Neuronalen Netzen. Jens Lehmann. 1. März Institut für Künstliche Intelligenz Fakultät Informatik Technische Universität Dresden
|
|
- Elsa Schmitz
- vor 7 Jahren
- Abrufe
Transkript
1 Institut für Künstliche Intelligenz Fakultät Informatik Technische Universität Dresden 1. März 2005
2
3 Neurosymbolische Integration versucht künstliche neuronale Netze und Logikprogrammierung zu vereinen künstliche neuronale Netze: + parallel, flexibel, bekannte Lernalgorithmen - in neuronalen Netzen kodiertes Wissen nicht direkt lesbar Logikprogrammierung: + können leicht verstanden werden, bekannte Beweisverfahren - nicht parallel, Lernproblem schwierig
4 Neurosymbolische Integration - Einbettung Idee (u.a. Hölldobler, Kalinke, Störr 1999): gegeben: Programm P Darstellung des Konsequenzoperators TP als neuronales Netz Beispiel für Anwendung des T P -Operators: add(x,0,x). add(x,s(y),s(z)) :- add(x,y,z). T P ({add(0, 0, 0)}) = {add(s n (0), 0, s n (0)) n 0} {add(0, s(0), s(0))}
5 Neurosymbolische Integration - Lernzyklus Logikprogramm einbetten neuronales Netz lernen gelerntes Logikprogramm extrahieren gelerntes neuronales Netz 1. (induktive Logikprogrammierung) 2. exakte Programmextraktion mit speziell dafür entwickelten Algorithmen für Aussagenlogik
6
7 zu ILP Hintergrundwissen B positive Beispiele E + negative Beispiele E korrekte Theorie Σ: Σ B = E + (Vollständigkeit) Σ B E erfüllbar (Konsistenz) Abbildung: Aufgabe der ILP-Systeme: Erstellen einer Theorie
8 Programm P? neuronales Netz T P Beispiele liefern Programm Q ILP- Algorithmen ILP-System Abbildung: Setup für Tests der ILP-Systeme
9 Generierung von Beispielen: der gegebene T P -Operator sei monoton beginnend mit der leeren Interpretation iterative Anwendung des T P -Operators man erhält eine Teilmenge des kleinsten Herbrandmodells, deren Elemente positive Beispiele sind T P I 1 T P I2 T P I3
10 Beispiel: Lernen von add add(x,0,x). add(x,s(y),s(z)) :- add(x,y,z). Generierte Beispiele: add(0,0,0). add(s(0),0,s(0)). add(s(s(0)),0,s(s(0))). add(s(s(s(0))),0,s(s(s(0)))). add(0,s(0),s(0)). add(s(0),s(0),s(s(0))). add(s(s(0)),s(0),s(s(s(0)))). add(s(s(s(0))),s(0),s(s(s(s(0))))). add(0,s(s(0)),s(s(0))). add(s(0),s(s(0)),s(s(s(0)))). add(s(s(0)),s(s(0)),s(s(s(s(0))))). add(s(s(s(0))),s(s(0)),s(s(s(s(s(0)))))). ein ILP-System (CProgol) findet mit diesen Beispielen die korrekte Theorie
11 zur Verwendung von ILP zur Extraktion negativ: außer CProgol war keines der fünf getesteten ILP-Systeme für die Aufgabe geeignet Systeme können meistens keine nicht-definiten Programme lernen Korrektheit, d.h. Erhalt des TP -Operators, spielt für ILP-Systeme keine Rolle Paare (I, TP (I )) liefern unendlich viele Beispiele, von denen man intelligent gute Beispiele wählen muss positiv: ILP konnte für Aufgabenstellung angewandt werden mit CProgol konnte erfolgreich eine Extraktionsaufgabe gelöst werden
12
13 Ziele: Extraktion, bei der Konsequenzoperator des extrahierten Programmes genau dem Konsequenzoperator entspricht, den das neuronale Netz repräsentiert Schwerpunkt: extrahierte Programme sollen möglichst klein sein (im Idealfall minimal) Größe = Anzahl der Literale eines Programmes entwickelte Algorithmen: Extraktion definiter Programme Extraktion normaler Programme α-, β-, γ-reduktion Intelligente Programmsuche
14 Extraktion definiter Programme Es seien C 1 und C 2 beliebige Klauseln mit: C 1 : h p 1,..., p a, q 1,..., q b C 2 : h r 1,..., r c, s 1,..., s d {p 1,..., p a } {r 1,..., r c } {q 1,..., q b } {s 1,..., s d } Dann subsummiert die Klausel C 1 die Klausel C 2. Konstruktion eines korrekten Programms Q: alle Interpretationen werden nach Anzahl der Elemente geordnet durchlaufen für jede solche Interpretation I mit I = {p 1,..., p n } und jedes Element q T P (I ) wird q p 1,..., p n zu Q hinzugefügt, falls diese Klausel nicht bereits von einer Klausel in Q subsummiert wird.
