Законы Де Моргана

редактировать
Законы Де Моргана представлены диаграммами Венна. В каждом случае результирующий набор представляет собой набор всех точек любого оттенка синего.

В логике высказываний и булевой алгебре, законы Де Морган являются парой правил преобразования, которые являются как действующими правилами вывода. Они названы в честь Августа Де Моргана, британского математика 19 века. Правила позволяют выражать союзы и дизъюнкции исключительно в терминах друг друга через отрицание.

Правила могут быть выражены на английском языке как:

  • отрицание дизъюнкции - это соединение отрицаний
  • отрицание конъюнкции - дизъюнкция отрицаний

или

  • дополнение к объединению двух множеств совпадают с пересечением их комплементов
  • дополнение пересечения двух множеств такое же, как объединение их дополнений

или

  • not (A или B) = (не A) и (не B)
  • not (A и B) = (не A) или (не B),

где «А или В» означает « включающее или », означающее по крайней мере одно из А или В, а не « исключающее или », которое означает ровно одно из А или В.

В теории множеств и булевой алгебре они формально записываются как

А B ¯ знак равно А ¯ B ¯ , А B ¯ знак равно А ¯ B ¯ , {\ displaystyle {\ begin {align} {\ overline {A \ cup B}} amp; = {\ overline {A}} \ cap {\ overline {B}}, \\ {\ overline {A \ cap B}} amp; = {\ overline {A}} \ cup {\ overline {B}}, \ end {align}}}

куда

  • А {\ displaystyle A}и являются множествами, B {\ displaystyle B}
  • А ¯ {\ displaystyle {\ overline {A}}}является дополнением, А {\ displaystyle A}
  • {\ displaystyle \ cap}это пересечение, а
  • {\ Displaystyle \ чашка}это союз.

На формальном языке правила записываются как

¬ ( п Q ) ( ¬ п ) ( ¬ Q ) , {\ displaystyle \ neg (P \ lor Q) \ iff (\ neg P) \ land (\ neg Q),}

а также

¬ ( п Q ) ( ¬ п ) ( ¬ Q ) {\ displaystyle \ neg (P \ land Q) \ iff (\ neg P) \ lor (\ neg Q)}

куда

Применения правил включают упрощение логических выражений в компьютерных программах и цифровых схемах. Законы Де Моргана являются примером более общей концепции математической двойственности.

СОДЕРЖАНИЕ

  • 1 Формальные обозначения
    • 1.1 Форма замены
    • 1.2 Теория множеств и булева алгебра
      • 1.2.1 Бесконечные объединения и пересечения
    • 1.3 Инженерия
    • 1.4 Текстовый поиск
  • 2 История
  • 3 Неофициальное доказательство
    • 3.1 Отрицание дизъюнкции
    • 3.2 Отрицание союза
  • 4 Формальное доказательство
    • 4.1 Часть 1
    • 4.2 Часть 2
    • 4.3 Заключение
  • 5 Обобщение двойственности Де Моргана
  • 6 Расширение предикатов и модальной логики
  • 7 В интуиционистской логике
  • 8 См. Также
  • 9 ссылки
  • 10 Внешние ссылки

Формальное обозначение

Отрицание конъюнкции правила может быть записано в секвенции записи:

¬ ( п Q ) ( ¬ п ¬ Q ) {\ displaystyle \ neg (P \ land Q) \ vdash (\ neg P \ lor \ neg Q)},

а также

( ¬ п ¬ Q ) ¬ ( п Q ) {\ displaystyle (\ neg P \ lor \ neg Q) \ vdash \ neg (P \ land Q)}.

Отрицание дизъюнкции правило можно записать в виде:

¬ ( п Q ) ( ¬ п ¬ Q ) {\ Displaystyle \ neg (P \ lor Q) \ vdash (\ neg P \ land \ neg Q)},

а также

( ¬ п ¬ Q ) ¬ ( п Q ) {\ Displaystyle (\ отр П \ земля \ отр Q) \ vdash \ neg (P \ lor Q)}.

