Formale Systeme. Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ KIT Die Forschungsuniversita t in der Helmholtz-Gemeinschaft

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1 Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 Aussagenlogik: Tableaukalku l KIT I NSTITUT F U R T HEORETISCHE I NFORMATIK KIT Die Forschungsuniversita t in der Helmholtz-Gemeinschaft

2 Kalküle für die Aussagenlogik Übersicht 1. Hilbert-Kalkül Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 2/25

3 Kalküle für die Aussagenlogik Übersicht 1. Hilbert-Kalkül 2. Resolutionskalkül Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 2/25

4 Kalküle für die Aussagenlogik Übersicht 1. Hilbert-Kalkül 2. Resolutionskalkül 3. Tableaukalkül Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 2/25

5 Kalküle für die Aussagenlogik Übersicht 1. Hilbert-Kalkül 2. Resolutionskalkül 3. Tableaukalkül 4. Sequenzenkalkül Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 2/25

6 Der aussagenlogische Tableaukalkül Wesentliche Eigenschaften Widerlegungskalkül: Testet auf Unerfüllbarkeit M = A M { A} T0 0. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 3/25

7 Der aussagenlogische Tableaukalkül Wesentliche Eigenschaften Widerlegungskalkül: Testet auf Unerfüllbarkeit M = A M { A} T0 0. Beweis durch Fallunterscheidung Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 3/25

8 Der aussagenlogische Tableaukalkül Wesentliche Eigenschaften Widerlegungskalkül: Testet auf Unerfüllbarkeit M = A M { A} T0 0. Beweis durch Fallunterscheidung Top-down-Analyse der gegebenen Formeln Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 3/25

9 Der aussagenlogische Tableaukalkül Vorteile Intuitiver als Resolution Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 4/25

10 Der aussagenlogische Tableaukalkül Vorteile Intuitiver als Resolution Formeln müssen nicht in Normalform sein Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 4/25

11 Der aussagenlogische Tableaukalkül Vorteile Intuitiver als Resolution Formeln müssen nicht in Normalform sein Falls Formelmenge erfüllbar ist (Test schlägt fehl), wird ein Gegenbeispiel (eine erfüllende Interpretation) konstruiert Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 4/25

12 Der aussagenlogische Tableaukalkül Vorteile Intuitiver als Resolution Formeln müssen nicht in Normalform sein Falls Formelmenge erfüllbar ist (Test schlägt fehl), wird ein Gegenbeispiel (eine erfüllende Interpretation) konstruiert Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 4/25

13 Der aussagenlogische Tableaukalkül Vorteile Intuitiver als Resolution Formeln müssen nicht in Normalform sein Falls Formelmenge erfüllbar ist (Test schlägt fehl), wird ein Gegenbeispiel (eine erfüllende Interpretation) konstruiert Nachteil Mehr als eine Regel Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 4/25

14 Kleine Deutsch- und Englischsstunde Deutsch das Tableau des Tableaus (Gen.) die Tableaus (pl.) Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 5/25

15 Kleine Deutsch- und Englischsstunde Deutsch das Tableau des Tableaus (Gen.) die Tableaus (pl.) der Tableaukalkül (nicht das) Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 5/25

16 Kleine Deutsch- und Englischsstunde Deutsch das Tableau des Tableaus (Gen.) die Tableaus (pl.) der Tableaukalkül (nicht das) Englisch the tableau (sing.) the tableaux (pl.) the tableau calculus Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 5/25

17 Vorzeichenformel Definition (Vorzeichenformel) Eine Vorzeichenformel ist eine Zeichenkette der Gestalt 0A oder 1A mit A For0. 0, 1 sind neue Sonderzeichen (die Vorzeichen) im Alphabet der Objektsprache. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 6/25

18 Vorzeichenformel Definition (Vorzeichenformel) Eine Vorzeichenformel ist eine Zeichenkette der Gestalt 0A oder 1A mit A For0. 0, 1 sind neue Sonderzeichen (die Vorzeichen) im Alphabet der Objektsprache. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 6/25

19 Vorzeichenformel Definition (Vorzeichenformel) Eine Vorzeichenformel ist eine Zeichenkette der Gestalt 0A oder 1A mit A For0. 0, 1 sind neue Sonderzeichen (die Vorzeichen) im Alphabet der Objektsprache. Definition Wir setzen val I fort auf die Menge aller Vorzeichenformeln durch val I (0A) = val I ( A), und val I (1A) = val I (A). Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 6/25

20 Uniforme Notation Konjunktive Formeln: Typ α 1(A B) 0(A B) 0(A B) Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 7/25

