Formale Methoden II. Gerhard Jäger. SS 2008 Universität Bielefeld. Teil 8, 11. Juni Formale Methoden II p.1/30

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Barbara Heintze
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1 Formale Methoden II SS 2008 Universität Bielefeld Teil 8, 11. Juni 2008 Gerhard Jäger Formale Methoden II p.1/30

2 Beispiele Anmerkung: wenn der Wahrheitswert einer Formel in einem Modell nicht von der Belegungsfunktion abhängt, kann die Belegungsfunktion weggelassen werden. Statt [ϕ] M g schreibt man also einfach [ϕ] M. [ xanimal(x)] M [ x(animal(x) Run(x))] M [ x(animal(x) Run(x))] M [ x(animal(x) Run(x))] M [ xscream(x)] M Formale Methoden II p.2/30

Statt [ϕ] M g schreibt man also einfach [ϕ] M.

3 Beispiele Anmerkung: wenn der Wahrheitswert einer Formel in einem Modell nicht von der Belegungsfunktion abhängt, kann die Belegungsfunktion weggelassen werden. Statt [ϕ] M g schreibt man also einfach [ϕ] M. [ xanimal(x)] M = 1 [ x(animal(x) Run(x))] M = 1 [ x(animal(x) Run(x))] M = 1 [ x(animal(x) Run(x))] M = 0 [ xscream(x)] M = 0 Formale Methoden II p.2/30

4 Unentscheidbarkeit für endliche Modell lässt sich Wahrheitswert immer bestimmen in unendlichen Modellen Bestimmung des Wahrheitswerts nicht immer möglich Beispiel: Primzahlzwillinge Modell: System der natürlichen Zahlen Wahrheitswert der folgenden Formel (mit der intendierten Interpretation der Prädikate) ist unbekannt: x y z(x < y Primzahl(y) Primzahl(z) Plus(y, 2, z)) Formale Methoden II p.3/30

System der natürlichen Zahlen Wahrheitswert der folgenden Formel (mit der intendierten

5 Folgerung wesentlich für Logik ist Begriff der Folgerung Wahrheit ist quasi ein Hilfsbegriff Wie lässt sich prädikatenlogische Folgerung definieren? Formale Methoden II p.4/30

6 Logische Folgerung Definition 1 (Logische Folgerung) Aus den Prämissen ϕ 1,...,ϕ n folgt die Konklusion ψ logisch formal notiert als ϕ 1...,ϕ n ψ genau dann wenn für alle Modelle M und alle Belegungsfunktionen g gilt: wenn [ϕ i ] M g = 1 für alle 1 i n, dann gilt auch [ψ] M g = 1. Formale Methoden II p.5/30

..,ϕ n ψ genau dann wenn für alle Modelle M und alle Belegungsfunktionen g

7 die aussagenlogischen Definitionen für die anderen logischen Eigenschaften/Relationen lassen sich analog auf die Prädikatenlogik übertragen: Formale Methoden II p.6/30

8 Tautologien Definition 2 (Tautologie) Eine Formel ϕ ist eine typentheoretische Tautologie, formal notiert als ϕ genau dann wenn für alle Modelle M und alle Belegungsfunktionen g gilt: [ϕ] M g = 1 Formale Methoden II p.7/30

genau dann wenn für alle Modelle M und alle

9 Kontradiktionen Definition 3 (Kontradiktion) Eine Formel ϕ ist eine typentheoretische Kontradiktion genau dann wenn für alle Modelle M und alle Belegungsfunktionen g gilt: [ϕ] M g = 0 Formale Methoden II p.8/30

10 Logische Äquivalenz Definition 4 (Logische Äquivalenz) Zwei Formeln ϕ und ψ sind logisch äquivalent, formal notiert als ϕ ψ genau dann wenn für alle Modelle M und alle Belegungsfunktionen g gilt: [ϕ] M g = [ψ] M g Formale Methoden II p.9/30

ϕ ψ genau dann wenn für alle Modelle M und alle

11 die metalogischen Theoreme der Aussagenlogik (siehe Folien Teil 2 und Teil 3) gelten auch für die Prädikatenlogik wie zeigt man, dass z.b. eine Formel eine Tautologie ist? Beispiel:? x P(x) yp(y) zwei semantische Methoden: Umformung in eine mengentheoretische Aussage Versuch, ein Gegenmodell zu konstruieren Formale Methoden II p.10/30

eine Formel eine Tautologie ist? Beispiel:?

