1 Syntax und Semantik der Logik erster Stufe
|
|
- Kathrin Heinrich
- vor 6 Jahren
- Abrufe
Transkript
1 1 Syntax und Semantik der Logik erster Stufe Die Logik erster Stufe Prädikatenlogik) besitzt eine Syntax, die festlegt, welche Zeichenketten Formeln der Logik erster Stufe sind, und eine Semantik, die festlegt, welche Bedeutung einzelne Formeln haben. Die Logik erster Stufe beschäftigt sich mit Objekten und Aussagen über deren Eigenschaften. Vor der Einführung von Syntax und Semantik der Logik erster Stufe wenden wir uns zunächst den Objekten zu, über die Formeln der Logik erster Stufe reden können. 1.1 Strukturen Die Objekte, über die Formeln der Logik erster Stufe Aussagen treffen können, heißen Strukturen. Viele Objekte lassen sich auf natürliche Weise durch solche Strukturen repräsentieren, beispielsweise Graphen G = V, E) oder Bäume B = V, E), die natürlichen Zahlen mit Addition und Multiplikation, N, +, ), die reellen Zahlen mit Addition, Multiplikation und Konstanten 0 und 1, R, +,, 0, 1), Datenbanken. Die im Folgenden definierten Signaturen legen den Typ bzw. das Format ) der entsprechenden Strukturen fest. Definition 1.1. Eine Signatur auch Symbolmenge bzw. Vokabular) ist eine Menge σ von Relationssymbolen, Funktionssymbolen und/oder Konstantensymbolen. Jedes Relationssymbol R σ und jedes Funktionssymbol f σ hat eine Stelligkeit bzw. Arität, engl. arity) arr) N >0 bzw. arf) N >0. Signatur, Vokabular Stelligkeit arr), arf) Wir benutzen hier folgende Notation: N := { 0, 1, 2, 3,... } und N >0 := N \ { 0 }. N, N >0 Notation 1.2. Der griechische Buchstabe σ bezeichnet in diesem Vorlesungsskript stets eine Signatur. Für Relationssymbole verwenden wir normalerweise Großbuchstaben wie R, P, E, Q, R 1, R 2,.... Für Funktionssymbole verwenden wir meistens Kleinbuchstaben wie f, g, h, f 1, f 2,.... 9
2 Für Konstantensymbole verwenden wir meistens Kleinbuchstaben wie c, d, c 1, c 2,.... Gelegentlich verwenden wir als Relations- und Funktionssymbole auch Zeichen wie 2- stelliges Relationssymbol) bzw. +, 2-stellige Funktionssymbole), und als Konstantensymbole Zahlen wie 0, 1. Die Stelligkeit eines Relations- oder Funktionssymbols deuten wir häufig an, indem wir sie unter das Symbol schreiben. Beispiel: Die Notation R 2 deutet an, dass R ein 2-stelliges Relationssymbol ist. σ-struktur Universum Definition 1.3. Eine σ-struktur bzw. Struktur über σ) ist ein Paar A = A, α), bestehend aus einer nicht-leeren Menge A, dem so genannten Universum bzw. Träger, Grundbereich; engl. domain) von A und einer auf σ definierten Abbildung α, die Notation 1.4. jedem Relationssymbol R σ eine Relation αr) A arr) der Stelligkeit arr) zuordnet, jedem Funktionssymbol f σ eine Funktion αf) : A arf) A zuordnet und jedem Konstantensymbol c σ ein Element αc) A zuordnet. Strukturen bezeichnen wir meistens mit Fraktur-Buchstaben