В форме правила : отрицание соединения

¬ ( п Q ) ¬ п ¬ Q {\ displaystyle {\ frac {\ neg (P \ land Q)} {\ следовательно \ neg P \ lor \ neg Q}}}
¬ п ¬ Q ¬ ( п Q ) {\ displaystyle {\ frac {\ neg P \ lor \ neg Q} {\ следовательно \ neg (P \ land Q)}}}

и отрицание дизъюнкции

¬ ( п Q ) ¬ п ¬ Q {\ displaystyle {\ frac {\ neg (P \ lor Q)} {\ следовательно \ neg P \ land \ neg Q}}}
¬ п ¬ Q ¬ ( п Q ) {\ displaystyle {\ frac {\ neg P \ land \ neg Q} {\, следовательно, \ neg (P \ lor Q)}}}

и выражается как функциональная тавтология истинности или теорема логики высказываний:

¬ ( п Q ) ( ¬ п ¬ Q ) , ( ¬ п ¬ Q ) ¬ ( п Q ) , ¬ ( п Q ) ( ¬ п ¬ Q ) , ( ¬ п ¬ Q ) ¬ ( п Q ) , {\ displaystyle {\ begin {align} \ neg (P \ land Q) amp; \ to (\ neg P \ lor \ neg Q), \\ (\ neg P \ lor \ neg Q) amp; \ to \ neg (P \ land Q), \\\ neg (P \ lor Q) amp; \ to (\ neg P \ land \ neg Q), \\ (\ neg P \ land \ neg Q) amp; \ to \ neg (P \ lor Q), \ end {выравнивается}}}

где и суждения, выраженные в некоторой формальной системе. п {\ displaystyle P} Q {\ displaystyle Q}

Форма замены

Законы Де Моргана обычно показаны в компактной форме выше, с отрицанием выхода слева и отрицанием входов справа. Более четкую форму замены можно сформулировать так:

( п Q ) ¬ ( ¬ п ¬ Q ) , ( п Q ) ¬ ( ¬ п ¬ Q ) . {\ displaystyle {\ begin {align} (P \ land Q) amp; \ Longleftrightarrow \ neg (\ neg P \ lor \ neg Q), \\ (P \ lor Q) amp; \ Longleftrightarrow \ neg (\ neg P \ land \ neg Q). \ end {выравнивается}}}

Это подчеркивает необходимость инвертировать как входы, так и выходы, а также изменять оператор при выполнении подстановки.

В законах есть важный пробел по сравнению с законом двойного отрицания ()., чтобы стать формальной логической системой: последовательность сообщает символы, которые определены правильно сформированными в первом порядке. Та же система имеет те конъюнкции:. Очевидно, что это достоверное знание, тогда существует по крайней мере одно соединение, которое - число - в таблице истинности, базовое утверждение - равно атомарному контексту существования, конечно, согласно знанию. Мы рассматривали теорию эквивалентности, логика делает. На этом этапе законы Де Моргана показывают восходящий или нисходящий эффект в атомарном контексте. ¬ ( ¬ п ) п {\ Displaystyle \ neg (\ neg p) \ iff p} L {\ Displaystyle \ mathbb {L}}   п , q , р , . . . . , L   {\ displaystyle \ p, q, r,...., \ emptyset \ in \ mathbb {L} \} C | j : Икс   |   Икс s е т :: { , , , } {\ Displaystyle C_ {| j}: x \ | \ x \ в наборе:: \ {\ land, \ lor, \ iff, \ vdash \}} C | j знак равно s е т ,   Икс C | j {\ Displaystyle C_ {| j} = набор, \ x \ in C_ {| j}} Икс {\ displaystyle x} Т {\ displaystyle T} Икс {\ displaystyle x} Икс {\ displaystyle x} Икс : ( L c C | j ,   Икс c ) {\ Displaystyle \ forall x: (\ mathbb {L} \ vDash \ forall c \ subsetneq C_ {| j}, \ x \ in c)} Икс {\ displaystyle x}

Теория множеств и булева алгебра

В теории множеств и булевой алгебре это часто определяется как «обмен объединением и пересечением при дополнении», что формально можно выразить как:

А B ¯ знак равно А ¯ B ¯ , А B ¯ знак равно А ¯ B ¯ , {\ displaystyle {\ begin {align} {\ overline {A \ cup B}} amp; = {\ overline {A}} \ cap {\ overline {B}}, \\ {\ overline {A \ cap B}} amp; = {\ overline {A}} \ cup {\ overline {B}}, \ end {align}}}

куда:

  • А ¯ {\ displaystyle {\ overline {A}}}является отрицанием, надстрочный знак написан над отрицательными терминами, А {\ displaystyle A}
  • {\ displaystyle \ cap}- оператор пересечения (И),
  • {\ Displaystyle \ чашка}является оператором объединения (ИЛИ).