15 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r}
16 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} r p
17 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p
18 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q
19 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q
20 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q r p, q
21 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q r p, r
22 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r
23 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r
24 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r r q, r
25 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r r q, r
26 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r r q, r p p, q, r
27 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r r q, r q p, q, r
28 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r r q, r q p, q, r
29 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm: r p p p, q p q, r r q, r q p, q, r r p, q, r
30 Extraktion definiter Programme I T P (I ) {p} {r} {q} {r} {p, q} {p, r} {p, r} {r} {q, r} {p, r} {p, q, r} {p, q, r} Programm (vollständig): r p p p, q p q, r r q, r q p, q, r
31 Konstruktion eines korrekten Programms: für jede Interpretation I mit I = {r 1,..., r a } und B P \ I = {s 1,..., s b } und jedes Element p T P (I ) wird eine Klausel p r 1,..., r a, s b,..., s m generiert (top-down Ansatz) für jedes Mapping von (endlichen) Interpretationen auf (endliche) Interpretationen lässt sich Programm konstruieren, dessen Konsequenzoperator dieses Mapping ist
32 I T P (I) {p} {p, r} {q} {r} {r} {p, q} {p} {p, r} {r} {q, r} {p} {p, q, r}
33 I T P (I) {p} {p, r} {q} {r} {r} {p, q} {p} {p, r} {r} {q, r} {p} {p, q, r} p p, q, r r p, q, r r p, q, r p p, q, r r p, q, r p p, q, r
34 : Angenommen es existieren Klauseln C 1 und C 2, so dass C 2 von C 1 subsummiert wird. Dann entferne C 2. Angenommen es existieren Klauseln C 1 und C 2 mit: C1 : p q, r 1,..., r a, s 1,..., s b C2 : p q, t 1,..., t c, u 1,..., u d {r1,..., r a} {t 1,..., t c} {s1,..., s b } {u 1,..., u d } Dann entferne q aus C 2. analog auch für den Fall, dass q und q in den Klauseln vertauscht sind, wobei dann q entfernt wird
35 1. Reduktionsschritt: p p, q, r p p, q, r p p, q, r r p, q, r r p, q, r r p, q, r 24 Literale p p, r p p, q, r p p, q, r r p, q, r r p, q, r r p, q, r 23 Literale
36 2. Reduktionsschritt: p p, r p p, q, r p p, q, r r p, q, r r p, q, r r p, q, r 23 Literale p p, r p p, q, r r p, q, r r p, q, r r p, q, r 19 Literale
37 3. Reduktionsschritt: p p, r p p, q, r r p, q, r r p, q, r r p, q, r p p, r p p, q, r r p, q r p, q, r r p, q, r 19 Literale 18 Literale
38 4. Reduktionsschritt: p p, r p p, q, r r p, q r p, q, r r p, q, r p p, r p p, q, r r p, q r p, q, r 18 Literale 14 Literale
39 5. Reduktionsschritt: p p, r p p, q, r r p, q r p, q, r p p, r p p, q, r r p, q r q, r 14 Literale 13 Literale
40 Funktionsweise (grob): Unterteilung in Unterprogramme für jedes Prädikat Berechnung von erlaubten Klauselkörpern für jedes Prädikat schrittweise Konstruktion eines Unterprogramms mittels der score-heuristik diese Schritte werden informell anhand eines Beispiels erklärt
41 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p?
42 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p? p T P ({q})
43 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p? p T P ({q}) p p T P ({p, q})
44 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p? p T P ({q}) p p T P ({p, q}) q p T P ({q})
45 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p? p T P ({q}) p p T P ({p, q}) q p T P ({q}).. p, r OK.
46 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p? p T P ({q}) p p T P ({p, q}) q p T P ({q}).. p, r OK. q, r OK. p, q OK. q, r OK.
47 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p? p T P ({q}) p p T P ({p, q}) q p T P ({q}).. p, r OK. q, r OK. p, q OK. q, r OK... p, q, r p, r ist kleiner.
48 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Kl.körper Erlaubt für p? p T P ({q}) p p T P ({p, q}) q p T P ({q}).. p, r OK. q, r OK. p, q OK. q, r OK... p, q, r p, r ist kleiner.. p, q, r. q, r ist kleiner. S p = {p, r; q, r; p, q; q, r}
49 Erlaubte Klauselkörper für p I T P (I) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt
50 Berechnung des Unterprogramms Q p Kl.körper q, r p, q p, r q, r Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt
51 Berechnung des Unterprogramms Q p Kl.körper I q, r 2 p, q 2 p, r 2 q, r 2 Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt
52 Berechnung des Unterprogramms Q p Kl.körper I q, r 2 p, q 2 p, r 2 q, r 2 Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt I I Unterprogramm Q p : p q, r
53 Berechnung des Unterprogramms Q p Kl.körper I II q, r 2 p, q 2 1 p, r 2 2 q, r 2 2 Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt I I Unterprogramm Q p : p q, r
54 Berechnung des Unterprogramms Q p Kl.körper I II q, r 2 p, q 2 1 p, r 2 2 q, r 2 2 Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt I I II II Unterprogramm Q p : p q, r p p, r
55 Berechnung des Unterprogramms Q p Kl.körper I II III q, r 2 p, q p, r 2 2 q, r Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt I I II II Unterprogramm Q p : p q, r p p, r
56 Berechnung des Unterprogramms Q p Kl.körper I II III q, r 2 p, q p, r 2 2 q, r Interpretation {p} {p, r} {q, r} {p, q, r} Schritt I I II III II Unterprogramm Q p : p q, r p p, r p q, r
57 Berechnung des Unterprogramms Q r I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} erlaubte Klauselkörper: S r = {r, q; p, q; p, r} Unterprogramm Q r : r r, q r p, q
58 Ergebnis I T P (I ) {p} {p} {p} {q} {r} {r} {p, q} {r} {p, r} {p, r} {q, r} {p} {p, q, r} {p, r} extrahiertes Programm: p q, r p p, r p q, r r r, q r p, q
59 Zusammenfassung zur exakten Extraktion Extraktion definiter Programme: korrekter Algorithmus, der minimales Programm liefert weiteres Resultat: es gibt zu einem monotonen Operator genau ein minimales definites Programm Extraktion normaler Programme: für jedes Mapping M : 2 B P 2 B P existiert Programm P, so dass M = T P (B P endlich) α-, β-, γ-reduktion: korrekt, top-down, Resultat nicht minimal : korrekt, bottom-up, Resultat nicht minimal Programmsuche: korrekt, Resultat minimal weiteres Resultat: es kann zu einem Operator mehrere verschiedene minimale normale Programme geben
60 Danke für Ihre Aufmerksamkeit
Logik Vorlesung 4: Horn-Logik und Kompaktheit
Logik Vorlesung 4: Horn-Logik und Kompaktheit Andreas Maletti 14. November 2014 Überblick Inhalt 1 Motivation und mathematische Grundlagen 2 Aussagenlogik Syntax und Semantik Äquivalenz und Normalformen
MehrInductive Logic Programming Relational Data Mining
Hauptseminar Machine Learning Inductive Logic Programming Relational Data Mining Christoph Petzinger WS 2003/2004 Inhaltsverzeichnis 1 Relational Data Mining 3 2 Inductive Logic Programming 4 2.1 Prädikatenlogik.................................
