diff --git a/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.pdf b/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.pdf index 8b1a5ca..200fed0 100644 Binary files a/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.pdf and b/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.pdf differ diff --git a/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.tex b/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.tex index af41a8e..abc2a10 100644 --- a/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.tex +++ b/Logik und Logikprogrammierung - Cheatsheet.tex @@ -141,34 +141,28 @@ Die Aussagen werden durch ``Operatoren'' verbunden. - Für zusammengesetzten Aussagen verwenden wir $\varphi,\psi$ usw. - Durch die Wahl der erlaubten Operatoren erhält man unterschiedliche ``Logiken''. - Da der Wahrheitswert einer zusammengesetzten Aussage nur vom Wahrheitswert der Teilaussagen abhängen soll, sind Operatoren wie ``weil'' oder ``obwohl'' nicht zulässig. - \subsection{Syntax der Aussagenlogik} Eine atomare Formel hat die Form $p_i$ (wobei $i\in\mathbb{N}=\{0,1,...\}$). Formeln werden durch folgenden induktiven Prozess definiert: \begin{enumerate*} \item Alle atomaren Formeln und $\bot$ sind Formeln. - \item Falls $\varphi$ und $\psi$ Formeln sind, sind auch $(\varphi\wedge\psi),(\varphi\wedge\psi)$($\varphi \rightarrow\psi$) und $\lnot\varphi$Formeln. + \item Falls $\varphi$ und $\psi$ Formeln sind, sind auch $(\varphi\wedge\psi),(\varphi\wedge\psi)(\varphi \rightarrow\psi)$ und $\lnot\varphi$ Formeln. \item Nichts ist Formel, was sich nicht mittels der obigen Regeln erzeugen läßt. \end{enumerate*} - Beispielformel: $\lnot((\lnot p_4 \vee p_1)\wedge\bot)$ - Präzedenz der Operatoren: \begin{itemize*} \item $\leftrightarrow$ bindet am schwächsten - \item $\rightarrow$\ldots{} - \item $\vee$\ldots{} - \item $\wedge$\ldots{} - \item $\lnot$ bindet am stärksten + \item $\rightarrow$ Implikation\ldots{} + \item $\vee$ Disjunktion\ldots{} + \item $\wedge$ Konjunktion\ldots{} + \item $\lnot$ Falsum bindet am stärksten \end{itemize*} \subsection{Natürliches Schließen} Ein (mathematischer) Beweis zeigt, wie die Behauptung aus den Voraussetzungen folgt. - Analog zeigt ein ``Beweisbaum'' (=``Herleitung'' = ``Deduktion''), wie eine Formel der Aussagenlogik aus Voraussetzungen (ebenfalls Formeln der Aussagenlogik) folgt. + Analog zeigt ein ``Beweisbaum'' (=``Herleitung''), wie eine Formel der Aussagenlogik aus Voraussetzungen (ebenfalls Formeln der Aussagenlogik) folgt. Diese ``Deduktionen'' sind Bäume, deren Knoten mit Formeln beschriftet sind: \begin{itemize*} \item an der Wurzel steht die Behauptung (= Konklusion $\varphi$) @@ -177,171 +171,158 @@ \end{itemize*} \subsection{Konstruktion von Deduktionen} - Aus der Annahme der Aussage $\varphi$ folgt $\varphi$ unmittelbar: eine triviale Deduktion - + Aus der Annahme der Aussage $\varphi$ folgt $\varphi$ unmittelbar eine triviale Deduktion: $\varphi$ mit Hypothesen $\{\varphi\}$ und Konklusion $\varphi$. \subsubsection{Konjunktionseinführung} - Ist D eine Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$ und ist E eine Deduktion von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi\wedge\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\varphi$} - \AxiomC{$\psi$} - \RightLabel{\scriptsize ($\wedge I$)} - \BinaryInfC{$\varphi\wedge\psi$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$ und ist E eine Deduktion von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi\wedge\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\varphi$} + \AxiomC{$\psi$} + \RightLabel{\scriptsize ($\wedge I$)} + \BinaryInfC{$\varphi\wedge\psi$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsubsection{Konjunktionselimination} - Ist D eine Deduktion von $\varphi\wedge\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergeben sich die folgenden Deduktionen von $\varphi$ bzw. von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\varphi\wedge\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergeben sich die folgenden Deduktionen von $\varphi$ bzw. von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\varphi\wedge\psi$} - \RightLabel{\scriptsize ($\wedge E_1$)} - \UnaryInfC{$\varphi$} - \end{prooftree} - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\varphi\wedge\psi$} - \RightLabel{\scriptsize ($\wedge E_2$)} - \UnaryInfC{$\psi$} - \end{prooftree} + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\varphi\wedge\psi$} + \RightLabel{\scriptsize ($\wedge E_1$)} + \UnaryInfC{$\varphi$} + \end{prooftree} + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\varphi\wedge\psi$} + \RightLabel{\scriptsize ($\wedge E_2$)} + \UnaryInfC{$\psi$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsubsection{Implikationseinführung} - Ist D eine Deduktion von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\varphi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi\rightarrow\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\psi$} - \RightLabel(\scriptsize ($\rightarrow I)$) - \UnaryInfC{$\varphi\rightarrow\psi$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\varphi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi\rightarrow\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\psi$} + \RightLabel{\scriptsize ($\rightarrow I$)} + \UnaryInfC{$\varphi\rightarrow\psi$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsubsection{Implikationselimination oder modus ponens} - Ist D eine Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$ und ist E eine Deduktion von $\varphi\rightarrow\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\varphi$} - \AxiomC{$\varphi\rightarrow\psi$} - \RightLabel(\scriptsize ($\rightarrow E)$) - \BinaryInfC{$\varphi$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$ und ist E eine Deduktion von $\varphi\rightarrow\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\varphi$} + \AxiomC{$\varphi\rightarrow\psi$} + \RightLabel{\scriptsize ($\rightarrow E$)} + \BinaryInfC{$\varphi$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsubsection{Disjunktionselimination} - Ist D eine Deduktion von $\varphi\vee\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, ist E eine Deduktion von $\sigma$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\varphi\}$und ist F eine Deduktion von $\sigma$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\psi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\sigma$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\varphi\vee\psi$} - \AxiomC{$\sigma$} - \AxiomC{$\sigma$} - \RightLabel(\scriptsize ($\vee E)$) - \TrinaryInfC{$\sigma$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\varphi\vee\psi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, ist E eine Deduktion von $\sigma$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\varphi\}$und ist F eine Deduktion von $\sigma$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\psi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\sigma$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\varphi\vee\psi$} + \AxiomC{$\sigma$} + \AxiomC{$\sigma$} + \RightLabel{\scriptsize ($\vee E$)} + \TrinaryInfC{$\sigma$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsubsection{Negationseinführung} - Ist D eine Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\varphi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\lnot\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\bot$} - \RightLabel(\scriptsize ($\lnot I)$) - \UnaryInfC{$\varphi$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\varphi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\lnot\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\bot$} + \RightLabel{\scriptsize ($\lnot I$)} + \UnaryInfC{$\varphi$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsection{Negationselimination} - Ist D eine Deduktion von $\lnot\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$ und ist E eine Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\lnot\varphi$} - \AxiomC{$\varphi$} - \RightLabel(\scriptsize ($\lnot E)$) - \BinaryInfC{$\bot$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\lnot\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$ und ist E eine Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\lnot\varphi$} + \AxiomC{$\varphi$} + \RightLabel{\scriptsize ($\lnot E$)} + \BinaryInfC{$\bot$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsubsection{Falsum} - Ist D eine Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\bot$} - \RightLabel(\scriptsize ($\bot)$) - \UnaryInfC{$\varphi$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\bot$} + \RightLabel{\scriptsize ($\bot$)} + \UnaryInfC{$\varphi$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsubsection{reductio ad absurdum} - Ist D eine Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: - \begin{prooftree} - \AxiomC{$\bot$} - \RightLabel(\scriptsize ($raa)$) - \UnaryInfC{$\varphi$} - \end{prooftree} + \begin{multicols*}{2} + Ist D eine Deduktion von $\bot$ mit Hypothesen aus $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$, so ergibt sich die folgende Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen aus $\Gamma$: + \columnbreak + + \begin{prooftree} + \AxiomC{$\bot$} + \RightLabel{\scriptsize ($raa$)} + \UnaryInfC{$\varphi$} + \end{prooftree} + \end{multicols*} \subsection{Regeln des natürlichen Schließens} - \note{Definition}{Für eine Formelmenge $\Gamma$ und eine Formel $\varphi$ schreiben wir $\Gamma\Vdash\varphi$ wenn es eine Deduktion gibt mit Hypothesen aus $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$. Wir sagen "$\varphi$ ist eine syntaktische Folgerung von $\Gamma$". - Eine Formel $\varphi$ ist ein Theorem, wenn $\varnothing\Vdash\varphi$ gilt.} + \note{Definition}{Für eine Formelmenge $\Gamma$ und eine Formel $\varphi$ schreiben wir $\Gamma\Vdash\varphi$ wenn es eine Deduktion gibt mit Hypothesen aus $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$. Wir sagen ''$\varphi$ ist eine syntaktische Folgerung von $\Gamma$''. Eine Formel $\varphi$ ist ein Theorem, wenn $\varnothing\Vdash\varphi$ gilt.} - \subsubsection{Bemerkung} - $\Gamma\Vdash\varphi$ sagt (zunächst) nichts über den Inhalt der Formeln in $\Gamma\cup\{\varphi\}$ aus, sondern nur über die Tatsache, dass $\varphi$ mithilfe des natürlichen Schließens aus den Formeln aus $\Gamma$ hergeleitet werden kann. + $\Gamma\Vdash\varphi$ sagt nichts über den Inhalt der Formeln in $\Gamma\cup\{\varphi\}$ aus, sondern nur über die Tatsache, dass $\varphi$ mithilfe des natürlichen Schließens aus den Formeln aus $\Gamma$ hergeleitet werden kann. - Ebenso sagt "$\varphi$ ist Theorem" nur, dass $\varphi$ abgeleitet werden kann, über "Wahrheit" sagt dieser Begriff (zunächst) nichts aus. + Ebenso sagt ''$\varphi$ ist Theorem'' nur, dass $\varphi$ abgeleitet werden kann, über ''Wahrheit'' sagt dieser Begriff nichts aus. - \subsubsection{Satz} - Für alle Formeln $\varphi$ und $\psi$ gilt $\{\lnot(\varphi\vee\psi)\}\Vdash\lnot\varphi\wedge\lnot\psi$. + \note{Satz}{Für alle Formeln $\varphi$ und $\psi$ gilt $\{\lnot(\varphi\vee\psi)\}\Vdash\lnot\varphi\wedge\lnot\psi$.} + %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-1.png} - Beweis: Wir geben eine Deduktion an... - \begin{itemize*} - \item $\{\lnot\varphi\wedge\lnot\psi\}\Vdash\lnot(\varphi\vee\psi)$ - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-1.png) - \item $\{\lnot\varphi\vee\lnot\psi\}\Vdash\lnot(\varphi\wedge\psi)$ - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-2.png) - \item $\{\varphi\vee\psi\} \Vdash \psi\vee\varphi$ - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-3.png) - \end{itemize*} + \note{Satz}{Für jede Formel $\varphi$ ist $\lnot\lnot\varphi\rightarrow\varphi$ ein Theorem.} + %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-5.png} - \subsubsection{Satz} - Für jede Formel $\varphi$ ist $\lnot\lnot\varphi\rightarrow\varphi$ ein Theorem. - - Beweis: Wir geben eine Deduktion mit Konklusion $\lnot\lnot\varphi\rightarrow\varphi$ ohne Hypothesen an... - - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-5.png) - - \subsubsection{Satz} - Für jede Formel $\varphi$ ist $\varphi\vee\lnot\varphi$ ein Theorem. - - Beweis: Wir geben eine Deduktion mit Konklusion $\varphi\vee\lnot\varphi$ ohne Hypothesen an... - - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-6.png) - - Bemerkung: Man kann beweisen, dass jede Deduktion der letzten beiden Theoreme die Regel (raa) verwendet, sie also nicht "intuitionistisch" gelten. - - \subsubsection{Satz} - $\{\lnot(\varphi\wedge\psi)\}\Vdash\lnot\varphi\vee\lnot\psi$ - - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-4.png) + \note{Satz}{Für jede Formel $\varphi$ ist $\varphi\vee\lnot\varphi$ ein Theorem.} + %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-6.png} \subsection{Semantik} - Formeln sollen Verknüpfungen von Aussagen widerspiegeln, wir haben dies zur Motivation der einzelnen Regeln des natürlichen Schließens genutzt. - Aber die Begriffe "syntaktische Folgerung" und "Theorem" sind rein syntaktisch definiert. - - Erst die jetzt zu definierende "Semantik" gibt den Formeln "Bedeutung". + Formeln sollen Verknüpfungen von Aussagen widerspiegeln. Idee der Semantik: wenn man jeder atomaren Formel $p_i$ einen Wahrheitswertzuordnet, so kann man den Wahrheitswert jeder Formel berechnen. Es gibt verschiedene Möglichkeiten, Wahrheitswerte zu definieren: \begin{itemize*} - \item zweiwertige oder Boolesche Logik $B=\{0,1\}$: Wahrheitswerte "wahr"=1 und "falsch"= 0 - \item dreiwertige Kleene-Logik $K_3=\{0,\frac{1}{2},1\}$: zusätzlicher Wahrheitswert "unbekannt"$=\frac{1}{2}$ - \item Fuzzy-Logik $F=[0,1]$: Wahrheitswerte sind "Grad der Überzeugtheit" - \item unendliche Boolesche Algebra $B_R$= Menge der Teilmengen von $\mathbb{R}$; $A\subseteq\mathbb{R}$ ist "Menge der Menschen, die Aussage für wahr halten" + \item Boolesche Logik $B=\{0,1\}$: ''wahr''=1 und ''falsch''= 0 + \item dreiwertige Kleene-Logik $K_3=\{0,\frac{1}{2},1\}$: ''unbekannt''$=\frac{1}{2}$ + \item Fuzzy-Logik $F=[0,1]$: ''Grad der Überzeugtheit'' + \item unendliche Boolesche Algebra $B_R$= Menge der Teilmengen von $\mathbb{R}$ \item Heyting-Algebra $H_R$= Menge der offenen Teilmengen von $\mathbb{R}$ - \item Erinnerung: $A\subseteq\mathbb{R}$ offen, wenn $\forall a\in A\exists\epsilon >0:(a-\epsilon,a+\epsilon)\subseteq A$, d.h., wenn $A$ abzählbare Vereinigung von offenen Intervallen $(x,y)$ ist. \end{itemize*} - Beispiele: - \begin{itemize*} - \item offen: $(0,1), \mathbb{R}_{>0}, \mathbb{R}\backslash\{0\}, \mathbb{R}\backslash\mathbb{N}$ - \item nicht offen: $[1,2), \mathbb{R}_{\geq 0}, \mathbb{Q}, \mathbb{N}, \{\frac{1}{n} | n\in\mathbb{N}\}, \mathbb{R}\backslash\mathbb{Q}$ - \end{itemize*} - - - Sei W eine Menge von Wahrheitswerten.\\ - Eine W-Belegung ist eine Abbildung $B:V\rightarrow W$, wobei $V\subseteq\{p_0 ,p_1 ,...\}$ eine Menge atomarer Formeln ist. - - Die W-Belegung $B:V\rightarrow W$ paßt zur Formel $\phi$, falls alle atomaren Formeln aus $\phi$ zu V gehören. - - Sei nun B eine W-Belegung. Was ist der Wahrheitswert der Formel $p_0\vee p_1$ unter der Belegung B? - - Zur Beantwortung dieser Frage benötigen wir eine Funktion $\vee_W :W\times W\rightarrow W$ (analog für $\wedge,\rightarrow,\lnot$). - \subsection{Wahrheitswertebereiche} \note{Definition}{Sei W eine Menge und $R\subseteq W\times W$ eine binäre Relation. \begin{itemize*} @@ -352,13 +333,6 @@ \end{itemize*} } - Beispiel - \begin{enumerate*} - \item Sei $\leq$ übliche Ordnung auf $\mathbb{R}$und $W\subseteq\mathbb{R}$. Dann ist $(W,\leq)$ partiell geordnete Menge. - \item Sei $X$ eine Menge und $W\subseteq P(X)$. Dann ist $(W,\subseteq)$ partiell geordnete Menge. - \item Sei $W=P(\sum *)$ und $\leq_p$ die Relation "es gibt Polynomialzeitreduktion" (vgl. "Automaten, Sprachen und Komplexität"). Diese Relation ist reflexiv, transitiv, aber nicht antisymmetrisch (denn $3-SAT\leq_p HC$ und $HC\leq_p 3-SAT$). - \end{enumerate*} - \note{Definition}{Sei $(W,\leq)$ partiell geordnete Menge, $M\subseteq W$ und $a\in W$. \begin{itemize*} \item a ist obere Schranke von $M$, wenn $m\leq a$ für alle $m\in M$ gilt. @@ -368,24 +342,6 @@ \end{itemize*} } - Beispiel - \begin{enumerate*} - \item betrachte $(W,\leq)$ mit $W=\mathbb{R}$ und $\leq$ übliche Ordnung auf $\mathbb{R}$. - \begin{itemize*} - \item Dann gelten $sup[0,1] = sup(0,1) =1$. - \item $sup\ W$ existiert nicht (denn $W$ hat keine obere Schranke). - \end{itemize*} - \item betrachte $(W,\subseteq)$ mit $X$ Menge und $W =P(X)$. - \begin{itemize*} - \item $sup\ M=\bigcup_{A\in M} A$ für alle $M\subseteq W$ - \end{itemize*} - \item betrachte $(W,\subseteq)$ mit $W=\{\{0\},\{1\},\{0,1,2\},\{0,1,3\}\}$. - \begin{itemize*} - \item $sup\{\{0\},\{0,1,2\}\}=\{0,1,2\}$ - \item $\{0,1,2\}$ und $\{0,1,3\}$ sind die oberen Schranken von $M=\{\{0\},\{1\}\}$, aber $M$ hat kein Supremum - \end{itemize*} - \end{enumerate*} - \note{Definition}{ Ein (vollständiger) Verband ist eine partiell geordnete Menge $(W,\leq)$, in der jede Menge $M\subseteq W$ ein Supremum $sup\ M$ und ein Infimum $inf\ M$ hat.} In einem Verband $(W,\leq)$ definieren wir: \begin{itemize*} @@ -393,42 +349,44 @@ \item $a\wedge_W b= inf\{a,b\}$ und $a\vee_W b= sup\{a,b\}$ für $a,b\in W$ \end{itemize*} - Bemerkung: In jedem Verband $(W,\leq)$ gelten $0_W= sup\ \varnothing$ und $1_W= inf\ \varnothing$ (denn jedes Element von $W$ ist obere und untere Schranke von $\varnothing$). + In jedem Verband $(W,\leq)$ gelten $0_W= sup\ \varnothing$ und $1_W= inf\ \varnothing$ (jedes Element von $W$ ist obere und untere Schranke von $\varnothing$). - \note{Definition}{Ein Wahrheitswertebereich ist ein Tupel $(W,\leq,\rightarrow W,\lnot W)$, wobei $(W,\leq)$ ein Verband und $\rightarrow W:W^2 \rightarrow W$ und $\lnot W:W\rightarrow W$ Funktionen sind.} + \note{Definition}{Ein Wahrheitswertebereich ist ein Tupel $(W,\leq,\rightarrow W,\lnot W)$, wobei $(W,\leq)$ ein Verband und $W\rightarrow W:W^2 \rightarrow W$ und $\lnot W:W\rightarrow W$ Funktionen sind.} - \subsubsection{Beispiel} \begin{itemize*} - \item Der Boolesche Wahrheitswertebereich B ist definiert durch die Grundmenge $B=\{0,1\}$, die natürliche Ordnung $\leq$ und die Funktionen $\lnot_B (a) = 1-a$, $\rightarrow_B(a,b) = max(b, 1 -a)$. Hier gelten: + \item Boolesche Wahrheitswertebereich B mit Grundmenge $B=\{0,1\}$ \begin{itemize*} - \item $0_B=0$, $1_B= 1$, - \item $a\wedge_B b= min(a,b)$, $a\vee_B b= max(a,b)$ + \item $\lnot_B (a) = 1-a,\quad\rightarrow_B(a,b) = max(b, 1 -a)$ + \item $0_B=0,\quad 1_B= 1$, + \item $a\wedge_B b= min(a,b),\quad a\vee_B b= max(a,b)$ \end{itemize*} - \item Der Kleenesche Wahrheitswertebereich $K_3$ ist definiert durch die Grundmenge $K_3=\{0,\frac{1}{2},1\}$ mit der natürlichen Ordnung $\leq$ und durch die Funktionen $\lnot_{K_3} (a) = 1 -a $, $\rightarrow_{K_3} (a,b) = max(b, 1-a)$. Hier gelten: + \item Kleenesche Wahrheitswertebereich $K_3=\{0,\frac{1}{2},1\}$ \begin{itemize*} - \item $\lnot_{K_3} = 0$, $1_{K_3} = 1$ - \item $a\wedge_{K_3} b= min(a,b)$, $a\vee_{K_3} b= max(a,b)$ + \item $\lnot_{K_3} (a) = 1 -a,\quad \rightarrow_{K_3} (a,b) = max(b, 1-a)$ + \item $\lnot_{K_3} = 0,\quad 1_{K_3} = 1$ + \item $a\wedge_{K_3} b= min(a,b),\quad a\vee_{K_3} b= max(a,b)$ \end{itemize*} - \item Der Wahrheitswertebereich F der Fuzzy-Logik ist definiert durch die Grundmenge $F=[0,1]\subseteq\mathbb{R}$ mit der natürlichen Ordnung $\leq$ und durch die Funktionen $\lnot_F (a) = 1-a$, $\rightarrow_F (a,b) = max(b, 1-a)$. Hier gelten: + \item Fuzzy-Logik ist definiert durch Grundmenge $F=[0,1]\subseteq\mathbb{R}$ \begin{itemize*} - \item $0_F= 0$, $1_F= 1$ - \item $a\wedge_F b= min(a,b)$, $a\vee_F b= max(a,b)$ + \item $\lnot_F (a) = 1-a,\quad\rightarrow_F (a,b) = max(b, 1-a)$ + \item $0_F= 0,\quad 1_F= 1$ + \item $a\wedge_F b= min(a,b),\quad a\vee_F b= max(a,b)$ \end{itemize*} - \item Der Boolesche Wahrheitswertebereich $B_R$ ist definiert durch die Grundmenge $B_R=\{A|A\subseteq \mathbb{R}\}$ mit der Ordnung $\subseteq$ und durch die Funktionen $\lnot_{B_R} (A) =\mathbb{R}\backslash A$, $\rightarrow_{B_R} (A,B) = B\cup\mathbb{R}\backslash A$. Hier gelten: + \item Boolesche Wahrheitswertebereich $B_R=\{A|A\subseteq \mathbb{R}\}$ \begin{itemize*} - \item $0_{B_R}=\varnothing$, $1_{B_R}=\mathbb{R}$ - \item $A\wedge_{B_R} B=A\cap B$, $A\vee_{B_R} B=A\cup B$ + \item $\lnot_{B_R} (A) =\mathbb{R}\backslash A,\quad \rightarrow_{B_R} (A,B) = B\cup\mathbb{R}\backslash A$ + \item $0_{B_R}=\varnothing,\quad 1_{B_R}=\mathbb{R}$ + \item $A\wedge_{B_R} B=A\cap B,\quad A\vee_{B_R} B=A\cup B$ \end{itemize*} - \item Der Heytingsche Wahrheitswertebereich $H_R$ ist definiert durch die Grundmenge $H_{mathbb{R}} =\{A\subseteq\mathbb{R} | \text{A ist offen}\}$, die Ordnung $\subseteq$ und durch die Funktionen $\lnot_{H_R} (A) = Inneres(\mathbb{R}\backslash A)$, $\rightarrow_{H_R} (A,B) =Inneres(B\cup \mathbb{R}\backslash A)$. Hier gelten: + \item Heytingsche Wahrheitswertebereich $H_{\mathbb{R}} =\{A\subseteq\mathbb{R} | \text{A ist offen}\}$ \begin{itemize*} - \item $0_{H_R}=\varnothing$, $1_{H_R}=\mathbb{R}$ - \item $A\wedge_{H_R} B= A\cap B$, $A\vee_{H_R} B=A\cup B$ - \item Erinnerung: $Inneres(A) =\{a\in A|\exists \epsilon > 0 : (a-\epsilon,a+\epsilon)\subseteq A\}$ - \item Beispiele: $Inneres((0,1))=(0,1)=Inneres([0,1]),Inneres(N)=\varnothing,Inneres(\mathbb{R}_{\geq 0}) = \mathbb{R}_{> 0}$ + \item $\lnot_{H_R} (A) = Inneres(\mathbb{R}\backslash A),\quad \rightarrow_{H_R} (A,B) =Inneres(B\cup \mathbb{R}\backslash A)$ + \item $0_{H_R}=\varnothing,\quad 1_{H_R}=\mathbb{R}$ + \item $A\wedge_{H_R} B= A\cap B,\quad A\vee_{H_R} B=A\cup