Бесконечные союзы и пересечения

Обобщенная форма

я я А я ¯ я я А я ¯ , я я А я ¯ я я А я ¯ , {\ displaystyle {\ begin {align} {\ overline {\ bigcap _ {i \ in I} A_ {i}}} amp; \ Equ \ bigcup _ {i \ in I} {\ overline {A_ {i}}}, \\ {\ overline {\ bigcup _ {i \ in I} A_ {i}}} amp; \ Equiv \ bigcap _ {i \ in I} {\ overline {A_ {i}}}, \ end {выровнено} }}

где I - некоторый, возможно, неисчислимый набор индексации.

В устоявшихся обозначениях законы Де Моргана можно запомнить с помощью мнемоники «разорви черту, поменяй знак».

Инженерное дело

В электротехнике и компьютерной инженерии законы Де Моргана обычно записываются так:

А B ¯ А ¯ + B ¯ {\ Displaystyle {\ overline {A \ cdot B}} \ Equiv {\ overline {A}} + {\ overline {B}}}

а также

А + B ¯ А ¯ B ¯ , {\ Displaystyle {\ overline {A + B}} \ Equiv {\ overline {A}} \ cdot {\ overline {B}},}

куда:

  • {\ displaystyle \ cdot} это логическое И,
  • + {\ displaystyle +} это логическое ИЛИ,
  • черточка является логическим НЕ о том, что находится под чертой сверху.

Текстовый поиск

Законы Де Моргана обычно применяются к поиску текста с использованием логических операторов AND, OR и NOT. Рассмотрим комплект документов, содержащих слова «легковые автомобили» и «грузовики». Законы Де Моргана гласят, что в результате этих двух поисков будет возвращен один и тот же набор документов:

Искать A: НЕ (автомобили ИЛИ грузовики)
Поиск B: (НЕ автомобили) И (НЕ грузовики)

Пакет документов, содержащих «легковые» или «грузовые», может быть представлен четырьмя документами:

Документ 1: содержит только слово «автомобили».
Документ 2: содержит только «грузовики».
Документ 3: содержит как «легковые автомобили», так и «грузовики».
Документ 4: Не содержит ни «легковых автомобилей», ни «грузовиков».

Чтобы оценить Поиск A, очевидно, что поиск «(автомобили ИЛИ грузовики)» попадет в Документы 1, 2 и 3. Таким образом, отрицание этого поиска (то есть Поиск A) затронет все остальное, то есть Документ 4.

При оценке поиска B поиск «(НЕ автомобили)» будет попадать в документы, которые не содержат «автомобили», то есть в Документах 2 и 4. Аналогичным образом поиск «(НЕ грузовые автомобили)» попадет в документы 1 и 4. Применение Оператор AND для этих двух поисков (который является поиском B) затронет документы, общие для этих двух поисков, то есть Документ 4.

Аналогичная оценка может быть применена, чтобы показать, что следующие два поиска вернут один и тот же набор документов (документы 1, 2, 4):

Искать C: НЕ (легковые и грузовые автомобили),
Найдите D: (НЕ автомобили) ИЛИ (НЕ грузовики).

История

Законы названы в честь Августа Де Моргана (1806–1871), который ввел формальную версию законов в классическую логику высказываний. На формулировку Де Моргана повлияла алгебраизация логики, предпринятая Джорджем Булем, которая позже закрепила притязания Де Моргана на находку. Тем не менее подобное наблюдение было сделано Аристотелем и было известно греческим и средневековым логикам. Например, в XIV веке Вильгельм Оккам записал слова, которые возникли после зачитывания законов. Жан Буридан в своей книге Summulae de Dialectica также описывает правила преобразования, которые следуют линиям законов Де Моргана. Тем не менее, Де Моргану приписывают формулировку законов в терминах современной формальной логики и включение их в язык логики. Законы Де Моргана можно легко доказать, и они могут даже показаться тривиальными. Тем не менее, эти законы помогают делать обоснованные выводы в доказательствах и дедуктивных аргументах.

