Substitution. Unifikation. Komposition der Substitution. Ausführung der Substitution
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- Sophia Bach
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1 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 jedes v i eine Variable ist und jedes t i ein Term, der verschieden ist von v i und die Variablen v 1 v n disjunkt sind. Jedes Element v i /t i stellt eine Bindung von v i dar. θ ist eine Grundsubstitution, wenn alle t i Grundterme sind. θ ist eine Variablenumbenennung, wenn alle t i Variablen sind. Ausführung der Substitution Ein Ausdruck ist entweder ein Term, ein Literal, eine Konjuktion von Literalen oder eine Disjunktion von Literalen. Ein einfacher Ausdruck ist ein Term oder ein Atom. Sei θ={v 1 /t 1 v n /t n } eine Substitution und E ein Ausdruck. Dann ist Eθ der Ausdruck, der gewonnen wird aus E, indem man jedes Vorkommen der Variablen v i in E durch den Term t i ersetzt. Wenn Eθ variablenfrei ist, dann ist Eθ eine Grundinstanz von E. Komposition der Substitution Seien θ={u 1 /s 1 u n /s n } und ρ={v 1 /t 1 v n /t n } Substitutionen. Dann erhält man die Komposition θρ, aus der Menge {u 1 /s 1 ρ u n /s n ρ, v 1 /t 1 v n /t n }, indem man: a. alle Bindungen u i /s i ρ entfernt, für die u i =s i ρ b. alle Bindungen v i /t i enfernt, für die v i {u 1 u n } Notation: Die Identitätssubstitution, gegeben durch {}, wird mit ε notiert.
2 Aussagen zur Substitution Aussagen: Seien θ, ρ, γ Substitutionen, E ein Ausdruck 1. θε=εθ=θ (Identität) 2. (Eθ)ρ = E(θρ) 3. (θρ)γ = θ(ργ) (Assoziativität) Beweis: 1. Durch von ε 2. Zeige Aussage für E=x 3. Zeige E(θρ)γ = Eθ(ργ) für E=x und 2. Varianten Seien E und F Ausdrücke. Wir sagen E und F sind Varianten voneinander, wenn es Substitutionen θ,ρ gibt, so dass gilt: Eθ=F und Fρ=E Unifikator Sei S eine endliche Menge von einfachen Ausdrücken. Eine Substitution θ ist ein Unifikator für S, wenn Sθ eine einelementige Menge ist. Ein Unifikator θ ist ein allgemeinster Unifikator (mgu most general unifier), wenn für jeden Unifikator ρ von S eine Substitution γ existiert so dass ρ=θγ. Notiz: Wenn es zwei MGUs gibt, dann sind diese Umbenennungen voneinander. Unterschiedsmenge Sei S eine endliche Menge von einfachen Ausdrücken. Die Unterschiedsmenge von S ist wie folgt definiert: Bestimme die Position, die sich am weitesten links befindet und an der nicht alle Ausdrücke in S identisch sind. Extrahiere von dieser Position die Menge aller unmittelbar folgenden Teilausdrücke. Sei S={p(f(x),h(y),a), p(f(x),z,a), p(f(x),h(y),b)}, dann ist die Unterschiedsmenge {h(y),z}
3 Unifikationsalgorithmus Unifikationstheorem 1. k:=0 und ρ 0 :=ε 2. If Sρ k eine einelementige Menge ist, Then return(ρ k ) Else bestimme Unterschiedsmenge D k von Sρ k 3. If eine Variable v und ein term t in D k vorkommen, so dass v nicht in t auftritt, // nichtdeterministische Wahl Th t { /t} k t 2 Theorem: Sei S eine endliche Menge von einfachen Ausdrücken. Wenn S unifizierbar ist, dann terminiert der Unifikationsalgorithmus and gibt einen MGU für S zurück. Wenn S nicht unifizierbar ist, dann terminiert der Unifikationsalgorithmus und berichtet die Nicht- Unifizierbarkeit. Beweisidee: Annahme θ sei ein Unifikator für S. Zeige, dass für alle k bis zur Terminierung gilt: θ=ρ k γ k Definite Programme (Wdh.) Definite Programme Eine definite Programmklausel hat die Form: A B 1 B n mit genau einem Atom A als Konklusion im Kopf und B 1 B n als Prämissen im Rumpf. Ein definites Programm besteht aus einer endlichen Menge von Programmklauseln. Eine definites Ziel hat die Form: B 1 B n