MehrLogische und funktionale Programmierung
Logische und funktionale Programmierung Vorlesung 11: Logikprogramme Babeş-Bolyai Universität, Department für Informatik, Cluj-Napoca csacarea@cs.ubbcluj.ro 19. Dezember 2016 1/55 WIEDERHOLUNG: HORN-KLAUSELN
MehrErsetzbarkeitstheorem
Ersetzbarkeitstheorem Die Abgeschlossenheit läßt sich auch folgendermaßen formulieren: Ersetzbarkeitstheorem Seien F und G Formeln mit F G. SeienH und H Formeln, so daß H aus H hervorgeht, indem ein Vorkommen
MehrLogikprogrammierung. Berechnung durch Resolution Die Programmiersprache Prolog
Logikprogrammierung Berechnung durch Resolution Die Programmiersprache Prolog Theoretische Informatik: Logik, M. Lange, FB16, Uni Kassel: 6.1 Logikprogrammierung Berechnung durch Resolution 213 Resolution
MehrResolution für die Aussagenlogik
Resolution für die Aussagenlogik Der Resolutionskakül ist ein Beweiskalkül, der auf Klauselmengen, d.h. Formeln in KNF arbeitet und nur eine Schlußregel besitzt. Der Resolution liegt die folgende Vorstellung
MehrProgrammiersprache Prolog
Theoretische Informatik: Logik, M. Lange, FB16, Uni Kassel: 6.2 Logikprogrammierung Prolog 240 Programmiersprache Prolog Prolog-Programm ist Liste von Fakten (einelementige Hornklausel) und Regeln (mehrelementige
MehrTableaukalkül für Aussagenlogik
Tableaukalkül für Aussagenlogik Tableau: Test einer Formel auf Widersprüchlichkeit Fallunterscheidung baumförmig organisiert Keine Normalisierung, d.h. alle Formeln sind erlaubt Struktur der Formel wird
MehrGröbnerbasen in Monoid- und Gruppenringen
Gröbnerbasen in Monoid- und Gruppenringen Karsten Hiddemann 5. November 2003 Zusammenfassung Gröbnerbasen, entwickelt von Bruno Buchberger für kommutative Polynomringe, finden immer häufiger Anwendung
MehrTheorie der Informatik Übersicht. Theorie der Informatik SAT Graphenprobleme Routing-Probleme. 21.
Theorie der Informatik 19. Mai 2014 21. einige NP-vollständige Probleme Theorie der Informatik 21. einige NP-vollständige Probleme 21.1 Übersicht 21.2 Malte Helmert Gabriele Röger 21.3 Graphenprobleme
MehrKlauselmengen. Definition Sei
Klauselmengen Definition 2.38 Sei α = (p 11... p 1k1 )... (p n1... p nkn ) eine in aussagenlogische Formel in KNF. Dann heißen die Mengen {p i1,..., p iki }, 1 i n, der jeweils disjunktiv verknüpften Literale
MehrEffizienter Planaritätstest Vorlesung am
Effizienter Planaritätstest Vorlesung am 23.04.2014 INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK PROF. DR. DOROTHEA WAGNER Satz Gegebenen einen Graphen G = (V, E) mit n Kanten und m Knoten, kann in O(n + m) Zeit
MehrAussagenlogik. Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik. 2 Teil 2: Modellierung und Beweise. Aussagenlogik H. Kleine Büning 1/37
Aussagenlogik Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik 2 Teil 2: Modellierung und Beweise Aussagenlogik H. Kleine Büning 1/37 Modellierungsaufgabe Es gibt drei Tauben und zwei Löcher. Jede Taube soll in
MehrRucksackproblem und Verifizierbarkeit
Rucksackproblem und Verifizierbarkeit Gegeben: n Gegenstände mit Gewichten G={g 1,g 2,,g n } und Werten W={w 1,w 2,,w n } sowie zulässiges Gesamtgewicht g. Gesucht: Teilmenge S {1,,n} mit i i S unter der
MehrLogik für Informatiker
Vorlesung Logik für Informatiker 13. Prädikatenlogik Der Satz von Herbrand Bernhard Beckert Universität Koblenz-Landau Sommersemester 2006 Logik für Informatiker, SS 06 p.1 Semantische Bäume Eine klassische
MehrLogische und funktionale Programmierung
Logische und funktionale Programmierung Vorlesung 2 und 3: Resolution Babeş-Bolyai Universität, Department für Informatik, Cluj-Napoca csacarea@cs.ubbcluj.ro 3. November 2017 1/43 HERBRAND-STRUKTUR Sei
MehrEinige Grundlagen der Komplexitätstheorie
Deterministische Polynomialzeit Einige Grundlagen der Komplexitätstheorie Ziel: NP-Vollständigkeit als ressourcenbeschränktes Analagon zur RE-Vollständigkeit. Komplexitätstheorie untersucht den Ressourcenbedarf
Mehr3.4 Fixpunkttheorie auf Partialordnungen
3.4 Fixpunkttheorie auf Partialordnungen Definition 3.15 (Partialordnung) Sei L eine Menge und eine binäre Relation auf L. O = L, heißt Partialordnung, falls folgende Bedingungen erfüllt sind: Reflexivität:
Mehr13. Woche: NP-Vollständigkeit Satz von Cook-Levin Anwendungen in der Kryptographie