Неофициальное доказательство

Теорема Де Моргана может применяться к отрицанию дизъюнкции или отрицанию конъюнкции во всей или части формулы.

Отрицание дизъюнкции

В случае его применения к дизъюнкции рассмотрите следующее утверждение: «неверно, что либо A, либо B истинно», которое записывается как:

¬ ( А B ) . {\ displaystyle \ neg (A \ lor B).}

Поскольку было установлено, что ни A, ни B не истинны, из этого должно следовать, что и A не истинно, и B не истинно, что может быть записано непосредственно как:

( ¬ А ) ( ¬ B ) . {\ Displaystyle (\ neg A) \ клин (\ neg B).}

Если бы A или B были истинными, то дизъюнкция A и B была бы истинной, что сделало бы его отрицание ложным. Представленный на английском языке, это следует логике, что «поскольку две вещи ложны, также неверно и то, что любая из них истинна».

Работая в противоположном направлении, второе выражение утверждает, что A ложно, а B ложно (или, что то же самое, что «не A» и «не B» истинны). Зная это, дизъюнкция A и B также должна быть ложной. Таким образом, отрицание указанной дизъюнкции должно быть истинным, и результат идентичен первому утверждению.

Отрицание союза

Применение теоремы Де Моргана к конъюнкции очень похоже на ее применение к дизъюнкции как по форме, так и по обоснованию. Рассмотрим следующее утверждение: «неверно, что A и B истинны», которое записывается как:

¬ ( А B ) . {\ displaystyle \ neg (A \ land B).}

Для того, чтобы это утверждение было истинным, один или оба из A или B должны быть ложными, поскольку, если бы они оба были истинными, тогда соединение A и B было бы истинным, что делает его отрицание ложным. Таким образом, один (по крайней мере) или несколько из A и B должны быть ложными (или, что эквивалентно, одно или несколько из «not A» и «not B» должны быть истинными). Это можно записать прямо как,

( ¬ А ) ( ¬ B ) . {\ displaystyle (\ neg A) \ lor (\ neg B).}

Представленный на английском языке, это следует логике, что «поскольку неверно, что две вещи обе верны, по крайней мере одна из них должна быть ложной».

Снова работая в противоположном направлении, второе выражение утверждает, что по крайней мере одно из «не А» и «не В» должно быть истинным, или, что то же самое, что хотя бы одно из А и В должно быть ложным. Поскольку хотя бы один из них должен быть ложным, их соединение также будет ложным. Таким образом, отрицание указанной конъюнкции приводит к истинному выражению, и это выражение идентично первому утверждению.

Формальное доказательство

Здесь мы используем для обозначения дополнения к A. Доказательство, которое завершается за 2 шага путем доказательства обоих и. А {\ Displaystyle А ^ {\ дополнение}} ( А B ) знак равно А B {\ displaystyle (A \ cap B) ^ {\ complement} = A ^ {\ complement} \ чашка B ^ {\ complement}} ( А B ) А B {\ Displaystyle (А \ крышка В) ^ {\ комплемент} \ подстек А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент}} А B ( А B ) {\ Displaystyle А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент} \ substeq (А \ крышка В) ^ {\ комплемент}}

Часть 1

Пусть. Тогда. Икс ( А B ) {\ Displaystyle х \ в (А \ крышка В) ^ {\ комплемент}} Икс А B {\ displaystyle x \ not \ in A \ cap B}

Потому что должно быть так, что или. А B знак равно { у   |   у А у B } {\ Displaystyle А \ крышка В = \ {\, у \ | \ у \ в А \ клин у \ в В \, \}} Икс А {\ Displaystyle х \ not \ in A} Икс B {\ Displaystyle х \ not \ in B}

Если тогда так. Икс А {\ Displaystyle х \ not \ in A} Икс А {\ Displaystyle х \ в А ^ {\ комплемент}} Икс А B {\ Displaystyle х \ в А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент}}