21 Uniforme Notation Konjunktive Formeln: Typ α 1(A B) 0(A B) 0(A B) 0 A 1 A Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 7/25

22 Uniforme Notation Konjunktive Formeln: Typ α 1(A B) 0(A B) 0(A B) 0 A 1 A Disjunktive Formeln: Typ β 0(A B) 1(A B) 1(A B) Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 7/25

23 Uniforme Notation Konjunktive Formeln: Typ α 1(A B) 0(A B) 0(A B) 0 A 1 A Disjunktive Formeln: Typ β 0(A B) 1(A B) 1(A B) Raymond Smullyan Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 7/25

24 Uniforme Notation Zuordnungsregeln Formeln / Unterformeln α α 1 α 2 1(A B) 1A 1B 0(A B) 0A 0B 0(A B) 1A 0B 0 A 1A 1A 1 A 0A 0A Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 8/25

25 Uniforme Notation Zuordnungsregeln Formeln / Unterformeln α α 1 α 2 1(A B) 1A 1B 0(A B) 0A 0B 0(A B) 1A 0B 0 A 1A 1A 1 A 0A 0A β β 1 β 2 0(A B) 0A 0B 1(A B) 1A 1B 1(A B) 0A 1B Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 8/25

26 Regeln des (aussagenlogischen) Tableaukalküls α α 1 α 2 konjunktiv 1(p q) 1p 1q Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 9/25

27 Regeln des (aussagenlogischen) Tableaukalküls α α 1 α 2 konjunktiv 1(p q) 1p 1q β disjunktiv β 1 β 2 1(p q) 1p 1q Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 9/25

28 Regeln des (aussagenlogischen) Tableaukalküls α α 1 α 2 konjunktiv 1(p q) 1p 1q β disjunktiv β 1 β 2 1(p q) 1p 1q 1F 0F Widerspruch 1F 0F Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 9/25

29 Instanzen der α- und β-regel Instanzen der α-regel 1(P Q) 1P 1Q 0(P Q) 0P 0Q 0(P Q) 1P 0Q 0 P 1P 1 P 0P Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

30 Instanzen der α- und β-regel Instanzen der α-regel 1(P Q) 1P 1Q 0(P Q) 0P 0Q 0(P Q) 1P 0Q 0 P 1P 1 P 0P Instanzen der β-regel 1(P Q) 1P 1Q 0(P Q) 0P 0Q 1(P Q) 0P 1Q Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

31 Beispiel: = ((( A B) C) (( B A) C)) 0((( A B) C) (( B A) C)) 1( A B) C 0(( B A) C) 1( B A) 0C 0( A B) 1C 1 A 0B 0A 0 B 1A 1B Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

32 Determinismus von Kalkül und Regeln Determinismus Die Regeln sind alle deterministisch Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

33 Determinismus von Kalkül und Regeln Determinismus Die Regeln sind alle deterministisch Der Kalkül aber nicht: Wahl der nächsten Formel, auf die Regel angewendet wird Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

34 Determinismus von Kalkül und Regeln Determinismus Die Regeln sind alle deterministisch Der Kalkül aber nicht: Wahl der nächsten Formel, auf die Regel angewendet wird Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

35 Determinismus von Kalkül und Regeln Determinismus Die Regeln sind alle deterministisch Der Kalkül aber nicht: Wahl der nächsten Formel, auf die Regel angewendet wird Heuristik Nicht-verzweigende Regeln zuerst: α vor β Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

36 Determinismus von Kalkül und Regeln Determinismus Die Regeln sind alle deterministisch Der Kalkül aber nicht: Wahl der nächsten Formel, auf die Regel angewendet wird Heuristik Nicht-verzweigende Regeln zuerst: α vor β Nota bene Selbe Formel kann mehrfach (auf verschiedenen Ästen) verwendet werden unter Umständen ist das auch notwendig! Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

37 Formale Definition des Kalküls Definition: Tableau Binärer Baum, dessen Knoten mit Vorzeichenformeln markiert sind Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

38 Formale Definition des Kalküls Definition: Tableau Binärer Baum, dessen Knoten mit Vorzeichenformeln markiert sind Definition: Tableauast Maximaler Pfad in einem Tableau (von Wurzel zu Blatt) Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

39 Formale Definition des Kalküls Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

40 Formale Definition des Kalküls Erweiterung T ein Tableau für A über M Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

41 Formale Definition des Kalküls Erweiterung T ein Tableau für A über M B ein Ast von T Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

42 Formale Definition des Kalküls Erweiterung T ein Tableau für A über M B ein Ast von T F eine Formel auf B, die kein Atom ist Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