13 Woche: NP-Vollständigkeit Satz von Cook-Levin Anwendungen in der Kryptographie 13 Woche: NP-Vollständigkeit, Satz von Cook-Levin, Anwendungen 276/ 333 N P-Vollständigkeit Ḋefinition NP-vollständig Sei
MehrFormale Systeme. Prof. Dr. Bernhard Beckert. Winter 2008/2009. Fakultät für Informatik Universität Karlsruhe (TH)
Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert Fakultät für Informatik Universität Karlsruhe (TH) Winter 2008/2009 Prof. Dr. Bernhard Beckert Formale Systeme Winter 2008/2009 1 / 22 Kalküle für die Aussagenlogik
MehrProblem der Resolution: Kombinatorische Explosion Ziel: Einschränkung der Möglichkeiten
2.6 Verfeinerung der Resolution Problem der Resolution: Kombinatorische Explosion Ziel: Einschränkung der Möglichkeiten Resolutions-Strategien: heuristische Regeln für die Auswahl der Resolventen Resolutions-Restriktionen:
Mehr1 Einführung. 2 Typ-0- und Typ-1-Sprachen. 3 Berechnungsmodelle. 4 Unentscheidbarkeit. 5 Unentscheidbare Probleme. 6 Komplexitätstheorie
1 Einführung 2 Typ-0- und Typ-1-Sprachen 3 Berechnungsmodelle 4 Unentscheidbarkeit 5 Unentscheidbare Probleme 6 Komplexitätstheorie WS 11/12 155 Überblick Zunächst einmal definieren wir formal den Begriff
MehrProseminar Komplexitätstheorie P versus NP Wintersemester 2006/07. Nichtdeterministische Turingmaschinen und NP
Proseminar Komplexitätstheorie P versus NP Wintersemester 2006/07 Vortrag am 17.11.2006 Nichtdeterministische Turingmaschinen und NP Yves Radunz Inhaltsverzeichnis 1 Wiederholung 3 1.1 Allgemeines........................................
MehrKünstliche Intelligenz Logische Agenten & Resolution
Künstliche Intelligenz Logische Agenten & Resolution Stephan Schwiebert WS 2009/2010 Sprachliche Informationsverarbeitung Institut für Linguistik Universität zu Köln Inferenz-Algorithmus Wie könnte ein
MehrLogik für Informatiker Logic for Computer Scientists
Logik für Informatiker Logic for Computer Scientists Till Mossakowski Wintersemester 2014/15 Till Mossakowski Logik 1/ 18 Vollständigkeit der Aussagenlogik Till Mossakowski Logik 2/ 18 Objekt- und Metatheorie
MehrNP-Vollständigkeit einiger Zahlprobleme
NP-Vollständigkeit einiger Zahlprobleme Prof. Dr. Berthold Vöcking Lehrstuhl Informatik 1 Algorithmen und Komplexität RWTH Aachen 22. Januar 2010 Berthold Vöcking, Informatik 1 () Vorlesung Berechenbarkeit
MehrPrädikatenlogische Entscheidbarkeitsprobleme
Prädikatenlogische Entscheidbarkeitsprobleme Erfüllbarkeitsproblem: Gegeben: prädikatenlogischer Ausdruck A über einer Signatur S Frage: Ist A erfüllbar? Gültigkeitsproblem: Gegeben: prädikatenlogischer
MehrFormale Systeme. Das Erfu llbarkeitsproblem. Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2017/2018
Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2017/2018 Das Erfu llbarkeitsproblem KIT I NSTITUT F U R T HEORETISCHE I NFORMATIK www.kit.edu KIT Die Forschungsuniversita t in der Helmholtz-Gemeinschaft
MehrTheoretische Informatik für Wirtschaftsinformatik und Lehramt
Theoretische Informatik für Wirtschaftsinformatik und Lehramt Entscheidungsprobleme Priv.-Doz. Dr. Stefan Milius stefan.milius@fau.de Theoretische Informatik Friedrich-Alexander Universität Erlangen-Nürnberg
MehrLogik Vorlesung 5: Grundlagen Resolution
Logik Vorlesung 5: Grundlagen Resolution Andreas Maletti 21. November 2014 Überblick Inhalt 1 Motivation und mathematische Grundlagen 2 Aussagenlogik Syntax und Semantik Äquivalenz und Normalformen Weitere
MehrPrüfungsprotokoll Kurs 1825 Logik für Informatiker. Studiengang: MSc. Informatik Prüfer: Prof. Dr. Heinemann Termin: Januar 2015
Prüfungsprotokoll Kurs 1825 Logik für Informatiker Studiengang: MSc. Informatik Prüfer: Prof. Dr. Heinemann Termin: Januar 2015 1. Aussagenlogik Alphabet und AS gegeben, wie sind die Aussagenlogischen
MehrKünstliche Intelligenz
Künstliche Intelligenz Bearbeitet von Uwe Lämmel, Jürgen Cleve 4., aktualisierte Auflage 2012. Buch. 336 S. ISBN 978 3 446 42758 7 Format (B x L): 18 x 24,5 cm Gewicht: 717 g Weitere Fachgebiete > EDV,
MehrTheoretische Grundlagen der Informatik
Theoretische Grundlagen der Informatik Vorlesung am 5. Dezember 2017 INSTITUT FÜR THEORETISCHE 0 05.12.2017 Dorothea Wagner - Theoretische Grundlagen der Informatik INSTITUT FÜR THEORETISCHE KIT Die Forschungsuniversität
MehrErfüllbarkeitstests. Im folgenden: Ein sehr effizienter Erfüllbarkeitstest für eine spezielle Klasse von Formeln in KNF, sogenannte Hornformeln (vgl.