B$ + \item $Inneres(A) =\{a\in A|\exists \epsilon > 0 : (a-\epsilon,a+\epsilon)\subseteq A\}$ \end{itemize*} \end{itemize*} - Sei W ein Wahrheitswertebereich und B eine W-Belegung. Induktiv über den Formelaufbau definieren wir den Wahrheitswert $\hat{B}(\phi)\in W$ jeder zu $B$ passenden Formel $\phi$: \begin{itemize*} \item $\hat{B}(\bot) = 0_W$ @@ -439,233 +397,47 @@ \item $\hat{B}(\lnot\phi) = \lnot W(\hat{B}(\phi))$ \end{itemize*} - Wir schreiben im folgenden $B(\phi)$ anstatt $\hat{B}(\phi)$. - - Beispiel: Betrachte die Formel $\phi= ((p\wedge q)\rightarrow (q\wedge p))$. - \begin{itemize*} - \item Für eine beliebige B-Belegung $B:\{p,q\}\rightarrow B$ gilt $B((p\wedge q)\rightarrow (q\wedge p)) = max(B(q\wedge p), 1 -B(p\wedge q)) = max(min(B(q),B(p)), 1 -min(B(p),B(q))) = 1 = 1_B$ - \item Für die $K_3$-Belegung $B:\{p,q\}\rightarrow K_3$ mit $B(p) =B(q) = \frac{1}{2}$ gilt $B((p\wedge q)\rightarrow (q\wedge p)) = max(B(q\wedge p), 1 -B(p\wedge q))= max(min(B(q),B(p)), 1 -min(B(p),B(q))) = \frac{1}{2} \not= 1_{K_3}$ - \item analog gibt es eine F-Belegung $B:\{p,q\}\rightarrow F$, so dass $B((p\wedge q)\rightarrow (q\wedge p)) \not = 1_F$ gilt. - \item Für eine beliebige $H_{mathbb{R}}$-Belegung $B:\{p,q\}\rightarrow H_R$ gilt $B((p\wedge q)\rightarrow (q\wedge p)) = Inneres(B(q\wedge p)\cup \mathbb{R}\backslash B(p\wedge q)) = Inneres((B(q)\cap B(p))\cup \mathbb{R}\backslash (B(p)\cap B(q))) = Inneres(\mathbb{R}) = \mathbb{R} = 1_{H_R}$ - \end{itemize*} - \subsection{Folgerung und Tautologie} Sei W ein Wahrheitswertebereich. - Eine Formel $\phi$ heißt eine W-Folgerung der Formelmenge $\Gamma$, falls für jede W-Belegung B, die zu allen Formeln aus $\Gamma \cup\{\phi\}$ paßt, gilt: - $inf\{B(\gamma )|\gamma \in \Gamma \}\leq B(\phi)$ + Eine Formel $\phi$ heißt eine W-Folgerung der Formelmenge $\Gamma$, falls für jede W-Belegung B, die zu allen Formeln aus $\Gamma \cup\{\phi\}$ paßt, gilt: $inf\{B(\gamma )|\gamma \in \Gamma \}\leq B(\phi)$ Wir schreiben $\Gamma \Vdash W\phi$, falls $\phi$ eine W-Folgerung von $\Gamma$ ist. - Bemerkung: Im Gegensatz zur Beziehung $\Gamma \vdash \phi$, d.h. zur syntaktischen Folgerung, ist $\Gamma \Vdash W \phi$ eine semantische Beziehung. - - Eine W-Tautologie ist eine Formel $\phi$ mit $\varnothing \Vdash W\phi$, d.h. $B(\phi) = 1_W$ für alle passenden W-Belegungen B (denn $inf\{\hat{B}(\gamma )|\gamma \in \varnothing \}= inf \varnothing = 1_W)$. - - Wahrheitstafel für den Booleschen Wahrheitswertebereich B: - - | RL | AK | BK | $AK\vee BK$ | $AK\rightarrow BK$ | $(BK\wedge RL)\rightarrow\lnot AK$ | RL | $\lnot AK$ | - | --- | --- | --- | ----------- | ------------------ | ---------------------------------- | --- | ---------- | - | 0 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 0 | 1 | - | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 0 | 1 | - | 0 | 1 | 0 | 1 | 0 | 1 | 0 | 0 | - | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | - | 1 | 0 | 0 | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | - | 1 | 0 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | - | 1 | 1 | 0 | 1 | 0 | 1 | 1 | 0 | - | 1 | 1 | 1 | 1 | 1 | 0 | 1 | 0 | - - - Wir erhalten also $\{(AK\vee BK),(AK\rightarrow BK), ((BK\wedge RL)\rightarrow \lnot AK),RL\} \Vdash_B \lnot AK$ - und können damit sagen: - - "Wenn die Aussagen "Bauteil A oder Bauteil B ist kaputt" und "daraus, dass Bauteil A kaputt ist, folgt, dass Bauteil B kaputt ist" und... wahr sind, ... dann kann man die Folgerung ziehen: die Aussage "das Bauteil A ist heil" ist wahr." - - Erinnerung aus der ersten Vorlesung: $\{(AK\vee BK),(AK\rightarrow BK), ((BK\wedge RL)\rightarrow \lnot AK),RL\} \vdash \lnot AK$ - - Beispiel - Sei $\phi$ beliebige Formel mit atomaren Formeln in V. - \begin{itemize*} - \item Sei $B:V\rightarrow B$ eine B-Belegung. Dann gilt - $B(\lnot\lnot\phi\rightarrow\phi) = \rightarrow B(\lnot B\lnot B(B(\phi)),B(\phi)) = max(B(\phi), 1 -( 1 -( 1 -B(\phi)))) = max(B(\phi), 1 -B(\phi)) = 1 = 1_B$. - Also ist $\lnot\lnot\phi\rightarrow\phi$ eine B-Tautologie (gilt ebenso für den Wahrheitswertebereich $B_R$). - \item Sei $B:V\rightarrow H_R$ eine $H_R$-Belegung mit $B(\phi) =R\backslash\{0\}$. Dann gelten - \begin{itemize*} - \item $B(\lnot\phi) = Inneres(\mathbb{R}\backslash B(\phi)) = Inneres(\{0\}) =\varnothing$ - \item $B(\lnot\lnot\phi) = Inneres(\mathbb{R}\backslash B(\lnot\phi)) = Inneres(\mathbb{R}) = \mathbb{R}$ - \item $B(\lnot\lnot\phi\rightarrow\phi) = \rightarrow_{H_R} (B(\lnot\lnot\phi),B(\phi)) = \rightarrow_{H_R} (\mathbb{R},\mathbb{R}\backslash \{0\}) = Inneres(\mathbb{R}\backslash\{0\}\cup\mathbb{R}\backslash\mathbb{R}) = \mathbb{R}\backslash\{0\}\not =\mathbb{R}= 1_{H_R}$ - Also ist $\lnot\lnot\phi\rightarrow\phi$ keine $H_R$-Tautologie (gilt ebenso für die Wahrheitswertebereiche $K_3$ und $F$). - \end{itemize*} - \item Sei $B:V\rightarrow B$ eine B-Belegung. Dann gilt $B(\phi\vee\lnot\phi) = max(B(\phi), 1 -B(\phi)) = 1 = 1_B$. - Also ist $\phi\vee\lnot\phi$ eine B-Tautologie (gilt ebenso für den Wahrheitswertebereich $B_R$). - \item Sei $B:V\rightarrow H_R$ eine $H_R$-Belegung mit $B(\phi)=\mathbb{R}\backslash\{0\}$. Dann gilt - $B(\phi\vee\lnot\phi) = B(\phi)\cup B(\lnot\phi) = \mathbb{R}\backslash\{0\}\cup \varnothing \not= 1_{H_R}$. - Also ist $\phi\vee\lnot\phi$ keine $H_R$-Tautologie (gilt ebenso für die Wahrheitswertebereiche $K_3$ und $F$). - \item Sei $B:V\rightarrow B$ eine B-Belegung. Dann gilt - $B(\lnot\phi\rightarrow\bot) = \rightarrow_B(B(\lnot\phi),B(\bot)) = max(0,1-B(\lnot \phi)) = 1 -( 1 -B(\phi)) =B(\phi)$. - Also haben wir $\{\lnot\phi\rightarrow\bot\}\Vdash B\phi$ und $\{\phi\}\Vdash B\lnot \phi\rightarrow\bot$. - \begin{itemize*} - \item Ebenso erhält man: - \item $\{\lnot\phi\rightarrow\bot\}\Vdash_{K_3} \phi$ - \item $\{\phi\}\Vdash_{K_3} \lnot\phi\rightarrow\bot$ - \item $\{\lnot\phi\rightarrow\bot\}\Vdash_F\phi$ - \item $\{\phi\}\Vdash F\lnot\phi\rightarrow\bot$ - \end{itemize*} - \item Sei $B:D\rightarrow H_R$ eine $H_R$-Belegung mit $B(\phi) =\mathbb{R}\backslash\{0\}$. Dann gilt - $B(\lnot\phi\rightarrow\bot) = Inneres(B(\bot )\cup \mathbb{R}\backslash B(\lnot\phi))= Inneres(\varnothing \cup \mathbb{R}\backslash\varnothing)= \mathbb{R} \not\supseteq B(\phi)$. - also $\{\lnot\phi\rightarrow\bot\}\not\Vdash_{H_R} \phi$. - Es gilt aber $\{\phi\}\Vdash_{H_R}\lnot \phi\rightarrow\bot$. - \end{itemize*} - - Zusammenfassung der Beispiele - - | | B | $B_R$ | $K_3$ | F | $H_R$ | | - | -------------------------------------------------- | --- | ----- | ----- | --- | ----- | ------------------------------------------------- | - | $\varnothing\Vdash_W\lnot\lnot\phi\rightarrow\phi$ | Y | Y | - | - | - | $\varnothing\vdash \lnot\lnot\phi\rightarrow\phi$ | - | $\varnothing\Vdash_W\phi\vee\lnot\phi$ | Y | Y | - | - | - | $\varnothing\vdash\phi\vee\lnot\phi$ | - | $\{\lnot\phi\rightarrow\bot\}\Vdash_W\phi$ | Y | Y | Y | Y | - | $\{\lnot\phi\rightarrow\bot\}\vdash\phi$ | - | $\{\phi\}\Vdash_W\lnot\phi\rightarrow\bot$ | Y | Y | Y | Y | Y | $\{\phi\}\vdash\lnot\phi\rightarrow\bot$ | - - \begin{itemize*} - \item $Y$ in Spalte W:W-Folgerung gilt - \item $-$ in Spalte W:W-Folgerung gilt nicht - \end{itemize*} - - - \note{Überblick}{Wir haben definiert - \begin{itemize*} - \item $\Gamma\vdash\phi$ syntaktische Folgerung - \begin{itemize*} - \item Theorem ("hypothesenlos ableitbar") - \end{itemize*} - \item $\Gamma\Vdash_W \phi$ (semantische) W-Folgerung - \begin{itemize*} - \item W-Tautologie ("wird immer zu $1_W$ ausgewertet") - \end{itemize*} - \end{itemize*} - } - Frage: Was ist die Beziehung zwischen diesen Begriffen, insbes. zwischen "Theorem" und "W-Tautologie"? Da z.B. B-Folgerung $\not =K_3$-Folgerung, hängt die Anwort von W ab. + Eine W-Tautologie ist eine Formel $\phi$ mit $\varnothing \Vdash W\phi$, d.h. $B(\phi) = 1_W$ für alle passenden W-Belegungen B. \subsection{Korrektheit} - Können wir durch mathematische Beweise zu falschen Aussagenkommen? - - Können wir durch das natürliche Schließen zu falschen Aussagen kommen? - - Existiert eine Menge $\Gamma$ von Formeln und eine Formel $\varphi$ mit $\Gamma\vdash\varphi$ und $\Gamma\not\Vdash_W \varphi$? Für welche Wahrheitswertebereiche W? - - Frage für diese Vorlesung: Für welche Wahrheitswertebereiche W gilt - $\Gamma\vdash\varphi\Rightarrow\Gamma\vdash_W \varphi$ - bzw. - $\varphi$ ist Theorem $\Rightarrow\varphi$ ist W-Tautologie? - - Beispiel: Betrachte den Kleeneschen Wahrheitswertebereich $K_3$. - \begin{itemize*} - \item Sei $p$ atomare Formel. - $\frac{[p]^4}{p\rightarrow p}$ - Also gilt $\varnothing\vdash p\rightarrow p$, d.h. $p\rightarrow p$ ist Theorem. - \item Sei $B$ $K_3$-Belegung mit $B(p)=\frac{1}{2}$. Dann gilt $B(p\rightarrow p) = max(B(p), 1-B(p)) =\frac{1}{2}$, also $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\varnothing\}= 1 >\frac{1}{2} = B(p\rightarrow p)$. - \end{itemize*} - Damit haben wir gezeigt $\varnothing\not\Vdash_{K_3} p\rightarrow p$. - - Die Implikation $\Gamma\vdash\varphi\Rightarrow\Gamma\vdash_W \varphi$ gilt also NICHT für den Kleeneschen Wahrheitswertebereich $W=K_3$ und damit auch NICHT für den Wahrheitswertebereich der Fuzzy-Logik $F$. \note{Korrektheitslemma für nat. Schließen \& Wahrheitswertebereich B}{Sei $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in der Menge $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$. Dann gilt $\Gamma\vdash_B \varphi$, d.h. $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\varphi)$ für alle passenden B-Belegungen $B$.} Beweis: Induktion über die Größe der Deduktion $D$ (d.h. Anzahl der Regelanwendungen). - \begin{itemize*} - \item I.A.: die kleinste Deduktion $D$ hat die Form $\varphi$ mit Hypothese $\varphi$ und Konklusion $\varphi$. Sei $B$ passendeB-Belegung. Hypothesen von $D$ in $\Gamma\Rightarrow\varphi\in\Gamma\Rightarrow inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\varphi)\Rightarrow\Gamma\vdash_B \varphi$ - \item I.V.: Behauptung gelte für alle Deduktionen, die kleiner sind als $D$. - \item I.S.: Wir unterscheiden verschiedene Fälle, je nachdem, welche Regel als letzte angewandt wurde. - \begin{itemize*} - \item $(\wedge I)$ Die Deduktion hat die Form $\frac{\alpha\quad\beta}{\alpha\wedge\beta}$ - mit $\varphi=\alpha\wedge\beta$. Sei $B$ passende B-Belegung. Nach IV gelten $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\alpha)$ und $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\beta)$ - und damit - $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\alpha)\wedge_B B(\beta)=B(\alpha\wedge\beta) =B(\varphi)$. - Da $B$ beliebig war, haben wir $\Gamma\vdash_B \varphi$ gezeigt. - \item $(\vee E)$ Die Deduktion $D$ hat die Form $\frac{\alpha\vee\beta\quad\phi\quad\phi}{\phi}$ - Also gibt es Deduktion $E$ mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\alpha\vee\beta$ und Deduktionen $F$ und $G$ mit Hypothesen in $\Gamma\cup\{\alpha\}$ bzw. $\Gamma\cup\{\beta\}$ und Konklusion $\varphi$. Sei $B$ passende B-Belegung. Nach IV gelten - $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\alpha\vee\beta)$ (1) - $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\cup\{\alpha\}\}\leq B(\varphi)$ (2) - $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\cup\{\beta\}\}\leq B(\varphi)$ (3) - Wir unterscheiden zwei Fälle: - \begin{itemize*} - \item $B(\alpha)\leq B(\beta)$: - $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\alpha\vee\beta) =B(\alpha)\vee_B B(\beta) =B(\beta)$ impliziert - $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}= inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\cup\{\beta\}\}\leq B(\varphi)$ - \item $B(\alpha)>B(\beta)$: analog - Da $B$ beliebig war, haben wir $\Gamma\vdash_B \varphi$ gezeigt. - \end{itemize*} - \item $(\rightarrow I)$ Die DeduktionDhat die Form $\frac{\beta}{\alpha\rightarrow\beta}$ - mit $\varphi=\alpha\rightarrow\beta$. Sei $B$ eine passende B-Belegung. Nach IV gilt - $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\cup\{\alpha\}\}\leq B(\beta)$ - Wir unterscheiden wieder zwei Fälle: - \begin{itemize*} - \item $B(\alpha)=0:inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq 1 =\rightarrow_B(B(\alpha),B(\beta)) = B(\alpha\rightarrow\beta) =B(\varphi)$ - \item $B(\alpha)=1:inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}=inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\cup\{\alpha\}\}\leq B(\beta) =\rightarrow_B (B(\alpha),B(\beta)) = B(\alpha\rightarrow\beta) =B(\varphi)$ - Da $B$ beliebig war, habe wir $\Gamma\vdash_B \varphi$ gezeigt. - \end{itemize*} - \item $(raa)$ Die DeduktionDhat die Form $\frac{\bot}{\phi}$ - Sei $B$ eine passende B-Belegung. Nach IV gilt $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}\}\leq B(\bot) = 0$. - Wir unterscheiden wieder zwei Fälle: - \begin{itemize*} - \item $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}=0$: dann gilt $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}\leq B(\varphi)$. - \item $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}=1$: Wegen $inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}\}=0$ folgt $0 =B(\lnot\varphi)=\lnot_B (B(\varphi))$ und daher $B(\varphi)=1\geq inf\{B(\gamma)|\gamma\in\Gamma\}$. - Da $B$ beliebig war, haben wir $\Gamma\vdash_B \varphi$ gezeigt. - \end{itemize*} - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - Ist die letzte Schlußregel in der Deduktion $D$ von der Form $(\wedge I), (\vee E), (\rightarrow I)$ oder $(raa)$, so haben wir die Behauptung des Lemmas gezeigt. Analog kann dies für die verbleibenden Regeln getan werden. + Ist die letzte Schlußregel in der Deduktion $D$ von der Form $(\wedge I), (\vee E), (\rightarrow I)$ oder $(raa)$, so ist die Behauptung des Lemmas gezeigt. \note{Korrektheitssatz für natürliches Schließen \& Wahrheitswertebereich $B$}{Für jede Menge von Formeln $\Gamma$ und jede Formel $\varphi$ gilt $\Gamma\vdash\varphi\Rightarrow\Gamma\vdash_B\varphi$.} Beweis: Wegen $\Gamma\vdash\varphi$ existiert eine Deduktion $D$ mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$. Nach dem Korrektheitslemma folgt $\Gamma\vdash_B \varphi$. + \note{Korollar}{Jedes Theorem ist eine B-Tautologie.} + \note{Korrektheitssatz für natürliches Schließen \& Wahrheitswertebereich $B$}{Für jede Menge von Formeln $\Gamma$ und jede Formel $\varphi$ gilt $\Gamma\vdash\varphi\Rightarrow\Gamma\vdash_{B_\mathbb{R}}\varphi$.} - \note{Korollar: Jedes Theorem ist eine B-Tautologie.}{Korrektheitssatz für natürliches Schließen \& Wahrheitswertebereich $B$ - Für jede Menge von Formeln $\Gamma$ und jede Formel $\varphi$ gilt $\Gamma\vdash\varphi\Rightarrow\Gamma\vdash_{B_\mathbb{R}}\varphi$.} - - Beweis: - \begin{enumerate*} - \item Variante: verallgemeinere den Beweis von Korrektheitslemma und Korrektheitssatz für $B$ auf $B_\mathbb{R}$ (Problem: wir haben mehrfach ausgenutzt, dass $B=\{0,1\}$ mit $0<1$) - \item Variante: Folgerung aus Korrektheitssatz für $B$. - \end{enumerate*} + Beweis: verallgemeinere den Beweis von Korrektheitslemma und Korrektheitssatz für $B$ auf $B_\mathbb{R}$ (Problem: wir haben mehrfach ausgenutzt, dass $B=\{0,1\}$ mit $0<1$) \note{Korollar}{Jedes Theorem ist eine $B_\mathbb{R}$-Tautologie.} - \note{Korrektheitslemma für nat. Schließen \& Wahrheitswertebereich $H_{mathbb{R}}$ }{Sei $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in der Menge $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regel $(raa)$ nicht verwendet. Dann gilt $\Gamma\vdash_{H_\mathbb{R}}\varphi$.} + \note{Korrektheitslemma für nat. Schließen \& Wahrheitswertebereich $H_{\mathbb{R}}$ }{Sei $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in der Menge $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regel $(raa)$ nicht verwendet. Dann gilt $\Gamma\vdash_{H_\mathbb{R}}\varphi$.} Beweis: ähnlich zum Beweis des Korrektheitslemmas für den Wahrheitswertebereich B. Nur die Behandlung der Regel $(raa)$ kann nicht übertragen werden. - Beispiel: Sei $p$ eine atomare Formel. - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-7.png) - Also gilt $\{\lnot\lnot p\}\vdash p$, d.h. $p$ ist syntaktische Folgerung von $\lnot\lnot p$. - \begin{itemize*} - \item Sei $B$ $H_{mathbb{R}}$-Belegung mit $B(p)=\mathbb{R}\backslash\{0\}$. - \item $\Rightarrow B(\lnot\lnot p) =\mathbb{R}\not\subseteq \mathbb{R}\backslash\{0\}=B(p)$ - \item $\Rightarrow\lnot\lnot p\not\Vdash_{H_{mathbb{R}}} p$, d.h. $p$ ist keine $H_{mathbb{R}}$ -Folgerung von $\lnot\lnot p$. - \end{itemize*} + \note{Korrektheitssatz für nat. Schließen \& Wahrheitswertebereich $H_{\mathbb{R}}$ }{Für jede Menge von Formeln $\Gamma$ und jede Formel $\varphi$ gilt $\Gamma\vdash\varphi$ ohne $(raa)$ $\Rightarrow\Gamma\vdash_{H_{\mathbb{R}}}\varphi$.} - \note{Korrektheitssatz für nat. Schließen \& Wahrheitswertebereich $H_{mathbb{R}}$ }{Für jede Menge von Formeln $\Gamma$ und jede Formel $\varphi$ gilt $\Gamma\vdash\varphi$ ohne $(raa)$ $\Rightarrow\Gamma\vdash_{H_{mathbb{R}}}\varphi$.} - - \note{Korollar}{Jedes $(raa)$-frei herleitbare Theorem ist eine $H_{mathbb{R}}$-Tautologie.} + \note{Korollar}{Jedes $(raa)$-frei herleitbare Theorem ist eine $H_{\mathbb{R}}$-Tautologie.} Folgerung: Jede Deduktion der Theoreme $\lnot\lnot\varphi\rightarrow\varphi$ und $\varphi\vee\lnot\varphi$ ohne Hypothesen verwendet $(raa)$. - \subsection{Vollständigkeit} - Können wir durch mathematische Beweise zu allen korrekten Aussagen kommen? - - Können wir durch das natürliche Schließen zu allen korrekten Aussagen kommen? - - Existiert eine Menge $\Gamma$ von Formeln und eine Formel $\varphi$ mit $\Gamma\vdash_W\varphi$ und $\Gamma\not\vdash\varphi$? Für welche Wahrheitswertebereiche $W$? - - Frage für diese Vorlesung: Für welche Wahrheitswertebereiche $W$ gilt $\Gamma\vdash_W \varphi\Rightarrow\Gamma\vdash\varphi$ bzw. $\varphi$ ist $W$-Tautologie $\Rightarrow\varphi$ ist Theorem? - - \subsubsection{Plan} \begin{itemize*} - \item Sei $W$ einer der Wahrheitswertebereiche $B,K_3 ,F ,B_\mathbb{R}, H_{mathbb{R}}$. - \item z.z. ist $\Gamma\vdash_W\varphi\Rightarrow\Gamma\vdash\varphi$. - \item dies ist äquivalent zu $\Gamma\not\vdash\varphi\Rightarrow\Gamma\not\Vdash_W \varphi$. - \item hierzu gehen wir folgendermaßen vor: + \item Sei $W$ einer der Wahrheitswertebereiche $B,K_3 ,F ,B_\mathbb{R}, H_{\mathbb{R}}$ + \item z.z. ist $\Gamma\vdash_W\varphi\Rightarrow\Gamma\vdash\varphi$ + \item dies ist äquivalent zu $\Gamma\not\vdash\varphi\Rightarrow\Gamma\not\Vdash_W \varphi$ \begin{itemize*} \item $\Gamma \not\Vdash_W\varphi$ \item $\Leftrightarrow$ $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ konsistent @@ -682,93 +454,21 @@ \note{Lemma}{Sei $\Gamma$ eine Menge von Formeln und $\varphi$ eine Formel. Dann gilt $\Gamma\not\vdash\varphi \Leftrightarrow \Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ konsistent.} - Beweis: Wir zeigen "$\Gamma\vdash\varphi\Leftrightarrow \Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ inkonsistent": - \begin{itemize*} - \item Richtung "$\Rightarrow$", gelte also $\Gamma \vdash \varphi$. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow$ es gibt Deduktion $D$ mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$ - \item $\Rightarrow$ Wir erhalten die folgende Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ und Konklusion $\bot$: $\frac{\lnot\varphi\quad\varphi}{\bot}$ - \item $\Rightarrow\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}\vdash\bot$, d.h.$\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ ist inkonsistent. - \end{itemize*} - \item Richtung "$\Leftarrow$", sei also $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ inkonsistent. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow$ Es gibt Deduktion $D$ mit Hypothesen in $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ und Konklusion $\bot$. - \item $\Rightarrow$ Wir erhalten die folgende Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$: $\frac{\bot}{\varphi}$ - \item $\Gamma\vdash\varphi$ - \end{itemize*} - \end{itemize*} - \subsubsection{Maximal konsistente Mengen} - \note{Definition}{Eine Formelmenge $\Delta$ ist maximal konsistent, wenn sie konsistent ist und wenn gilt "$\sum\supseteq\Delta$ konsistent $\Rightarrow\sum = \Delta$".} + \note{Definition}{Eine Formelmenge $\Delta$ ist maximal konsistent, wenn sie konsistent ist und wenn gilt ''$\sum\supseteq\Delta$ konsistent $\Rightarrow\sum = \Delta$''.} \note{Satz}{Jede konsistente Formelmenge $\Gamma$ ist in einer maximal konsistenten Formelmenge $\Delta$ enthalten.} - Beweis: Sei $\varphi_1,\varphi_2,...$ eine Liste aller Formeln (da wir abzählbar viele atomare - Formeln haben, gibt es nur abzählbar viele Formeln) - - Wir definieren induktiv konsistente Mengen $\Gamma_n$: - \begin{itemize*} - \item Setze $\Gamma_1 = \Gamma$ - \item Setze $\Gamma_{n+1}= \begin{cases} \Gamma_n\cup\{\varphi_n\}\quad\text{ falls diese Menge konsistent} \\ \Gamma_n \quad\text{sonst}\end{cases}$ - \end{itemize*} - - Setze nun $\Delta =\bigcup_{n\geq 1} \Gamma_n$. - \begin{enumerate*} - \item Wir zeigen indirekt, dass $\Delta$ konsistent ist: Angenommen, $\Delta\vdash\bot$. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow$ Es gibt Deduktion $D$ mit Konklusion $\bot$ und endlicher Menge von Hypothesen $\Delta'\subseteq\Delta$. - \item $\Rightarrow$ Es gibt $n\geq 1$ mit $\Delta'\subseteq\Gamma_n$ - \item $\Rightarrow \Gamma_n\vdash\bot$, zu $\Gamma_n$ konsistent. Also ist $\Delta$ konsistent. - \end{itemize*} - \item Wir zeigen indirekt, dass $\Delta$ maximal konsistent ist. Sei also $\sum\supseteq\Delta$ - konsistent. Angenommen, $\sum\not=\Delta$. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow$ es gibt $n\in N$ mit $\varphi_n\in\sum\backslash\Delta$ - \item $\Rightarrow \Gamma_n\cup\{\varphi_n\}\subseteq\Delta\cup\sum= \sum$ konsistent. - \item $\Rightarrow \varphi_n \in\Gamma_{n+1}\subseteq \Delta$, ein Widerspruch, d.h. $\Delta$ ist max. konsistent. - \end{itemize*} - \end{enumerate*} - \note{Lemma 1}{Sei $\Delta$ maximal konsistent und gelte $\Delta\vdash\varphi$. Dann gilt $\varphi\in\Delta$.} - Beweis: - \begin{enumerate*} - \item Zunächst zeigen wir indirekt, dass $\Delta\cup\{\varphi\}$ konsistent ist: - \begin{itemize*} - \item Angenommen, $\Delta\cup\{\varphi\}\vdash\bot$. - \item $\Rightarrow$ $\exists$ Deduktion $D$ mit Hypothesen in $\Delta\cup\{\varphi\}$ und Konklusion $\bot$. - \item $\Delta\vdash \varphi \Rightarrow \exists$ Deduktion $E$ mit Hypothesen in $\Delta$ und Konklusion $\varphi$. - \item $\Rightarrow$ Wir erhalten die folgende Deduktion: $\frac{\Delta \frac{\Delta}{\varphi}}{\bot}$ - \item Also $\Delta\vdash\bot$, ein Widerspruch zur Konsistenz von $\Delta$. Also ist $\Delta\cup\{\varphi\}$ konsistent. - \end{itemize*} - \item Da $\Delta\cup\{\varphi\}\supseteq\Delta$ konsistent und $\Delta$ maximal konsistent ist, folgt $\Delta=\Delta\cup\{\varphi\}$, d.h. $\varphi\in\Delta$. - \end{enumerate*} - \note{Lemma 2}{Sei $\Delta$ maximal konsistent und $\varphi$ Formel. Dann gilt $\varphi\not\in\Delta\Leftrightarrow\lnot\varphi\in\Delta$.} - Beweis: - \begin{itemize*} - \item Zunächst gelte $\lnot\varphi\in\Delta$. Angenommen, $\varphi\in\Delta$. Dann haben wir die Deduktion $\frac{\lnot\varphi\quad\varphi}{\bot}$ und damit $\Delta\vdash\bot$, was der Konsistenz von $\Delta$ widerspricht. - \item Gelte nun $\varphi\not\in\Delta$. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow$ $\Delta(\Delta\cup\{\varphi\}\Rightarrow\Delta\cup\{\varphi\}$ inkonsistent (da $\Delta$ max. konsistent) - \item $\Rightarrow$ Es gibt Deduktion $D$ mit Hypothesen in $\Delta\cup\{\varphi\}$ \& Konklusion $\bot$. - \item $\Rightarrow$ Wir erhalten die folgende Deduktion: $\frac{\bot}{\lnot\varphi}$ - \item $\Rightarrow$ $\Delta\vdash\lnot\varphi\Rightarrow\lnot\varphi\in\Delta$ (nach Lemma 1) - \end{itemize*} - \end{itemize*} - \subsection{Erfüllbare Mengen} - \note{Definition}{Sei $\Gamma$ eine Menge von Formeln. $\Gamma$ heißt erfüllbar, wenn es eine passende B-Belegung $B$ gibt mit $B(\gamma) = 1_B$ für alle $\gamma\in\Gamma$.} - - Bemerkung \begin{itemize*} \item Die Erfüllbarkeit einer endlichen Menge $\Gamma$ ist entscheidbar: - \begin{itemize*} - \item Berechne Menge $V$ von in $\Gamma$ vorkommenden atomaren Formeln - \item Probiere alle B-Belegungen $B:V\rightarrow B$ durch - \end{itemize*} + \item Berechne Menge $V$ von in $\Gamma$ vorkommenden atomaren Formeln + \item Probiere alle B-Belegungen $B:V\rightarrow B$ durch \item Die Erfüllbarkeit einer endlichen Menge $\Gamma$ ist NP-vollständig (Satz von Cook) \end{itemize*} @@ -777,88 +477,15 @@ Beweis: Definiere eine B-Belegung $B$ mittels $B(p_i) = \begin{cases} 1_B \quad\text{ falls } p_i\in\Delta \\ 0_B \quad\text{ sonst. } \end{cases}$ Wir zeigen für alle Formeln $\varphi: B(\varphi) = 1_B \Leftarrow\Rightarrow\varphi\in\Delta$ (*) - Der Beweis erfolgt per Induktion über die Länge von $\varphi$. - - \begin{enumerate*} - \item I.A.: hat $\varphi$ die Länge 1, so ist $\varphi$ atomare Formel. Hier gilt (*) nach Konstruktion von $B$. - \item I.V.: Gelte (*) für alle Formeln der Länge $1$. $\Rightarrow$ Es gibt Formeln $\alpha$ und $\beta$ der Länge$ 0$ und $ar(a) =ar(b) = 0$ - \item typische Relationsnamen: $R,S,...$ - \end{itemize*} + Beispiel: $\Omega=\{f,dk\}$ mit $ar(f) =1,ar(dk)=0$ \note{Definition}{Die Menge der Variablen ist $Var=\{x_0,x_1 ,...\}$.} @@ -1405,13 +716,6 @@ \end{enumerate*} } - Beispiel:In der Signatur der Datenbank von vorhin haben wir u.a. die folgenden Terme: - \begin{itemize*} - \item $x_1$ und $x_8$ - \item $f(x_0)$ und $f(f(x_3))$ - \item $dk()$ und $f(dk())$ - hierfür schreiben wir kürzer $dk$ bzw. $f(dk)$ - \end{itemize*} - \note{Definition}{Sei $\sum$ Signatur. Die atomaren $\sum$-Formeln sind die Zeichenketten der Form \begin{itemize*} \item $R(t_1,t_2,...,t_k)$ falls $t_1,t_2,...,t_k\in T_{\sum}$ und $R\in Rel$ mit $ar(R)=k$ oder @@ -1420,12 +724,6 @@ \end{itemize*} } - Beispiel: In der Signatur der Datenbank von vorhin haben wir u.a. die folgenden atomaren Formeln: - \begin{itemize*} - \item $S(x_1)$ und $LuLP(f(x4))$ - \item $S(dk)$ und $AuD(f(dk))$ - \end{itemize*} - \note{Definition}{Sei $\sum$ Signatur. $\sum$-Formeln werden durch folgenden induktiven Prozeß definiert: \begin{enumerate*} \item Alle atomaren $\sum$-Formeln sind $\sum$-Formeln. @@ -1436,48 +734,6 @@ \end{enumerate*} } - Ist die Signatur $\sum$ aus dem Kontext klar, so sprechen wir einfach von Termen, atomaren Formeln bzw.Formeln. - - Beispiel:In der Signatur der Datenbank von vorhin haben wir u.a. die folgenden Formeln: - \begin{itemize*} - \item $\forall x_0 (S(x_0)\vee WM(x_0)\vee Pr(x_0))$ - \item $Pr(dk)$ - \item $\forall x_3 (S(x_3)\rightarrow\lnot Pr(x_3))$ - \item $\forall x_0 \forall x_2 ((S(x_0)\wedge Pr(x_2))\rightarrow J(x_0,x_2))$ - \item $\exists x_1 (LuLP(x_1)\wedge AuD(x_1))$ - \item $\exists x_2 ((\lnot LuLP(x_2)\vee\lnot AuD(x_2))\wedge\lnot WM(x_2))$ - \item $\forall x_1 (S(x_1)\rightarrow J(x_1,f(x_1)))$ - \end{itemize*} - - Wir verwenden die aus der Aussagenlogik bekannten Abkürzungen, z.B. steht $\varphi\leftrightarrow\Psi$ für $(\varphi\rightarrow\Psi)\wedge(\Psi\rightarrow\varphi)$. - - Zur verbesserten Lesbarkeit fügen wir mitunter hinter quantifizierten Variablen einen Doppelpunkt ein, z.B. steht $\exists x\forall y:\varphi$ für $\exists x\forall y\varphi$ - - Ebenso verwenden wir Variablennamen $x$,$y$,$z$ u.ä. - - Präzedenzen: $\lnot,\forall x,\exists x$ binden am stärksten - - Beispiel: $(\lnot\forall x:R(x,y)\wedge\exists z:R(x,z))\rightarrow P(x,y,z)$ steht für $((\lnot(\forall x:R(x,y))\wedge\exists z:R(x,z))\rightarrow P(x,y,z))$ - - \subsection{Aufgabe} - Im folgenden seien - \begin{itemize*} - \item $P$ ein-stelliges, $Q$ und $R$ zwei-stellige Relationssymbole, - \item $a$ null-stelliges und $f$ ein-stelliges Funktionssymbol und - \item $x,y$ und $z$ Variable. - \end{itemize*} - - Welche der folgenden Zeichenketten sind Formeln? - | | | - | --------------------------------------------- | ---- | - | $\forall x P(a)$ | ja | - | $\forall x\exists y(Q(x,y)\vee R(x))$ | nein | - | $\forall x Q(x,x)\rightarrow\exists x Q(x,y)$ | ja | - | $\forall x P(f(x))\vee\forall x Q(x,x)$ | ja | - | $\forall x(P(y)\wedge\forall y P(x))$ | ja | - | $P(x) \rightarrow\exists x Q(x,P(x))$ | nein | - | $\forall f\exists x P(f(x))$ | nein | - \note{Definition}{Sei $\sum$ eine Signatur. Die Menge $FV(\varphi)$ der freien Variablen einer $\sum$-Formel $\varphi$ ist induktiv definiert: \begin{itemize*} \item Ist $\varphi$ atomare $\sum$-Formel, so ist $FV(\varphi)$ die Menge der in $\varphi$ vorkommenden Variablen. @@ -1487,26 +743,6 @@ \end{itemize*} Eine $\sum$-Formel $\varphi$ ist geschlossen oder ein $\sum$-Satz, wenn $FV(\varphi)=\varnothing$ gilt.} - Was sind die freien Variablen der folgenden Formeln? Welche Formeln sind Sätze? - | | freie Variablen? | Satz? | - | ----------------------------------------------------------------------- | ---------------- | ----- | - | $\forall x P(a)$ | nein | ja | - | $\forall x Q(x,x)\rightarrow\exists x Q(x,y)$ | y | nein | - | $\forall x P(x)\vee\forall x Q(x,x)$ | nein | ja | - | $\forall x(P(y)\wedge\forall y P(x))$ | y | nein | - | $\forall x(\lnot\forall y Q(x,y)\wedge R(x,y))$ | y | nein | - | $\exists z(Q(z,x)\vee R(y,z))\rightarrow\exists y(R(x,y)\wedge Q(x,z))$ | x,y,z | nein | - | $\exists x(\lnot P(x)\vee P(f(a)))$ | nein | ja | - | $P(x)\rightarrow\exists x P(x)$ | x | nein | - | $\exists x\forall y((P(y)\rightarrow Q(x,y))\vee\lnot P(x))$ | x | nein | - | $\exists x\forall x Q(x,x)$ | nein | ja | - - Semantik der Prädikatenlogik - \begin{itemize*} - \item Erinnerung: Die Frage "Ist die aussagenlogische Formel $\varphi$ wahr oder falsch?" war sinnlos, denn wir wissen i.a. nicht, ob die atomaren Aussagen wahr oder falsch sind. - \item Analog: Die Frage "Ist die prädikatenlogische Formel $\varphi$ wahr oder falsch?" ist sinnlos, denn wir wissen bisher nicht, über welche Objekte, über welche "Struktur" $\varphi$ spricht. - \end{itemize*} - \note{Definition}{Sei $\sum$ eine Signatur. Eine $\sum$-Struktur ist ein Tupel $A=(U_A,(f^A)_{f\in\Omega},(R^A)_{R\in Rel})$, wobei \begin{itemize*} \item $U_A$ eine nichtleere Menge, das Universum, @@ -1521,56 +757,6 @@ \item Weiterhin gilt $R^A=\varnothing$ oder $R^A=\{()\}$ für $R\in Rel$ mit $ar(R)=0$. \end{itemize*} - Beispiel: Graph - \begin{itemize*} - \item Sei $\sum=(\Omega ,Rel,ar)$ mit $\Omega=\varnothing ,Rel=\{E\}$ und $ar(E)=2$ die Signatur der Graphen. - \item Um den Graphen als $\sum$-Struktur $A=(UA,EA)$ zu betrachten, setzen wir - \begin{itemize*} - \item $UA=\{v_1,v_2,...,v_9\}$ und - \item $EA=\{(v_i,v_j)|(v_i,v_j) ist Kante\}$ - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - Im folgenden sei $\sum$ eine Signatur, A eine $\sum$-Struktur und $\rho:Var\rightarrow U_A$ eine Abbildung (eine Variableninterpretation). - Wir definieren eine Abbildung $\rho':T\sum\rightarrow U_A$ induktiv für $t\in T_{\sum}$: - \begin{itemize*} - \item ist $t\in Var$, so setze $\rho'(t) =\rho(t)$ - \item ansonsten existieren $f\in\Omega$ mit $ar(f)=k$ und $t_1,...,t_k\in T_{\sum}$ mit $t=f(t_1,...,t_k)$. Dann setze $\rho'(t) =f^A(\rho'(t_1),...,\rho'(t_k))$. - \end{itemize*} - Die Abbildung $\rho'$ ist die übliche "Auswertungsabbildung". - Zur Vereinfachung schreiben wir auch $\rho(t)$ an Stelle von $\rho'(t)$. - - Beispiel: - \begin{itemize*} - \item Seien $A=(R,f^A,a^A)$ mit $f^A$ die Subtraktion und $a$ nullstelliges Funktionssymbol mit $a^A=10$. Seien weiter $x,y\in Var$ mit $\rho(x)=7$ und $\rho(y)=-2$. Dann gilt $\rho(f(a,f(x,y))) =\rho(a)-(\rho(x)-\rho(y)) =a^A-(\rho(x)-\rho(y)) = 1$ - \item Seien $A= (Z,f^A,a^A)$ mit $f^A$ die Maximumbildung, $a$ nullstelliges Funktionssymbol mit $a^A=10$. Seien weiter $x,y\in Var$ mit $\rho(x)=7$ und $\rho(y)=-2$. In diesem Fall gilt $\rho(f(a,f(x,y))) = max(\rho(a),max(\rho(x),\rho(y)) = max(a^A,max(\rho(x),\rho(y))) = 10$ - \end{itemize*} - - Bemerkung: Wir müssten also eigentlich noch vermerken, in welcher Struktur $\rho(t)$ gebildet wird - dies wird aber aus dem Kontext immer klar sein. - - Für eine $\sum$-Formel $\varphi$ definieren wir die Gültigkeit in einer $\sum$-Struktur $A$ unter der Variableninterpretation $\rho$ (in Zeichen: $A\Vdash_\rho\varphi$) induktiv: - \begin{itemize*} - \item $A\Vdash_\rho\bot$ gilt nicht. - \item $A\Vdash_\rho R(t_1,...,t_k)$ falls $(\rho(t_1),...,\rho(t_k))\in R^A$ für $R\in Rel$ mit $ar(R)=k$ und $t_1,...,t_k\in T_{\sum}$. - \item $A\Vdash_\rho t_1 =t_2$ falls $\rho(t_1) =\rho(t_2)$ für $t_1,t_2\in T_{\sum}$. - \end{itemize*} - - Für $\sum$-Formeln $\varphi$ und $\Psi$ und $x\in Var$: - \begin{itemize*} - \item $A\Vdash_p \varphi\wedge\Psi$ falls $A\Vdash_p\varphi$ und $A\Vdash_p \Psi$. - \item $A\Vdash_p \varphi\vee\Psi$ falls $A\Vdash_p\varphi$ oder $A\Vdash_p\Psi$ . - \item $A\Vdash_p \varphi\rightarrow\Psi$ falls nicht $A\Vdash_p\varphi$ oder $A\Vdash_p\Psi$ . - \item $A\Vdash_p \lnot\varphi$ falls $A\Vdash_p \varphi$ nicht gilt. - \item $A\Vdash_p \exists x\varphi$ falls ??? - \item $A\Vdash_p \forall x\varphi$ falls ??? - \end{itemize*} - - Für $x\in Var$ und $a\in U_A$ sei $\rho[x\rightarrow a]:Var\rightarrow U_A$ die Variableninterpretation, für die gilt $(\rho[x\rightarrow a])(y) = \begin{cases} \rho(y) \quad\text{ falls } x\not=y \\ a \quad\text{ sonst } \end{cases}$ - \begin{itemize*} - \item $A\Vdash_p \exists x\varphi$ falls es $a\in U_A$ gibt mit $A\Vdash_{p[x\rightarrow a]}\varphi$. - \item $A\Vdash_p \forall x\varphi$ falls $A\Vdash_{p[x\rightarrow a]}\varphi$ für alle $a\in U_A$. - \end{itemize*} - \note{Definition}{Sei $\sum$ eine Signatur, $\varphi$ eine $\sum$-Formel, $\Delta$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $A$ eine $\sum$-Struktur. \begin{itemize*} \item $A\Vdash\varphi$ ($A$ ist Modell von $\varphi$) falls $A\Vdash_p\varphi$ für alle Variableninterpretationen $\rho$ gilt. @@ -1578,20 +764,6 @@ \end{itemize*} } - Aufgaben - \begin{itemize*} - \item Sei $A$ die Struktur, die dem vorherigen Graphen entspricht - \item Welche der folgenden Formeln $\varphi$ gelten in $A$, d.h. für welche Formeln gilt $A\Vdash_p\varphi$ für alle Variableninterpretationen $\rho$? - \begin{enumerate*} - \item $\exists x\exists y:E(x,y)$ - \item $\forall x\exists y:E(x,y)$ - \item $\exists x\forall y:(x\not=y\rightarrow E(x,y))$ - \item $\forall x\forall y:(x\not=y\rightarrow E(x,y))$ - \item $\exists x\exists y\exists z:(E(x,y)\wedge E(y,z)\wedge E(z,x))$ - \end{enumerate*} - \item In der Prädikatenlogik ist es also möglich, die Eigenschaften vom Anfang des Kapitels auszudrücken, ohne den Graphen direkt in die Formel zu kodieren. - \end{itemize*} - \note{Definition}{Sei $\sum$ eine Signatur, $\varphi$ eine $\sum$-Formel, $\Delta$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $A$ eine $\sum$-Struktur. \begin{itemize*} \item $\Delta$ ist erfüllbar, wenn es $\sum$-Struktur $B$ und Variableninterpretation $\rho:Var\rightarrow U_B$ gibt mit $B\Vdash_\rho\Psi$ für alle $\Psi\in\Delta$. @@ -1602,147 +774,19 @@ Bemerkung: $\varphi$ allgemeingültig gdw. $\varnothing\Vdash\varphi$ gdw. $\{\lnot\varphi\}$ nicht erfüllbar. Hierfür schreiben wir auch $\Vdash\varphi$. - Beispiel: Der Satz $\varphi=(\forall x:R(x)\rightarrow\forall x:R(f(x)))$ ist allgemeingültig. - - Beweis: Sei $\sum$ Signatur, so dass $\varphi$ $\sum$-Satz ist. Sei $A$ $\sum$-Struktur und $\rho$ Variableninterpretation. Wir betrachten zwei Fälle: - \begin{enumerate*} - \item Falls $A\not\Vdash_\rho\forall x R(x)$, so gilt $A\Vdash_p\varphi$. - \item Wir nehmen nun $A\Vdash_p\forall x R(x)$ an. Sei $a\in U_A$ beliebig und $b=f^A(a)$. $A\Vdash_p\forall x R(x) \Rightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow b]} R(x) \Rightarrow RA\owns (p[x\rightarrow b])(x) = b = f^A(a) = (\rho[x\rightarrow a])(f(x)) \Rightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow a]}R(f(x))$. - Da $a\in U_A$ beliebig war, haben wir also $A\Vdash_p\forall x:R(f(x))$. Also gilt auch in diesem Fall $A\Vdash_p\varphi$. - \end{enumerate*} - Da $A$ und $\rho$ beliebig waren, ist $\varphi$ somit allgemeingültig. - - Beispiel: - \begin{itemize*} - \item Der Satz $\varphi =\exists x(R(x)\rightarrow R(f(x)))$ ist allgemeingültig. - \item Beweis: Sei $\sum$ Signatur, so dass $\varphi$ $\sum$-Satz ist. Sei $A$ $\sum$-Struktur und $\rho$ Variableninterpretation. Wir betrachten wieder zwei Fälle: - \end{itemize*} - \begin{enumerate*} - \item Angenommen, $R^A=U_A$. Sei $a\in U_A$ beliebig. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow f^A(a)\in R^A$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow a]} R(f(x))$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow a]} R(x)\rightarrow R(f(x))$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_p\varphi$. - \end{itemize*} - \item Ansonsten existiert $a\in U_A\backslash R^A$. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow A\not\Vdash_{p[x\rightarrow a]} R(x)$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow a]} R(x)\rightarrow R(f(x))$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_p \varphi$. - \end{itemize*} - \end{enumerate*} - Da $A$ und $\rho$ beliebig waren, ist $\varphi$ somit allgemeingültig. - - Aufgabe - | | allgemeingültig | erfüllbar | unerfüllbar | - | -------------------------------------------------------------------- | --------------- | --------- | ----------- | - | $P(a)$ | nein | ja | nein | - | $\exists x:(\lnot P(x)\vee P(a))$ | ja | ja | nein | - | $P(a)\rightarrow\exists x:P(x)$ | ja | ja | nein | - | $P(x)\rightarrow\exists x:P(x)$ | ja | ja | nein | - | $\forall x:P(x)\rightarrow\exists x:P(x)$ | ja | ja | nein | - | $\forall x:P(x)\wedge\lnot\forall y:P(y)$ | nein | nein | ja | - | $\forall x:(P(x,x)\rightarrow\exists x\forall y:P(x,y))$ | nein | ja | nein | - | $\forall x\forall y:(x=y\rightarrow f(x) =f(y))$ | ja | ja | nein | - | $\forall x\forall y:(f(x) =f(y)\rightarrow x=y)$ | nein | ja | nein | - | $\exists x\exists y\exists z:(f(x) =y\wedge f(x) =z\wedge y \not=z)$ | nein | nein | ja | - | $\exists x\forall x:Q(x,x)$ | nein | ja | nein | - \subsection{Substitutionen} \note{Definition}{Eine Substitution besteht aus einer Variable $x\in Var$ und einem Term $t\in T_{\sum}$, geschrieben $[x:=t]$.} Die Formel $\varphi[x:=t]$ ist die Anwendung der Substitution $[x:=t]$ auf die Formel $\varphi$. Sie entsteht aus $\varphi$, indem alle freien Vorkommen von $x$ durch $t$ ersetzt werden. Sie soll das über $t$ aussagen, was $\varphi$ über $x$ ausgesagt hat. - Dazu definieren wir zunächst induktiv, was es heißt, die freien Vorkommen von $x$ im Term $s\in T_{\sum}$ zu ersetzen: - \begin{itemize*} - \item $x[x:=t] =t$ - \item $y[x:=t] =y$ für $y\in Var\backslash\{x\}$ - \item $(f(t_1 ,...,t_k))[x:=t] =f(t_1 [x:=t],...t_k[x:=t])$ für $f\in\Omega$ mit $ar(f) =k$ und $t_1,...,t_k\in T_{\sum}$ - \end{itemize*} \note{Lemma}{Seien $\sum$ Signatur, $A$ $\sum$-Struktur, $\rho:Var\rightarrow U_A$ Variableninterpretation, $x\in Var$ und $s,t\in T_{\sum}$. Dann gilt $\rho(s[x:=t])=\rho[x\rightarrow \rho(t)](s)$.} - Beweis: Induktion über den Aufbau des Terms $s$ (mit $\rho'=\rho[x\rightarrow \rho(t)]$ ): - \begin{itemize*} - \item $s=x:\rho(s[x:=t])=\rho(t) =\rho'(x) =\rho'(s)$ - \item $s\in Var\backslash\{x\}:\rho(s[x:=t])=\rho(s) =\rho'(s)$ - \item $s=f(t_1 ,...,t_k):\rho((f(t_1 ,...,t_k))[x:=t])= \rho(f(t_1[x:=t],...,t_k[x:=t]))= f^A(\rho(t_1[x:=t]),...,\rho(t_k[x:=t])) = f^A(\rho'(t_1),...,\rho'(t_k))= \rho'(f(t_1 ,...,t_k))=\rho'(s)$ - \end{itemize*} - - Die Definition von $s[x:=t]$ kann induktiv auf $\sum$-Formeln fortgesetzt werden: - \begin{itemize*} - \item $(t_1 =t_2 )[x:=t] = (t_1 [x:=t] =t_2 [x:=t])$ für $t_1 ,t_2 \in T_{\sum}$ - \item $(R(t_1 ,...,t_k))[x:=t] =R(t_1 [x:=t],...,t_k[x:=t])$ für $R\in Rel$ mit $ar(R) =k$ und $t_1 ,...,t_k\in T_{\sum}$ - \item $\bot[x:=t] =\bot$ - \end{itemize*} - - Für $\sum$ -Formeln $\varphi$ und $\Psi$ und $y\in Var$: - \begin{itemize*} - \item $(\varphi\Box\Psi)[x:=t]=\varphi [x:=t]\Box\Psi[x:=t]$ für $\Box\in\{\wedge,\vee,\rightarrow\}$ - \item $(\lnot\varphi)[x:=t] = \lnot(\varphi[x:=t])$ - \item $(Qy\varphi)[x:=t] = \begin{cases} Qy\varphi[x:=t] \quad\text{ falls } x\not=y \\ Qy\varphi \quad\text{ falls } x=y \end{cases} \text{ für } Q\in\{\exists,\forall\}$. - \end{itemize*} - - Beispiel: $(\exists x P(x,f(y))\vee\lnot\forall yQ(y,g(a,h(z))))[y:=f(u)] = (\exists x P(x,f(f(u)))\vee\lnot\forall yQ(y,g(a,h(z))))$ - - $\varphi [x:=t]$ "soll das über $t$ aussagen, was $\varphi$ über $x$ ausgesagt hat." - - Gegenbeispiel: Aus $\exists y$ $Mutter(x) =y$ mit Substitution $[x:=Mutter(y)]$ wird $\exists y$ Mutter$(Mutter(y)) =y$. - \note{Definition}{Sei $[x:=t]$ Substitution und $\varphi$ $\sum$-Formel. Die Substitution $[x:=t]$ heißt für $\varphi$ zulässig, wenn für alle $y\in Var$ gilt: $y$ Variable in $t\Rightarrow\varphi$ enthält weder $\exists y$ noch $\forall y$} \note{Lemma}{Sei $\sum$ Signatur, A $\sum$-Struktur, $\rho:Var\rightarrow U_A$ Variableninterpretation, $x\in Var$ und $t\in T_{\sum}$. Ist die Substitution $[x:=t]$ für die $\sum$-Formel $\varphi$ zulässig, so gilt $A\Vdash_p\varphi [x:=t]\Leftrightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow \rho(t)]}\varphi$.} - Beweis: Induktion über den Aufbau der Formel $\varphi$ (mit $\rho'=\rho[x\rightarrow \rho(t)])$: - \begin{itemize*} - \item $\varphi = (s_1 =s_2)$: - \begin{itemize*} - \item $A\Vdash_p(s_1 =s_2)[x:=t] \Leftrightarrow A\Vdash_p s_1[x:=t] =s_2[x:=t]$ - \item $\Leftrightarrow \rho(s_1[x:=t]) =\rho(s_2[x:=t])\Leftrightarrow \rho'(s_1) =\rho'(s_2)$ - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_{p'} s_1 =s_2$ - \item andere atomare Formeln analog - \end{itemize*} - \item $\varphi =\varphi_1\wedge\varphi_2$: - \begin{itemize*} - \item $A\Vdash_p(\varphi_1\wedge\varphi_2)[x:=t] \Leftrightarrow A\Vdash_p\varphi_1 [x:=t]\wedge\varphi_2[x:=t]$ - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_p\varphi_1[x:=t]$ und $A\Vdash_p\varphi_2[x:=t]$ - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_{p'}\varphi_1$ und $A\Vdash_{p'}\varphi_2$ - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_{p'}\varphi_1\wedge\varphi_2$ - \item $\varphi=\varphi_1\vee\varphi_2,\varphi =\varphi_1\rightarrow\varphi_2$ und $\varphi=\lnot\psi$ analog - \end{itemize*} - \item $\varphi=\forall y\psi$: - \begin{itemize*} - \item Wir betrachten zunächst den Fall $x=y$: - \begin{itemize*} - \item $A\Vdash_p(\forall x\psi)[x:=t]\Leftrightarrow A\Vdash_p\forall x\psi \Leftrightarrow A\Vdash_{p'}\forall x\psi$ (denn $x\not\in FV(\forall x\psi)$ ) - \end{itemize*} - \item Jetzt der Fall $x\not=y$: - \begin{itemize*} - \item Für $a\in U_A$ setze $\rho_a=\rho[y\rightarrow a]$. Da $[x:=t]$ für $\varphi$ zulässig ist, kommt $y$ in $t$ nicht vor. Zunächst erhalten wir - \item $\rho_a[x\rightarrow \rho_a(t)] = \rho_a[x\rightarrow \rho(t)]$ da $y$ nicht in $t$ vorkommt - \item $=\rho[y\rightarrow a][x\rightarrow \rho(t)] = \rho[x\rightarrow \rho(t)][y\rightarrow a]$ da $x\not=y$ - \item Es ergibt sich $A\Vdash_p(\forall y\psi)[x:=t]\Leftrightarrow A\Vdash_p\forall y(\psi[x:=t])$ (wegen $x\not=y$) - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_{pa}\psi[x:=t]$ für alle $a\in U_A$ - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_{pa[x\rightarrow \rho_a(t)]}\psi$ für alle $a\in U_A$ - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow \rho(t)][y\rightarrow a]}\psi$ für alle $a\in U_A$ - \item $\Leftrightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow \rho(t)]}\forall y\psi$ - \end{itemize*} - \item $\varphi=\exists y\psi$ : analog - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - \subsection{Natürliches Schließen} - Wir haben Regeln des natürlichen Schließens für aussagenlogische Formeln untersucht und für gut befunden. Man kann sie natürlich auch für prädikatenlogische Formeln anwenden. - - Beispiel: Für alle $\sum$-Formel $\varphi$ und $\psi$ gibt es eine Deduktion mit Hypothesen in $\{\lnot\varphi\wedge\lnot\psi\}$ und Konklusion $\lnot(\varphi\vee\psi)$: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-deduktion-konklusion.png) - \subsection{Korrektheit} - Können wir durch mathematische Beweise zu falschen Aussagen kommen? Können wir durch das natürliche Schließen zu falschen Aussagen kommen? Existiert eine Menge $\Gamma$ von $\sum$-Formeln und eine $\sum$-Formel $\varphi$ mit $\Gamma\vdash\varphi$ und - $\Gamma\not\Vdash\varphi$? - - Frage: Gilt $\Gamma\vdash\varphi\Rightarrow \Gamma\Vdash\varphi$ bzw. $\varphi$ ist Theorem $\Rightarrow\varphi$ ist allgemeingültig? - - Der Beweis des Korrektheitslemmas für das natürliche Schließen kann ohne große Schwierigkeiten erweitert werden. Man erhält + Der Beweis des Korrektheitslemmas für das natürliche Schließen kann ohne große Schwierigkeiten erweitert werden. \note{Lemma V0}{Sei $\sum$ eine Signatur, $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sum$-Formel. Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regeln des natürlichen Schließens der Aussagenlogik verwendet. Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi$.} @@ -1750,133 +794,36 @@ Zunächst kümmern wir uns um Atomformeln der Form $t_1 =t_2$. Hierfür gibt es die zwei Regeln $(R)$ und $(GfG)$: - \note{Reflexivität (ausführlich)}{Für jeden Term $t$ ist $\frac{}{t=t}$ eine hypothesenlose Deduktion mit Konklusion $t=t$. - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-reflexivität-kurz.png) + \note{Reflexivität}{Für jeden Term $t$ ist $\frac{}{t=t}$ eine hypothesenlose Deduktion mit Konklusion $t=t$. %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-reflexivität-kurz.png} } - \note{Gleiches-für-Gleiches in mathematischen Beweisen}{ - ,,Zunächst zeige ich, dass $s$ die Eigenschaft $\varphi$ hat:... - Jetzt zeige ich $s=t$:... - Also haben wir gezeigt, dass $t$ die Eigenschaft $\varphi$ hat. qed''} - - \note{Gleiches-für-Gleiches (ausführlich)}{Seien $s$ und $t$ Terme und $\varphi$ Formel, so dass die Substitutionen $[x:=s]$ und $[x:=t]$ für $\varphi$ zulässig sind. Sind $D$ und $E$ Deduktionen mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusionen $\varphi[x:=s]$ bzw. $s=t$, so ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi[x:=t]$: + \note{Gleiches-für-Gleiches}{Seien $s$ und $t$ Terme und $\varphi$ Formel, so dass die Substitutionen $[x:=s]$ und $[x:=t]$ für $\varphi$ zulässig sind. Sind $D$ und $E$ Deduktionen mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusionen $\varphi[x:=s]$ bzw. $s=t$, so ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi[x:=t]$ %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-gleiches-für-gleiches-ausführlich.png) } - Gleiches-für-Gleiches (Kurzform) - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-gleiches-für-gleiches-kurz.png) Bedingung: über keine Variable aus $s$ oder $t$ wird in $\varphi$ quantifiziert - Die folgenden Beispiele zeigen, dass wir bereits jetzt die üblichen Eigenschaften der Gleichheit (Symmetrie, Transitivität, Einsetzen) folgern können. - - Beispiel: Seien $x$ Variable, $s$ Term ohne $x$ und $\varphi=(x=s)$. - \begin{itemize*} - \item Da $\varphi$ quantorenfrei ist, sind die Substitutionen $[x:=s]$ und $[x:=t]$ für $\varphi$ zulässig. - \item Außerdem gelten $\varphi[x:=s] = (s=s)$ und $\varphi[x:=t] = (t=s)$. - \item Also ist das folgende eine Deduktion: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-deduktion-beispiel.png) - \item Für alle Termesundthaben wir also $\{s=t\}\vdash t=s$. - \end{itemize*} - - Beispiel: Seien $x$ Variable, $r,s$ und $t$ Terme ohne $x$ und $\varphi=(r=x)$. - \begin{itemize*} - \item Da $\varphi$ quantorenfrei ist, sind die Substitutionen $[x:=s]$ und $[x:=t]$ für $\varphi$ zulässig. - \item Außerdem gelten $\varphi[x:=s]=(r=s)$ und $\varphi[x:=t]=(r=t)$. - \item Also ist das folgende eine Deduktion: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-deduktion-beispiel-2.png) - \item Für alle Terme $r,s$ und $t$ haben wir also $\{r=s,s=t\}\vdash r=t$. - \end{itemize*} - - Beispiel: Seien $x$ Variable, $s$ und $t$ Terme ohne $x$,$f$ einstelliges Funktionssymbol und $\varphi=(f(s)=f(x))$. - \begin{itemize*} - \item Da $\varphi$ quatorenfrei ist, sind die Substitutionen $[x:=s]$ und $[x:=t]$ für $\varphi$ zulässig. - \item Außerdem gelten $\varphi[x:=s]=(f(s)=f(s))$ und $\varphi[x:=t]=(f(s)=f(t))$. - \item Also ist das folgende eine Deduktion: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-deduktion-beispiel-3.png) - \end{itemize*} - \note{Lemma V1}{Sei $\sum$ eine Signatur, $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sum$-Formel. Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regeln des natürlichen Schließens der Aussagenlogik, $(R)$ und $(GfG)$ verwendet. Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi$.} - Beweis: Wir erweitern den Beweis des Korrektheitslemmas bzw. des Lemmas V0, der Induktion über die Größe der Deduktion $D$ verwendete. - \begin{itemize*} - \item Wir betrachten nur den Fall, dass $D$ die folgende Form hat: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-lemma-v1-beweis.png) - \item Da dies Deduktion ist, sind die Substitutionen $[x:=s]$ und $[x:=t]$ für $\varphi$ - zulässig, d.h. in $\varphi$ wird über keine Variable aus $s$ oder $t$ quantifiziert. - \item $E$ und $F$ kleinere Deduktionen $\Rightarrow\Gamma\Vdash\varphi[x:=s]$ und $\Gamma\Vdash s=t$ - \item Seien A $\sum$-Struktur und $\rho$ Variableninterpretation mit $A\Vdash_p\gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$. - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow A\Vdash_p\varphi[x:=s]$ und $A\Vdash_p s=t$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow \rho(s)]}\varphi$ und $\rho(s) =\rho(t)$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_{p[x\rightarrow \rho(t)]}\varphi$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_p \varphi[x:=t]$ - \end{itemize*} - \item Da $A$ und $\rho$ beliebig waren mit $A\Vdash_p\gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$ haben wir $\Gamma\Vdash\varphi[x:=t]$ gezeigt. - \end{itemize*} + \note{$\forall$-Einführung}{ Sei $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$ und sei $x$ eine Variable, die in keiner Formel aus $\Gamma$ frei vorkommt. Dann ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\forall x\varphi: \frac{\phi}{\forall x\varphi}$ - \subsubsection{$\forall$ in math. Beweisen} - Ein mathematischer Beweis einer Aussage "für alle $x$ gilt $\varphi$" sieht üblicherweise so aus: - "Sei $x$ beliebig, aber fest. Jetzt zeige ich $\varphi$ (hier steckt die eigentliche Arbeit). Da $x$ beliebig war, haben wird "für alle $x$ gilt $\varphi$" gezeigt. qed" - - \note{ $\forall$ -Einführung}{ Sei $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$ und sei $x$ eine Variable, die in keiner Formel aus $\Gamma$ frei vorkommt. Dann ist das folgende eine Deduktion - mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\forall x\varphi: \frac{\phi}{\forall x\varphi}$ Bedingung: $x$ kommt in keiner Hypothese frei vor} \note{Lemma V2}{Sei $\sum$ eine Signatur, $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sum$-Formel. Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regeln des natürlichen Schließens der Aussagenlogik, (R), (GfG) und ($\forall$ -I) verwendet. Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi$.} - Beweis: Betrachte die folgende Deduktion $D$ - \begin{itemize*} - \item Insbesondere ist $x$ keine freie Variable einer Formel aus $\Gamma$ und es gilt nach IV $\Gamma\Vdash\varphi$ - \item Sei nun $A$ $\sum$-Struktur und $\rho$ Variableninterpretation mit $A\Vdash_p y$ für alle $y\in\Gamma$. - \item Zu zeigen ist $A\Vdash_p \forall x\varphi$: - \begin{itemize*} - \item Sei also $a\in U_A$ beliebig. - \item $\Rightarrow$ für alle $y\in\Gamma$ gilt $A\Vdash_{p[x\rightarrow a]} y$ da $x\not\in FV(y)$ und $A\Vdash_p y$ - \item $\Rightarrow A\Vdash_{\rho[x\rightarrow a]}\varphi$ - \item Da $a\in U_A$ beliebig war, haben wir $A\Vdash_\rho\forall x\varphi$ gezeigt - \end{itemize*} - \item Da $A$ und $\rho$ beliebig waren mit $A\Vdash_\rho\Gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$ haben wir also $\Gamma\Vdash\forall x\varphi$ gezeigt. - \end{itemize*} + \note{$\forall$ -Elimination}{Sei $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\forall x\varphi$ und seit Term, so dass Substitution [x:=t] für $\varphi$ zulässig ist. Dann ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi[x:=t]:\frac{\forall x\varphi}{\varphi[x:=t]}$ - \subsubsection{$\forall$ -Elimination in math. Beweisen} - Ein mathematischer Beweis einer Aussage "t erfüllt $\varphi$" kann so aussehen: - "Zunächst zeige ich $\forall x\varphi$ (hier steckt die eigentliche Arbeit). Damit erfüllt insbesondere $t$ die Aussage$\varphi$ , d.h., wir haben "$t$ erfüllt $\varphi$" gezeigt. qed" - - \note{ $\forall$ -Elimination}{Sei $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\forall x\varphi$ und seit Term, so dass Substitution [x:=t] für $\varphi$ zulässig ist. - Dann ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi[x:=t]:\frac{\forall x\varphi}{\varphi[x:=t]}$ Bedingung: über keine Variable aus $t$ wird in $\varphi$ quantifiziert} \note{Lemma V3}{ Sei $\sum$ eine Signatur, $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sum$-Formel. Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regeln des natürlichen Schließens der Aussagenlogik, (R), (GfG), ($\forall$-I) und ($\forall$-E) verwendet. > Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi$.} - Beweis: Analog zum Beweis von Lemma V2. - - \subsubsection{$\exists$ in math. Beweisen} - Ein Beweis von "$\sigma$ gilt" kann so aussehen: - "Zunächst zeige ich $\exists x\varphi$ (hier steckt Arbeit). Jetzt zeige ich, dass $\sigma$ immer gilt, wenn$\varphi$ gilt (mehr Arbeit). Damit gilt $\sigma$. qed" - \note{$\exists$ -Elimination}{Sei $\Gamma$ eine Menge von Formeln, die die Variable $x$ nicht frei enthalten und enthalte die Formel $\sigma$ die Variabel $x$ nicht frei. Wenn $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\exists x\varphi$ und $E$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma\cup\{\varphi\}$ und Konklusion $\sigma$ ist, dann ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\sigma:\frac{\exists x\varphi \quad\quad \sigma}{\sigma}$ Bedingung: $x$ kommt in den Hypothesen und in $\sigma$ nicht frei vor.} - \note{Lemma V4}{Sei $\sigma$ eine Signatur, $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sigma$ -Formel. - Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regeln des natürlichen Schließens der Aussagenlogik, (R), (GfG), ($\forall$-I), ($\forall$-E) und ($\exists$-E) verwendet. Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi$.} + \note{Lemma V4}{Sei $\sigma$ eine Signatur, $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sigma$ -Formel. Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regeln des natürlichen Schließens der Aussagenlogik, (R), (GfG), ($\forall$-I), ($\forall$-E) und ($\exists$-E) verwendet. Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi$.} - Beweis: Sei $D$ die folgende Deduktion - \begin{itemize*} - \item Insbesondere kommt $x$ in den Formeln aus $\Gamma\cup\{\sigma\}$ nicht frei vor. Außerdem gelten nach IV $\Gamma\Vdash\exists x\varphi$ und $\Gamma\cup\{\varphi\}\Vdash\sigma$. - \item Sei nun $A$ $\sigma$-Struktur und $\rho$ Variableninterpretation mit $A\Vdash_\rho\Gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$. - \item Zu zeigen ist $A\Vdash_\rho\sigma$: - \begin{itemize*} - \item Wegen $A\Vdash_\rho\exists x\varphi$ existiert $a\in U_A$ mit $A\Vdash_{\rho[x\rightarrow a]}\varphi$. - \item $x$ kommt in Formeln aus $\Gamma$ nicht frei vor $\Rightarrow A\Vdash_{\rho[x\rightarrow a]}\gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$. - \item Aus $\Gamma\cup\{\varphi\}\Vdash\sigma$ folgt $A\Vdash_{\rho[x\rightarrow a]}\sigma$. - \item Da $x\not\in FV(\sigma)$ erhalten wir $A\Vdash_\rho \sigma$. - \end{itemize*} - \item Da $A$ und $\rho$ beliebig waren mit $A\Vdash_\rho\gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$ haben wir also $\Gamma\Vdash\sigma$ gezeigt. - \end{itemize*} - - \subsubsection{$\exists$ -Einführung in math. Beweisen} - Ein mathematischer Beweis einer Aussage "es gibt ein $x$, das $\varphi$ erfüllt" sieht üblicherweise so aus: "betrachte dieses $t$ (hier ist Kreativität gefragt). Jetzt zeige ich, daß $t\varphi$ erfüllt (u.U. harte Arbeit). Also haben wir "es gibt ein $x$, das $\varphi$ erfüllt" gezeigt. qed" - - \note{$\exists$ -Einführung}{Sei die Substitution $[x:=t]$ für die Formel $\varphi$ zulässig. - Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi[x:=t]$. - Dann ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\exists x\varphi:\frac{\varphi[x:=t]}{\exists x\varphi}$ + \note{$\exists$ -Einführung}{Sei die Substitution $[x:=t]$ für die Formel $\varphi$ zulässig. Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi[x:=t]$. Dann ist das folgende eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\exists x\varphi:\frac{\varphi[x:=t]}{\exists x\varphi}$ Bedingung: über keine Variable in $t$ wird in $\varphi$ quantifiziert} @@ -1884,162 +831,25 @@ Sei $\sigma$ eine Signatur, $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sigma$ -Formel. Sei weiter $D$ eine Deduktion mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$, die die Regeln des natürlichen Schließens der Aussagenlogik, (R), (GfG), ($\forall$-I), ($\forall$-E), ($\exists$ -E) und ($\exists$ -I) verwendet. Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi$.} - Beweis: analog zu obigen Beweisen. - - \subsubsection{Regeln des natürlichen Schließens (Erweiterung)} - \begin{itemize*} - \item ($R$): $\frac{}{t=t}$ - \item (GfG): $\frac{\varphi[x:=s] \quad\quad s=t}{\varphi[x:=t]}$ (über keine Variable aus $s$ oder $t$ wird in $\varphi$ quantifiziert) - \item ($\forall$-I): $\frac{\varphi}{\forall x\varphi}$ (x nicht frei in Hypothesen) - \item ($\forall$-E): $\frac{\forall x\varphi}{\varphi[x:=t]}$ (über keine Variable aus $t$ wird in $\varphi$ quantifiziert) - \item ($\exists$-I): $\frac{\varphi [x:=t]}{\exists x\varphi}$ (über keine Variable aus $t$ wird in $\varphi$ quantifiziert) - \item ($\exists$-I): $\frac{\exists x\varphi\quad\quad \sigma}{\sigma}$ ($x$ kommt in Hypothesen und $\sigma$ nicht frei vor) - \end{itemize*} - - \note{Definition}{Für eine Menge $\Gamma$ von $\sum$-Formeln und eine $\sum$-Formel $\varphi$ schreiben wir $\Gamma\vdash\varphi$ wenn es eine Deduktion gibt mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$. Wir sagen "$\varphi$ ist eine syntaktische Folgerung von $\Gamma$". + \note{Definition}{Für eine Menge $\Gamma$ von $\sum$-Formeln und eine $\sum$-Formel $\varphi$ schreiben wir $\Gamma\vdash\varphi$ wenn es eine Deduktion gibt mit Hypothesen in $\Gamma$ und Konklusion $\varphi$. Wir sagen ''$\varphi$ ist eine syntaktische Folgerung von $\Gamma$''. Eine Formel $\varphi$ ist ein Theorem, wenn $\varnothing\vdash\varphi$ gilt.} - Bemerkung: $\Gamma\vdash\varphi$ sagt (zunächst) nichts über den Inhalt der Formeln in $\Gamma\cup\{\varphi\}$ aus, sondern nur über den Fakt, dass $\varphi$ mithilfe des natürlichen Schließens aus den Formeln aus $\Gamma$ hergeleitet werden kann. - Ebenso sagt "$\varphi$ ist Theorem" nur, dass $\varphi$ abgeleitet werden kann, über "Wahrheit" sagt dieser Begriff (zunächst) nichts aus. - Wir haben aber "en passant" das folgende gezeigt: - \note{Korrektheitssatz}{Für eine Menge von $\sum$-Formeln $\Gamma$ und eine $\sum$-Formel $\varphi$ gilt $\Gamma\vdash\varphi \Rightarrow \Gamma\Vdash\varphi$.} - Beispiel: Seien $\varphi$ Formel und $x$ Variable. Dann gelten $\{\lnot\exists x\varphi\}\Vdash\forall x\lnot\varphi$ und $\{\forall x\lnot\varphi\}\Vdash\lnot\exists x\varphi$. - \begin{itemize*} - \item Beweis: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-korrekheitssatz.png) - \end{itemize*} - - Beispiel: Seien $\varphi$ Formel und $x$ Variable. Dann gelten $\{\lnot\forall x\varphi\}\Vdash \exists x\lnot\varphi$ und $\{\exists x\lnot\varphi\}\Vdash\lnot\forall x\varphi$. - \begin{itemize*} - \item Beweis: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-beispiel-korrekheitssatz.png) - \end{itemize*} - \subsection{Vollständigkeit} - Können wir durch mathematische Beweise zu allen korrekten Aussagen kommen? - Können wir durch das natürliche Schließen zu allen korrekten Aussagen kommen? - - Existiert eine Menge $\Gamma$ von $\sum$-Formeln und eine $\sum$-Formel $\varphi$ mit $\Gamma\Vdash\varphi$ und $\Gamma\not\vdash\varphi$? - - Frage: Gilt $\Gamma\Vdash\varphi \Rightarrow \Gamma\vdash\varphi$ bzw. $\varphi$ ist allgemeingültig $\Rightarrow\varphi$ ist Theorem? - - Plan: - \begin{itemize*} - \item z.z. ist $\Gamma\Vdash\varphi \Rightarrow \Gamma\vdash\varphi$. - \item dies ist äquivalent zu $\Gamma\not\vdash\varphi \Rightarrow \Gamma\not\Vdash\varphi$. - \item hierzu geht man folgendermaßen vor: - \begin{itemize*} - \item $\Gamma\not\vdash\varphi$ - \item $\Leftrightarrow \Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ konsistent - \item $\Rightarrow \exists\Delta\supseteq\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ maximal konsistent - \item $\Rightarrow \exists\Delta^+ \supseteq\Delta$ maximal konsistent mit Konkretisierung - \item $\Rightarrow \Delta^+$ erfüllbar - \item $\Rightarrow \Delta$ erfüllbar - \item $\Rightarrow \Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ erfüllbar - \item $\Leftrightarrow \Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ - \end{itemize*} - \end{itemize*} \note{Definition}{Eine Menge $\Delta$ von Formeln hat Konkretisierungen, wenn für alle $\exists x\varphi\in\Delta$ ein variablenloser Term $t$ existiert mit $\varphi[x:=t]\in\Delta$.} \note{Satz}{Sei $\Delta$ eine maximal konsistente Menge von $\sum$-Formeln. Dann existiert eine Signatur $\sum^+ \supseteq\sum$ und eine maximal konsistente Menge von $\sum^+$-Formeln mit Konkretisierungen, so dass $\Delta\subseteq\Delta^+$.} - Beweis: Wir konstruieren induktiv Signaturen $\sum_n$, maximal konsistente Menge von $\sum_n$-Formeln $\Delta_n$ und konsistente Mengen von $\sum_{n+1}$-Formeln $\Delta'_{n+1}$ mit - \begin{itemize*} - \item $\sum =\sum_0 \subseteq\sum_1 \subseteq\sum_2...$ und - \item $\Delta = \Delta_0 \subseteq \Delta'_1 \subseteq\Delta_1 \subseteq\Delta'_2...$ - und setzen dann - \item $\sum^+ =\bigcup_{n\geq 0} \sum_n$ und $\Delta^+ = \bigcup_{n\geq 0} \Delta_n$ - \end{itemize*} - - \begin{enumerate*} - \item IA: $\sum_0 := \sum$ , $\Delta_0:=\Delta$ - \item IV: Sei $n\geq 0$ und $\Delta_n$ maximal konsistente Menge von $\sum_n$-Formeln. $\psi=\exists x\varphi$, ein "neues" Konstantensymbol $c_{\psi}$ - \item IS: $\sum_{n+1}$: alle Symbole aus $\sum_n$ und, für jede Formel $\psi\in\Delta_n$ der Form $\Delta'_{n+1}:= \Delta_n\cup\{\varphi[x:=c_{\psi}]|\psi=\exists x\varphi\in\Delta_n\}$ - \begin{itemize*} - \item ohne Beweis: $\Delta'_{n+1}$ ist konsistent - \item Idee: Ist $\varphi$ $\sum_n$-Formel mit $\Delta'_{n+1}\vdash\varphi$, so gilt $\Delta_n\vdash\varphi$. - \item Konsistenz von $\Delta'_{n+1}$ folgt mit $\varphi=\bot$ - \item Analog zum Satz aus Vorlesung 4 existiert $\Delta_{n+1}\supseteq \Delta'_{n+1}$ maximal konsistent - \end{itemize*} - \begin{itemize*} - \item Damit ist die Konstruktion der Signaturen $\sum_n$ und der maximal konsistenten Mengen $\Delta_n$ von $\sum_n$-Formeln abgeschlossen. - \item noch z.z.: $\Delta^+$ hat Konkretisierungen und ist maximal konsistent - \begin{itemize*} - \item $\Delta^+$ hat Konkretisierungen: Sei $\psi=\exists x\varphi\in\Delta^+$ - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow$ es gibt $n\geq 0$ mit $\psi\in\Delta_n$ - \item $\Rightarrow \varphi[x:=c_{\psi}]\in\Delta'_{n+1}\subseteq \Delta_{n+1}\subseteq\Delta^+$. - \end{itemize*} - \item Konsistenz: (indirekt) angenommen, $\Delta^+\vdash\bot$ - \begin{itemize*} - \item Da jede Deduktion endlich ist, existiert $\Gamma\subseteq\Delta^+$ endlich mit $\Gamma\vdash\bot$. - \item $\Rightarrow$ es gibt $n\geq 0$ mit $\Gamma\subseteq\Delta_n$ - \item $\Rightarrow \Delta_n\vdash\bot$ - im Widerspruch zur Konsistenz von $\Delta_n$. - \end{itemize*} - \item maximale Konsistenz: (indirekt) angenommen, $\Delta^+$ ist nicht maximal konsistent - \begin{itemize*} - \item $\Rightarrow$ es gibt $\Gamma\not\subseteq\Delta^+$ konsistent - \item $\Rightarrow$ es gibt $\varphi\in\Gamma\backslash\Delta^+$ - \item $\Rightarrow$ $\Delta^+\cup\{\varphi\}\subseteq\Gamma$ konsistent - \item $\varphi$ ist $\sum^+$-Formel $\Rightarrow$ es gibt $n\geq 0$, so dass $\varphi$ eine $\sum_n$-Formel ist. - \item $\Delta_n$ maximal konsistente Menge von $\sum_n$-Formeln - \item $\Rightarrow$ $\varphi\in\Delta_n\subseteq\Delta^+$ oder $\lnot\varphi\in\Delta_n\subseteq\Delta^+$ - \item $\Rightarrow$ $\lnot\varphi\in\Delta^+\subseteq\Gamma$ - \item Also $\varphi,\lnot\varphi\in\Gamma$, im Widerspruch zur Konsistenz von $\Gamma$. - \end{itemize*} - \end{itemize*} - \end{itemize*} - \end{enumerate*} - \note{Satz}{Sei $\Delta^+$ maximal konsistente Menge von $\sum^+$-Formeln mit Konkretisierungen. Dann ist $\Delta^+$ erfüllbar.