A, B, G,...; das Universum der Strukturen durch die entsprechenden lateinischen Buchstaben A, B, G,.... S A Ist A = A, α) eine σ-struktur, so schreiben wir für jedes Symbol S σ oft S A an Stelle von αs). An Stelle von A = A, α) schreiben wir oft auch A = A, S A ) S σ ). Falls σ endlich und von der Form ist, so schreiben wir auch um eine σ-struktur A zu bezeichnen. σ = { R 1,... R k, f 1,..., f l, c 1,..., c m } A = A, R A 1,... R A k, f A 1,..., f A l, c A 1,..., c A m ), Beispiel 1.5 Arithmetische Strukturen). Sei σ Ar := {, +,, 0, 1 }, wobei ein 2-stelliges Relationssymbol, +, zwei 2-stellige Funktionssymbole und 0, 1 zwei Konstantensymbole sind. Standardmodell a) Das Standardmodell der Arithmetik ist die σ Ar -Struktur der Arithmetik, N N := N, N, + N, N, 0 N, 1 N ), wobei N die natürliche lineare Ordnung auf N ist, + N und N die Addition bzw. die Multiplikation auf N sind und 0 N bzw. 1 N die Zahlen 0 bzw. 1 sind. Z, Q, R b) Entsprechend können wir σ Ar -Strukturen Z, Q, R mit Universum Z, Q, R definieren. 10
3 Beispiel 1.6 Graphen und Bäume). Sei σ Graph := { E }, wobei E ein 2-stelliges Relationssymbol ist. Jeder gerichtete Graph bzw. gerichtete Baum V, E) mit Knotenmenge V und Kantenmenge E V V ) lässt sich als σ Graph -Struktur A = A, E A ) mit Universum A := V und Relation E A := E auffassen. Beispiel: Graph: a b c zugehörige σ Graph -Struktur: A = A, E A ) mit A = { a, b, c } E A = { a, b), b, b), a, c), c, a) } Beispiel 1.7 Verwandtschaftsbeziehungen). Um Verwandtschaftsbeziehungen zu modellieren, können wir die Signatur σ benutzen, die aus folgenden Symbolen besteht: 1-stellige Funktionssymbole Vater, Mutter Bedeutung: Vater A a) bezeichnet den Vater von Person a, Mutter A a) bezeichnet die Mutter von Person a). 2-stellige Relationssymbole Geschwister, Vorfahr Bedeutung: a, b) Geschwister A besagt, dass a und b Geschwister sind; Vorfahr A a, b) besagt, dass a ein Vorfahr von b ist). Isomorphie Frage: Wann sind zwei Strukturen A und B prinzipiell gleich Fachbegriff: isomorph)? Antwort: Falls B aus A entsteht, indem man die Elemente des Universums von A umbenennt. Analog zum Begriff der Isomorphie von Graphen wird dies durch folgende Definition präzisiert: Definition 1.8. Seien A, B σ-strukturen. Ein Isomorphismus von A nach B ist eine Abbildung π : A B mit folgenden Eigenschaften: Isomorphismus a) π ist bijektiv. b) Für alle Relationssymbole R σ, für k := arr) und alle k-tupel a 1,..., a k ) A k gilt: a 1,..., a k ) R A πa 1 ),..., πa k ) ) R B. c) Für alle Funktionssymbole f σ, für k := arf) und alle k-tupel a 1,..., a k ) A k gilt: π f A a 1,..., a k ) ) = f B πa 1 ),..., πa k ) ). 11
