总结：（上面的例题应该就是考试的形式）
A)首先必须知道什么是合取、析取、蕴含、否定以及两种量词的用法 B)全称量词后面跟蕴含，存在量词后面跟合取 C)必须先定义（切记），再表示。一般步骤为
1>提取谓词，使用类似于 P（x，y）：谓词内容 的格式定义谓词 2>用连接词和量词加以表示
D)置换和合一那会用就OK了。只会在归结演绎推理那块最后的证明时用一下，不理解的话看那个“黄书”P81中那个反演树里用到的置换。 4.语义网络（会考画图题）
只考二元关系网络
例题 小燕是一只燕子，燕子是鸟；巢-1是小燕的巢，巢-1是巢中的一个。”
注意：
A）语义网络中不会考量词、继承、匹配
B）就根据题目所描述的写，不要蛋疼的写什么小明 ISA 人 ISA 动物 ISA 生物?? 题目上怎么说怎么写就可以（老师原话） 5.框架表示（只有概念题）
1>框架：我们无法把过去的经验一一都存在脑子里，而只能以一个通 用的数据结构的形式存储以往的经验。这样的数据结构称为 框架 2>框架的构成：
框架通常由描述事物的各个方面的槽组成，每个槽可以拥有若干 面，而每个侧面又可拥有若干个值。一个框架的一般结构如 下：
<框架名>
<槽1><侧面11><值111>?<侧面12><值121>? ? <槽2><侧面21><值211>?
个
侧
? ?
<槽n><侧面n1><值n11>?
?
<侧面nm><值nm1>?
3>一个框架系统（我觉得应该不会考这个，保险起见所以放上来了） 下图所示为表示立方 体的一个视图的框架。图中，最高层的框架，用isa槽说明它是一个立方体，并由region槽指示出它所拥有的3个可见面A、B、E。而A、B、E又分别用3个框架来具体描述。用must be槽指示出它们必须是一个平行四边形。为了能从各个不同的角度来描述物体，可以对不同角度的视图分
别建立框架，然后再把它们联系起来组成一个框架系统。下图所示的就是从3个不同的角度来研究一个立方体的例子
6.过程、剧本表示不考
第三章 经典逻辑推理
3.1归结演绎推理（问题求解&证明）
定理证明即证明P→Q(?P∨Q)的永真性。根据反证法，只要证明其否定(P∧?Q) 不可满足性即可。
海伯伦(Herbrand)定理为自动定理证明奠定了理论基础；鲁滨逊(Robinson)提出的归结原理使机器定理证明成为现实。
在谓词逻辑中，把原子谓词公式及其否定统称为文字。如：P(x)， ?P(x,f(x))， Q(x,g(x)) ，任何文字的析取式称为子句，不包含任何文字的子句称为空子句。
3.1.1化简子句集
(1) 合取范式：C1 ∧C2 ∧C3… ∧Cn (2) 子句集: S= {C1 ,C2 ,C3… ,Cn}
(3) 任何谓词公式F都可通过等价关系及推理规则化为相应的子句集S。 ? 子句集的性质：
(1)子句集中子句之间是合取关系。 (2)子句集中的变元受全称量词的约束。 ? 把谓词公式化成子句集的步骤：
1) 利用等价关系消去“→”和“?”
例如公式 可等价变换成
(?x)((?y)P(x,y)??(?y)(Q(x,y)?R(x,y)))(?x)(?(?y)P(x,y)??(?y)(?Q(x,y)?R(x,y)))(?x)((?y)?P(x,y)?(?y)(Q(x,y)??R(x,y)))(?x)((?y)?P(x,y)?(?z)(Q(x,z)??R(x,z)))2) 利用等价关系把“?”移到紧靠谓词的位置上
上式经等价变换后
3) 重新命名变元，使不同量词约束的变元有不同的名字
上式经变换后 4) 消去存在量词
a.存在量词不出现在全称量词的辖域内，则只要用一个新的个体
常量替换受该量词约束的变元。
b.存在量词位于一个或者多个全称量词的辖域内，此时要用
Skolem函数f(x1,x2,…,xn)替换受该存在量词约束的变元。
上式中存在量词(?y)及(?z)都位于(?x)的辖域内，所以需要用
Skolem函数替换，设替换y和z的Skolem函数分别是f(x)和g(x)，
(?x)(?P(x,f(x))?(Q(x,g(x))??R(x,g(x))))则替换后得到
5) 把全称量词全部移到公式的左边 6) 利用等价关系把公式化为Skolem标准形
P?(Q?R)?(P?Q)?(P?R)Skolem标准形的一般形式是
(?x1)(?x2)?(?xn)M其中，M是子句的合取式，称为Skolem标准形的母式。上式化为Skolem标准形后得到：
(?x)((?P(x,f(x))?Q(x,g(x)))?(?P(x,f(x))??R(x,g(x))))7) 消去全称量词
8) 对变元更名，使不同子句中的变元不同名.上式化为
(?P(x,f(x))?Q(x,g(x)))?(?P(y,f(y))??R(y,g(y)))9) 消去合取词，就得到子句集
?P(x,f(x))?Q(x,g(x))?P(y,f(y))??R(y,g(y))3.1.2替换的定义
推论1 设C1与C2是子句集S中的两个子句，C12是它们的归结式。若用C12代替C1和C2后得到新子句集S1，则由S1的不可满足性可推出原子句集S的不可满足性，即：
S1的不可满足性S的不可满足性
推论2 设C1与C2是子句集S中的两个子句，C12是它们的归结式。若把C12加入S中得到新子句集S2，则S与S2在不可满足的意义上是等价的，即：
S2的不可满足性
S的不可满足性
推论1及推论2保证了我们可以用归结的方法来证明子句集S的不可满足性。
为了要证明子句集S的不可满足性，只要对其中可进行归结的子句
进行归结，并把归结式加入子句集S，或者用归结式替换它的亲本子句，然后对新子句集(S1或者S2)证明不可满足性就可以了。如果经过归结能得到空子句，则立即可得原子句集S是不可满足的结论。
在命题逻辑中，对不可满足的子句集S，归结原理是完备的。即，若子句集不可满足，则必然存在一个从S到空子句的归结演绎；若存在一个从S到空子句的归结演绎，则S一定是不可满足的。
3.1.3归结
? 命题逻辑中的归结原理
定义4.9 若P是原子谓词公式，则称P与?P为互补文字。在命题逻辑中，P为命题。
定义4.10 设C1与C2是子句集中的任意两个子句。如果C1中的文字L1与C2中文字L2互补，那么从C1和C2中分别消去L1和L2，并将两个子句中余下的部分析取，构成一个新子句C12，则称这一过程为归结。称C12为C1和C2的归结式，C1和C2为C12的亲本子句。 例4.9 设C1=?P∨Q, C2=?Q∨R, C3=P
C1与C2归结得到：C12=?P∨R C12与C3归结得到：C123=R
? 谓词逻辑中的归结原理
在谓词逻辑中，由于子句中含有变元，所以不能像命题逻辑那样直接消去互补文字，而需要先用最一般合一对变元进行代换，然后才能进行归结。
例如,设有两个子句
C1=P(x)∨Q(x), C2= ?P(a)∨R(y)
由于P(x)与P(a)不同，所以C1与C2不能直接进行归结。但是若用最一般合一
σ={a/x}
对两个子句分别进行代换：
C1σ =P(a)∨Q(a) C2σ = ?P(a)∨R(y)