} - Beweisidee: Sei $T$ die Menge der variablenlosen $\sum^+$-Terme. Auf $T$ definieren wir eine Äquivalenzrelation $\sim$ durch $s\sim t\Leftrightarrow \Delta^+\vdash(s=t)\Leftrightarrow (s=t)\in\Delta^+$ - Sei $A$ die folgende $\sum^+$-Struktur: - \begin{itemize*} - \item $U_A:=T/\sim$ ist die Menge der $\sim$-Äquivalenzklassen - \item $R^A=\{([t_1],...,[t_k])|t_1 ,...,t_k\in T,R(t_1,...,t_k)\in\Delta^+\}$ für alle Relationssymbole R aus $\sum^+$ - \item $f^A([t_1],...,[t_k]) = [f(t_1,...,t_k)]$ für alle $t_1,...,t_k\in T$ und alle Funktionssymbole $f$ aus $\sum^+$ (Bemerkung: dies ist wohldefiniert) - Dann gilt tatsächlich $A\Vdash\Delta^+$. - \end{itemize*} - \note{Satz: Vollständigkeitssatz der Prädikatenlogik }{Sei $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sum$-Formel. Dann gilt $\Gamma\Vdash\varphi \Rightarrow \Gamma\vdash\varphi$. Insbesondere ist jede allgemeingültige Formel ein Theorem.} - Beweis:indirekt - \begin{itemize*} - \item $\Gamma\not\vdash\varphi$ - \item $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ konsistent - \item $\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ erfüllbar - \item $\exists\Delta\supseteq\Gamma\cup\{\lnot\varphi\}$ maximal konsistent - \item $\exists\Delta^+\supseteq\Delta$ maximal konsistent mit Konkretisierungen - \item $\Delta^+$ erfüllbar - \item $\Delta$ erfüllbar - \item $\Gamma\not\Vdash\varphi$ - \end{itemize*} - - Bemerkung - \begin{itemize*} - \item Dieser Satz ist (im wesentlichen) der berühmte Gödelsche Vollständigkeitssatz von 1930. - \item Der obige Beweis wurde von Leon Henkin 1949 veröffentlicht. - \end{itemize*} - - Wir haben gleichzeitig gezeigt: \note{Satz}{Sei $\Gamma$ höchstens abzählbar unendliche und konsistente Menge von Formeln. Dann hat $\Gamma$ ein höchstens abzählbar unendliches Modell.} - Beweis: $\Gamma$ konsistent heißt $\Gamma\not\vdash\bot$. Obiger Beweis gibt ein Modell $A$ von $\Gamma\cup\{\lnot\bot\}$ an. Wir zeigen, dass diese Struktur $A$ höchstens abzählbar unendlich ist: - \begin{itemize*} - \item Sei $\sum$ Signatur der Relations- und Funktionssymbole aus $\Gamma$. - \item $|\Gamma|\leq \mathbb{N}_0 \Rightarrow |\sum|\leq \mathbb{N}_0$ - \item $\Rightarrow |\sum_n|\leq \mathbb{N}_0$ und $|\Delta_n|\leq \mathbb{N}_0$ für alle $n\geq 0$ - \item $\Rightarrow |\sum^+|,|\Delta^+| \leq\mathbb{N}_0$ - \item $\Rightarrow |T| \leq\mathbb{N}_0$ - \item $\Rightarrow A$ hat $\leq\mathbb{N}_0$ viele Elemente - \item $\Rightarrow \Gamma\cup\{\lnot\bot\}$ hat ein höchstens abzählbar unendliches Modell - \item $\Rightarrow \Gamma$ hat ein höchstens abzählbar unendliches Modell - \end{itemize*} - - \subsection{Vollständigkeit und Korrektheit für die Prädikatenlogik} + \subsection{Vollständigkeit \& Korrektheit für Prädikatenlogik} \note{Satz}{Seien $\Gamma$ eine Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sum$-Formel. Dann gilt $\Gamma\vdash\varphi\Leftrightarrow \Gamma\Vdash\varphi$. Insbesondere ist eine $\sum$-Formel genau dann allgemeingültig, wenn sie ein Theorem ist.} @@ -2048,145 +858,38 @@ \subsubsection{Folgerung 1: Kompaktheit} \note{Satz}{Seien $\Gamma$ eine u.U. unendliche Menge von $\sum$-Formeln und $\varphi$ eine $\sum$-Formel mit $\Gamma\Vdash\varphi$. Dann existiert $\Gamma'\subseteq\Gamma$ endlich mit $\Gamma'\Vdash\varphi$.} - Beweis: $\Gamma\Vdash\varphi$ - \begin{itemize*} - \item $\Gamma\vdash\varphi$ (nach dem Vollständigkeitssatz) - \item es gibt Deduktion von $\varphi$ mit Hypothesen $\gamma_1,...,\gamma_n\in\Gamma$ - \item $\Gamma'=\{\gamma_1,...,\gamma_n\}\subseteq\Gamma$ endlich mit $\Gamma'\vdash\varphi$ - \item $\Gamma'\vdash\varphi$ (nach dem Korrektheitssatz). - \end{itemize*} - \note{Folgerung (Kompaktheits- oder Endlichkeitssatz)}{Sei $\Gamma$ eine u.U. unendliche Menge von $\sum$-Formeln. Dann gilt $\Gamma$ erfüllbar $\Leftrightarrow \forall\Gamma'\subseteq\Gamma$ endlich: $\Gamma'$ erfüllbar} - Beweis: - \begin{itemize*} - \item $\Gamma$ unerfüllbar - \item $\Leftrightarrow \Gamma\cup\{\lnot\bot\}$ unerfüllbar - \item $\Leftrightarrow \Gamma\Vdash\bot$ - \item $\Leftrightarrow$ es gibt $\Gamma'\subseteq\Gamma$ endlich: $\Gamma'\Vdash\bot$ - \item $\Leftrightarrow$ es gibt $\Gamma'\subseteq\Gamma$ endlich: $\Gamma'\cup\{\lnot\bot\}$ unerfüllbar - \item $\Leftrightarrow$ es gibt $\Gamma'\subseteq\Gamma$ endlich: $\Gamma'$ unerfüllbar - \end{itemize*} - - \note{Satz}{Sei $\Delta$ eine u.U. unendliche Menge von $\sum$-Formeln, so dass für jedes $n\in\mathbb{N}$ eine endliche Struktur $A_n$ mit $A_\Vdash\Delta$ existiert, die wenigstens $n$ Elemente hat. - Dann existiert eine unendliche Struktur $A$ mit $A\Vdash\Delta$.} - - Beweis: für $n\in\mathbb{N}$ setze $\varphi_n=\exists x_1 \exists x_2 ...\exists x_n \bigwedge_{1\leq i< j \leq n} x_i \not= x_j$ - \begin{itemize*} - \item und $\Gamma =\Delta\cup\{\varphi_n | n\geq 0\}$. - \item Für $\Gamma'\subseteq\Gamma$ endlich existiert $n\in\mathbb{N}$ mit $\varphi_m\not\in\Gamma'$ für alle $m\geq n$ - \item $\Rightarrow A_n\Vdash\Gamma'$, d.h. jede endliche Teilmenge von $\Gamma$ ist erfüllbar. - \item $\Rightarrow$ es gibt Struktur $A$ mit $A\Vdash\Gamma$ - \item $\Rightarrow$ A hat $\geq n$ Elemente (für alle $n\in\mathbb{N}$) - \end{itemize*} + \note{Satz}{Sei $\Delta$ eine u.U. unendliche Menge von $\sum$-Formeln, so dass für jedes $n\in\mathbb{N}$ eine endliche Struktur $A_n$ mit $A_\Vdash\Delta$ existiert, die wenigstens $n$ Elemente hat. Dann existiert eine unendliche Struktur $A$ mit $A\Vdash\Delta$.} \subsubsection{Folgerung 2: Löwenheim-Skolem} Frage: Gibt es eine Menge $\Gamma$ von $\sum$-Formeln, so dass für alle Strukturen $A$ gilt: $A\Vdash\Gamma \Leftrightarrow A\cong (\mathbb{R},+,*, 0 , 1 )$? \note{Satz von Löwenheim-Skolem}{Sei $\Gamma$ erfüllbare und höchstens abzählbar unendliche Menge von $\sum$-Formeln. Dann existiert ein höchstens abzählbar unendliches Modell von $\Gamma$.} - Beweis: - \begin{itemize*} - \item $Gamma$ erfüllbar $\Rightarrow \Gamma\not\Vdash\bot$ - \item $\Rightarrow$ $\Gamma\not\vdash\bot$, d.h. $\Gamma$ konsistent - \item $\Rightarrow \Gamma$ hat ein höchstens abzählbar unendliches Modell. - \end{itemize*} - - Die Frage auf der vorherigen Folie muß also verneint werden: - \begin{itemize*} - \item angenommen, $\Gamma$ wäre eine solche Menge - \item $\Rightarrow |\Gamma|\leq \mathbb{N}_0$ - \item $\Rightarrow \Gamma$ hat ein höchstens abzählbar unendliches Modell $A$ - \item $\Rightarrow A\not\cong (\mathbb{R},+,*, 0 , 1 )$ - \end{itemize*} - - \subsubsection{Folgerung 3: Semi-Entscheidbarkeit} \note{Satz}{Die Menge der allgemeingültigen $\sum$-Formeln ist semi-entscheidbar.} - Beweis:Sei$\varphi$ $\sum$-Formel. Dann gilt - \begin{itemize*} - \item $\varphi$ allgemeingültig - \item $\Leftrightarrow \varphi$ Theorem - \item $\Leftrightarrow$ Es gibt hypothesenlose Deduktion mit Konklusion $\varphi$ - \end{itemize*} - - Ein Semi-Entscheidungsalgorithmus kann also folgendermaßen vorgehen: - Teste für jede Zeichenkette $w$ nacheinander, ob sie hypothesenlose Deduktion mit Konklusion $\varphi$ ist. Wenn ja, so gib aus "$\varphi$ ist allgemeingültig". Ansonsten gehe zur nächsten Zeichenkette über. + Teste für jede Zeichenkette $w$ nacheinander, ob sie hypothesenlose Deduktion mit Konklusion $\varphi$ ist. Wenn ja, so gib aus ''$\varphi$ ist allgemeingültig''. Ansonsten gehe zur nächsten Zeichenkette über. \subsubsection{Der Satz von Church} - Jetzt zeigen wir, daß dieses Ergebnis nicht verbessert werden kann: Die Menge der allgemeingültigen $\sum$-Formeln ist nicht entscheidbar. + Die Menge der allgemeingültigen $\sum$-Formeln ist nicht entscheidbar. Wegen $\varphi$ allgemeingültig $\Leftrightarrow\lnot\varphi$ unerfüllbar reicht es zu zeigen, dass die Menge der erfüllbaren Sätze nicht entscheidbar ist. - Genauer zeigen wir dies sogar für "Horn-Formeln": \note{Definition}{Eine Horn-Formel ist eine Konjunktion von $\sum$-Formeln der Form $\forall x_1 \forall x_2 ...\forall x_n((\lnot\bot \wedge\alpha_1\wedge\alpha_2\wedge...\wedge\alpha_m)\rightarrow\beta)$, wobei $\alpha_1,...,\alpha_m$ und $\beta$ atomare $\sum$-Formeln sind.} - Unser Beweis reduziert die unentscheidbare Menge PCP auf die Menge der erfüllbaren Horn-Formeln. - - Im folgenden sei also $I=((u_1,v_1),(u_2,v_2),...,(u_k,v_k))$ ein Korrespondenzsystem und $A$ das zugrundeliegende Alphabet. - Hieraus berechnen wir eine Horn-Formel $\varphi_I$, die genau dann erfüllbar ist, wenn $I$ keine Lösung hat. - Wir betrachten die Signatur $\sum= (\Omega,Rel,ar)$ mit - \begin{itemize*} - \item $\Omega=\{e\}\cup\{f_a|a\in A\}$ mit $ar(e) =0$ und $ar(f_a) =1$ für alle $a\in A$. - \item $Rel=\{R\}$ mit $ar(R)=2$. - \end{itemize*} - - Zur Abkürzung schreiben wir $f_{a_1 a_2 ...a_n} (x)$ für $f_{a_1}(f_{a_2}(...(f_{a_n}(x))...))$ für alle $a_1,a_2,...,a_n\in A$ und $n\geq 0$ (insbes. steht $f_{\epsilon}(x)$ für $x$). - - Zunächst betrachten wir die folgende Horn-Formel $\psi_I$: - \begin{itemize*} - \item $\wedge \bigwedge_{1\leq j \leq k}^{R(e,e)} \forall x,y(R(x,y)\rightarrow R(f_{u_j}(x),f_{v_j}(y)))$ - \item $\wedge \bigwedge_{a\in A} \forall x(e=f_a(x)\rightarrow \bot)$ - \end{itemize*} - - Beispiel: Betrachte die $\sum$-Struktur $A$ mit Universum $U_A=A^*$ - \begin{itemize*} - \item $e^A=\epsilon$ - \item $f_a^A(u) =au$ - \item $R^A=\{(u_{i1} u_{i2} ...u_{in},v_{i1} v_{i2} ...v_{in})|n\geq 0 , 1\geq i_1,i_2,...,i_n\geq k\}$ - \item Für $u,v\in A^*$ gilt $f_u^A(v) =uv$. - \item Dann gilt $A\Vdash \psi_I$. - \end{itemize*} - \note{Lemma}{Angenommen, das Korrespondenzsystem $I$ hat keine Lösung. Dann ist die Horn-Formel $\varphi_I=\psi_I \wedge \forall x(R(x,x)\rightarrow x=e)$ erfüllbar.} - Beweis: Sei $A$ die obige Struktur mit $A\Vdash\psi_I$. - \begin{itemize*} - \item Um $A\Vdash\forall x(R(x,x)\rightarrow x=e)$ zu zeigen, sei $w\in U_A$ beliebig mit $(w,w)\in R^A$. - \item Die Definition von $R^A$ sichert die Existenz von $n\geq 0$ und $1\leq i_1,i_2,...,i_n\leq k$ mit $u_{i1} u_{i2}...u_{in}=w=v_{i1} v_{i2} ...v_{in}$. - \item Da $I$ keine Lösung hat, folgt $n=0$ und damit $w=\epsilon$. - \end{itemize*} - \note{Lemma}{Sei $B$ Struktur mit $B\Vdash\psi_I$. Dann gilt $(f_{u_{i_1} u_{i_2} ...u_{i_n}}^B (e^B),f_{v_{i_1} v_{i_2}...v_{i_n}}^B(e^B))\in R^B$ für alle $n\geq 0, 1\leq i_1,i_2,...,i_n \leq k$.} - Beweis: per Induktion über $n\geq 0$. - \begin{itemize*} - \item IA: für $n=0$ gelten $f_{u_{i_1} u_{i_2} ...u_{i_n}}^B(e^B) =e^B$ und $f_{v_{i_1} v_{i_2}...v_{i_n}}^B(e^B) =e^B$ - \begin{itemize*} - \item und damit $(f_{u_{i_1} u_{i_2} ...u_{i_n}}^B(e^B), f_{v_{i_1} v_{i_2}...v_{i_n}}^B(e^B) \in R^B$ - \item wegen $B\Vdash\psi_I$. - \end{itemize*} - \item IS: Seien $n>0$ und $1\leq i_1 ,i_2 ,...,i_n\leq k$. - \begin{itemize*} - \item Mit $u=u_{i2} u_{i3} ...u_{in}$ und $v=v_{i2} v_{i3} ...v_{in}$ gilt nach IV $(f_u^B(e^B),f_v^B(e^B))\in R^B$. Wegen $B\Vdash\psi_I$ folgt $f_{u_{i_1} u_{i_2} ...u_{i_n}}^B(e^B), f_{v_{i_1} v_{i_2}...v_{i_n}}^B(e^B) = (f_{u_{i1}}^B (f_u^B(e^B)),f_{v_{i1}}^B (f_v^B(e^B)))\in RB$. - \end{itemize*} - \end{itemize*} - \note{Lemma}{Angenommen, $(i_1,...,i_n)$ ist eine Lösung von $I$. Dann ist die $\sum$-Formel $\varphi_I$ unerfüllbar.} \note{Satz}{Die Menge der unerfüllbaren Horn-Formeln ist nicht entscheidbar.} - Beweis: Die Abbildung $I\rightarrow\varphi_I$ ist berechenbar. - - Nach den vorherigen Lemmata ist sie eine Reduktion von PCP auf die Menge der unerfüllbaren Horn-Formeln. Da PCP unentscheidbar ist (vgl. Automaten, Sprachen und Komplexität), ist die Menge der unerfüllbaren Horn-Formeln unentscheidbar. - \note{Folgerung (Church 1936)}{Die Menge der allgemeingültigen $\sum$-Formeln ist nicht entscheidbar.} Beweis: Eine $\sum$-Formel $\varphi$ ist genau dann unerfüllbar, wenn $\lnot\varphi$ allgemeingültig ist. Also ist $\varphi\rightarrow\lnot\varphi$ eine Reduktion der unentscheidbaren Menge der unerfüllbaren $\sum$-Formeln auf die Menge der allgemeingültigen $\sum$-Formeln, die damit auch unentscheidbar ist. - Allgemeingültige $\sum$-Formeln gelten in allen Strukturen. Was passiert, wenn wir uns nur auf "interessante" StrukturenAeinschränken (z.B. auf eine konkrete), d.h. wenn wir die Theorie $Th(A)$ von $A$ betrachten? - - \subsection{Theorie der natürlichen Zahlen} \note{Definition}{Sei $A$ eine Struktur. Dann ist $Th(A)$ die Menge der prädikatenlogischen $\sum$-Formeln $\varphi$ mit $A\Vdash\varphi$. Diese Menge heißt die(elementare) Theorie von $A$.} @@ -2201,45 +904,20 @@ \note{Zahlentheoretisches Lemma}{Für alle $n\in N,x_0,x_1,...,x_n\in N$ existieren $c,d\in N$, so dass für alle $0\leq i\leq n$ gilt: $x_i=c\ mod ( 1 +d*(i+ 1 ))$.} - Beweis:Setze $m= max\{n,x_0,x_1 ,...,x_n\}$ und $d=2*3*4...(m+1)$. Dann sind die Zahlen $1+d, 1+d*2,..., 1 +d*(n+1)$ paarweise teilerfremd. Nach dem Chinesischen Restsatz folgt die Existenz - einer natürlichen Zahl $c$. - - Bemerkung: Es gibt $\sum$-Formeln - \begin{itemize*} - \item $mod(x_1,x_2 ,y)$ mit $N\Vdash_{\alpha} mod \Leftrightarrow \alpha (x_1) mod\alpha (x_2) =\alpha (y)$. - \item $\gamma(x_1 ,x_2 ,x_3 ,y)$ mit $N\Vdash_{\alpha} \gamma\Leftrightarrow \alpha(x_1) mod(1+\alpha(x_2)*(\alpha (x3)+1)) =\alpha (y)$. - \end{itemize*} - \note{Satz}{Sei $A$ eine Struktur, so dass $Th(A)$ semi-entscheidbar ist. Dann ist $Th(A)$ entscheidbar.} \note{Korollar}{Die Menge $TH(N)$ der Aussagen $\varphi$ mit $N\Vdash\varphi$ ist nicht semi-entscheidbar.} - \note{Korollar (1. Gödelscher Unvollständigkeitssatz)}{Sei $Gamma$ eine semi-entscheidbare Menge von Sätzen mit $N\Vdash\gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$. Dann existiert ein Satz $\varphi$ mit $\Gamma\not\vdash\varphi$ und $\Gamma\not\vdash\lnot\varphi$ (d.h. "$\Gamma$ ist nicht vollständig").} + \note{Korollar (1. Gödelscher Unvollständigkeitssatz)}{Sei $Gamma$ eine semi-entscheidbare Menge von Sätzen mit $N\Vdash\gamma$ für alle $\gamma\in\Gamma$. Dann existiert ein Satz $\varphi$ mit $\Gamma\not\vdash\varphi$ und $\Gamma\not\vdash\lnot\varphi$ (d.h. ''$\Gamma$ ist nicht vollständig'').} \subsection{2. Semi Entscheidungsverfahren für allgemeingültige Formeln} bekanntes Verfahren mittels natürlichem Schließen: Suche hypothesenlose Deduktion mit Konklusion $\psi$. - Jetzt alternatives Verfahren, das auf den Endlichkeitssatz der Aussagenlogik zurückgreift: - \begin{itemize*} - \item Berechne aus $\sum$-Formel $\psi$ eine Menge E von aussagenlogischen Formeln mit $E$ unerfüllbar $\Leftrightarrow\lnot\psi$ unerfüllbar $\Leftrightarrow\psi$ allgemeingültig - \item Suche endliche unerfüllbare Teilmenge $E'$ von $E$ - \end{itemize*} - - Kern des Verfahrens ist es also, aus $\sum$-Formel $\varphi$ eine Menge $E$ aussagenlogischer Formeln zu berechnen mit $\varphi$ unerfüllbar $\Leftrightarrow$ E unerfüllbar. - - Hierzu werden wir die Formel $\varphi$ zunächst in zwei Schritten (Gleichungsfreiheit und Skolem-Form) vereinfachen, wobei die Formel erfüllbar bzw unerfüllbar bleiben muss. - \note{Definition}{Zwei $\sum$-Formeln $\varphi$ und $\psi$ heißen erfüllbarkeitsäquivalent, wenn gilt: $\varphi$ ist erfüllbar $\Leftrightarrow\psi$ ist erfüllbar} - Unsere Vereinfachungen müssen also erfüllbarkeitsäquivalente Formeln liefern. - \subsubsection{Elimination von Gleichungen} \note{Definition}{Eine $\sum$-Formel ist gleichungsfrei, wenn sie keine Teilformel der Form $s=t$ enthält. } - Ziel: aus einer $\sum$ Formel $\varphi$ soll eine erfüllbarkeitsäquivalente gleichungsfreue Formel $\varphi'$ berechnet werden - - Bemerkung: Man kann i.a. keine äquivalente gleichungsfreie Formel $\varphi'$ angeben, da es eine solche z.B. zu $\varphi=(\forall x\forall y:x=y)$ nicht gibt. - Idee: Die Formel $\varphi'$ entsteht aus $\varphi$, indem alle Teilformeln der Form $x=y$ durch $GI(x,y)$ ersetzt werden, wobei $GI$ ein neues Relationssymbol ist. Notationen @@ -2249,10 +927,6 @@ \item Für eine $\sum$-Formel $\varphi$ bezeichnet $\varphi_{GI}$ die $\sum_{GI}$-Formel, die aus $\varphi$ entsthet, indem alle Vorkommen und Teilformen $s=t$ durch $GI(s,t)$ ersetzt werden. \end{itemize*} - Behauptung: $\varphi$ erfüllbar $\Rightarrow \varphi_{GI}$ erfüllbar - - Behauptung: es gilt nicht $\varphi$ erfüllbar $\Leftarrow\varphi_{GI}$ erfüllbar - \note{Definition}{Sei A eine $\sum$-Struktur und $\sim$ eine binäre Relation auf $U_A$. Die Relation $\sim$ heißt Kongruenz auf A, wenn gilt: \begin{itemize*} \item $\sim$ ist eine Äquivalentrelation (d.h. reflexiv, transitiv und symmetrisch) @@ -2274,12 +948,8 @@ \end{enumerate*} } - Veranschaulichung: %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-variableninterpretation-beispiel.png) - \note{Lemma 1}{Sei A Struktur, $p:Var\rightarrow U_A$ Variableninterpretation und $\sim$ Kongruenz. Seien weiter $B=A\backslash\sim$ und $p_B=p\backslash\sim$. Dann gilt für jeden Term $:[p(t)]=p_B(t)$} - Beweis: per Induktion über den Aufbau des Terms t - \note{Lemma 2}{Sei $A$ $\sum$-Struktur, $\sim$ Kongruenz und $B=A\backslash\sim$. Dann gilt für alle $R\in Rel$ mit $k=ar(R)$ und alle $c_1,...,c_k\in U_A$: $([c_1],[c_2],...,[c_k])\in R^B\Leftrightarrow (c_1,c_2,...,c_k)\in R^A$} \note{Satz}{Seien $A$ $\sum_{GI}$-Struktur und $p:Var\rightarrow U_A$ Variableninterpretation, so dass $\sim=GI^A$ Kongruenz auf A ist. @@ -2287,19 +957,13 @@ Dann gilt für alle $\sum$-Formeln $\varphi: A\Vdash_p \varphi_{GI} \Leftrightarrow B\Vdash_{p_B} \varphi$ } - Beweis: per Induktion über den Aufbau der Formel $\varphi$ - \note{Lemma}{Aus einer endlichen Signatur $\sum$ kann ein gleichungsfreuer Horn-Satz $Kong_{\sum}$ über $\sum_{GI}$ berechnet werden, so dass für alle $\sum_{GI}$-Strukturen $A$ gilt: $A\Vdash Kong_{\sum} \Leftrightarrow GI^A$ ist eine Kongruenz} \note{Satz}{Aus einer endlichen Signatur $\sum$ und einer $\sum$-Formel $\varphi$ kann eine gleichungsfreie und erfüllbarkeitsäquivalente $\sum_{GI}$-Formel $\varphi'$ berechnet werden. Ist $\varphi$ Horn Formel, so ist auch $\varphi'$ Horn Formel.} - Beweis: Setzte $\varphi' =\varphi_{GI}\wedge Kong_{\sum}$ und zeige: $\varphi$ erfüllbar $\Leftrightarrow \varphi'$ erfüllbar. - \subsection{Skolemform} Ziel: Jede $\sum$-Formel $\varphi$ ist erfüllbarkeitsäquivalent zu einer $\sum$'-Formel $\varphi'=\forall x_1\forall x_2 ...\forall x_k \psi$, wobei $\psi$ kein Quantoren enthält, $\varphi'$ heißt in Skolemform. - Bemerkung: Betrachte die Formel $\exists x\exists y E(x,y)$. Es gibt keine Formel in Skolemform, die hierzu äquivalent ist. - 2 Schritte: \begin{enumerate*} \item Quantoren nach vorne (d.h. Pränexform) @@ -2310,57 +974,9 @@ \note{Lemma}{Seien $Q\in\{\exists ,\forall\}$ und $\oplus\in\{\wedge,\vee,\rightarrow,\leftarrow\}$. Sei $\varphi= (Qx \alpha)\oplus\beta$ und sei $y$ eine Variable, die weder in $\alpha$ noch in $\beta$ vorkommt. Dann gilt $\varphi \equiv \begin{cases} Qy(\alpha[x:=y]\oplus\beta) \text{ falls } \oplus\in\{\wedge,\vee,\leftarrow\}\\ \forall y(\alpha[x:=y]\rightarrow\beta) \text{ falls } \oplus=\rightarrow,Q=\exists \\ \exists y(\alpha[x:=y]\rightarrow\beta) \text{ falls }\oplus=\rightarrow,Q=\forall\end{cases}$} - Notwendigkeit der Bedingung "$y$ kommt weder in $\alpha$ noch in $\beta$ vor": - \begin{itemize*} - \item $(\exists x:f(x) \not =f(y))\wedge\beta \not\equiv\exists y: (f(y) \not =f(y)\wedge\beta)$ - \item $(\exists x:\lnot P(x))\wedge P(y)\not\equiv \exists y: (\lnot P(y) \wedge P(y))$ - \end{itemize*} - \note{Lemma}{Seien $Q\in\{\exists,\forall\}$ und $\oplus\in\{\wedge,\vee,\rightarrow,\leftarrow\}$. Sei $\varphi= (Qx\alpha)\oplus\beta$ und sei $y$ eine Variable, die weder in $\alpha$ noch in $\beta$ vorkommt. Dann gilt $\varphi\equiv\begin{cases} Qy(\alpha[x:=y]\oplus\beta) \text{ falls }\oplus\in\{\wedge,\vee,\leftarrow\} \\ \forall y(\alpha[x:=y]\rightarrow\beta) \text{ falls }\oplus=\rightarrow,Q=\exists \\ \exists y(\alpha[x:=y]\rightarrow\beta) \text{ falls }\oplus=\rightarrow,Q=\forall \end{cases}$} - Beweis: (für den Fall $Q=\exists$ und $\oplus=\wedge$) - \begin{itemize*} - \item Seien $A$ $\sum$-Struktur und $\rho$ Variableninterpretation. - \item Für $a\in U_A$ setze $\rho_a:=\rho[y\rightarrow a]$. - \item Dann gilt $\rho_a[x\rightarrow \rho_a(y)](z) =\rho[x\rightarrow a](z)$ für alle $z\not=y$ - \end{itemize*} - - - Wir erhalten also - \begin{itemize*} - \item $A\vdash_\rho (\exists x\alpha)\wedge\beta$ - \item $\Leftrightarrow A\vdash_\rho (\exists x\alpha) $ und $A\vdash_\rho \beta$ - \item $\Leftrightarrow$ (es gibt $a\in U_A$ mit $A\vdash_{\rho[x\rightarrow a]}\alpha$) und (es gilt $A\vdash_\rho \beta$) - \item $\Leftrightarrow$ es gibt $a\in U_A$ mit ($A\vdash_{\rho[x\rightarrow a]}\alpha$ und $A\vdash_\rho \beta$) - \item $\Leftrightarrow$ es gibt $a\in U_A$ mit - \begin{itemize*} - \item $A\vdash_{\rho_a[x\rightarrow \rho_a(y)]}\alpha$ (da $y$ in $\alpha$ nicht vorkommt) - \item $A\vdash_{\rho_a} \beta$ (da $y$ in $\beta$ nicht vorkommt) - \end{itemize*} - \item $\Leftrightarrow$ es gibt $a\in U_A$ mit - \begin{itemize*} - \item $A\vdash_{\rho_a} \alpha[x:=y]$ - \item $A\vdash_{\rho_a} \beta$ - \end{itemize*} - \item $\Leftrightarrow$ es gibt $a\in U_A$ mit $A\vdash_{\rho[y\rightarrow a]}\alpha[x:=y]\wedge\beta$ - \item $\Leftrightarrow A\vdash_\rho \exists y(\alpha[x:=y]\wedge\beta)$ - \end{itemize*} - - \note{Satz}{Aus einer endlichen Signatur $\sum$ und einer $\sum$-Formel $\varphi$ kann eine äquivalente $\sum$-Formel $\varphi'=Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_k x_k \psi$ (mit $Q_i\in\{\exists,\forall\},\psi$ quantorenfrei und $x_i$ paarweise verschieden) berechnet werden. Eine Formel $\varphi'$ dieser Form heißt Pränexform. - Ist $\varphi$ gleichungsfrei, so ist auch $\varphi'$ gleichungsfrei.} - - Beweis: Der Beweis erfolgt induktiv über den Aufbau von $\varphi$: - \begin{itemize*} - \item I.A. $\varphi$ ist atomare Formel: Setze $\varphi'=\varphi$. - \item I.S. - \begin{itemize*} - \item $\varphi=\lnot\psi$ : Nach I.V. kann Formel in Pränexform $\psi\equiv Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_m x_m \psi'$ berechnet werden. Mit $\forall=\exists$ und $\exists=\forall$ setze $\varphi'=Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_m x_m\lnot\psi'$. - \item $\varphi=\exists x\psi$: Nach I.V. kann Formel in Pränexform $\psi\equiv Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_m x_m \psi'$ berechnet werden. Setze $\varphi'= \begin{cases} \exists x Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_m x_m\psi'\text{ falls }x\not\in\{x_1,x_2,...,x_m\}\\ Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_m x_m\psi'\text{ sonst}\end{cases}$ - \item $\varphi=\alpha\wedge\beta$: Nach I.V. können Formeln in Pränexform $\alpha\equiv Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_mx_m \alpha_0; \beta\equiv Q_1'y_1 Q_2'y_2 ...Q_n'y_n \beta_0$ berechnet werden. - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - Ziel: Berechnung einer erfüllbarkeitsäquivalenten Formel in Skolemform + \note{Satz}{Aus einer endlichen Signatur $\sum$ und einer $\sum$-Formel $\varphi$ kann eine äquivalente $\sum$-Formel $\varphi'=Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_k x_k \psi$ (mit $Q_i\in\{\exists,\forall\},\psi$ quantorenfrei und $x_i$ paarweise verschieden) berechnet werden. Eine Formel $\varphi'$ dieser Form heißt Pränexform. Ist $\varphi$ gleichungsfrei, so ist auch $\varphi'$ gleichungsfrei.} Idee: \begin{enumerate*} @@ -2368,26 +984,10 @@ \item eliminiere $\exists$-Quantoren durch Einführen neuer Funktionssymbole \end{enumerate*} - Konstruktion: Sei $\varphi=\forall x_1\forall x_2...\forall x_m\exists y\psi$ Formel in Pränexform (u.U. enthält $\psi$ weitere Quantoren). Sei $g\not\in\Omega$ ein neues m-stelliges Funktionssymbol. - Setze $\varphi'=\forall x_1\forall x_2...\forall x_m \psi[y:=g(x_1,...,x_m)]$. - Offensichtlich hat $\varphi$'einen Existenzquantor weniger als $\varphi$. Außerdem ist $\varphi'$ keine $\sum$-Formel (denn sie verwendet $g\not\in\Omega$), sondern Formel über einer erweiterten Signatur. - \note{Lemma}{Die Formeln $\varphi$ und $\varphi'$ sind erfüllbarkeitsäquivalent.} - Beweis: "$\Leftarrow$" Sei $A'$ Struktur und $\rho'$ Variableninterpretation mit $A'\vdash_{\rho'}\varphi'$. Wir zeigen $A'\vdash_{\rho'}\varphi$. Hierzu seien $a_1,...,a_m\in U_{A'}$ beliebig. - \note{Satz}{Aus einer Formel $\varphi$ kann man eine erfüllbarkeitsäquivalente Formel $\varphi$ in Skolemform berechnen. Ist $\varphi$ gleichungsfrei, so auch $\varphi$.} - Beweis: Es kann zu $\varphi$ äquivalente Formel $\varphi_0 =Q_1 x_1 Q_2 x_2 ...Q_{\iota} x_{\iota} \psi$ in Pränexform berechnet werden (mit $n\leq {\iota} $ Existenzquantoren). Durch wiederholte Anwendung des vorherigen Lemmas erhält man Formeln $\varphi_1,\varphi_2,...\varphi_n$ mit - \begin{itemize*} - \item $\varphi_i$ und $\varphi_{i+1}$ sind erfüllbarkeitsäquivalent - \item $\varphi_{i+1}$ enthält einen Existenzquantor weniger als $\varphi_i$ - \item $\varphi_{i+1}$ ist in Pränexform - \item ist $\varphi_i$ gleichungsfrei, so auch $\varphi_{i+1}$ - \end{itemize*} - - Dann ist $\bar{\varphi}=\varphi_n$ erfüllbarkeitsäquivalente (ggf. gleichungsfreie) Formel in Skolemform. - \subsection{Herbrand-Strukturen und Herbrand-Modelle} Sei $\sum= (\Omega,Rel,ar)$ eine Signatur. Wir nehmen im folgenden an, dass $\Omega$ wenigstens ein Konstantensymbol enthält. @@ -2395,196 +995,51 @@ Beispiel: $\Omega =\{b,f\}$ mit $ar(b) =0$ und $ar(f) =1$. Dann gilt $D(\sum) =\{b,f(b),f(f(b)),f(f(f(b))),...\}$ - Eine $\sum$-Struktur $A=(UA,(fA)f\in\Omega,(RA)R\in Rel)$ ist eine Herbrand-Struktur, falls folgendes gilt: - \begin{enumerate*} - \item $UA=D(\sum)$, - \item für alle $f\in\Omega$ mit $ar(f)=k$ und alle $t_1,t_2,...,t_k\in D(\sum)$ ist $f^A(t_1,t_2,...,t_k) =f(t_1,t_2,...,t_k)$. - \end{enumerate*} - - Für jede Herbrand-Struktur $A$, alle Variableninterpretationen $\rho$ und alle variablenfreien Terme $t$ gilt dann $\rho(t) =t$. - - Ein Herbrand-Modell von $\varphi$ ist eine Herbrand-Struktur, die gleichzeitig ein Modell von $\varphi$ ist. - \note{Satz}{Sei $\varphi$ eine gleichungsfreie Aussage in Skolemform. $\varphi$ ist genau dann erfüllbar, wenn $\varphi$ ein Herbrand-Modell besitzt.} - Beweis: - \begin{itemize*} - \item Falls $\varphi$ ein Herbrand-Modell hat, ist $\varphi$ natürlich erfüllbar. - \item Sei nun $\varphi=\forall y_1...\forall y_n\psi$ erfüllbar. Dann existieren eine $\sum$-Struktur $A=(U_A,(f^A)_{f\in\Omega},(R^A)_{R\in Rel})$ und eine Variableninterpretation $\rho$ mit $A\vdash_\rho \varphi$. - \end{itemize*} - - \paragraph{Plan des Beweises} - Wir definieren eine Herbrand-Struktur $B=(D(\sum),(f^B)_{f\in\Omega},(R^B)_{R\in Rel})$: - \begin{itemize*} - \item Seien $f\in\Omega$ mit $ar(f)=k$ und $t_1,...,t_k\in D(\sum)$. Um eine Herbrand-Struktur $B$ zu konstruieren setzen wir $f^B(t_1,...,t_k) =f(t_1,...,t_k)$ - \item Sei $R\in Rel$ mit $ar(R)=k$ und seien $t_1,...,t_k\in D(\sum)$. Dann setze $(t_1,...,t_k)\in RB:\Leftrightarrow (\rho(t_1),...,\rho(t_k))\in RA$. - \end{itemize*} - - Sei $\rho_B:Var \rightarrow D(\sum)$ beliebige Variableninterpretation. - - \paragraph{Behauptung 1: } + \paragraph{Behauptung 1 } Ist $\psi$ eine quantoren- und gleichungsfreie Aussage, so gilt $A\vdash_{\rho}\psi \Leftrightarrow B\vdash_{\rho B} \psi$. Diese Behauptung wird induktiv über den Aufbau von $\psi$ gezeigt. - \paragraph{Intermezzo} - Behauptung 1 gilt nur für quantorenfreie Aussagen + Für allgemeine Formeln in Skolemform (also u.U. mit Quantoren) können wir Behauptung 1 nicht zeigen, sondern höchstens die folgende Abschwächung. - $\sum = (\Omega,Rel,ar)$ mit $\Omega =\{a\},ar(a) =0$ und $Rel=\{E\},ar(E) =2$. - Betrachte die Formel $\varphi=\forall x(E(x,x)\wedge E(a,a))$ in Skolemform. - $A\vdash_\rho \varphi$ mit $U^A=\{a^A,m\}$ und $E^A=\{(m,m),(a^A,a^A)\}$. - Die konstruierte Herbrand-Struktur $B:U_B=D(\sum) =\{a\}$ und $E^B=\{(a,a)\}$. - - Betrachte nun die Formel $\psi=\forall x,y E(x,y)$. Dann gilt $B\vdash_{\rho B}\psi$ und $A\not\vdash_\rho \psi$. - - Für allgemeine Formeln in Skolemform (also u.U. mit Quantoren) können wir also Behauptung 1 nicht zeigen, sondern höchstens die folgende Abschwächung. - - \paragraph{Behauptung 2:} - Ist $\psi$ eine gleichungsfreie Aussage in Skolemform, so gilt $A\vdash_\rho \psi \Rightarrow B\vdash_{\rho B}\psi$. - (hieraus folgt dann $B\vdash_{\rho B}\varphi$ wegen $A\vdash_\rho \varphi$) - - Diese Behauptung wird induktiv über die Anzahl $n$ der Quantoren in $\psi$ bewiesen. + \paragraph{Behauptung 2 } + Ist $\psi$ eine gleichungsfreie Aussage in Skolemform, so gilt $A\vdash_\rho \psi \Rightarrow B\vdash_{\rho B}\psi$ (hieraus folgt dann $B\vdash_{\rho B}\varphi$ wegen $A\vdash_\rho \varphi$). Diese Behauptung wird induktiv über die Anzahl $n$ der Quantoren in $\psi$ bewiesen. \subsection{Die Herbrand-Expansion} - verbleibende Frage: Wie erkennt man, ob eine gleichungsfreie Aussage in Skolemform ein Herbrand-Modell hat? - - Beispiel: Seien $\sum=(\{a,f\},\{P,R\},ar)$ und $\varphi=\forall x\forall y (P(a,x)\wedge\lnot R(f(y)))$. Jedes Herbrand-Modell A von $\varphi$ \begin{itemize*} \item hat als Universum das Herbrand-Universum $D(\sum)=\{a,f(a),f^2 (a),...\}=\{f^n(a)|n\geq 0\}$ \item erfüllt $f^A(f^n(a))= f^{n+1} (a)$ für alle $n\geq 0$ \end{itemize*} - Um ein Herbrand-Modell zu konstruieren, müssen (bzw. können) wir für alle Elemente $s,t,u\in D(\sum)$ unabhängig und beliebig wählen, ob $(s,t)\in P^A$ und $u\in R^A$ gilt. - Wir fassen dies als "aussagenlogische B-Belegung" B der "aussagenlogischen atomaren Formeln" $P(s,t)$ bzw. $R(u)$ auf. - - Jede solche aussagenlogische B-Belegung $B$ definiert dann eine Herbrand-Struktur $A_B$: - \begin{itemize*} - \item $P^{A_B} = \{(s,t)\in D(\sum)^2 |B(P(s,t))= 1\}$ - \item $R^{A_B} = \{u\in D(\sum) |B(R(u))= 1\}$ - \end{itemize*} - - Mit $\varphi=\forall x\forall y(P(a,x)\wedge\lnot R(f(y)))$ gilt dann $A_B \Vdash_\rho \varphi$ - \begin{itemize*} - \item $\Leftrightarrow A_B \Vdash_{\rho[x\rightarrow f^m(a)][y\rightarrow f^n(a)]} P(a,x)\wedge\lnot R(f(y))$ f.a. $m,n\geq 0$ - \item $\Leftrightarrow (a,fm(a))\in P^{A_B}$ und $f^{n+1}(a)\not\in R^{A_B}$ f.a. $m,n\geq 0$ - \item $\Leftrightarrow B(P(a,f^m(a)))= 1$ und $B(R(f^{n+1} (a)))= 0$ f.a. $m,n\geq 0$ - \item $\Leftrightarrow B(P(a,f^m(a))\wedge\lnot R(f^{n+1} (a)))= 1$ f.a. $m,n\geq 0$ - \end{itemize*} - - Also hat $\varphi$ genau dann ein Herbrand-Modell, wenn es eine erfüllende B-Belegung $B$ der Menge aussagenlogischer Formeln $E(\varphi)=\{P(a,f^m(a))\wedge\lnot R(f^{n+1}(a)) | m,n\geq 0\}$ gibt. - - Beispiellösung: Setzt $B(P(s,t))= 1$ und $B(R(s))= 0$ für alle $s,t\in D(\sum)$. - - Diese B-Belegung erfüllt $E(\varphi)$ und "erzeugt" die Herbrand-Struktur $A_B$ mit $P^{A_B}=D(\sum)^2$ und $R^{A_B}=\varnothing$. - - Nach obiger Überlegung gilt $A_B\Vdash\varphi$, wir haben also ein Herbrand-Modell von $\varphi$ gefunden. - - - Sei $\varphi=\forall y_1\forall y_2...\forall y_n\psi$ gleichungsfreie Aussage in Skolemform. - - Ziel: Konstruktion einer Menge aussagenlogischer Formeln, die genau dann erfüllbar ist, wenn $\varphi$ ein Herbrand-Modell hat. - - Die Herbrand-Expansion von $\varphi$ ist die Menge der Aussagen $E(\varphi)=\{\psi[y_1:=t_1][y_2:=t_2]...[y_n:=t_n]|t_1,t_2,...,t_n\in D(\sum)\}$ - - Die Formeln von $E(\varphi)$ entstehen also aus $\psi$, indem die (variablenfreien) Terme aus $D(\sum)$ in jeder möglichen Weise in $\psi$ substituiert werden. - - Wir betrachten die Herbrand-Expansion von $\varphi$ im folgenden als eine Menge von aussagenlogischen Formeln. - - Die atomaren Formeln sind hierbei von der Gestalt $P(t_1,...,t_k)$ für $P\in Rel$ mit $ar(P)=k$ und $t_1,...,t_k\in D(\sum)$. - \note{Konstruktion}{Sei $B:\{P(t_1,...,t_k)|P\in Rel,k=ar(P),t_1,...,t_k\in D(\sum)\}\rightarrow B$ eine B-Belegung. Die hiervon induzierte Herbrand-Struktur $A_B$ ist gegeben durch $P^{A_B} = \{(t_1,...,t_k)|t_1,...,t_k\in D(\sum),B(P(t_1,...,t_k))= 1\}$ für alle $P\in Rel$ mit $ar(P)=k$. } \note{Lemma}{Für jede quantoren- und gleichungsfreie Aussage $\alpha$ und jede Variableninterpretation $\rho$ in $A_B$ gilt $A_B\Vdash_\rho\alpha \Leftrightarrow B(\alpha)= 1$.} - Beweis: - \begin{itemize*} - \item per Induktion über den Aufbau von $\alpha$ - \item I.A. $\alpha$ ist atomar, d.h. $\alpha= P(t_1,...,t_k)$ mit $t_1,...,t_k$ variablenlos $A_B\Vdash_\rho \alpha\Leftrightarrow (\rho(t_1),\rho(t_2),...,\rho(t_k))\in P^{A_B}\Leftarrow B(\alpha)= 1$ - \item I.S. - \begin{itemize*} - \item $\alpha=\beta\wedge\gamma: A_B\Vdash_\rho \alpha\Leftrightarrow A_B \Vdash_\rho\beta$ und $A_B\Vdash_\rho\gamma \Leftrightarrow B(\beta)=B(\gamma)= 1 \Leftrightarrow B(\alpha)= 1$ - \item $\alpha=\beta\vee\gamma$: analog - \item $\alpha=\beta\rightarrow\gamma$: analog - \item $\alpha=\lnot\beta$: analog - \end{itemize*} - \end{itemize*} - \note{Lemma}{Sei $\varphi=\forall y_1 \forall y_2 ...\forall y_n\psi$ gleichungsfreie Aussage in Skolemform. Sie hat genau dann ein Herbrand-Modell, wenn die Formelmenge $E(\varphi)$ (im aussagenlogischen Sinn) erfüllbar ist.} - Beweis: Seien $A$ Herbrand-Struktur und $\rho$ Variableninterpretation. Sei $B$ die B-Belegung mit $B(P(t_1,...,t_k))= 1\Leftrightarrow(t_1,...,t_k)\in P^A$ für alle $P\in Rel$ mit $k=ar(P)$ und $t_1,...,t_k\in D(\sum)$. Dann gilt $A=A_B$. - \note{Satz von Gödel-Herbrand-Skolem}{Sei $\varphi$ gleichungsfreie Aussage in Skolemform. Sie ist genau dann erfüllbar, wenn die Formelmenge $E(\varphi)$ (im aussagenlogischen Sinn) erfüllbar ist.} - Beweis: $\varphi$ erfüllbar $\Leftrightarrow$ $\varphi$ hat ein Herbrand-Modell $\Leftrightarrow$ $E(\varphi)$ ist im aussagenlogischen Sinne erfüllbar. - \note{Satz von Herbrand}{Eine gleichungsfreie Aussage $\varphi$ in Skolemform ist genau dann unerfüllbar, wenn es eine endliche Teilmenge von $E(\varphi)$ gibt, die (im aussagenlogischen Sinn) unerfüllbar ist. (Jacques Herbrand (1908-1931))} - Beweis: $\varphi$ unerfüllbar $\Leftrightarrow$ $E(\varphi)$ unerfüllbar $\Leftrightarrow$ es gibt $M\subseteq E(\varphi)$ endlich und unerfüllbar - - \subsection{Algorithmus von Gilmore} - Sei $\varphi$ gleichungsfreie Aussage in Skolemform und sei $\alpha_1,\alpha_2,\alpha_3,...$ eine Aufzählung von $E(\varphi)$. - Eingabe: $\varphi$ \begin{lstlisting} n:=0; repeat n := n +1; - until { alpha_1, alpha_2,..., alpha_n } ist unerfuellbar; - (dies kann mit Mitteln der Aussagenlogik, z.B. Wahrheitswertetabelle, getestet werden) - Gib "unerfuellbar" aus und stoppe. + until { alpha_1, alpha_2,..., alpha_n } ist unerfuellbar; + //(dies kann mit Mitteln der Aussagenlogik getestet werden) + Gib ''unerfuellbar'' aus und stoppe. \end{lstlisting} Folgerung: Sei $\varphi$ eine gleichungsfreie Aussage in Skolemform. Dann gilt: \begin{itemize*} - \item Wenn die Eingabeformel $\varphi$ unerfüllbar ist, dann terminiert der Algorithmus von Gilmore und gibt "unerfüllbar" aus. + \item Wenn die Eingabeformel $\varphi$ unerfüllbar ist, dann terminiert der Algorithmus von Gilmore und gibt ''unerfüllbar'' aus. \item Wenn die Eingabeformel $\varphi$ erfüllbar ist, dann terminiert der Algorithmus von Gilmore nicht, d.h. er läuft unendlich lange. \end{itemize*} - Beweis: unmittelbar mit Satz von Herbrand - - Zusammenfassung: alternative Semi-Entscheidungsverfahren für die Menge der allgemeingültigen Formeln. - \begin{itemize*} - \item Berechne aus $\psi$ eine zu $\lnot\psi$ erfüllbarkeitsäquivalente gleichungsfreie Formel $\varphi$ in Skolemform. - \item Suche mit dem Algorithmus von Gilmore nach einer endlichen Teilmenge $E'$ von $E(\varphi)$, die unerfüllbar ist. - \end{itemize*} - - \subsection{Berechnung von Lösungen} - \begin{itemize*} - \item Beispiel - \begin{itemize*} - \item $\gamma = \forall x,y (R(x,f(y))\wedge R(g(x),y))$ - \item $\varphi = \forall x,yR(x,y)$ - \end{itemize*} - \item Gilt $\{\gamma\}\Vdash\varphi$? nein, denn $A\Vdash\gamma\wedge\lnot\varphi$ mit - \begin{itemize*} - \item $A=(\mathbb{N},f^A,g^A,R)$ - \item $f^A(n)=g^A(n)=n+1$ für alle $n\in\mathbb{N}$ - \item $R^A = \mathbb{N}^2 \backslash\{( 0 , 0 )\}$ - \end{itemize*} - \item Gibt es variablenfreie Terme $s$ und $t$ mit $\{\gamma\}\Vdash R(s,t)$? - \begin{itemize*} - \item ja: z.B. $(s,t)=(g(f(a)),g(a))$ oder $(s,t)=(g(a),g(a))$ oder $(s,t)=(a,f(b))$ - \end{itemize*} - \item Kann die Menge aller Termpaare $(s,t)$ (d.h. aller "Lösungen") mit $\{\gamma\}\Vdash R(s,t)$ effektiv und übersichtlich angegeben werden? - \begin{itemize*} - \item Wegen $\{\gamma\}\Vdash R(s,t) \Leftrightarrow\gamma\wedge\lnot R(s,t)$ unerfüllbar ist die gesuchte Menge der variablenfreien Terme $(s,t)$ semi-entscheidbar, d.h. durch eine Turing-Maschine beschrieben. - \end{itemize*} - \item Im Rest des Logikteils der Vorlesung "Logik und Logikprogrammierung" wollen wir diese Menge von Termpaaren "besser" beschreiben (zumindest in einem Spezialfall, der die Grundlage der logischen Programmierung bildet). - \end{itemize*} - - \note{Erinnerung}{Eine Horn-Klausel der Prädikatenlogik ist eine Aussage der Form $\forall x_1\forall x_2...\forall x_n ((\lnot\bot\wedge\alpha_1 \wedge\alpha_2 \wedge...\wedge\alpha_m)\rightarrow\beta)$, mit $m\geq 0$, atomaren Formeln $\alpha_1,...,\alpha_m$ und $\beta$ atomare Formel oder $\bot$.} - - Aufgabe: - $\varphi_1,...,\varphi_n$ gleichungsfreie Horn-Klauseln, $\psi(x_1,x_2,...,x_{\iota} )=R(t_1,...,t_k)$ atomare Formel, keine Gleichung. Bestimme die Menge der Tupel $(s_1,...,s_{\iota} )$ von variablenfreien Termen mit $\{\varphi_1,...,\varphi_n\}\Vdash\psi(s_1,...,s_{\iota} )=R(t_1,...,t_k)[x_1:=s_1]...[x_{\iota} :=s_{\iota} ]$, d.h., für die die folgende Formel unerfüllbar ist: $\bigwedge_{1\leq i\leq n} \varphi_i \wedge \lnot\psi(s_1,...,s_{\iota} ) \equiv \bigwedge_{1\leq i\leq n} \varphi_i\wedge(\psi(s_1,...,s_{\iota} )\rightarrow\bot)$ - - Erinnerung - \begin{itemize*} - \item Eine Horn-Formel der Prädikatenlogik ist eine Konjunktion von Horn-Klauseln der Prädikatenlogik. - \item Eine Horn-Klausel der Aussagenlogik ist eine Formel der Form $(\lnot\bot\wedge q_1\wedge q_2 \wedge...\wedge q_m)\rightarrow r$ mit $m\geq 0$, atomaren Formeln $q_1,q_2,...,q_m, r$ atomare Formel od. $\bot$. - \end{itemize*} - - Beobachtung \begin{itemize*} \item Wir müssen die Unerfüllbarkeit einer gleichungsfreien Horn-Formel der Prädikatenlogik testen. \item Ist $\varphi$ gleichungsfreie Horn-Klausel der Prädikatenlogik, so ist $E(\varphi)$ eine Menge von Horn-Klauseln der Aussagenlogik. @@ -2598,33 +1053,18 @@ Folgerung: Sei $\varphi =\bigwedge_{1\leq i\leq n} \varphi_i$ gleichungsfreie Horn-Formel der Prädikatenlogik. Dann ist $\varphi$ genau dann unerfüllbar, wenn $\bigcup_{1\leq i\leq n} E(\varphi_i)$ im aussagenlogischen Sinne unerfüllbar ist. - Beweis: Für $1\leq i\leq n$ sei $\varphi_i=\forall x_1^i,x_2^i,...,x_{m_i}^i \psi_i$. - Zur Vereinfachung nehme wir an, daß die Variablen $x_j^i$ für $1\leq i\leq n$ und $1\leq j\leq m_i$ paarweise verschieden sind. - Folgerung: Eine gleichungsfreie Horn-Formel der Prädikatenlogik $\varphi=\bigwedge_{1\leq i\leq n} \varphi_i$ ist genau dann unerfüllbar, wenn es eine SLD-Resolution $(M_0\rightarrow\bot,M_1\rightarrow\bot,...,M_m\rightarrow\bot)$ aus $\bigcup_{1\leq i\leq n} E(\varphi_i)$ mit $M_m =\varnothing$ gibt. \subsection{Substitutionen} Eine verallgemeinerte Substitution $\sigma$ ist eine Abbildung der Menge der Variablen in die Menge aller Terme, so daß nur endlich viele Variable $x$ existieren mit $\sigma(x) \not=x$. - Sei $Def(\sigma)=\{x\ Variable|x\not =\sigma(x)\}$ der Definitionsbereich der verallgemeinerten Substitution $\sigma$. Für einen Term $t$ definieren wir den Term $t\sigma$ (Anwendung der verallgemeinerten Substitution $\sigma$ auf den Term $t$) wie folgt induktiv: + Sei $Def(\sigma)=\{x\ Variable|x\not =\sigma(x)\}$ der Definitionsbereich der verallgemeinerten Substitution $\sigma$. Für einen Term $t$ definieren wir den Term $t\sigma$ wie folgt induktiv: \begin{itemize*} \item $x\sigma=\sigma(x)$ \item $[f(t_1 ,... ,t_k)]\sigma=f(t_1\sigma,... ,t_k\sigma)$ für Terme $t_1,... ,t_k,f\in\Omega$ und $k=ar(f)$ - Für eine atomare Formel $\alpha=P(t_1 ,... ,t_k)$ (d.h. $P\in Rel,ar(P) =k,t_1 ,... ,t_k$ Terme) sei $\alpha\sigma = P(t_1\sigma,... ,t_k\sigma)$ + \item Für eine atomare Formel $\alpha=P(t_1 ,... ,t_k)$ (d.h. $P\in Rel,ar(P) =k,t_1 ,... ,t_k$ Terme) sei $\alpha\sigma = P(t_1\sigma,... ,t_k\sigma)$ \end{itemize*} - Verknüpfungvon verallgemeinerten Substitutionen: Sind $\sigma_1$ und $\sigma_2$ verallgemeinerte Substitutionen, so definieren wir eine neue verallgemeinerte Substitution $\sigma_1 \sigma_2$ durch $(\sigma_1 \sigma_2)(x) = (x\sigma_1)\sigma_2$. - - Beispiel: Sei $x$ Variable und $t$ Term. Dann ist $\sigma$ mit - $\sigma(y) =\begin{cases} t \quad\text{ falls } x=y \\ y \quad\text{ sonst }\end{cases}$ - eine verallgemeinerte Substitution. Für alle Terme $s$ und alle atomaren Formeln $\alpha$ gilt - $s\sigma=s[x:=t]$ und $\alpha\sigma=\alpha[x:=t]$. - Substitutionen sind also ein Spezialfall der verallgemeinerten Substitutionen. - - Beispiel: Die verallgemeinerte Substitution $\sigma$ mit $Def(\sigma)=\{x,y,z\}$ und $\sigma(x) =f(h(x')), \sigma(y) =g(a,h(x')), \sigma(z) =h(x')$ ist gleich der verallgemeinerten Substitution $[x:=f(h(x'))] [y:=g(a,h(x'))] [z:=h(x')] = [x:=f(z)] [y:=g(a,z)] [z:=h(x')]$. - Es kann sogar jede verallgemeinerte Substitution $\sigma$ als Verknüpfung von Substitutionen der Form $[x:=t]$ geschrieben werden. - Vereinbarung: Wir sprechen ab jetzt nur von "Substitutionen", auch wenn wir "verallgemeinerte Substitutionen" meinen. - \note{Lemma}{Seien $\sigma$ Substitution, $x$ Variable und $t$ Term, so dass \begin{itemize*} \item (i) $x\not\in Def(\sigma)$ und @@ -2633,48 +1073,13 @@ \end{itemize*} } - Beispiele: Im folgenden sei $t=f(y)$. - \begin{itemize*} - \item Ist $\sigma=[x:=g(z)]$, so gilt $x[x:=t]\sigma=t\sigma=t\not=g(z) =g(z)[x:=t\sigma] =x\sigma[x:=t\sigma]$. - \item Ist $\sigma= [y:=g(x)]$, so gilt $y[x:=t]\sigma=y\sigma=g(x) \not=g(f(g(x)))= g(x) [x:=t\sigma] =y\sigma[x:=t\sigma]$. - \item Ist $\sigma= [y:=g(z)]$, so gelten $Def([x:=t]\sigma) =\{x,y\}=Def(\sigma[x:=t\sigma]),[x:=t]\sigma(x) =f(g(z)) =\sigma[x:=t\sigma]$ und $[x:=t]\sigma(y) =\sigma(z) =\sigma[x:=t\sigma]$, also $[x:=t]\sigma=\sigma[x:=t\sigma]$. - \end{itemize*} - - Beweis: Wir zeigen $y[x:=t]\sigma=y\sigma[x:=t\sigma]$ für alle Variablen $y$. - \begin{itemize*} - \item $y=x$: Dann gilt $y[x:=t]\sigma=t\sigma$. Außerdem $y\sigma=x$ wegen $y=x\not\in Def(\sigma)$ und damit $y\sigma[x:=t\sigma]=x[x:=t\sigma]=t\sigma$. - \item $y\not =x$: Dann gilt $y[x:=t]\sigma=y\sigma$ und ebenso $y\sigma[x:=t\sigma]=y\sigma$, da $x$ in $y\sigma$ nicht vorkommt. - \end{itemize*} - \subsection{Unifikator/Allgemeinster Unifikator} Gegeben seien zwei gleichungsfreie Atomformeln $\alpha$ und $\beta$. Eine Substitution $\sigma$ heißt Unifikator von $\alpha$ und $\beta$, falls $\alpha\sigma=\beta\sigma$. Ein Unifikator $\sigma$ von $\alpha$ und $\beta$ heißt allgemeinster Unifikator von $\alpha$ und $\beta$, falls für jeden Unifikator $\sigma'$ von $\alpha$ und $\beta$ eine Substitution $\tau$ mit $\sigma'=\sigma \tau$ existiert. - Aufgabe: Welche der folgenden Paare $(\alpha,\beta)$ sind unifizierbar? - | $\alpha$ | $\beta$ | Ja | Nein | - | ------------------- | ---------------- | --- | ---- | - | $P(f(x))$ | $P(g(y))$ | | - | $P(x)$ | $P(f(y))$ | | - | $Q(x,f(y))$ | $Q(f(u),z)$ | | - | $Q(x,f(y))$ | $Q(f(u),f(z))$ | | - | $Q(x,f(x))$ | $Q(f(y),y)$ | | - | $R(x,g(x),g^2 (x))$ | $R(f(z),w,g(w))$ | | - - \subsubsection{Zum allgemeinsten Unifikator} - Eine Variablenumbenennung ist eine Substitution $\rho$, die $Def(\rho)$ injektiv in die Menge der Variablen abbildet. - \note{Lemma}{Sind $\sigma_1$ und $\sigma_2$ allgemeinste Unifikatoren von $\alpha$ und $\beta$, so existiert eine Variablenumbenennung $\rho$ mit $\sigma_2=\sigma_1 \rho$.} - Beweis: $\sigma_1$ und $\sigma_2$ allgemeinste Unifikatoren $\Rightarrow$ es gibt Substitutionen $\tau_1$ und $\tau_2$ mit $\sigma_1\tau_1 =\sigma_2$ und $\sigma_2\tau_2 =\sigma_1$. - Definiere eine Substitution $\rho$ durch: - $\rho(y) =\begin{cases} y\tau_1 \quad\text{ falls es x gibt, so dass y in } x\sigma_1 \text{ vorkommt}\\ y \quad\text{ sonst }\end{cases}$ - Wegen $Def(\rho)\subseteq Def(\tau_1)$ ist $Def(\rho)$ endlich, also $\rho$ eine Substitution. - \begin{itemize*} - \item Für alle Variablen $x$ gilt dann $x\sigma_1 \rho=x\sigma_1 \tau_1 =x\sigma_2$ und daher $\sigma_2 =\sigma_1 \rho$. - \item Wir zeigen, dass $\rho(y)$ Variable und $\rho$ auf $Def(\rho)$ injektiv ist: Sei $y\in Def(\rho)$. Dann existiert Variable $x$, so dass $y$ in $x\sigma_1$ vorkommt. Es gilt $x\sigma_1 =x\sigma_2\tau_2=x\sigma_1\tau_1\tau_2$, und damit $y=y\tau_1 \tau_2 =y\rho \tau_2 =\rho(y)\tau_2$, d.h. $\rho(y)$ ist Variable, die Abbildung $\rho:Def(\rho)\rightarrow\{z|z\ Variable\}$ ist invertierbar (durch $\tau_2$) und damit injektiv. - \end{itemize*} - \subsubsection{Unifikationsalgorithmus} \begin{itemize*} \item Eingabe: Paar$(\alpha,\beta)$ gleichungsfreier Atomformeln $\sigma:=$ Substitution mit $Def(\sigma)=\varnothing$ (d.h. Identität) @@ -2682,11 +1087,11 @@ \begin{itemize*} \item Suche die erste Position, an der sich $\alpha\sigma$ und $\beta\sigma$ unterscheiden \item if keines der beiden Symbole an dieser Position ist eine Variable - \item then stoppe mit "nicht unifizierbar" + \item then stoppe mit ''nicht unifizierbar'' \item else sei $x$ die Variable und $t$ der Term in der anderen Atomformel (möglicherweise auch eine Variable) \begin{itemize*} \item if $x$ kommt in $t$ vor - \item then stoppe mit "nicht unifizierbar" + \item then stoppe mit ''nicht unifizierbar'' \item else $\sigma:=\sigma[x:=t]$ \end{itemize*} \end{itemize*} @@ -2697,47 +1102,18 @@ \note{Satz}{ \begin{itemize*} \item (A) Der Unifikationsalgorithmus terminiert für jede Eingabe. - \item (B) Wenn die Eingabe nicht unifizierbar ist, so terminiert der Unifikationsalgorithmus mit der Ausgabe "nicht unifizierbar". + \item (B) Wenn die Eingabe nicht unifizierbar ist, so terminiert der Unifikationsalgorithmus mit der Ausgabe ''nicht unifizierbar''. \item (C) Wenn die Eingabe $(\alpha,\beta)$ unifizierbar ist, dann findet der Unifikationsalgorithmus einen allgemeinsten Unifikator von $\alpha$ und $\beta$. \end{itemize*} } - (C) besagt insbesondere, daß zwei unifizierbare gleichungsfreie Atomformeln (wenigstens) einen allgemeinsten Unifikator haben. Nach dem Lemma oben haben sie also genau einen allgemeinsten Unifikator (bis auf Umbenennung der Variablen). - - Die drei Teilaussagen werden in getrennten Lemmata bewiesen werden. - \note{Lemma (A)}{Der Unifikationsalgorithmus terminiert für jede Eingabe($\alpha$, $\beta$).} - Beweis: Wir zeigen, daß die Anzahl der in $\alpha\sigma$ oder $\beta\sigma$ vorkommenden Variablen in jedem Durchlauf der while-Schleife kleiner wird. - Betrachte hierzu einen Durchlauf durch die while-Schleife. - Falls der Algorithmus in diesem Durchlauf nicht terminiert, so wird $\sigma$ auf $\sigma[x:=t]$ gesetzt. - Hierbei kommt $x$ in $\alpha\sigma$ oder in $\beta\sigma$ vor und der Term $t$ enthält $x$ nicht. - Also kommt $x$ weder in $\alpha\sigma[x:=t]$ noch in $\beta\sigma[x:=t]$ vor. - - \note{Lemma (B)}{Wenn die Eingabe nicht unifizierbar ist, so terminiert der Unifikationsalgorithmus mit der Ausgabe "nicht unifizierbar".} - - Beweis: Sei die Eingabe $(\alpha,\beta)$ nicht unifizierbar. - Falls die Bedingung $\alpha\sigma\not=\beta\sigma$ der while-Schleife irgendwann verletzt wäre, so wäre $(\alpha,\beta)$ doch unifizierbar (denn $\sigma$ wäre ja ein Unifikator). - Da nach Lemma (A) der Algorithmus bei Eingabe $(\alpha,\beta)$ terminiert, muss schließlich "nicht unifizierbar" ausgegeben werden. + \note{Lemma (B)}{Wenn die Eingabe nicht unifizierbar ist, so terminiert der Unifikationsalgorithmus mit der Ausgabe ''nicht unifizierbar''.} \note{Lemma (C1)}{Sei $\sigma'$ ein Unifikator der Eingabe $(\alpha,\beta)$, so dass keine Variable aus $\alpha$ oder $\beta$ auch in einem Term aus $\{y\sigma'|y\in Def(\sigma')\}$ vorkommt. Dann terminiert der Unifikationsalgorithmus erfolgreich und gibt einen Unifikator $\sigma$ von $\alpha$ und $\beta$ aus. Außerdem gibt es eine Substitution $\tau$ mit $\sigma'=\sigma\tau$.} - Beweis: - \begin{itemize*} - \item Sei $N\in\mathbb{N}$ die Anzahl der Durchläufe der while-Schleife (ein solches $N$ existiert, da der Algorithmus nach Lemma (A) terminiert). - \item Sei $\sigma_0$ Substitution mit $Def(\sigma_0) =\varnothing$, d.h. die Identität. Für $1\leq i\leq N$ sei $\sigma_i$ die nach dem $i$-ten Durchlauf der while-Schleife berechnete Substitution $\sigma$. - \item Für $1\leq i\leq N$ sei $x_i$ die im $i$-ten Durchlauf behandelte Variable $x$ und $t_i$ der entsprechende Term $t$. - \item Für $0\leq i\leq N$ sei $\tau_i$ die Substitution mit $\tau_i(x)=\sigma'(x)$ für alle $x\in Def(\tau_i) =Def(\sigma')\backslash\{x_1,x_2,...,x_i\}$. - \end{itemize*} - - Behauptung: - \begin{enumerate*} - \item Für alle $0\leq i\leq N$ gilt $\sigma'=\sigma_i\tau_i$. - \item Im $i$-ten Durchlauf durch die while-Schleife $(1\leq i\leq N)$ terminiert der Algorithmus entweder erfolgreich (und gibt die Substitution $\sigma_N$ aus) oder der Algorithmus betritt die beiden else-Zweige. - \item Für alle $0\leq i\leq N$ enthalten $\{\alpha\sigma_i,\beta\sigma_i\}$ und $T_i=\{y\tau_i|y\in Def(\tau_i)\}$ keine gemeinsamen Variablen. - \end{enumerate*} - - Aus dieser Behauptung folgt tatsächlich die Aussage des Lemmas: + die Aussage des Lemmas: \begin{itemize*} \item Nach (2) terminiert der Algorithmus erfolgreich mit der Substitution $\sigma_N$. Daher gilt aber $\alpha\sigma_N=\beta\sigma_N$, d.h. $\sigma_N$ ist ein Unifikator. \item Nach (1) gibt es auch eine Substitution $\tau_n$ mit $\sigma'=\sigma_N\tau_n$. @@ -2745,42 +1121,15 @@ \note{Lemma (C)}{Sei die Eingabe $(\alpha,\beta)$ unifizierbar. Dann terminiert der Unifikationsalgorithmus erfolgreich und gibt einen allgemeinsten Unifikator $\sigma$ von $\alpha$ und $\beta$ aus.} - Beweis: Sei $\sigma'$ ein beliebiger Unifikator von $\alpha$ und $\beta$. Sei $Y=\{y_1,y_2,... ,y_n\}$ die Menge aller Variablen, die in $\{y\sigma'|y\in Def(\sigma')\}$ vorkommen. - Sei $Z=\{z_1,z_2,...,z_n\}$ eine Menge von Variablen, die weder in $\alpha$ noch in $\beta$ vorkommen. - Sei $\rho$ die Variablenumbenennung mit $Def(\rho)=Y\cup Z,\rho(y_i) =z_i$ und $\rho(z_i)=y_i$ für alle $1\leq i\leq n$. - Dann ist auch $\sigma'\rho$ ein Unifikator von $\alpha$ und $\beta$ und keine Variable aus $\alpha$ oder $\beta$ kommt in einem der Terme aus $\{y\sigma'\rho|y\in Def(\sigma')\}$ vor. - Nach Lemma (C1) terminiert der Unifikationsalgorithmus erfolgreich mit einem Unifikator $\sigma$ von $\alpha$ und $\beta$, so dass es eine Substitution $\tau$ gibt mit $\sigma'\rho=\sigma\tau$. - Also gilt $\sigma'=\sigma(\tau\rho^{-1})$. - Da $\sigma'$ ein beliebiger Unifikator von $\alpha$ und $\beta$ war und da die Ausgabe $\sigma$ des Algorithmus nicht von $\sigma'$ abhängt, ist $\sigma$ also ein allgemeinster Unifikator. - \note{Satz}{ \begin{itemize*} \item (A) Der Unifikationsalgorithmus terminiert für jede Eingabe. - \item (B) Wenn die Eingabe nicht unifizierbar ist, so terminiert der Unifikationsalgorithmus mit der Ausgabe "nicht unifizierbar". + \item (B) Wenn die Eingabe nicht unifizierbar ist, so terminiert der Unifikationsalgorithmus mit der Ausgabe ''nicht unifizierbar''. \item (C) Wenn die Eingabe $(\alpha,\beta)$ unifizierbar ist, dann findet der Unifikationsalgorithmus immer einen allgemeinsten Unifikator von $\alpha$ und $\beta$. \end{itemize*} } - (C) besagt insbesondere, daß zwei unifizierbare gleichungsfreie Atomformeln(wenigstens) einen allgemeinsten Unifikator haben. Damit haben sie aber genau einen allgemeinsten Unifikator (bis auf Umbenennung der Variablen). - \subsection{Prädikatenlogische SLD-Resolution} - Erinnerung - \begin{itemize*} - \item Eine Horn-Klausel der Prädikatenlogik ist eine Aussage der Form $\forall x_1 \forall x_2... \forall x_n ((\lnot\bot \wedge\alpha_1 \wedge\alpha_2 \wedge...\wedge\alpha_m)\rightarrow\beta)=\Psi$ mit $m\geq 0$, atomaren Formeln $\alpha_1,...,\alpha_m$ und $\beta$ atomare Formel oder $\bot$. Sie ist definit, wenn $\beta\not =\bot$. - \item $E(\varphi) =\{\Psi[x_1 :=t_1 ][x_2 :=t_2 ]...[x_n:=tn]|t_1 ,t_2 ,...,t_n\in D(\sigma)\}$ - \item Eine Horn-Klausel der Aussagenlogik ist eine Formel der Form $(\lnot\bot\wedge q_1 \wedge q_2 \wedge... \wedge q_m)\rightarrow r$ mit $m\geq 0$, atomaren Formeln $q_1,q_2,...,q_m,r$ atomare Formel oder $\bot$. - \end{itemize*} - - Schreib- und Sprechweise: - Für die Horn-Klausel der Prädikatenlogik $\forall x_1...\forall x_n(\lnot\bot \wedge \alpha_1 \wedge \alpha_2 \wedge...\wedge \alpha_m)\rightarrow\beta$ schreiben wir kürzer $\{\alpha_1,\alpha_2,...,\alpha_m\}\rightarrow\beta$. - insbes. $\varnothing\rightarrow\beta$ für $\forall x_1...\forall x_n(\lnot\bot\rightarrow\beta)$ - - Erinnerung: - Sei $\Gamma$ eine Menge von Horn-Klauseln der Aussagenlogik. Eine aussagenlogische SLD-Resolution aus $\Gamma$ ist eine Folge $(M_0 \rightarrow\bot,M_1 \rightarrow\bot,...,M_m\rightarrow\bot)$ von Hornklauseln mit - \begin{itemize*} - \item $(M_0\rightarrow\bot)\in\Gamma$ und - \item für alle $0\leq n + < Wissensbasis einfuegen > + // Klauseln gleichen Kopfpraedikates gruppieren goal - < Frage ohne "?-" einfuegen> - \end{lstlisting} - - Deklarationsteil - \begin{lstlisting} - domains - person, raum: symbol - predicates - arbeitet_in(person,raum) - ansluss_in(raum) - erreichbar(person) - koennen_daten_austauschen(person,person) - clauses - ... - goal - ... + < Frage ohne ''?-'' einfuegen> \end{lstlisting} \paragraph{Verarbeitung Logischer Programme} \paragraph{Veranschaulichung ohne Unifikation} - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-prolog-ohne-unifikation.png) + \includegraphics[width=.5\linewidth]{Assets/Logik-prolog-ohne-unifikation.png} Tiefensuche mit Backtrack: Es werden anwendbare Klauseln für das erste Teilziel gesucht. Gibt es ... @@ -3175,22 +1352,12 @@ \paragraph{Veranschaulichung mit Unifikation} - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-prolog-mit-unifikation.png) + \includegraphics[width=.5\linewidth]{Assets/Logik-prolog-mit-unifikation.png} Zusätzliche Markierung der Kanten mit der Variablenersetzung (dem Unifikator). \subsubsection{PROLOG aus prozeduraler Sicht} - Beispiel: die "Hackordnung" - \begin{enumerate*} - \item chef\_von(mueller,mayer). - \item chef\_von(mayer,otto). - \item chef\_von(otto,walter). - \item chef\_von(walter,schulze). - \item weisungsrecht(X,Y) :- chef\_von(X,Y). - \item weisungsrecht(X,Y) :- chef\_von(X,Z), weisungsrecht(Z,Y). - \end{enumerate*} - \note{Deklarative Interpretation}{In einem Objektbereich $I=\{mueller, mayer, schulze, ...\}$ bildet das Prädikat $weisungsrecht(X,Y)$ $[X,Y]$ auf wahr ab, gdw. \begin{itemize*} \item das Prädikat $chef_von(X,Y)$ das Paar $[X,Y]$ auf wahr abbildet oder @@ -3209,58 +1376,10 @@ \end{enumerate*} } - - | deklarative Interpretation | prozedurale Interpretation | - | ---------------------------------- | -------------------------- | - | Prädikat | Prozedur | - | Ziel | Prozeduraufruf | - | Teilziel | Unterprozedur | - | Klauseln mit gleichem Kopfprädikat | Prozedur-varianten | - | Klauselkopf | Prozedurkopf | - | Klauselkörper | Prozedurrumpf | - - Die Gratwanderung zwischen Wünschenswertem und technisch Machbarem erfordert mitunter "Prozedurales Mitdenken", um - \begin{enumerate*} - \item eine gewünschte Reihenfolge konstruktiver Lösungen zu erzwingen, - \item nicht terminierende (aber - deklarativ, d.h. logisch interpretiert - völlig korrekte) Programme zu vermeiden, - \item seiteneffektbehaftete Prädikate sinnvoll einzusetzen, - \item (laufzeit-) effizienter zu programmieren und - \item das Suchverfahren gezielt zu manipulieren. - \end{enumerate*} - - Programm inkl. Deklarationsteil (BSP3.PRO) - \begin{lstlisting} - domains - person = symbol - predicates - chef_von(person,person) - weisungsrecht(person,person) - clauses - chef_von(mueller,mayer). - chef_von(mayer,otto). - chef_von(otto,walter). - chef_von(walter,schulze). - weisungsrecht(X,Y) :- chef_von(X,Y). - weisungsrecht(X,Y) :- chef_von(X,Z), weisungsrecht(Z,Y). - goal - weisungsrecht(Wer,Wem). - \end{lstlisting} - Prädikate zur Steuerung der Suche nach einer Folge von Resolutionsschritten! - !(cut) Das Prädikat $!/0$ ist stets wahr. In Klauselkörpern eingefügt verhindert es ein Backtrack der hinter $!/0$ stehenden Teilziele zu den vor $!/0$ stehenden Teilzielen sowie zu alternativen Klauseln des gleichen Kopfprädikats. Die Verarbeitung von $!/0$ schneidet demnach alle vor der Verarbeitung verbliebenen Lösungswege betreffenden Prozedur ab. - Prädikate zur Steuerung der Suche: $!/0$ - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-prädikate-suche.png) - - - Prädikate zur Steuerung der Suche nach einer Folge von Resolutionsschritten - **fail** - Das Prädikat $fail/0$ ist stets falsch. In Klauselkörpern eingefügt löst es ein Backtrack aus bzw. führt zum Misserfolg, falls der Backtrack-Keller leer ist, d.h. falls es keine verbleibenden Lösungswege (mehr) gibt. - ![BSP4.PRO](Assets/Logik-prädikate-suche-fail.png) - ![BSP4.PRO](Assets/Logik-prädikate-suche-fail-2.png) - \subsubsection{Listen und rekursive Problemlösungsstrategien} Listen \begin{enumerate*} @@ -3276,71 +1395,20 @@ \item Weitere Notationsformen von Listen gibt es nicht. \end{enumerate*} - Listen als kompakte Wissensrepräsentation: ein bekanntes Beispiel (BSP5.PRO) - \begin{lstlisting} - - arbeiten_in([meier, mueller], raum_1). - - arbeitet_in(meier, raum_1). - - arbeitet_in(mueller, raum_1). - - arbeitet_in(otto, raum_2). - - arbeiten_in([otto], raum_2 ). - - arbeitet_in(kraus, raum_3). - - arbeiten_in([kraus], raum_3 ). - - anschluesse_in([raum_2, raum_3]). - - anschluss_in(raum_2). - - anschluss_in(raum_3). - \end{lstlisting} - - **Rekursion** in der Logischen Programmierung - Eine Prozedur heißt (direkt) rekursiv, wenn in mindestens einem der Klauselkörper ihrer Klauseln ein erneuter Aufruf des Kopfprädikates erfolgt. - Ist der Selbstaufruf die letzte Atomformel des Klauselkörpers der letzten Klausel dieser Prozedur - bzw. wird er es durch vorheriges "Abschneiden" nachfolgender + \subsubsection{Rekursion} + Eine Prozedur heißt rekursiv, wenn in mindestens einem der Klauselkörper ihrer Klauseln ein erneuter Aufruf des Kopfprädikates erfolgt. + Ist der Selbstaufruf die letzte Atomformel des Klauselkörpers der letzten Klausel dieser Prozedur - bzw. wird er es durch vorheriges ''Abschneiden'' nachfolgender Klauseln mit dem Prädikat $!/0$ - , so spricht man von Rechtsrekursion ; anderenfalls von Linksrekursion. Eine Prozedur heißt indirekt rekursiv, wenn bei der Abarbeitung ihres Aufrufes ein erneuter Aufruf derselben Prozedur erfolgt. - Wissensverarbeitung mit Listen: (BSP5.PRO) - \begin{lstlisting} - - erreichbar(K) :- arbeitet_in(K,R), anschluss_in(R). - - erreichbar(K) :- anschluesse_in(Rs), member(R, Rs), arbeiten_in(Ks, R), member(K, Ks). - - koennen_daten_austauschen(K1,K2) :- arbeitet_in(K1,R),arbeitet_in(K2,R). - - koennen_daten_austauschen(K1,K2) :- arbeiten_in(Ks,_),member(K1,Ks), member(K2,Ks). - - koennen_daten_austauschen(K1,K2) :- erreichbar(K1),erreichbar(K2). - - koennen_daten_austauschen(K1,K2) :- erreichbar(K1),erreichbar(K2). - \end{lstlisting} - - BSP5.PRO - \begin{lstlisting} - domains - person, raum = symbol - raeume = raum* - personen = person* - predicates - arbeiten_in(personen, raum) - anschluesse_in(raeume) - erreichbar(person) - koennen_daten_austauschen(person,person) - member(person,personen) - member(raum,raeume) - clauses - ... (siehe oben) - member(E,[E|_]). - member(E,[_|R]) :- member(E,R). - goal - erreichbar(Wer). - \end{lstlisting} - - **Unifikation 2er Listen** +\subsubsection{Unifikation 2er Listen} \begin{enumerate*} - \item Zwei leere Listen sind (als identische Konstanten aufzufassen und daher) miteinander unifizierbar. + \item Zwei leere Listen sind miteinander unifizierbar. \item Zwei nichtleere Listen $[K_1|R_1]$ und $[K_2|R_2]$ sind miteinander unifizierbar, wenn ihre Köpfe ($K_1$ und $K_2$) und ihre Restlisten ($R_1$ und $R_2$) jeweils miteinander unifizierbar sind. \item Eine Liste $L$ und eine Variable $X$ sind miteinander unifizierbar, wenn die Variable selbst nicht in der Liste enthalten ist. Die Variable $X$ wird bei erfolgreicher Unifikation mit der Liste $L$ instanziert: $X:=L$. \end{enumerate*} - **Differenzlisten:** eine intuitive Erklärung - Eine Differenzliste $L_1 - L_2$ besteht aus zwei Listen $L_1$ und $L_2$ und wird im allgemeinen als $[L_1,L_2]$ oder (bei vorheriger Definition eines pre- bzw. infix notierten Funktionssymbols - -/2) als $-(L_1,L_2)$ bzw. $L_1-L_2$ notiert. - - Sie wird (vom Programmierer, nicht vom PROLOG-System!) als eine Liste interpretiert, deren Elemente sich aus denen von $L_1$ abzüglich derer von $L_2$ ergeben. Differenzlisten verwendet man typischerweise, wenn häufig Operationen am Ende von Listen vorzunehmen sind. - - Eine Definition + \subsubsection{Differenzlisten} \begin{enumerate*} \item Die Differenz aus einer leeren Liste und einer (beliebigen) Liste ist die leere Liste: $[] - L = []$ \item Die Differenz aus einer Liste $[E|R]$ und der Liste $L$, welche $E$ enthält, ist die Liste $D$, @@ -3348,390 +1416,64 @@ \item Die Differenz aus einer Liste $[E|R]$ und einer Liste $L$, welche $E$ nicht enthält, ist die Liste $[E|D]$, wenn die Differenz aus $R$ und $L$ die Liste $D$ ist: $[E|R] - L = [E|D]$, wenn $E\in L$ und $R-L=D$ \end{enumerate*} - Differenzlisten: Ein Interpreter $interpret(Differenzliste,Interpretation)$ (BSP6.PRO) - \begin{enumerate*} - \item $interpret([[],_],[]).$ - \item $interpret([[E|R],L] , D ) :- loesche(E , L, L1),! , interpret( [ R , L1 ] , D ).$ - \item $interpret([[E|R],L] , [E|D] ) :- interpret([R,L],D).$ - \item $loesche(E, [E|R], R) :-!.$ - \item $loesche(E, [K|R], [K|L]) :- loesche(E,R,L).$ - \end{enumerate*} - \subsubsection{Prolog-Fallen} - \paragraph{Nicht terminierende Programme } - Ursache: "ungeschickt" formulierte (direkte oder indirekte) Rekursion - - \paragraph{Alternierende Zielklauseln} - Ein aktuelles Ziel wiederholt sich und die Suche nach einer Folge von Resolutionsschritten endet nie: - \begin{enumerate*} - \item $liegt_auf(X,Y) :- liegt_unter(Y,X).$ - \item $liegt_unter(X,Y) :- liegt_auf(Y,X).$ - \end{enumerate*} \begin{itemize*} - \item $?- liegt_auf( skript, pult ).$ - \item logisch korrekte Antwort: nein - \item tatsächliche Antwort: keine + \item Nicht terminierende Programme + \item Alternierende Zielklauseln: Ein aktuelles Ziel wiederholt sich und die Suche nach einer Folge von Resolutionsschritten endet nie oder die Suche nach Resolutionsschritten endet mit einem Überlauf des Backtrack-Kellers + \item Expandierende Zielklauseln: Das erste Teilziel wird in jeden Resolutionsschritt durch mehrere neue Teilziele ersetzt; die Suche endet mit einem Speicherüberlauf + \item Metalogische Prädikate und konstruktive Lösungen: Das Prädikat $not/1$ hat eine Aussage als Argument und ist somit eine Aussage über eine Aussage, also metalogisch. \end{itemize*} - oder die Suche nach Resolutionsschritten endet mit einem Überlauf des Backtrack-Kellers: (BSP8.PRO) - \begin{enumerate*} - \item $liegt_auf(X,Y) :- liegt_unter(Y,X).$ - \item $liegt_auf( skript , pult ).$ - \item $liegt_unter(X,Y) :- liegt_auf(Y,X).$ - \end{enumerate*} - \begin{itemize*} - \item $?- liegt_auf( skript , pult ).$ - \item logisch korrekte Antwort: ja - \item tatsächliche Antwort: keine - \end{itemize*} - - \paragraph{Expandierende Zielklauseln } - Das erste Teilziel wird in jeden Resolutionsschritt durch mehrere neue Teilziele ersetzt; die Suche endet mit einem Speicherüberlauf: (BSP9.PRO) - \begin{enumerate*} - \item $liegt_auf( notebook , pult ).$ - \item $liegt_auf( skript , notebook ).$ - \item $liegt_auf(X,Y) :- liegt_auf(X,Z), liegt_auf(Z,Y).$ - \end{enumerate*} - \begin{itemize*} - \item $?- liegt_auf( handy , skript ).$ - \item logisch korrekte Antwort: nein - \item tatsächliche Antwort: keine - \end{itemize*} - - Auch dieses Beispiel lässt sich so erweitern, dass die Hypothese offensichtlich aus der Wissensbasis folgt, die Umsetzung der Resolutionsmethode aber die Vollständigkeit zerstört: - \begin{enumerate*} - \item $liegt_auf( notebook , pult ).$ - \item $liegt_auf( skript , notebook ).$ - \item $liegt_auf(X,Y) :- liegt_auf(X,Z), liegt_auf(Z,Y).$ - \item $liegt_auf( handy , skript ).$ - \end{enumerate*} - \begin{itemize*} - \item $?- liegt_auf( handy , pult ).$ - \item logisch korrekte Antwort: ja - \item tatsächliche Antwort: keine - \end{itemize*} - - Auch dieses Beispiel zeigt, dass das Suchverfahren "Tiefensuche mit Backtrack" die Vollständigkeit des Inferenzverfahrens zerstört. - - \paragraph{Metalogische Prädikate und konstruktive Lösungen} - Das Prädikat $not/1$ hat eine Aussage als Argument und ist somit eine Aussage über eine Aussage, also metalogisch. - I.allg. ist $not/1$ vordefiniert, kann aber mit Hilfe von $call/1$ definiert werden. $call/1$ hat Erfolg, wenn sein Argument - als Ziel interpretiert - Erfolg hat. - - Beispiel (BSP10.PRO): - \begin{enumerate*} - \item $fleissig(horst).$ - \item $fleissig(martin).$ - \item $faul(X) :- not( fleissig(X) ).$ - \item $not(X) :- call(X), !, fail.$ - \item $not( _ ).$ - \end{enumerate*} - \begin{itemize*} - \item $?- faul(horst).$ Antwort: nein - \item $?- faul(alex).$ Antwort: ja - \item $?- faul(Wer).$ Antwort: nein - \end{itemize*} - - Widerspruch ... und Beweis der Unvollständigkeit durch Metalogik - - \subsubsection{Typische Problemklassen für die Anwendung der Logischen Programmierung} - \paragraph{Rekursive Problemlösungsstrategien} - \note{Botschaft 1}{Man muss ein Problem nicht in allen Ebenen überblicken, um eine Lösungsverfahren zu programmieren. Es genügt die Einsicht, + \subsubsection{Rekursive Problemlösungsstrategien} + \note{Botschaft 1}{Man muss ein Problem nicht in allen Ebenen überblicken, um eine Lösungsverfahren zu programmieren. Es genügt die Einsicht, \begin{enumerate*} \item wie man aus der Lösung eines einfacheren Problems die Lösung des präsenten Problems macht und \item wie es im Trivialfall zu lösen ist. \end{enumerate*} } - **Türme von Hanoi** - Es sind N Scheiben von der linken Säule auf die mittlere Säule zu transportieren, wobei die rechte Säule als Zwischenablage genutzt wird. Regeln: - \begin{enumerate*} - \item Es darf jeweils nur eine Scheibe transportiert werden. - \item Die Scheiben müssen mit fallendem Durchmesser übereinander abgelegt werden. - \end{enumerate*} - - (doppelt) rekursive Lösungsstrategie: - \begin{itemize*} - \item $N = 0:$ Das Problem ist gelöst. - \item $N > 0:$ + \note{Botschaft 2}{Wann immer man Objekte mit Mustern vergleicht, z.B. \begin{enumerate*} - \item Man löse das Problem für N-Scheiben, die von der Start-Säule zur Hilfs-Säule zu transportieren sind. - \item Man lege eine Scheibe von der Start- zur Ziel-Säule. - \item Man löse das Problem für N-Scheiben, die von der Hilfs-Säule zur Ziel-Säule zu transportieren sind. - \end{enumerate*} - \end{itemize*} - - Prädikate - \begin{itemize*} - \item $hanoi(N)$ löst das Problem für N Scheiben - \item $verlege(N,Start,Ziel,Hilf)$ verlegt N Scheiben von Start nach Ziel unter Nutzung von Hilf als Ablage - \end{itemize*} - - Die Regeln zur Kodierung der Strategie (BSP11.PRO) - \begin{itemize*} - \item $hanoi( N ) :- verlege( N , s1 , s2 , s3 ).$ - \item $verlege( 0 , \_ , \_ , \_ ).$ - \item $verlege( N , S , Z , H ) :-$ - \begin{itemize*} - \item $N1 = N - 1,$ - \item $verlege( N1 , S , H , Z ),$ - \item $write("Scheibe\ von ", S," nach ", Z),$ - \item $verlege( N1 , H , Z , S ).$ - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - \paragraph{Sprachverarbeitung mit PROLOG} - \note{Botschaft 2}{Wann immer man Objekte mit Mustern vergleicht, z.B. - \begin{enumerate*} - \item eine Struktur durch "Auflegen von Schablonen" identifiziert, - \item Gemeinsamkeiten mehrerer Objekte identifiziert, d.h. "eine Schablone entwirft" oder - \item "gemeinsame Beispiele für mehrere Schablonen" sucht, + \item eine Struktur durch ''Auflegen von Schablonen'' identifiziert, + \item Gemeinsamkeiten mehrerer Objekte identifiziert, d.h. ''eine Schablone entwirft'' oder + \item ''gemeinsame Beispiele für mehrere Schablonen'' sucht, \end{enumerate*} mache man sich den Unifikations-Mechanismus zu nutzen.} - \begin{itemize*} - \item Eine kontextfreie Grammatik (Chomsky-Typ 2) besteht aus + \note{Botschaft 3}{Es ist mitunter leichter (oder überhaupt erst möglich), für komplexe Probleme \begin{enumerate*} - \item einem Alphabet A, welches die terminalen (satzbildenden) Symbole enthält - \item einer Menge nichtterminaler (satzbeschreibender) Symbole N (= Vokabular abzüglich des Alphabets: $N = V \backslash A$) - \item einer Menge von Ableitungsregeln $R\subseteq N\times (N\cup A)^*$ - \item dem Satzsymbol $S\in N$ - \end{enumerate*} - \item ... und in PROLOG repräsentiert werden durch - \begin{enumerate*} - \item 1-elementige Listen, welche zu satzbildenden Listen komponiert werden: $[der],[tisch],[liegt],...$ - \item Namen, d.h. mit kleinem Buchstaben beginnende Zeichenfolgen: $nebensatz,subjekt,attribut,...$ - \item PROLOG-Regeln mit $l\in N$ im Kopf und $r\in(N\cup A)^*$ im Körper - \item einen reservierten Namen: $satz$ - \end{enumerate*} - \end{itemize*} - - Ein Ableitungsbaum beschreibt die grammatische Struktur eines Satzes. Seine Wurzel ist das Satzsymbol, seine Blätter in Hauptreihenfolge bilden den Satz. - %\includegraphics[width=\linewidth]{Assets/Logik-ableitungsbaum-beispiel.png) - - \begin{enumerate*} - \item Alphabet $ministerium, rektorat, problem, das, loest, ignoriert, verschaerft$ - \item nichtterminale Symbole $satz, subjekt, substantiv, artikel, praedikat,objekt$ - \item Ableitungsregeln (in BACKUS-NAUR-Form) - \end{enumerate*} - \begin{itemize*} - \item $satz ::= subjekt praedikat objekt$ - \item $subjekt ::= artikel substantiv$ - \item $objekt ::= artikel substantiv$ - \item $substantiv ::= ministerium | rektorat | problem$ - \item $artikel ::= das$ - \item $praedikat ::= loest | ignoriert | verschaerft$ - \end{itemize*} - 4. Satzsymbol $satz$ - - Verketten einer Liste von Listen - ``` - % die Liste ist leer - verkette( [ ] , [ ] ) . - - % das erste Element ist eine leere Liste - verkette( [ [ ] | Rest ] , L ) :- - verkette( Rest , L ). - - % das erste Element ist eine nichtleere Liste - verkette([ [K | R ] | Rest ] , [ K | L ] ) :- - verkette( [ R | Rest ] , L ).4 - ``` - - \paragraph{Die "Generate - and - Test" Strategie} - \note{Botschaft 3}{Es ist mitunter leichter (oder überhaupt erst möglich), für komplexe Probleme - \begin{enumerate*} - \item eine potentielle Lösung zu "erraten" und dazu + \item eine potentielle Lösung zu ''erraten'' und dazu \item ein Verfahren zu entwickeln, welches diese Lösung auf Korrektheit testet, \end{enumerate*} als zielgerichtet die korrekte Lösung zu entwerfen. Hierbei kann man den Backtrack-Mechanismus nutzen.} - Strategie: Ein Prädikat $moegliche_loesung(L)$ generiert eine potentielle Lösung, welche von einem Prädikat $korrekte_loesung(L)$ geprüft wird: - \begin{itemize*} - \item Besteht $L$ diesen Korrektheitstest, ist eine Lösung gefunden. - \item Fällt $L$ bei diesem Korrektheitstest durch, wird mit Backtrack das Prädikat $moegliche_loesung(L)$ um eine alternative potentielle Lösung ersucht. - (vgl.: Lösen NP-vollständiger Probleme, Entscheidung von Erfüllbarkeit) - \end{itemize*} - - ein Beispiel: konfliktfreie Anordnung von $N$ Damen auf einem $N\times N$ Schachbrett (BSP13.PRO) - \begin{itemize*} - \item eine Variante: Liste strukturierter Terme - \begin{itemize*} - \item $[dame(Zeile,Spalte),...,dame(Zeile,Spalte)]$ - \item $[dame(1,2), dame(2,4), dame(3,1), dame(4,3) ]$ - \end{itemize*} - \item noch eine Variante: Liste von Listen - \begin{itemize*} - \item $[[Zeile, Spalte] , ... , [Zeile,Spalte] ]$ - \item $[ [1,2] , [2,4] , [3,1] , [4,3] ]$ - \end{itemize*} - \item ... und noch eine (in die Wissensdarstellung etwas "natürliche" Intelligenz investierende, den Problemraum enorm einschränkende) Variante: Liste der Spaltenindizes - \begin{itemize*} - \item $[ Spalte_zu_Zeile_1, ..., Spalte_zu_Zeile_N ]$ - \item $[ 2, 4, 1, 3 ]$ - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - \paragraph{Heuristische Problemlösungsmethoden} - \note{Botschaft 4}{Heuristiken sind + \note{Botschaft 4}{Heuristiken sind \begin{enumerate*} \item eine Chance, auch solche Probleme einer Lösung zuzuführen, für die man keinen (determinierten) Lösungsalgorithmus kennt und \item das klassische Einsatzgebiet zahlreicher KI-Tools - auch der Logischen Programmierung. \end{enumerate*} } - Was ist eine Heuristik? Worin unterscheidet sich eine heuristische Problemlösungsmethode von einem Lösungsalgorithmus? - - Heuristiken bewerten die Erfolgsaussichten alternativer Problemlösungsschritte. Eine solche Bewertung kann sich z.B. ausdrücken in - \begin{itemize*} - \item einer quantitativen Abschätzung der "Entfernung" zum gewünschten Ziel oder der "Kosten" für das Erreichen des Ziels, - \item einer quantitativen Abschätzung des Nutzens und/oder der Kosten der alternativen nächsten Schritte, - \item eine Vorschrift zur Rangordnung der Anwendung alternativer Schritte, z.B. durch Prioritäten oder gemäß einer sequenziell abzuarbeitenden Checkliste. - \end{itemize*} - - Ein Beispiel: Das Milchgeschäft meiner Großeltern in den 40er Jahren - \begin{itemize*} - \item Der Milchhof liefert Milch in großen Kannen. - \item Kunden können Milch nur in kleinen Mengen kaufen. - \item Es gibt nur 2 Sorten geeichter Schöpfgefäße; sie fassen 0.75 Liter bzw. 1.25 Liter. - \item Eine Kundin wünscht einen Liter Milch. - \end{itemize*} - \begin{enumerate*} - \item Wenn das große Gefäß leer ist, dann fülle es. - \item Wenn das kleine Gefäß voll ist, dann leere es. - \item Wenn beides nicht zutrifft, dann schütte so viel wie möglich vom großen in das kleine Gefäß. - \end{enumerate*} - - Prädikat $miss_ab(VolGr, VolKl, Ziel, InhGr, InhKl)$ mit - \begin{itemize*} - \item VolGr - Volumen des großen Gefäßes - \item VolKl - Volumen des kleinen Gefäßes - \item Ziel - die abzumessende (Ziel-) Menge - \item InhGr - der aktuelle Inhalt im großen Gefäß - \item InhKl - der aktuelle Inhalt im kleinen Gefäß - \end{itemize*} - - Beispiel-Problem: $?- miss_ab( 1.25 , 0.75 , 1 , 0 , 0 )4$ - - \paragraph{Pfadsuche in gerichteten Graphen} \note{Botschaft 5}{ - 1. Für die systematische Suche eines Pfades kann der Suchprozess einer Folge von Resolutionsschritten genutzt werden. Man muss den Suchprozess nicht selbst programmieren. - 2. Für eine heuristische Suche eines Pfades gilt Botschaft 4: Sie ist das klassische Einsatzgebiet zahlreicher KI-Tools - auch der Logischen Programmierung. - } - - Anwendungen - \begin{itemize*} - \item Handlungsplanung, z.B. - \begin{itemize*} - \item Suche einer Folge von Bearbeitungsschritten für ein Produkt, eine Dienstleistung, einen "Bürokratischen Vorgang" - \item Suche eines optimalen Transportweges in einem Netzwerk von Straßen-, Bahn-, Flugverbindungen - \end{itemize*} - \item Programmsynthese = Handlungsplanung mit ... - \begin{itemize*} - \item ... Schnittstellen für die Datenübergabe zwischen "Handlungsschritten" (= Prozeduraufrufen) und - \item ... einem hierarchischen Prozedurkonzept, welches die Konfigurierung von "Programmbausteinen" auf mehreren Hierarchie-Ebenen - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - Ein Beispiel: Suche einer zeitoptimalen Flugverbindung (BSP15.PRO) - \begin{itemize*} - \item Repräsentation als Faktenbasis $verbindung(Start,Zeit1,Ziel,Zeit2,Tag).$ - \item Start - Ort des Starts - \item Zeit1 - Zeit des Starts - \item Ziel - Ort der Landung - \item Zeit2 - Zeit der Landung - \item Tag - 0, falls Zeit1 und Zeit2 am gleichen Tag und 1 ansonsten - \item möglich: - \begin{itemize*} - \item $verbindung(fra,z(11,45),ptb,z(21,0),0).$ - \item $verbindung(fra,z(11,15),atl,z(21,25),0).$ - \item $verbindung(ptb,z(24,0),orl,z(2,14),1).$ - \item $verbindung(atl,z(23,30),orl,z(0,54),1).$ - \end{itemize*} - \end{itemize*} - - In einer dynamischen Wissensbasis wird die bislang günstigste Verbindung in Form eines Faktes $guenstigste([ v(Von,Zeit1,Nach,Zeit2,Tag), ... ], Ankunftszeit, Tag ).$ festgehalten und mit den eingebauten Prädikaten $assert()$ - zum Einfügen des Faktes - und $retract ()$ - zum Entfernen des Faktes - bei Bedarf aktualisiert. - Zum Beispiel $guenstigste([v(fra,z(11,45),ptb,z(21,00),0),v(ptb,z(24,0),orl,z(2,14),1)],z(2,14),1).$ erklärt den Weg über Pittsburgh zum bislang günstigsten gefundenen Weg. - - \paragraph{"Logeleien" als Prolog-Wissensbasen} - \note{Botschaft 6}{ \begin{enumerate*} - \item "Logeleien" sind oft Aussagen über Belegungen von Variablen mit endlichem Wertebereich, ergänzt um eine Frage zu einem nicht explizit gegebenen Wert. - \item Dabei handelt es sich um Grunde um eine Deduktionsaufgabe mit einer Hypothese zu einem mutmaßlichen Wert der gesuchten Variablen. Deshalb ist es oft auch mit dem "Deduktionstool" Prolog lösbar, denn Prolog tut im Grunde nichts anderes als ein ziel-gerichtetes "Durchprobieren" legitimer Deduktionsschritte im "Generate - and - Test" - Verfahren. + \item Für die systematische Suche eines Pfades kann der Suchprozess einer Folge von Resolutionsschritten genutzt werden. Man muss den Suchprozess nicht selbst programmieren. + \item Für eine heuristische Suche eines Pfades gilt Botschaft 4: Sie ist das klassische Einsatzgebiet zahlreicher KI-Tools - auch der Logischen Programmierung. \end{enumerate*} } + \note{Botschaft 6}{ + \begin{enumerate*} + \item ''Logeleien'' sind oft Aussagen über Belegungen von Variablen mit endlichem Wertebereich, ergänzt um eine Frage zu einem nicht explizit gegebenen Wert. + \item Dabei handelt es sich um Grunde um eine Deduktionsaufgabe mit einer Hypothese zu einem mutmaßlichen Wert der gesuchten Variablen. Deshalb ist es oft auch mit dem ''Deduktionstool'' Prolog lösbar, denn Prolog tut im Grunde nichts anderes als ein ziel-gerichtetes ''Durchprobieren'' legitimer Deduktionsschritte im ''Generate - and - Test'' - Verfahren. + \end{enumerate*} + } - Beispiel SUDOKU (BSP17.PRO) - - \paragraph{Tools für die formale Logik} \note{Botschaft 7}{Auch in der formalen Logik gibt es Deduktionsaufgaben, bei der Variablenbelegungen gesucht sind, welche eine Aussage wahr machen: \begin{enumerate*} \item Meist geschieht das durch systematische Auswertung der Aussage, wozu das Suchverfahren von Prolog genutzt werden kann. - \item Auch hier geht es oft um gesuchte Werte für Variablen. Deshalb ist es oft auch mit dem "Deduktionstool" Prolog lösbar, denn Prolog tut im Grunde nichts anderes als ein ziel-gerichtetes "Durchprobieren" legitimer Deduktionsschritte im "Generate - and - Test" - Verfahren. + \item Auch hier geht es oft um gesuchte Werte für Variablen. Deshalb ist es oft auch mit dem ''Deduktionstool'' Prolog lösbar, denn Prolog tut im Grunde nichts anderes als ein ziel-gerichtetes ''Durchprobieren'' legitimer Deduktionsschritte im ''Generate - and - Test'' - Verfahren. \end{enumerate*} } - Repräsentation von Aussagen als PROLOG-Term: - \begin{itemize*} - \item true, false: atom(true), atom(false) - \item $A1\wedge A2$: und(A1,A2) - \item $A1\vee A2$: oder(A1,A2) - \item $\lnot A$: nicht(A) - \item $A1\rightarrow A2$: wenndann(A1,A2) - \item $A1\leftarrow A2$: dannwenn(A1,A2) - \item $A1\leftrightarrow A2$: gdw(A1,A2) - \end{itemize*} - - Erfüllbarkeitstest: - \begin{itemize*} - \item $?- erfuellbar(gdw(wenndann(nicht(oder(atom(false),atom(X))),atom(Y)), atom(Z))).$ - \item X=true, Y=\_, Z=true ; steht für 2 Modelle (eines mit Y = true und eines mit Y = false) - \item X=false, Y=true, Z=true - \end{itemize*} - - Ketten von Konjunktionen und Disjunktionen als PROLOG-Listen: - \begin{itemize*} - \item $A1\wedge A2\wedge ... \wedge An$: und verkettung([A1,A2, ..., An]) - \item $A1\vee A2\vee ...\vee An$: oder verkettung([A1,A2, ..., An]) - \end{itemize*} - - Erfüllbarkeitstest: - \begin{itemize*} - \item $?- erfuellbar(undverkettung([true,X,Y,true]))$ - \item X = true, Y = true - \item $?- erfuellbar(oderverkettung([false,X,Y,false]))$ - \item X = true, Y = \_ - \item X = \_, Y = true - \end{itemize*} - - Repräsentation von Termen als PROLOG-Term: - \begin{itemize*} - \item Wert: atom() - \item $A1\wedge A2$: und(A1,A2) - \item $A1\vee A2$: oder(A1,A2) - \item $\lnot A$: nicht(A) - \item $A1\rightarrow A2$: wenndann(A1,A2) - \item $A1\leftarrow A2$: dannwenn(A1,A2) - \item $A1\leftrightarrow A2$: gdw(A1,A2) - \item $A1\wedge A2\wedge ... \wedge An$: und verkettung([A1,A2, ..., An]) - \item $A1\vee A2\vee ...\vee An$: oder verkettung([A1,A2, ..., An]) - \end{itemize*} - - Termauswertung: - \begin{itemize*} - \item $?- hat_wert(und(atom(0.5),oder(atom(0.7),atom(0.3))),X).$ - \item X=0.5 - \end{itemize*} - - Termauswertung unter Vorgabe des Wertebereiches: - \begin{itemize*} - \item $?- hat_wert([0,0.3, 0.5, 0.7, 1], und(atom(X),oder(atom(0.5),atom(0.7))),Wert).$ - \item X=0, Wert=0 - \item X=0.3, Wert=0.3 - \item X=0.5, Wert=0.5 - \item X=0.7, Wert=0.7 - \item X=1, Wert=0.7 - \end{itemize*} - \end{multicols} \end{document} \ No newline at end of file diff --git a/Logik und Logikprogrammierung.md b/Logik und Logikprogrammierung.md index 8b46f3a..29564f6 100644 --- a/Logik und Logikprogrammierung.md +++ b/Logik und Logikprogrammierung.md @@ -2552,14 +2552,14 @@ Gegeben seien zwei gleichungsfreie Atomformeln $\alpha$ und $\beta$. Eine Substi Ein Unifikator $\sigma$ von $\alpha$ und $\beta$ heißt allgemeinster Unifikator von $\alpha$ und $\beta$, falls für jeden Unifikator $\sigma′$ von $\alpha$ und $\beta$ eine Substitution $\tau$ mit $\sigma′=\sigma \tau$ existiert. Aufgabe: Welche der folgenden Paare $(\alpha,\beta)$ sind unifizierbar? -| $\alpha$ | $\beta$ | Ja | Nein | -| --- | --- | --- | --- | -| $P(f(x))$ | $P(g(y))$ | | -| $P(x)$ |$P(f(y))$|| -|$Q(x,f(y))$| $Q(f(u),z)$|| -|$Q(x,f(y))$| $Q(f(u),f(z))$|| -|$Q(x,f(x))$| $Q(f(y),y)$|| -|$R(x,g(x),g^2 (x))$| $R(f(z),w,g(w))$ || +| $\alpha$ | $\beta$ | Ja | Nein | +| ------------------- | ---------------- | --- | ---- | +| $P(f(x))$ | $P(g(y))$ | | +| $P(x)$ | $P(f(y))$ | | +| $Q(x,f(y))$ | $Q(f(u),z)$ | | +| $Q(x,f(y))$ | $Q(f(u),f(z))$ | | +| $Q(x,f(x))$ | $Q(f(y),y)$ | | +| $R(x,g(x),g^2 (x))$ | $R(f(z),w,g(w))$ | | ### Zum allgemeinsten Unifikator Eine Variablenumbenennung ist eine Substitution $\rho$, die $Def(\rho)$ injektiv in die Menge der Variablen abbildet. @@ -2889,25 +2889,25 @@ Algorithmus zur Bestimmung des allgemeinsten Unifikators 2er Terme ### Syntax Syntax von Klauseln -| | Syntax | Beispiel -| --- | --- | --- | -Fakt | praedikatensymbol(term,...term). | liefert(xy_ag,motor,vw). -Regel | praedikatensymbol(term,...term) :- praedikatensymbol(term,...term) ,... , praedikatensymbol(term,...term). | konkurrenten(Fa1,Fa2) :- liefert(Fa1,Produkt,_),liefert(Fa2,Produkt,_). -Frage | ?- praedikatensymbol(term,...term) , ... ,praedikatensymbol(term,...term). | ?- konkurrenten(ibm,X), liefert(ibm,_,X). +| | Syntax | Beispiel | +| ----- | ---------------------------------------------------------------------------------------------------------- | ----------------------------------------------------------------------- | +| Fakt | praedikatensymbol(term,...term). | liefert(xy_ag,motor,vw). | +| Regel | praedikatensymbol(term,...term) :- praedikatensymbol(term,...term) ,... , praedikatensymbol(term,...term). | konkurrenten(Fa1,Fa2) :- liefert(Fa1,Produkt,_),liefert(Fa2,Produkt,_). | +| Frage | ?- praedikatensymbol(term,...term) , ... ,praedikatensymbol(term,...term). | ?- konkurrenten(ibm,X), liefert(ibm,_,X). | Syntax von Termen -| | | Syntax | Beispiele | -| --- | --- | --- | --- | -Konstante | Name | Zeichenfolge, beginnend mit Kleinbuchstaben, die Buchstaben, Ziffern und \_ enthalten kann. | otto\_1 , tisch, hund -|| beliebige Zeichenfolge in "..." geschlossen | "Otto", "r@ho" -|| Sonderzeichenfolge | €%&§$€ -| Zahl | Ziffernfolge, ggf. mit Vorzeichen, Dezimalpunkt und Exponentendarstellung | 3, -5, 1001, 3.14E-12 -Variable | allg. | Zeichenfolge, mit Großbuchstaben oder \_ beginnend | X, Was, _alter -| anonym | Unterstrich | \_ -strukturierter Term | allg. | funktionssymbol( term , ... , term ) | nachbar(chef(X)) -| Liste | leere Liste | [ ] -| | $[term|restliste]$ | $[mueller|[mayer|[]]]$ -|| $[term , term , ... , term ]$ | $[ mueller, mayer, schulze ]$ +| | | Syntax | Beispiele | +| ------------------- | ------------------------------------------------------------------------- | ------------------------------------------------------------------------------------------- | --------------------- | +| Konstante | Name | Zeichenfolge, beginnend mit Kleinbuchstaben, die Buchstaben, Ziffern und \_ enthalten kann. | otto\_1 , tisch, hund | +| | beliebige Zeichenfolge in "..." geschlossen | "Otto", "r@ho" | +| | Sonderzeichenfolge | €%&§$€ | +| Zahl | Ziffernfolge, ggf. mit Vorzeichen, Dezimalpunkt und Exponentendarstellung | 3, -5, 1001, 3.14E-12 | +| Variable | allg. | Zeichenfolge, mit Großbuchstaben oder \_ beginnend | X, Was, _alter | +| anonym | Unterstrich | \_ | +| strukturierter Term | allg. | funktionssymbol( term , ... , term ) | nachbar(chef(X)) | +| Liste | leere Liste | [ ] | +| | $[term | restliste]$ | $[mueller | [mayer | []]]$ | +| | $[term , term , ... , term ]$ | $[ mueller, mayer, schulze ]$ | BACKUS-NAUR-Form - PROLOG-Programm ::= Wissensbasis Hypothese @@ -3036,14 +3036,14 @@ Die Prozedur $weisungsrecht(X,Y)$ wird abgearbeitet, indem 2. die Unterprozeduren $chef_von(X,Z)$ und $weisungsrecht(Z,Y)$ abgearbeitet; indem systematisch Prozedurvarianten beider Unterprozeduren aufgerufen werden.Dies geschieht bis zum Erfolgsfall oder erfolgloser erschöpfender Suche. -| deklarative Interpretation | prozedurale Interpretation | -| --- | --- | -Prädikat | Prozedur -Ziel | Prozeduraufruf -Teilziel | Unterprozedur -Klauseln mit gleichem Kopfprädikat | Prozedur-varianten -Klauselkopf | Prozedurkopf -Klauselkörper | Prozedurrumpf +| deklarative Interpretation | prozedurale Interpretation | +| ---------------------------------- | -------------------------- | +| Prädikat | Prozedur | +| Ziel | Prozeduraufruf | +| Teilziel | Unterprozedur | +| Klauseln mit gleichem Kopfprädikat | Prozedur-varianten | +| Klauselkopf | Prozedurkopf | +| Klauselkörper | Prozedurrumpf | Die Gratwanderung zwischen Wünschenswertem und technisch Machbarem erfordert mitunter "Prozedurales Mitdenken", um 1. eine gewünschte Reihenfolge konstruktiver Lösungen zu erzwingen,