Erfüllbarkeitstests Im folgenden: Ein sehr effizienter Erfüllbarkeitstest für eine spezielle Klasse von Formeln in KNF, sogenannte Hornformeln (vgl. Grundlagen und diskrete Strukturen ) Ein für Formeln
MehrFormale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 16 Normalformen und Hornformeln
Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 16 Normalformen und Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 9. Juni 2015 Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 1/36 Ersetzbarkeitstheorem
MehrModellierungsmethoden der Informatik Kapitel 2: Logikkalküle
smethoden der Informatik Kapitel 2: Logikkalküle Prädikatenlogik 1. Stufe Norbert Fuhr Gudrun Fischer 29.11.2005 Organisatorisches Organisatorisches Klausur Termin: 20.2.2006, 13-15 Uhr, Audimax Anmeldung
MehrInformatik III. Christian Schindelhauer Wintersemester 2006/ Vorlesung
Informatik III Christian Schindelhauer Wintersemester 2006/07 20. Vorlesung 12.01.2007 1 Komplexitätstheorie - Zeitklassen Die Komplexitätsklassen TIME DTIME, NTIME P NP Das Cook-Levin-Theorem Polynomial-Zeit-Reduktion
MehrGedächtnisprotokoll Diplomprüfung Vertiefungsfach Wissenbasierte Systeme
Gedächtnisprotokoll Diplomprüfung Vertiefungsfach Wissenbasierte Systeme Prüfungsinhalt: Artificial Intelligence (WS ) Knowledge Representation (SS 2002) Logikprogrammierung (WS) Prüfer: Lakemeyer Datum:
MehrWozu formale Logik? Programmiersprachen Logik im Fingerhut. Formeln. Logik im Fingerhut (24. Januar 2005) Belegung und Interpretation
Wozu formale Logik? Logik im Fingerhut Studiengang Informatik Universität Bremen präzise Beschreibung von Aussagen über die Welt bzw. über verschiedene Welten Ziehen und Überprüfen von Schlussfolgerungen
MehrSubstitution. Unifikation. Komposition der Substitution. Ausführung der Substitution
Substitution Unifikation Ziel eines Widerspruchsbeweis: Widerspruch ja/nein Variablenbindung im Falle eines Widerspruchs Eine Substitution θ ist eine endliche Menge der Form {v 1 /t 1 v n /t n }, wobei
Mehr1 Einführung. 2 Typ-0- und Typ-1-Sprachen. 3 Berechnungsmodelle. 4 Unentscheidbarkeit. 5 Unentscheidbare Probleme. 6 Komplexitätstheorie
1 Einführung 2 Typ-0- und Typ-1-Sprachen 3 Berechnungsmodelle 4 Unentscheidbarkeit 5 Unentscheidbare Probleme 6 Komplexitätstheorie 139 Unentscheidbarkeit Überblick Zunächst einmal definieren wir formal
MehrPotenzmengenkonstruktion. Vergleich DFAs NFAs. NFA DFA ohne überflüssige Zust. Ansatz nicht praktikabel
Vergleich DFAs NFAs Frage: Können NFAs nichtreguläre Sprachen erkennen? NEIN Potenzmengenkonstruktion Gegeben: NFA (Q,Σ,q 0,δ,F), konstruiere DFA: Q =P (Q), q 0 = {q 0 }, F ={q q F } Satz T4.4.5: Zu jedem
MehrGrundlagen der theoretischen Informatik
Grundlagen der theoretischen Informatik Kurt Sieber Fakultät IV, Department ETI Universität Siegen SS 2013 Vorlesung vom 04.06.2013 An den Transitionen sieht man zunächst, dass nur die folgenden Zustandsübergänge
Mehr5. Algorithmen. K. Bothe, Institut für Informatik, HU Berlin, GdP, WS 2015/16
5. Algorithmen K. Bothe, Institut für Informatik, HU Berlin, GdP, WS 2015/16 Version: 21. Okt. 2015 1. Berechne 2 n. Zu lösende Probleme 2. Berechne die Fakultät einer nat. Zahl: n! = 1 * 2 *... n 3. Entscheide,
MehrTheoretische Grundlagen der Informatik
Theoretische Grundlagen der Informatik Vorlesung am 06. Dezember 2011 INSTITUT FÜR THEORETISCHE 0 KIT 06.12.2011 Universität des Dorothea Landes Baden-Württemberg Wagner - Theoretische und Grundlagen der
MehrVortrag 8: Einbettungssatz von Jech und Sochor und Konsistenz der Negation von AC. 1 Der Einbettungssatz von Jech und Sochor
Seminar zur Mengenlehre: Forcing SS 2007 Prof. Dr. P. Koepke 11. und 18. Juni 2007 Dr. B. Irrgang Vortrag 8: Einbettungssatz von Jech und Sochor und Konsistenz der Negation von AC Friedemann Diener 1 Der
MehrAlgorithmen und Datenstrukturen 2
Algorithmen und Datenstrukturen 2 Lerneinheit 3: Greedy Algorithmen Prof. Dr. Christoph Karg Studiengang Informatik Hochschule Aalen Sommersemester 2016 10.5.2016 Einleitung Einleitung Diese Lerneinheit
MehrGrundlagen der Künstlichen Intelligenz
Grundlagen der Künstlichen Intelligenz 28. Aussagenlogik: DPLL-Algorithmus Malte Helmert Universität Basel 2. Mai 2014 Aussagenlogik: Überblick Kapitelüberblick Aussagenlogik: 26. Grundlagen 27. Logisches
MehrTheoretische Informatik II
Theoretische Informatik II Dr. Eva Richter / Holger Arnold Universität Potsdam, Theoretische Informatik, Sommersemester 2008 Übungsblatt 3 (Version 4) Abgabetermin: 13.5.2008, 12.00 Uhr Der λ-kalkül Da