4 d) Für jedes Konstantensymbol c σ gilt: π c A) = c B. π : A = B Notation: Seien A, B σ-strukturen. Wir schreiben π : A = B um auszudrücken, dass π ein Isomorphismus von A nach B ist. Lemma 1.9. Seien A, B σ-strukturen und sei π : A = B. Dann gilt für die Umkehrabbildung π 1, dass π 1 : B = A. Beweis: einfaches Nachrechnen Übung). isomorph A = B Definition Zwei σ-strukturen A und B sind isomorph kurz: A = B), wenn es einen Isomorphismus π von A nach B gibt. Beispiel a) Die beiden Graphen 1 2 und a b c d 4 3 sind isomorph via π : { 1, 2, 3, 4 } { a, b, c, d } mit π1) = a, π2) = b, π3) = c, π4) = d. b) Die beiden Graphen a b c d h g f e sind isomorph via π : {1,..., 8} {a,..., h} mit c) Die beiden Graphen v πv) a b c d h g f e und a b c sind nicht isomorph. 12
5 d) Sei σ = { f, c }, wobei f ein 2-stelliges Funktionssymbol und c ein Konstantensymbol ist. Sei A = A, f A, c A) mit A := N, f A := + N die Addition auf N), c A := 0 N die natürliche Zahl 0), und sei B = B, f B, c B) mit B := { 2 n : n N } die Menge aller Zweierpotenzen), f B : B B B die Funktion mit f B b 1, b 2 ) = b 1 b 2 f.a. b 1, b 2 B), c B := 1 = 2 0 B. Dann gilt A = B, und die Abbildung π : A B mit πn) := 2 n Isomorphismus von A nach B, denn: π ist eine bijektive Abbildung von A nach B. Für das Konstantensymbol c gilt f.a. n N ist ein π c A) Def. c A = π0) Def. π = 2 0 = 1 Def. cb = c B. Für das Funktionssymbol f und alle a 1, a 2 ) A 2 gilt: und π f A a 1, a 2 ) ) Def. f A = πa 1 + a 2 ) Def. π = 2 a1+a2 f B πa 1 ), πa 2 ) ) Def. π = f B 2 a1, 2 a2 ) Def. f B = 2 a1 2 a2 = 2 a1+a2. Also: π f A a 1, a 2 ) ) = f B πa 1 ), πa 2 )). Somit ist π ein Isomorphismus von A nach B. e) Sei σ = { }, wobei ein 2-stelliges Relationssymbol ist. Seien A = A, A ) und B = B, B ) die σ-strukturen mit A = N und B = Z, wobei A und B die natürlichen linearen Ordnungen auf N und Z sind. Die beiden σ-strukturen A und B sind nicht isomorph. Beweis: Angenommen, π ist ein Isomorphismus von A nach B. Sei n := 0, z := πn), z := z 1 und n := π 1 n). Da π eine bijektive Abbildung von N nach Z ist, gilt: n N und n n. Da n = 0 ist, muss n 1 sein. Also gilt: n A n. Aber da πn ) = z < z = πz) ist, gilt πn) B πn ). Somit ist π kein Isomorphismus von A nach B. Satz Isomorphie =) ist eine Äquivalenzrelation auf der Klasse aller σ-strukturen, d.h. für alle σ-strukturen A, B und C gilt: a) A = A Reflexivität). b) Falls A = B, so auch B = A Symmetrie). c) Falls A = B und B = C, so auch A = C Transitivität). Beweis: Übung. 13
6 1.2 Syntax der Logik erster Stufe Bestandteile: aussagenlogische Junktoren,,,, nicht und oder wenn..., dann genau dann, wenn Variablen v 0, v 1, v 2,... um Elemente aus dem Universum einer Struktur zu bezeichnen Quantoren: es existiert ), für alle ) Symbole für Elemente aus der Signatur σ Präzise: Definition 1.13 Variablen und Alphabet der Logik erster Stufe). Variable Var a) Eine Individuenvariable kurz: Variable) hat die Form v i, für i N. Die Menge aller Variablen bezeichnen wir mit Var. D.h. A σ Var := { v i : i N } = { v 0, v 1, v 2, v 3,... }. b) Sei σ eine Signatur. Das Alphabet A σ der Logik erster Stufe über σ besteht aus den Variablen in Var den Symbolen in σ Existenzquantor den Quantoren Existenzquantor) und Allquantor) Allquantor dem Gleichheitssymbol 1 = den Junktoren,,,, den Klammern, ) dem Komma, D.h.: A σ = Var σ {, } { = } {,,,, } {, ) } {, }. A σ Notation: A σ bezeichnet die Menge aller endlichen Zeichenketten über A σ. Definition 1.14 Terme der Logik erster Stufe). T σ Sei σ eine Signatur. Die Menge T σ aller σ-terme ist die folgendermaßen rekursiv definierte σ-terme Teilmenge von A σ: Für jedes Konstantensymbol c σ ist c T σ. Für jede Variable x Var ist x T σ. Für jedes k N >0 und jedes k-stellige Funktionssymbol f σ gilt: Sind t 1 T σ,..., t k T σ, so ist auch ft 1,..., t k ) T σ. 1 Manche Bücher schreiben an Stelle von = 14
7 Beispiel Sei σ = { f, c } wie in Beispiel 1.11d) gewählt. Folgende Worte sind σ-terme: 2 c v 4 fc, c) fc, v 0 ) fc, fv 1, v 3 )) Folgende Worte sind keine σ-terme: 0 fd, d) fv 0, c, v 1 ) f A 2, 3) Definition 1.16 Formeln der Logik erster Stufe). Sei σ eine Signatur. Die Menge FO[σ] aller Formeln der Logik erster Stufe über der Signatur σ kurz: FO[σ]-Formeln; FO steht für die englische Bezeichnung first-order logic) ist die folgendermaßen rekursiv definierte Teilmenge von A σ: FO[σ] FO[σ]-Formeln a) Für alle σ-terme t 1 und t 2 gilt t 1 = t 2 FO[σ]. b) Für jedes Relationssymbol R σ, für k := arr) und für alle σ-terme t 1,..., t k gilt: Rt 1... t k ) FO[σ]. c) Ist ϕ FO[σ], so auch ϕ FO[σ]. d) Ist ϕ FO[σ] und ψ FO[σ], so ist auch ϕ ψ) FO[σ], ϕ ψ) FO[σ], ϕ ψ) FO[σ], ϕ ψ) FO[σ]. e) Ist ϕ FO[σ] und ist x Var, so ist auch x ϕ FO[σ], x ϕ FO[σ]. Bemerkung: FO[σ]-Formeln der Form t 1 = t 2 bzw. Rt 1... t k ) heißen auch atomare Formeln. atomare Formeln In manchen Büchern wird FO[σ] auch mit L σ bzw. L σ bezeichnet, und FO[σ]-Formeln werden auch σ-ausdrücke genannt. 15
8 Beispiel a) Sei σ = { f, c }. Folgende Worte sind FO[σ]-Formeln: 2 fv 0, v 1 ) = c v 2 fv 2, c) = v 2 v 3 fv 2, v 3 ) = v 3 v 3 = c) Folgende Worte sind keine FO[σ]-Formeln: fv 0, v 1 ) = c) fv 0, v 1 ) v 2 fv 2, c) = v 2 )) c fv 0, c) = v 0 dies ist ein σ-term, aber keine FO[σ]-Formel) b) Sei σ Graph = { E 2 }. Folgendes ist eine FO[σ Graph ]-Formel: v 0 v 1 Ev0, v 1 ) Ev 1, v 0 ) ) v 0 = v 1 ). Intuition zur Semantik die formale Definition der Semantik wird in Abschnitt 1.3 gegeben): In einem Graphen A = A, E A) sagt die Formel Folgendes aus: v 0 v 1 Ev0, v 1 ) Ev 1, v 0 ) ) v 0 = v 1 ) Für alle Knoten a 0 A und für alle Knoten a 1 A gilt: Falls a 0, a 1 ) E A und a 1, a 0 ) E A, so ist a 0 = a 1. Die Formel sagt in einem Graphen A = A, E A) also gerade aus, dass die Kantenrelation antisymmetrisch ist. Ein Graph A = A, E A) erfüllt die Formel genau dann, wenn die Kantenrelation E A antisymmetrisch ist. Notation Statt mit v 0, v 1, v 2,... bezeichnen