12 Reduktion auf Mengentheorie zu beweisen ist: für alle M und g: [ x P(x) yp(y)] M g = 1 schrittweise Umformung (Anwendung der Definitionen) 1. für alle M und g: max([1 [ x P(x)] M g, [ yp(y)] M g ) = 1 2. für alle M und g: max([1 min a E ([ P(x)] M g[a/x] ), 1 [ yp(y)]m g ) = 1 3. für alle M und g: max([1 min a E (1 [P(x)] M g[a/x] ), 1 [max b E ([P(y)] M g[b/y] )) = 1 4. für alle M und g: max([max a E ([P(x)] M g[a/x] ), 1 [max b E([P(y)] M g[b/y] )) = 1 Formale Methoden II p.11/30

für alle M und g: max([1 min a E ([ P(x)] M g[a/x] ), 1 [ yp(y)]m g ) = 1 3.

13 Reduktion auf Mengentheorie die letzte Zeile besagt praktisch: für eine bestimmten Wahrheitswert α: max(α, 1 α) = 1 das ist natürlich immer wahr damit ist die ursprüngliche Formel eine Tautologie Methode ist umständlich manchmal nicht sehr erhellend Formale Methoden II p.12/30

immer wahr damit ist die ursprüngliche Formel eine Tautologie Methode

14 Gegenmodell-Methode alternative Methode: Konstruktion eines Gegenmodells Idee: indirekter Beweis angenommen, die Formel ist keine Tautologie das bedeutet, dass es ein Modell und eine Belegungsfunktion gibt, die die Formel falsch machen man versucht, ein solche Modell (samt zugehöriger Belegungsfunktion) zu konstruieren wenn dieser Versuch auf einen Widerspruch führt, muss die Formel eine Tautologie sein Formale Methoden II p.13/30

Formel falsch machen man versucht, ein solche Modell (samt zugehöriger Belegungsfunktion) zu konstruieren

15 Gegenmodell-Methode Angenommen: es gibt M und g, so dass [ x P(x) yp(y)] M g = 0 Also: [ x P(x)] M g = 1 und yp(y)] M g = 0 Also: [ x P(x)] M g = 1 und [ yp(y)] M g = 1 Also: min a E ([ P(x)] M g[a/x] ) = 1 und max b E ([P(y)] M g[b/y] ) = 1 Also: min a E (1 [P(x)] M g[a/x] ) = 1 und max b E ([P(y)] M g[b/y] ) = 1 Also: max a E ([P(x)] M g[a/x] ) = 0 und max b E ([P(y)] M g[b/y] ) = 1: Widerspruch Formale Methoden II p.14/30

max b E ([P(y)] M g[b/y] ) = 1 Also: min a E (1 [P(x)] M g[a/x] ) = 1 und max b E ([P(y)] M g[b/y] ) = 1

16 Gegenmodell-Methode Beispiel für Nicht-Tautologie: x yrxy Annahme: es gibt (Gegen-)Modell M und Belegung g so dass: [ x yrxy] M g = 0 also: min a E [ yrxy] M g[a/x] ] = 0 also: für ein a E: [ yrxy] M g[a/x] ] = 0 also: max b E [Rxy] M g[a/x][b/y] = 0 also: für alle b E: [Rxy] M g[a/x][b/y] = 0 also: für alle b E: a,b F(R) Formale Methoden II p.15/30

g[a/x] ] = 0 also: für ein a E: [ yrxy] M g[a/x] ] = 0 also: max b E [Rxy] M

17 Gegenmodell-Methode einfachstes Modell, dass diese Bedingung erfüllt: M = E,F E = {a} F(R) = Gegenmodell-Methode kan bis zu gewissem Grad mechanisiert werden: Wahrheitsbaum-Methode für Prädikatenlogik Formale Methoden II p.16/30

18 Wahrheitsbaum-Kalkül für PL Alle Regeln des aussagenlogischen Wahrheitsbaum-Kalküls bleiben gültig es kommen vier neue Regeln hinzu, zwei pro Quantor Formale Methoden II p.17/30

19 Regeln Allquantor ( ) xϕ [c/x]ϕ wobei c eine beliebige Konstante ist, die im selben Ast vorkommt. Wenn in dem Ast noch keine Konstante vorkommt, kann c frei gewählt werden. Existenzquantor ( ) xϕ [c/x]ϕ wobei c eine beliebige Konstante ist, die im selben Ast nicht vorkommt. Formale Methoden II p.18/30

Wenn in dem Ast noch keine Konstante vorkommt, kann c frei gewählt werden.