43 Formale Definition des Kalküls Erweiterung T ein Tableau für A über M B ein Ast von T F eine Formel auf B, die kein Atom ist T entstehe durch Erweiterung von B gemäß der auf F anwendbaren Regel (α oder β) Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

44 Formale Definition des Kalküls Erweiterung T ein Tableau für A über M B ein Ast von T F eine Formel auf B, die kein Atom ist T entstehe durch Erweiterung von B gemäß der auf F anwendbaren Regel (α oder β) Dann ist T ein Tableau für A über M Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

45 Formale Definition des Kalküls Voraussetzungsregel T ein Tableau für A über M F eine Formel in M Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

46 Formale Definition des Kalküls Voraussetzungsregel T ein Tableau für A über M F eine Formel in M T entstehe durch Erweiterung eines beliebigen Astes durch 1F Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

47 Formale Definition des Kalküls Voraussetzungsregel T ein Tableau für A über M F eine Formel in M T entstehe durch Erweiterung eines beliebigen Astes durch 1F Dann ist T ein Tableau für A über M Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

48 Formale Definition des Kalküls Definition: Geschlossener Ast Ast B eines Tableaus ist geschlossen, wenn 1F, 0F B oder 10 B oder 01 B Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

49 Formale Definition des Kalküls Definition: Geschlossener Ast Ast B eines Tableaus ist geschlossen, wenn 1F, 0F B oder 10 B oder 01 B Definition: Geschlossenes Tableau Ein Tableau ist geschlossen, wenn jeder seiner Äste geschlossen ist Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

50 Formale Definition des Kalküls Definition: Geschlossener Ast Ast B eines Tableaus ist geschlossen, wenn 1F, 0F B oder 10 B oder 01 B Definition: Geschlossenes Tableau Ein Tableau ist geschlossen, wenn jeder seiner Äste geschlossen ist Definition: Tableaubeweis Ein Tableau für A über M, das geschlossen ist, ist ein Tableaubeweis für M { A} T 0 0 und damit für M = A Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

51 Korrektheit und Vollständigkeit des Tableaukalküls Theorem Es gilt M = A genau dann, wenn es einen Tableaubeweis für A über M gibt Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

52 Kern des Korrektheitsbeweises Definition: Erfüllbares Tableau Tableauast ist erfüllbar, wenn die Menge seiner Formeln erfüllbar ist Tableau ist erfüllbar, wenn es (mindestens) einen erfüllbaren Ast hat Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

53 Kern des Korrektheitsbeweises Definition: Erfüllbares Tableau Tableauast ist erfüllbar, wenn die Menge seiner Formeln erfüllbar ist Tableau ist erfüllbar, wenn es (mindestens) einen erfüllbaren Ast hat Lemma Jedes Tableau für A über M ist erfüllbar, falls M { A} erfüllbar ist. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

54 Kern des Korrektheitsbeweises Definition: Erfüllbares Tableau Tableauast ist erfüllbar, wenn die Menge seiner Formeln erfüllbar ist Tableau ist erfüllbar, wenn es (mindestens) einen erfüllbaren Ast hat Lemma Jedes Tableau für A über M ist erfüllbar, falls M { A} erfüllbar ist. Lemma Ein geschlossenes Tableau ist nicht erfüllbar Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

55 Kern des Korrektheitsbeweises Definition: Erfüllbares Tableau Tableauast ist erfüllbar, wenn die Menge seiner Formeln erfüllbar ist Tableau ist erfüllbar, wenn es (mindestens) einen erfüllbaren Ast hat Lemma Jedes Tableau für A über M ist erfüllbar, falls M { A} erfüllbar ist. Lemma Ein geschlossenes Tableau ist nicht erfüllbar Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

56 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

57 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Voraussetzung: I ist Modell von M { A}, also von 1F für alle F M. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

58 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Voraussetzung: I ist Modell von M { A}, also von 1F für alle F M. α-fall (β-fall analog): Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

59 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Voraussetzung: I ist Modell von M { A}, also von 1F für alle F M. α-fall (β-fall analog): Nach Ind.-Ann. erfüllt I einen Ast π in T. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

60 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Voraussetzung: I ist Modell von M { A}, also von 1F für alle F M. α-fall (β-fall analog): Nach Ind.-Ann. erfüllt I einen Ast π in T. Zur Anwendung der α-regel wird ein Ast π 1 in T und eine α-formel α auf π 1 gewählt, π 1 wird verlängert um α 1, α 2. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