4 Model Intersection Property Proposition: Sei P ein definites Programm und {M i } i I sei eine nichtleere Menge von Herbrand-Modellen. Dann ist i I M i ein Herbrand-Modell für P. Wenn {M i } i I alle möglichen Herbrand-Modellle umfasst, dann ist M P := i I M i das kleinste Herbrand-Modell für P. Idee: i I M i ist eine Herbrand-Interpretation. Zeige, dass es ein Modell ist. Jedes definite Programm hat B P als Modell, dann ist I nicht leer und man kann zeigen, dass ein M P Modell ist. Model Intersection Property Proposition: Sei P ein definites Programm und {M i } i I sei eine nichtleere Menge von Herbrand-Modellen. Dann ist i I M i ein Herbrand-Modell für P. Wenn {M i } i I alle möglichen Herbrand-Modelle umfasst, dann ist M P := i I M i das kleinste Herbrand-Modell für P. Idee: M P ist das natürlichste Modell für P. Emden & Kowalski Herbrand-Interpretationen Theorem: Sei P ein definites Programm. Dann gilt M P ={A B P : A ist logische Folgerung aus P}. Beweis: A ist logische Folgerung aus P gdw. P {~A} ist unerfüllbar gdw. P {~A} hat kein Herbrand-Modell gdw. A ist wahr in allen Herbrand-Modellen von P gdw. A M P. I 1 I 2 I 3 Herbrand-Basis Q(a) P(f(b)) Q(a) P(f(b)) ~Q(a) ~P(f(b)) ~P(f(b)) ~Q(a) Die wahren Atome der Herbrand- Basis korrelieren mit der jeweiligen Interpretation
5 Idee (2 B P, ) ist ein Verband aller Herbrand-Interpretation von P mit kleinstem Element und größtem Element B P Die kleinste obere Schranke (lub) einer Menge von Interpretationen ergibt sich durch die Vereinigungsmenge, die größte untere Schranke durch die Schnittmenge B P M P Monoton, Gerichtet, Stetig Sei L ein Verband und T:L L eine Abbildung. T heißt monoton, wenn x y impliziert, dass T(x) T(y). Sei L ein Verband und X L, X heißt gerichtet, wenn jede endliche Teilmenge von X eine obere Grenze in X hat. Sei L ein Verband und T:L L eine Abbildung. T heißt stetig, wenn für jede gerichtete Teilmenge X gilt, dass T(lub(X))=lub(T(X)). Van Emden & Kowalski: The Semantics of Predicate Logic as a Programming Language, J. ACM 23, 4, 1976, pp Sei P ein definites Programm. Die Abbildung T P : 2 B P 2 B P ist definiert wie folgt: Sei I eine Herbrand-Interpretation, dann T P (I)={A B P : A A 1 A n ist eine Grundinstanz einer Klausel in P und {A 1,,A n } I} T P verbindet deklarative und prozedurale Semantik Sei P ein definites Programm. Gerade(f(f(x)) Gerade(x). Gerade(0). Sei I 1 =. Dann I 2 ={Gerade(0)}, I 3 ={Gerade(0), Gerade(f(f(0))}, I 4 ={Gerade(0), Gerade(f(f(0)), Gerade(f(f(f(f(0))))}, T P ist monoton.
6 Stetigkeit Proposition Die Abbildung T P ist stetig für jedes definite Programm P. Beweis Sei X eine gerichtete Teilmenge von 2 B P. Bemerke, dass so ein I X existiert, dass für alle {A 1,,A n } gilt: {A 1,,A n } I gdw. {A 1,,A n } lub(x). Wir müssen zeigen, dass T P (lub(x))=lub(t P (X)) für jede gerichtete Teilmenge X. A T P (lub(x)) gdw. A A 1 A n ist eine Grundinstanz einer Klausel in P und {A 1,,A n } lub(x) gdw. A A 1 A n ist eine Grundinstanz einer Klausel in P und {A 1,,A n } I gdw. für ein I X gdw A T P (I) für ein I X gdw A lub(t P (X)) Fixpunkt-Modell Proposition Sei P ein definites Programm und I eine Herbrand-Interpretation von P. Dann ist I ein Modell für P gdw. T P (I) I. Sei I eine Herbrand-Interpretation, die kein Modell von P ist und T P (I) I. D.h. es existieren Grundinstanzen {~A, A 1,,A n } I und eine Klausel A A 1 A n in P. Dann ist A T P (I) I. Widerspruch. Fixpunkt-Charakterisierung des kleinsten Herbrand-Modells Theorem Sei P ein definites Programm. Dann gilt: M P =lfp(t P )=T P ω, wobei T α=t(t (α-1)), wenn α ein Nachfolgeordinal T α=lub{t β: β<α}, wenn α ein Grenzordinal Beweis M P =glb{i: I ist ein Herbrand-Modell für P} =glb{i: T P (I) I} =lfp(t P ) (nicht gezeigt hier) =T P ω. Antwort Sei P ein definites Programm und G ein definites Ziel. Eine Antwort für P {G} ist eine Substitution für Variablen von G. Sei P ein definites Programm und G ein definites Ziel A 1 A n und θ eine Antwort für P {G}. Wir sagen, dass θ eine korrekte Antwort ist für P {G}, wenn ((A 1 A n )θ) eine logische Folgerung von P ist. Die Antwort nein ist korrekt, wenn P {G} erfüllbar ist.
7 Theorem Sei P ein definites Programm und G ein definites Ziel A 1 A n. Angenommen θ ist eine Antwort für P {G}, so dass (A 1 A n )θ eine Grundinstanz ist. Dann sind die folgenden Aussagen äquivalent. 1. θ ist korrekt 2. (A 1 A n )θ ist wahr in jedem Herbrand-Modell von P 3. (A 1 A n )θ ist wahr im kleinsten Herbrand-Modell von P Beweis Es reicht zu zeigen, dass 3 impliziert 1. (A 1 A n )θ ist wahr im kleinsten Herbrand-Modell impliziert (A 1 A n )θ ist wahr in allen Herbrand-Modellen impliziert ~(A 1 A n )θ ist falsch in allen Herbrand-Modellen impliziert P {~(A 1 A n )θ} hat keine Herbrand- Modelle impliziert P {~(A 1 A n )θ} hat keine Modelle.
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