20 Regeln Negation + Allquantor (Neg + ) xϕ [c/x] ϕ wobei c eine Konstante ist, die weiter oben im selben Ast nicht vorkommt Negation + Existenzquantor (Neg + ) xϕ [c/x] ϕ wobei c eine beliebige Konstante ist, die im selben Ast vorkommt. Wenn in dem Ast noch keine Konstante vorkommt, kann c frei gewählt werden. Formale Methoden II p.19/30

[c/x] ϕ wobei c eine beliebige Konstante ist, die im selben Ast vorkommt.

21 Regeln Die Regeln ( ) sowie ( ) dürfen auf eine Formel nur einmal angewandt werden. Die Regeln ( ) sowie ( ) können für jede Konstante im jeweiligen Ast einmal angewandt werden Faustregel: wenn man die Wahl hat, immer zuerst ( ) und ( ) anwenden, erst dann ( ) bzw. ( ) Formale Methoden II p.20/30

22 Beispiele 1. ( x Px xpx) (A) 2. x P x (1) 3. xp x (1) 4. xp x (3) 5. Pa (4) 6. P a (2) 7. x (5, 6) Die Annahme, dass x P x xp x in einem Modell falsch, die Negation ( x Px xpx) also wahr ist, hat zu einem Widerspruch geführt. Also ist die erstgenannte Formel eine Tautologie. Formale Methoden II p.21/30

23 Beispiele 1. x yrxy (A) 2. yray (1) 3. Raa (2) Der Ast bleibt offen, obwohl keine Regeln mehr angewandt werden können. Die Formel x yrxy ist also keine Tautologie. Formale Methoden II p.22/30

24 Folgerungen und Wahrheitsbäume logische Folgerungen können ebenfalls im Wahrheitsbaum-Kalkül bewiesen werden analog zur Aussagenlogik muss für einen indirekten Beweis einer Folgerung angenommen werden, dass die Prämissen alle wahr sind, und die Konklusion falsch ist also beginnt ein Wahrheitsbaum für eine Folgerung mit den Prämissen sowie der Negation der Konklusion als Annahmen Formale Methoden II p.23/30

25 Beispiele xp(x) yp(y) 1. xp(x) (A) 2. yp(y) (A) 3. P(a) (2) 4. P(a) (1) 5. x (3, 4) Formale Methoden II p.24/30

26 Beispiele x(p(x) Q(x)) xp(x) xq(x) 1. x(p(x) Q(x)) (A) 2. ( xp(x) xq(x)) (A) 3. xp(x) (2) 4. xq(x) (2) 5. Q(a) (4) 6. P(a) (3) 7. P(a) Q(a) (1) 8. P(a) (7) x (6, 8) 9. Q(a) (7) x (5, 9) Formale Methoden II p.25/30

27 Beispiele xp(x) P(a) 1. xp(x) (A) 2. P(a) (A) 3. P(a) (1) x (2, 3) FALSCH!! Formale Methoden II p.26/30

28 Beispiele xp(x) P(a) 1. xp(x) (A) 2. P(a) (A) 3. P(b) (1) RICHTIG Formale Methoden II p.26/30

29 Beispiele x yr(x, y) y xr(x, y) 1. x yr(x, y) (A) 2. y xr(x, y) (A) 3. yr(a, y) (1) 4. xr(x, b) (2) 5. R(a, b) (3) 6. R(a, b) (4) x (5, 6) Formale Methoden II p.27/30

30 Unentscheidbarkeit? x yr(x, y) 1. x yr(x, y) (A) 2. yr(a, y) (1) 3. R(a, b) (2) 4. yr(b, y) (1) 5. R(b, c) (2) 6. yr(c, y) (1) 7. R(c, d) (2). Formale Methoden II p.28/30

31 Unentscheidbarkeit Ast ließe sich beliebig lange fortsetzen, ohne je auf einen Widerspruch zu stoßen generell gilt: nur logische Folgerungen lassen sich im Wahrheitsbaum-Verfahren beweisen (Korrektheit des Verfahrens) für jede logische Folgerung gibt es einen Beweis im Wahrheitsbaum-Verfahren (Vollständigkeit des Verfahrens es gibt aber keine Garantie, dass man eine Nicht-Folgerung als solche erkennt Verfahren kann im Prinzip unendlich lange ohne Ergebnis laufen Formale Methoden II p.29/30

32 Unentscheidbarkeit es gibt auch kein anderes mechanisches Verfahren, das es erlaubt, Folgerungen von Nicht-Folgerungen garantiert zu Unterscheiden (Unentscheidbarkeit der Prädikatenlogik) Formale Methoden II p.30/30

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