MehrTheoretische Grundlagen der Informatik
Theoretische Grundlagen der Informatik Vorlesung am 01. Dezember 2011 INSTITUT FÜR THEORETISCHE 0 KIT 01.12.2011 Universität des Dorothea Landes Baden-Württemberg Wagner - Theoretische und Grundlagen der
MehrLogik für Informatiker
Logik für Informatiker 2. Aussagenlogik Teil 10 4.06.2012 Viorica Sofronie-Stokkermans Universität Koblenz-Landau e-mail: sofronie@uni-koblenz.de 1 Organisatorisches Hauptklausur: Montag, 23.07.2012, 16:00-18:00,
MehrWissenschaftliche Arbeitstechniken und Präsentation. NP-Vollständigkeit
Wissenschaftliche Arbeitstechniken und Präsentation Dominik Fakner, Richard Hentschel, Hamid Tabibian, den 20.01.2012 Inhalt Definitionen Definition Nachweis Beispiel Reduktion Komplexitätsklasse Befasst
MehrEinführung in die Logik (Vorkurs)
Einführung in die Logik (Vorkurs) Jürgen Koslowski 2014-04-07 Ein Beispiel Familie A will im kommenden Jahr eine Waschmaschine, ein Auto und ein Moped anschaffen. Aber falls Herr A seinen üblichen Bonus
MehrTheoretische Grundlagen der Informatik. Vorlesung am 27. November INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK
Theoretische Grundlagen der Informatik 0 27.11.2018 Torsten Ueckerdt - Theoretische Grundlagen der Informatik KIT Die Forschungsuniversität in der Helmholtz-Gemeinschaft www.kit.edu Letzte Vorlesung Die
MehrUniversität Koblenz-Landau Fachbereich Informatik Klausur KI-Programmierung WS 2007/2008. Jun.-Prof. Dr. B. Beckert. 21.
Name, Vorname: Matrikel-Nr.: Studiengang: Universität Koblenz-Landau Fachbereich Informatik Klausur KI-Programmierung WS 2007/2008 Jun.-Prof. Dr. B. Beckert 21. Februar 2008 Informatik (Diplom) Computervisualistik
Mehr1. Klausur zur Vorlesung Informatik III Wintersemester 2003/2004. Mit Lösung!
Universität Karlsruhe Theoretische Informatik Fakultät für Informatik WS 23/4 ILKD Prof. Dr. D. Wagner 2. Februar 24. Klausur zur Vorlesung Informatik III Wintersemester 23/24 Mit Lösung! Beachten Sie:
MehrResolutionskalkül. wird t als eine Menge K t von Klauseln geschrieben, welche die einzelnen Maxterme repräsentieren:
Resolutionskalkül Ein Kalkül ist eine Kollektion von syntaktischen Umformungsregeln, die unter gegebenen Voraussetzungen aus bereits vorhandenen Formeln neue Formeln erzeugen. Der Resolutionskalkül besteht
MehrModellierungsmethoden der Informatik Kapitel 2: Logikkalküle
smethoden der Informatik Kapitel 2: Logikkalküle Prädikatenlogik 1. Stufe Norbert Fuhr Gudrun Fischer 29.11.2005 Organisatorisches Organisatorisches Klausur Termin: 20.2.2006, 13-15 Uhr, Audimax Anmeldung
MehrLösungen zur Vorlesung Berechenbarkeit und Komplexität
Lehrstuhl für Informatik 1 WS 009/10 Prof. Dr. Berthold Vöcking 0.0.010 Alexander Skopalik Thomas Kesselheim Lösungen zur Vorlesung Berechenbarkeit und Komplexität. Zulassungsklausur Aufgabe 1: (a) Worin
MehrEinführung in die mathematische Logik
Prof. Dr. H. Brenner Osnabrück SS 2014 Einführung in die mathematische Logik Vorlesung 4 Die Ableitungsbeziehung Definition 4.1. Es sei Γ L V eine Ausdrucksmenge in der Sprache der Aussagenlogik zu einer
MehrZentralübung zur Vorlesung Diskrete Strukturen (Prof. Esparza)
WS 2013/14 Zentralübung zur Vorlesung Diskrete Strukturen (Prof. Esparza) Dr. Werner Meixner Fakultät für Informatik TU München http://www14.in.tum.de/lehre/2013ws/ds/uebung/ 30. Oktober 2013 ZÜ DS ZÜ
MehrAussagenlogik. Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik. 2 Teil 2: Modellierung und Beweise. Aussagenlogik H. Kleine Büning 1/25
Aussagenlogik Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik 2 Teil 2: Modellierung und Beweise Aussagenlogik H. Kleine Büning 1/25 Einführendes Beispiel Falls Lisa Peter trifft, dann trifft Lisa auch Gregor.
MehrTheoretische Grundlagen der Informatik
Theoretische Grundlagen der Informatik Map Labeling INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK 0 KIT Universität des Landes Baden-Württemberg und nationales Forschungszentrum in der Helmholtz-Gemeinschaft www.kit.edu
MehrNP-Vollständigkeit des Erfüllbarkeitsproblems
NP-Vollständigkeit des Erfüllbarkeitsproblems Prof. Dr. Berthold Vöcking Lehrstuhl Informatik 1 Algorithmen und Komplexität RWTH Aachen 1 / 25 Def: NP-Härte Definition (NP-Härte) Ein Problem L heißt NP-hart,
MehrFormale Systeme, WS 2008/2009 Lösungen zum Übungsblatt 2
UNIVERSITÄT KARLSRUHE (TH) Institut für Theoretische Informatik Prof. Dr. B. Beckert M. Ulbrich Formale Systeme, WS 2008/2009 Lösungen zum Übungsblatt 2 Dieses Blatt wurde in der Übung am 14.11.2008 besprochen.