61 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Voraussetzung: I ist Modell von M { A}, also von 1F für alle F M. α-fall (β-fall analog): Nach Ind.-Ann. erfüllt I einen Ast π in T. Zur Anwendung der α-regel wird ein Ast π 1 in T und eine α-formel α auf π 1 gewählt, π 1 wird verlängert um α 1, α 2. Wenn π 1 π, ist π ein Ast in T, und damit (trivial) auch T erfüllt. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

62 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Voraussetzung: I ist Modell von M { A}, also von 1F für alle F M. α-fall (β-fall analog): Nach Ind.-Ann. erfüllt I einen Ast π in T. Zur Anwendung der α-regel wird ein Ast π 1 in T und eine α-formel α auf π 1 gewählt, π 1 wird verlängert um α 1, α 2. Wenn π 1 π, ist π ein Ast in T, und damit (trivial) auch T erfüllt. Wenn π 1 = π, haben wir aus val I (π) = W, dass val I (α) = W, also val I (α 1 ) = W und val I (α 2 ) = W. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

63 Korrektheitslemma Initialisierung: I ist Modell von M { A}, also von 0A. Voraussetzung: I ist Modell von M { A}, also von 1F für alle F M. α-fall (β-fall analog): Nach Ind.-Ann. erfüllt I einen Ast π in T. Zur Anwendung der α-regel wird ein Ast π 1 in T und eine α-formel α auf π 1 gewählt, π 1 wird verlängert um α 1, α 2. Wenn π 1 π, ist π ein Ast in T, und damit (trivial) auch T erfüllt. Wenn π 1 = π, haben wir aus val I (π) = W, dass val I (α) = W, also val I (α 1 ) = W und val I (α 2 ) = W. Somit val I (π ) = W für den neu entstehenden Pfad π, d.h. T ist erfüllbar Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

64 Kern des Vollständigkeitsbeweises Definition: Voll expandiertes Tableau Ein Tableau heißt voll expandiert, wenn jede Regel auf jede passende Formel auf jedem offenen Ast angewendet worden ist und für jedes F M (hierfür muss M endlich sein) für jeden Ast B 1F auf B vorkommt Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

65 Kern des Vollständigkeitsbeweises Lemma Ist B ein offener Ast in einem voll expandierten Tableau, dann ist B erfüllbar. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

66 Kern des Vollständigkeitsbeweises Lemma Ist B ein offener Ast in einem voll expandierten Tableau, dann ist B erfüllbar. Also Ist M { A} unerfüllbar, also jeder Ast jedes vollexpandierten Tableaus für A über M unerfüllbar, dann ist jedes voll expandierte Tableau für A über M geschlossen (denn sonst wäre er wegen des Lemmas erfüllbar) Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

67 Kern des Vollständigkeitsbeweises Beweis Sei B ein offener Ast eines voll expandierten Tableaus Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

68 Kern des Vollständigkeitsbeweises Beweis Sei B ein offener Ast eines voll expandierten Tableaus Wir definieren W I(P) := F bel. falls 1P B falls 0P B sonst Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

69 Kern des Vollständigkeitsbeweises Beweis Sei B ein offener Ast eines voll expandierten Tableaus Wir definieren W I(P) := F bel. Durch Induktion zeigt man leicht: val I (F) = W für jedes F auf B. falls 1P B falls 0P B sonst Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

70 Kern des Vollständigkeitsbeweises Beweis Sei B ein offener Ast eines voll expandierten Tableaus Wir definieren W I(P) := F bel. Durch Induktion zeigt man leicht: val I (F) = W für jedes F auf B. falls 1P B falls 0P B sonst Es folgt, dass I Modell von M { A} ist. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

71 Allgemeine Tableauregel φ ψ 1,1... ψ n, ψ 1,K1... ψ n,kn Um die Teilformeleigenschaft des Tableaukalküls zu gewährleisten, wird gefordert, dass alle Vorzeichenformeln ψ i,j Teilformeln der Vorzeichenformel φ sind. Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

72 Korrektheit und Vollständigkeit einer Regel Eine allgemeine Tableauregel φ ψ 1,1... ψ n, ψ 1,K1... ψ n,kn heißt vollständig und korrekt, wenn für jede Interpretation I gilt val I (φ) = W gdw es gibt ein i, 1 i n, so dass für alle j,1 j k i gilt val I (ψ i,j ) = W Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

73 Tableauregel für den logischen Äquivalenzoperator W F W W F F F W Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

74 Tableauregel für den logischen Äquivalenzoperator W F W W F F F W 1(A B) 1A 0A 1B 0B Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25

75 Tableauregel für den logischen Äquivalenzoperator W F W W F F F W 1(A B) 1A 0A 1B 0B 0(A B) 1A 0A 0B 1B Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ /25