקשרים או פחות, אם כל הפסוקים האטומיים
אמיתיים, אז גם הנוסחה אמיתית.
צעד: תהי Aנוסחה בעלת 1+ nקשרים, אם כך, Aהיא מהצורה:
(a) B C (b) B C (c) B C (d) B C
ב- Bוב- Cיש אם כך פחות מ1+ nקשרים, לכן, מהנחת האינדוקציה, כאשר כל
הפסוקים האטומיים ב Aאמיתיים, אז גם Bו- Cאמיתיים ומכאן שלפי הגדרת
הקשרים } ,{,,, גם Aאמיתית.
11. קבוצות לא שלמות של קשרים
למה. }¬, {היא קבוצה לא שלמה של קשרים.
קוניונקציה יוצרת טבלת אמת בה יש מספר אי זוגי של שורות שנותנות .T
נוכיח באינדוקציה על כמות הקשרים כי כל טבלת אמת עם יותר מאטום אחד
של נוסחה הבנויה מהקשרים }¬, {הינה בעלת כמות זוגית של שורות
המקבלות את הערך ,Tולכן לא ניתן לבנות קוניוקציה באמצעות קשרים אלו.
בסיס: (קשר יחיד) הנוסחא היא מהצורה q pאו . ¬p
במצב זה טבלאות האמת יתאימו לטענה:
p q ¬p p q qp
T T F T T T
T F F T F F
F T T F T F
F F T F F T
הנחה: נניח כי עבור נוסחאות בעלות Nקשרים או פחות (מהקבוצה }¬,,){
הטענה מתקיימת, כלומר, יש כמות זוגית של שורות בטבלת האמת של
נוסחאות אלו המקבלות .T
צעד: תהי Aנוסחה בעלת 1+ Nקשרים מהקבוצה }¬,,{
א. ¬Bב. B C אז Aהיא מהצורה:
מקרה א. מהנחת האינדוקציה, ( Bבעלת Nקשרים) היא בעלת כמות זוגית
של שורות בטבלת האמת שלה שנותנות .Tולכן, מהגדרת השלילה, A
תהיה בעלת מס' זוגי של שורות שיתנו ,Fוהיות ובטבלת אמת מס' זוגי של
שורות סה"כ, אז גם מס' זוגי של שורות שיתנו .T
מקרה ב. נסמן ב* Bאת קבוצת השורות של טבלת האמת של Bשיתנו ,T
ו* ,Cבאופן דומה. מהנחת האינדוקציה |* |Bו- |* |Cזוגיים, כלומר ,|B*| =2k
.|C*| =2tבסה"כ בטבלת האמת של Aיש מספר זוגי של שורות ( 2mמהיותה
טבלת אמת). כמות השורות שבהן Aאמת היא כמות השורות בהן Bו-C
שקר יחד, בנוסף לכמות השורות בהן Bו- Cאמת יחד, כלומר
|* 2m - |B*C*| + |B*Cשורות בהן Aנותנת אמת.
אך מתקיים |* ,|B*C*| = |B*| + |C*| - |B*C*| = 2k + 2t - |B*Cולכן
|* 2 m - |B*C*| + |B*C*| = 2 m - 2k - 2t + 2 |B* Cזוגי.
12. קבוצות קשרים שלמות
- "..- – "לא וגםNAND
P Q PQ PQ ¬)PQ) מוגדרת ע"יPQ
F F T
F T T -קל לראות ש
PP ¬P
T F T
(PQ) (PQ) ~(PQ) PQ
T T F (PP)(QQ) PQ
.{ היא קבוצת קשרים שלמה} לכן
- " – "לא אוNOR
P Q PQ
PQ ¬)PQ) מוגדר ע"יPQ
F F T
F T F P P ¬P :מתקיים
T F F (PQ)(PQ) PQ
(PP)(QQ) PQ
T T F
.{ היא קבוצת קשרים שלמה} לכן
13. )gates( שערים
a ¬a :NOT שער
a ab :AND שער
b
a :OR שער
b ab
(ab))¬a¬b( :רשת לתיאור הנוסחה
a
b
a
b
שערים נוספים
a ¬)ab)=¬a¬b :NAND שער
b
a ¬)ab)=¬a¬b
b :NOR שער
a :דוגמא
ab
b
14. צורות נורמאליות
אם pהוא פסוק אטומי, אז pו- ¬pהם ליטרלים.
הגדרה. נוסחה בצורה דיסיונקטיבית נורמאלית ) (DNFהיא דיסיונקציה של
קוניונקציות של ליטרלים.
דוגמא: ((p¬qr)(rp) (r¬q¬p
מסקנה 1. כל נוסחה שקולה לנוסחה בצורת .DNF
הוכחה 6. אם fהיא פונקצית אמת המוגדרת ע"י נוסחה , Bאז הנוסחה Afשבנינו
בהוכחת משפט השלמות הפונקציונאלית שקולה ל- , Bוהיא בצורת .DNF
דואליות
הגדרה: תהי Aנוסחה שמכילה , , , ,Tו- ¬ בלבד.
נוסחה דואלית ל- Aמתקבלת ממנה בהחלפת כל ב- וכל ב- ,כל Tב-
וכל ב-T
נוסחה דואלית נוסחה
(PQ)R (PQ)R
((¬)PQ)(P)¬Q¬S ((¬)PQ)(P)¬Q¬S
למת עזר. השלילה של נוסחה שקולה לנוסחה דואלית שבה כל משתנה
מוחלף בשלילה שלו.
שקול להפעלת דה-מורגן מבחוץ פנימה.
דוגמא: ¬))PQ)R) ¬(PQ)¬R )¬P¬Q(¬R
15. צורות נורמליות - המשך
r¬q¬p פסוקית ( )clauseהיא דיסיונקציה של ליטרלים:
הגדרה. נוסחה בצורה קוניונקטיבית נורמאלית ) (CNFהיא קוניונקציה של פסוקיות.
דוגמא: )(p¬qr)(rp) (r¬q¬p
מסקנה 2. כל נוסחה שקולה לנוסחה בצורת .CNF
הוכחה.
נניח ש- fהיא פונקצית אמת המוגדרת ע"י נוסחה ,¬Bו- Afהיא הנוסחה
המקבילה ב- . DNFאז ¬Afשקולה ל- ,Bוניתן להפוך ¬Afלנוסחה דואלית
בצורת CNFכי השלילה של נוסחה שקולה לנוסחה דואלית שבה כל משתנה
מוחלף בשלילה שלו, כל מוחלף ב ולהיפך כך שעוברים מ DNFל.CNF
CNF
p q A )A (pq) )¬p¬q
F F F pq כל פסוקית מתאים לשורה עם ערך F
F T T בטבלת אמת.
T F T לכל משתנה pאנו רושמים pאם ערכו
T T F ¬p¬q Fו- ¬pאם ערכו Tבשורה זו.
אלגוריתמים לבניית DNFו-CNF
• סילוק ו- ;
• הכנסת שלילה פנימה (צורת (NNF
• פריסה של או .
((p q) ¬)q r)) s דוגמה:
¬))p q) ¬)q r)) s
)¬)p q) (q r)) s
))¬p ¬q( (q r)) s
))¬p ¬q s) ((q r) s
))¬p ¬q s) (q s) (r s
16. פסוקיות הורן
פסוקית הורן ) (Horn clauseהיא פסוקית שמכילה לא יותר מליטרל חיובי אחד.
) p¬q1...¬qn ( (q1... qn) p
) ¬q1...¬qn ( (q1... qn)
)p (Tp
נוסחת הורן היא קוניונקציה של פסוקיות הורן.
אלגוריתם הכרעה לנוסחאות הורן
אלגוריתם HORNלהכרעת ספיקות:
נסמן אטומים בנוסחת הורן לפי כללים הבאים:
נסמן Tאם הוא קיים בנוסחה. 1.
אם יש פסוקית (Q1... Qn) Pבנוסחה כך שכל Qiבו מסומן, 2.
נסמן גם Pונחזור ל-2, אחרת נעבור ל-3.
הנוסחה היא ספיקה אם ורק אם לא מסומן. 3.
משפט. אלגוריתם HORNמכריע בעיית ספיקות לנוסחאות הורן.
הוכחה. אם בנוסחת הורן Aיש nאטומים, האלגוריתם מסיים בלא יותר מ-)1+(n
צעדים. נוכיח:
כל Pמסומן הוא אמיתי בכל מודל של Aבאינדוקציה על מספר הצעדים של
האלגוריתם. בסיס (צעד 1): Tאמיתי בכל מודל.
אם בפסוקית (Q1... Qn)Pכל Qiמסומן, אז גם הפסוקית וגם כל ( Qiבהנחת
אינדוקציה) חייבים להיות אמיתיים בכל מודל של .Aלכן גם Pחייב להיות
אמיתי בכל מודל של Aוזה נובע ישירות מהגדרת האימפליקציה.
(א) אם מסומן, Aלא ספיקה, כי לא יכול להיות אמיתי.
(ב) אם לא מסומן, נגדיר פירוש lשבו האטומים המסומנים, ורק הם, אמיתיים.
נניח ש- lהוא לא מודל של .Aאז קיימת פסוקית (Q1... Qn)Pשל Aשהיא
שקרית ב- .lאבל זה אפשרי רק כאשר כל Qiאמיתי (מסומן) ו- Pשקרי (לא
מסומן) – סתירה זוהי סתירה לדרך בה הגדרנו את האלגוריתם, שכן בו אם
) (Q1... Qnמסומנים אז נסמן גם את Pולכן Pחייב להיות אמיתי במודל I
ומכאן הסתירה. לכן lהוא מודל של Aומכאן Aספיקה.
17. אלגוריתם הורן – הוכחת ההכרעה
באינדוקציה על מס' הצעדים
(הסבר נוסף)
טענה: במהלך האלגוריתם אנו מסמנים פסוקים P1... Pnהטענה שלנו היא
שכל פסוק שסומן אמיתי בכל מודל של – A( Aהנוסחה שלנו).
נוכיח זאת באינדוקציה על מס' הצעדים של האלגוריתם.
בסיס: בצעד הראשון אנחנו מסמנים את Tו- Tאמיתי בכל מודל.
הנחה: בצעד ה- ,nהפסוקים שסימנו עד כה אמיתיים בכל מודל של .A
צעד: בצעד ה-1+ nנבדוק אם בפסוקית מסויימת מהצורה (Q1... Qn) P
כל Qiמסומן.
אם כולם מסומנים אז על מנת שהפסוקית תהיה אמת בהכרח Pחייב
להיות אמת. אנו נמצאים ב CNFולכן ע"מ ש- Aיהיה אמיתי אז כל
הפסוקיות חיבות להיות אמיתיות (מתכונת הקוניונקציה), לכן על מנת שA
יהיה אמיתי, Pחייב להיות אמיתי ולכן Pאמיתי בכל מודל של .A
הוכחנו שכל פסוק שמסומן באלגוריתם אמיתי בכל מודל.
כעת נוכיח שכאשר האלגוריתם מסתיים, התשובה שהוא נותן נכונה.
מקרה א': מסומן. אם כך, אז Aלא ספיקה, כי לא יכול להיות אמיתי, וזה
סותר את הטענה הקודמת.
מקרה ב': לא מסומן. נגדיר פירוש lשבו האטומים המסומנים, ורק הם,
אמיתיים. נניח ש- lהוא לא מודל של .Aאז קיימת פסוקית ...(Q1
Qn)Pשל Aשהיא שקרית ב- .lאבל זה אפשרי רק כאשר כל Qiאמיתי
(מסומן) ו- Pשקרי (לא מסומן) – סתירה זוהי סתירה לדרך בה הגדרנו את
האלגוריתם, שכן בו אם ) (Q1... Qnמסומנים אז נסמן גם את Pולכן P
חייב להיות אמיתי במודל Iומכאן הסתירה.. לכן lהוא מודל של Aומכאן
Aספיקה.