MehrEinführung in die Logik
Einführung in die Logik Klaus Madlener und Roland Meyer 24. April 2013 Inhaltsverzeichnis 1 Aussagenlogik 1 1.1 Syntax................................. 1 1.2 Semantik............................... 3 1.3
MehrEinführung - Parser. Was ist ein Parser?
Gliederung 1. Einleitung 1.1 Was ist ein Parser? 1.2 Was ist ein tabellengesteuerter TD-Parser? 1. Tabellengesteuerter TD-Parser 2.1 Funktionsweise 2.2 Darstellung als Pseudocode 2.3 Konstruktion von prädiktiven
MehrLernen mit Queries. Hans Kleine Büning Institut für Informatik, Universität Paderborn Paderborn (Germany),
Lernen mit Queries Hans Kleine Büning Institut für Informatik, Universität Paderborn 33095 Paderborn (Germany), E-mail: kbcsl @upb.de November 2007 1 Einführung In diesem Abschnitt beschreiben wir kurz,
MehrAlgorithmen II Vorlesung am
Algorithmen II Vorlesung am..03 Randomisierte Algorithmen INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK PROF. DR. DOROTHEA WAGNER KIT Universität des Landes Baden-Württemberg und Algorithmen nationales Forschungszentrum
MehrKapitel L:II. II. Aussagenlogik
Kapitel L:II II. Aussagenlogik Syntax der Aussagenlogik Semantik der Aussagenlogik Eigenschaften des Folgerungsbegriffs Äquivalenz Formeltransformation Normalformen Bedeutung der Folgerung Erfüllbarkeitsalgorithmen
MehrFO-Klauselmengen Abschnitt 5.1. Logik-Kalküle. Klauselmengen und universell-pränexe Sätze. Übersetzungs-Beispiel
Teil 2: FO Beweiskalküle Logik-Kalküle syntaktische Beweiskalküle Beweise der Unerfüllbarkeit Resolution vergleiche Kalküle für AL Resolution bzw. der Widerlegungskalkül: Unerfüllbarkeitsbeweise wir behandeln:
MehrAlgorithmen für Sensornetze
Algorithmen für Sensornetze Markus Völker 02. Februar 2010 Lokalisierung in Gebäuden Lokalisierung Ausgangssituation? Lokalisierung Ziel! Lokalisierung Signalabfall in Gebäuden Signalabfall mit ca. 1/d
MehrDiskrete Strukturen. Name Vorname Studiengang Matrikelnummer. Hörsaal Reihe Sitzplatz Unterschrift ... Allgemeine Hinweise
Technische Universität München Fakultät für Informatik Lehrstuhl für Informatik 7 Prof. Dr. Javier Esparza Wintersemester 2008/09 Abschlussklausur 7. Februar 2009 Diskrete Strukturen Name Vorname Studiengang
MehrDatenstrukturen & Algorithmen Lösungen zu Blatt 11 FS 14
Eidgenössische Technische Hochschule Zürich Ecole polytechnique fédérale de Zurich Politecnico federale di Zurigo Federal Institute of Technology at Zurich Institut für Theoretische Informatik 14. Mai
MehrTheoretische Grundlagen der Informatik
Theoretische Grundlagen der Informatik Übung am 16.12.2010 INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK 0 KIT Universität des Landes Baden-Württemberg und nationales Forschungszentrum in der Helmholtz-Gemeinschaft
MehrDank. Grundlagen der Theoretischen Informatik / Einführung in die Theoretische Informatik I. Probleme über Sprachen. Teil II.
Dank Vorlesung Grundlagen der Theoretischen Informatik / Einführung in die Theoretische Informatik I Bernhard Beckert Diese Vorlesungsmaterialien basieren ganz wesentlich auf den Folien zu den Vorlesungen
MehrNormal Programs. Vervollständigung. Steffen Staab ISWeb Vorlesung Datenbanken II
Normal Programs Vervollständigung Programmklausel, Normal Programs Eine Programmklausel ist eine Klausel der Form A L 1,,L n wobei A ein Atom ist und L 1,,L n Literale sind. Ein Normal Program besteht
MehrGraphentheorie. Kürzeste Wege. Kürzeste Wege. Kürzeste Wege. Rainer Schrader. 25. Oktober 2007
Graphentheorie Rainer Schrader Zentrum für Angewandte Informatik Köln 25. Oktober 2007 1 / 20 2 / 20 Wir werden Optimierungsprobleme vom folgenden Typ betrachten: gegeben eine Menge X und eine Funktion
MehrTheoretische Grundlagen der Informatik
Theoretische Grundlagen der Informatik Vorlesung am 16.11.2010 INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK 0 KIT Universität des Landes Baden-Württemberg und nationales Forschungszentrum in der Helmholtz-Gemeinschaft
MehrKapitel 2: Mathematische Grundlagen
[ Computeranimation ] Kapitel 2: Mathematische Grundlagen Prof. Dr. Stefan M. Grünvogel stefan.gruenvogel@fh-koeln.de Institut für Medien- und Phototechnik Fachhochschule Köln 2. Mathematische Grundlagen
MehrAussagenlogik: Syntax von Aussagen
Aussagenlogik: Syntax von Aussagen A ::= X (A A) (A A) ( A) (A A) (A A) 0 1 Prioritätsreihenfolge :,,,,. A B: Konjunktion (Verundung). A B: Disjunktion (Veroderung). A B: Implikation. A B: Äquivalenz.
MehrFortgeschrittene Netzwerk- und Graph-Algorithmen
Fortgeschrittene Netzwerk- und Graph-Algorithmen Prof. Dr. Hanjo Täubig Lehrstuhl für Effiziente Algorithmen (Prof. Dr. Ernst W. Mayr) Institut für Informatik Technische Universität München Wintersemester
MehrTheorie der Informatik. Theorie der Informatik. 2.1 Äquivalenzen. 2.2 Vereinfachte Schreibweise. 2.3 Normalformen. 2.