Точно если, значит, так. Икс B {\ Displaystyle х \ not \ in B} Икс B {\ Displaystyle х \ в В ^ {\ дополнение}} Икс А B {\ Displaystyle х \ в А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент}}

Таким образом,; Икс ( Икс ( А B ) Икс А B ) {\ displaystyle \ forall x (x \ in (A \ cap B) ^ {\ complement} \ rightarrow x \ in A ^ {\ complement} \ cup B ^ {\ complement})}

то есть. ( А B ) А B {\ Displaystyle (А \ крышка В) ^ {\ комплемент} \ подстек А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент}}

Часть 2

Чтобы доказать обратное направление, допустим, а от противоречия - предположим. Икс А B {\ Displaystyle х \ в А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент}} Икс ( А B ) {\ Displaystyle х \ не \ в (А \ крышка В) ^ {\ комплемент}}

В соответствии с этим предположением, это должно быть так, что, Икс А B {\ displaystyle x \ in A \ cap B}

из этого следует, что и, и, таким образом, и. Икс А {\ displaystyle x \ in A} Икс B {\ displaystyle x \ in B} Икс А {\ Displaystyle х \ не \ в А ^ {\ комплемент}} Икс B {\ Displaystyle х \ не \ в В ^ {\ комплемент}}

Тем не менее, это означает, что противоречит предположению, что, Икс А B {\ Displaystyle х \ не \ в A ^ {\ complement} \ чашка B ^ {\ complement}} Икс А B {\ Displaystyle х \ в А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент}}

следовательно, предположение не должно быть верным, а это означает, что. Икс ( А B ) {\ Displaystyle х \ не \ в (А \ крышка В) ^ {\ комплемент}} Икс ( А B ) {\ Displaystyle х \ в (А \ крышка В) ^ {\ комплемент}}

Следовательно, Икс ( Икс А B Икс ( А B ) ) {\ displaystyle \ forall x (x \ in A ^ {\ complement} \ чашка B ^ {\ complement} \ rightarrow x \ in (A \ cap B) ^ {\ complement})}

то есть. А B ( А B ) {\ Displaystyle А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент} \ substeq (А \ крышка В) ^ {\ комплемент}}

Заключение

Если и, то ; на этом завершается доказательство закона Де Моргана. А B ( А B ) {\ Displaystyle А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент} \ substeq (А \ крышка В) ^ {\ комплемент}} ( А B ) А B {\ Displaystyle (А \ крышка В) ^ {\ комплемент} \ подстек А ^ {\ комплемент} \ чашка В ^ {\ комплемент}} ( А B ) знак равно А B {\ displaystyle (A \ cap B) ^ {\ complement} = A ^ {\ complement} \ чашка B ^ {\ complement}}

Аналогичным образом доказывается и другой закон Де Моргана. ( А B ) знак равно А B {\ Displaystyle (A \ чашка B) ^ {\ complement} = A ^ {\ complement} \ cap B ^ {\ complement}}

Обобщение двойственности Де Моргана

Законы Де Моргана в виде схемы с логическими вентилями

В расширениях классической логики высказываний двойственность все еще сохраняется (то есть для любого логического оператора всегда можно найти его двойственный), поскольку при наличии тождеств, управляющих отрицанием, всегда можно ввести оператор, который является двойственным по Де Моргану к оператору Другая. Это приводит к важному свойству логики, основанной на классической логике, а именно к существованию нормальных форм отрицания : любая формула эквивалентна другой формуле, где отрицание применяется только к нелогическим атомам формулы. Существование нормальных форм отрицания движет многими приложениями, например, в проектировании цифровых схем, где оно используется для управления типами логических вентилей, и в формальной логике, где необходимо найти конъюнктивную нормальную форму и дизъюнктивную нормальную форму логического элемента. формула. Компьютерные программисты используют их для упрощения или правильного отрицания сложных логических условий. Они также часто используются при вычислениях в элементарной теории вероятностей.

Пусть кто-то определяет двойственный к любому пропозициональному оператору P ( p, q,...), зависящий от элементарных предложений p, q,..., как оператор, определенный формулой п d {\ displaystyle {\ t_dv {P}} ^ {d}}

п d ( п , q , . . . ) знак равно ¬ п ( ¬ п , ¬ q , ) . {\ displaystyle {\ t_dv {P}} ^ {d} (p, q,...) = \ neg P (\ neg p, \ neg q, \ dots).}

Расширение предикатов и модальной логики

Эта двойственность может быть обобщена на кванторы, так, например, универсальный квантор и экзистенциальный квантор двойственны:

Икс п ( Икс ) ¬ [ Икс ¬ п ( Икс ) ] {\ Displaystyle \ forall х \, п (х) \ эквив \ нег [\ существует х \, \ нег Р (х)]}
Икс п ( Икс ) ¬ [ Икс ¬ п ( Икс ) ] {\ Displaystyle \ существует х \, п (х) \ эквив \ нег [\ forall х \, \ нег Р (х)]}

Чтобы связать эти кванторные двойственности с законами Де Моргана, создайте модель с небольшим количеством элементов в ее области D, например

D = { a, b, c }.

потом

Икс п ( Икс ) п ( а ) п ( б ) п ( c ) {\ Displaystyle \ forall х \, п (х) \ экв Р (а) \ земля Р (б) \ земля Р (с)}

а также

Икс п ( Икс ) п ( а ) п ( б ) п ( c ) . {\ Displaystyle \ существует х \, п (х) \ экв Р (а) \ лор Р (б) \ лор Р (с).}

Но, используя законы Де Моргана,

п ( а ) п ( б ) п ( c ) ¬ ( ¬ п ( а ) ¬ п ( б ) ¬ п ( c ) ) {\ Displaystyle P (a) \ земля P (b) \ земля P (c) \ эквив \ neg (\ neg P (a) \ lor \ neg P (b) \ lor \ neg P (c))}

а также

п ( а ) п ( б ) п ( c ) ¬ ( ¬ п ( а ) ¬ п ( б ) ¬ п ( c ) ) , {\ Displaystyle Р (а) \ лор П (б) \ лор Р (с) \ эквив \ отр (\ отр Р (а) \ земля \ отр Р (Ь) \ земля \ отр Р (с)),}

проверка двойственности кванторов в модели.

Затем двойственность кванторов может быть расширена до модальной логики, связывая операторы прямоугольника («обязательно») и ромба («возможно»):

п ¬ ¬ п , {\ Displaystyle \ Коробка п \ эквив \ Нег \ Алмаз \ Нег р,}
п ¬ ¬ п . {\ Displaystyle \ Бриллиант п \ эквив \ Нег \ Коробка \ Нег р.}

Применительно к алетическим модальностям возможности и необходимости Аристотель наблюдал этот случай, а в случае нормальной модальной логики связь этих модальных операторов с количественной оценкой можно понять, установив модели с использованием семантики Крипке.

В интуиционистской логике

Три из четырех следствий законов де Моргана имеют место в интуиционистской логике. В частности, у нас есть

¬ ( п Q ) ( ¬ п ) ( ¬ Q ) , {\ displaystyle \ neg (P \ lor Q) \ iff (\ neg P) \ land (\ neg Q),}

а также

( п Q ) ¬ ( ( ¬ п ) ( ¬ Q ) ) , {\ Displaystyle (п \ лор Q) \ rightarrow \ neg ((\ neg P) \ land (\ neg Q)),}
( п Q ) ¬ ( ( ¬ п ) ( ¬ Q ) ) , {\ Displaystyle (п \ земля Q) \ rightarrow \ neg ((\ neg P) \ lor (\ neg Q)),}
( ¬ п ) ( ¬ Q ) ¬ ( п Q ) {\ displaystyle (\ neg P) \ lor (\ neg Q) \ rightarrow \ neg (P \ land Q)}

в то время как обратное к последней импликации не выполняется в чистой интуиционистской логике и было бы эквивалентно закону слабого исключенного среднего.

¬ п ¬ ¬ п {\ displaystyle \ neg P \ lor \ neg \ neg P}

который можно использовать в качестве основы для промежуточной логики.

Смотрите также

использованная литература

внешние ссылки

Последняя правка сделана 2023-04-04 08:30:42
Содержание доступно по лицензии CC BY-SA 3.0 (если не указано иное).
Обратная связь: support@alphapedia.ru
Соглашение
О проекте