Theorie der Informatik 24. Februar 2014 2. Aussagenlogik II Theorie der Informatik 2. Aussagenlogik II 2.1 Äquivalenzen Malte Helmert Gabriele Röger 2.2 Vereinfachte Schreibweise Universität Basel 24.
MehrBerechenbarkeit und Komplexität: Polynomielle Reduktion / NP-Vollständigkeit / Satz von Cook und Levin
Berechenbarkeit und Komplexität: Polynomielle Reduktion / NP-Vollständigkeit / Satz von Cook und Levin Prof. Dr. Berthold Vöcking Lehrstuhl Informatik 1 Algorithmen und Komplexität 11. Januar 2008 Wiederholung
Mehr(Logik und) Logikprogrammierung
Übungsaufgaben zur Lehrveranstaltung (Logik und) Logikprogrammierung im Studiengang Informatik Technische Universität Ilmenau Fakultät für Informatik und Automatisierung Fachgebiet Künstliche Intelligenz
MehrGrundlagen der Künstlichen Intelligenz
Grundlagen der Künstlichen Intelligenz 23. Constraint-Satisfaction-Probleme: Constraint-Netze Malte Helmert Universität Basel 13. April 2015 Constraint-Satisfaction-Probleme: Überblick Kapitelüberblick
MehrFormale Systeme. Aussagenlogik: Resolutionskalku l. Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2018/2019
Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2018/2019 Aussagenlogik: Resolutionskalku l KIT I NSTITUT F U R T HEORETISCHE I NFORMATIK www.kit.edu KIT Die Forschungsuniversita t in der Helmholtz-Gemeinschaft
MehrFormale Sprachen und endliche Automaten
Formale Sprachen und endliche Automaten Formale Sprachen Definition: 1 (Alphabet) Ein Alphabet Σ ist eine endliche, nichtleere Menge von Zeichen oder Symbolen. Ein Wort über dem Alphabet Σ ist eine endliche
MehrAnwendungen des Fréchet-Abstandes Das Constrained Free Space Diagram zur Analyse von Körperbewegungen
Anwendungen des Fréchet-Abstandes Das Constrained Free Space Diagram zur Analyse von Körperbewegungen David Knötel Freie Universität Berlin, Institut für Informatik Seminar über Algorithmen Leitfaden Wiederholung
MehrEinführung in die Theoretische Informatik
Einführung in die Theoretische Informatik Maximilian Haslbeck Fabian Mitterwallner Georg Moser David Obwaller cbr.uibk.ac.at Zusammenfassung der letzten LVA Definition Eine Registermaschine (RM) R ist
MehrLösungsvorschläge Blatt Z1
Theoretische Informatik Departement Informatik Prof. Dr. Juraj Hromkovič http://www.ita.inf.ethz.ch/theoinf16 Lösungsvorschläge Blatt Z1 Zürich, 2. Dezember 2016 Lösung zu Aufgabe Z1 Wir zeigen L qi /
MehrTheorie der Informatik. Theorie der Informatik. 6.1 Einführung. 6.2 Alphabete und formale Sprachen. 6.3 Grammatiken. 6.4 Chomsky-Hierarchie
Theorie der Informatik 17. März 2014 6. Formale Sprachen und Grammatiken Theorie der Informatik 6. Formale Sprachen und Grammatiken Malte Helmert Gabriele Röger Universität Basel 17. März 2014 6.1 Einführung
MehrKapitel L:II. II. Aussagenlogik
Kapitel L:II II. Aussagenlogik Syntax der Aussagenlogik Semantik der Aussagenlogik Eigenschaften des Folgerungsbegriffs Äquivalenz Formeltransformation Normalformen Bedeutung der Folgerung Erfüllbarkeitsalgorithmen
MehrLogik für Informatiker
Logik für Informatiker Wintersemester 2007/08 Thomas Schwentick Teil A: Aussagenlogik 3. Erfüllbarkeit Version von: 23. Januar 2008(16:11) Inhalt 3.1 Grundbegriffe 3.2 Aussagenlogische Resolution 3.3 Endlichkeitssatz
MehrCharakterisierung von Gröbnerbasen
Charakterisierung von Gröbnerbasen Satz Charakterisierung von Gröbnerbasen Eine Menge G = {g 1,..., g m } I ist eine Gröbnerbasis gdw für jedes f I der Term LT (f ) von einem der LT (g i ), i = 1,...,
MehrAbstarkte Interpretation I
Lehr- und Forschungseinheit Theoretische Informatik Hauptseminar Programmanalyse SS 2009 Abstrakte Interpretation I Prof. Dr. Martin Hofmann Referent: Gliederung I. Grundlagen der abstrakten Interpretation
MehrÜbungsaufgaben Blatt 3
Departement Informatik Open Class Sieben Wunder der Informatik Prof Dr Juraj Hromkovič Übungsaufgaben Blatt 3 Zürich, 23 November 26 Zusammenfassung und Aufgaben Ein Entscheidungsproblem besteht darin,
MehrRalf Möller, TUHH. Beim vorigen Mal: Heute: Prädikatenlogik: Algorithmus für Erfüllbarkeitsproblem. Lernziele: Beweisverfahren für Prädikatenlogik
Ralf Möller, TUHH Beim vorigen Mal: Heute: Prädikatenlogik: Algorithmus für Erfüllbarkeitsproblem Lernziele: Beweisverfahren für Prädikatenlogik Danksagung Bildmaterial: S. Russell, P. Norvig, Artificial
MehrDas Halteproblem für Turingmaschinen
Das Halteproblem für Turingmaschinen Das Halteproblem für Turingmaschinen ist definiert als die Sprache H := { T w : T ist eine TM, die bei Eingabe w {0, 1} hält }. Behauptung: H {0, 1} ist nicht entscheidbar.
Mehr