wir Variablen oft auch mit x, y, z, x 1, x 2,.... Formelmengen Bindungsregeln Formeln bezeichnen wir meistens mit griechischen Kleinbuchstaben ϕ, ψ, χ,.... Formelmengen mit griechischen Großbuchstaben Φ, Ψ,.... Bezüglich Klammerung verwenden wir folgende Bindungsregeln: a) bindet stärker als alle anderen Junktoren. b) und binden stärker als und. Die äußeren Klammern einer Formel lassen wir manchmal weg. D.h. wir schreiben z.b. ϕ ψ χ an Stelle von ϕ ψ) χ)). Infixschreibweise Für gewisse 2-stellige Funktionssymbole wie +, σ Ar und gewisse 2-stellige Relationssymbole wie verwenden wir Infix- statt Präfixschreibweise und setzen Klammern dabei auf natürliche Weise, um die eindeutige Lesbarkeit zu gewährleisten. 16
9 Beispiel: An Stelle des formal korrekten Terms) +v 1, v 2 ), v 3 ) schreiben wir v 1 + v 2 ) v 3. An Stelle der formal korrekten) atomaren Formel v 1, v 2 ) schreiben wir v 1 v 2. Bei Termen und atomaren Formeln schreiben wir manchmal Rt 1... t k an Stelle des formal korrekten) Rt 1,..., t k ), ft 1... t k an Stelle des formal korrekten) ft 1,..., t k ). 1.3 Semantik der Logik erster Stufe Um die formale Definition der Semantik der Logik erster Stufe angeben zu können, benötigen wir noch folgende Notationen: Definition 1.19 Subformeln bzw. Teilformeln). Für jede FO[σ]-Formel ϕ definieren wir die Menge subϕ) FO[σ] aller Subformeln oder: Teilformeln) von ϕ wie folgt: Ist ϕ eine atomare σ-formel, so subϕ) := { ϕ }. subϕ) Subformeln Teilformeln Ist ϕ von der Form ψ für eine FO[σ]-Formel ψ, so ist subϕ) := { ϕ } subψ). Ist ϕ von der Form ψ 1 ψ 2 ) für {,,, } und FO[σ]-Formeln ψ 1 und ψ 2, so subϕ) := { ϕ } subψ 1 ) subψ 2 ). Ist ϕ von der Form Qx ψ für Q {, }, x Var und ψ FO[σ], so ist subϕ) := { ϕ } subψ). Beispiel: Ev0 sub v 0 v 1, v 1 ) Ev 1, v 0 ) ) ) ) v 0 = v 1 = { Ev0 v 0 v 1, v 1 ) Ev 1, v 0 ) ) ) v 0 = v 1, v 1 Ev0, v 1 ) Ev 1, v 0 ) ) v 0 = v 1 ), Ev0, v 1 ) Ev 1, v 0 ) ) v 0 = v 1 ), Ev0, v 1 ) Ev 1, v 0 ) ), v 0 = v 1, Ev 0, v 1 ), } Ev 1, v 0 ) Definition 1.20 Variablen in Termen). Für jeden σ-term t T σ definieren wir die Menge vart) Var der Variablen von t wie folgt: vart) Für x Var ist varx) := { x }. 17
10 Für jedes Konstantensymbol c σ ist varc) :=. Ist t T σ von der Form ft 1,..., t k ), wobei f σ ein k-stelliges Funktionssymbol ist und t 1,..., t k T σ, so ist vart) := vart 1 ) vart k ). freiϕ) Freie Variablen Definition 1.21 Freie Variablen in Formeln). Für jede FO[σ]-Formel ϕ definieren wir die Menge freiϕ) Var aller freien Variablen von ϕ wie folgt: Ist ϕ von der Form t 1 = t 2 mit t 1, t 2 T σ, so ist freiϕ) := vart 1 ) vart 2 ). Ist ϕ von der Form Rt 1,..., t k ), wobei R σ ein k-stelliges Relationssymbol ist und t 1,... t k T σ, so ist freiϕ) := vart 1 ) vart k ). Ist ϕ von der Form ψ mit ψ FO[σ], so ist freiϕ) := freiψ). Ist ϕ von der Form ψ 1 ψ 2 ) mit ψ {,,, } und ψ 1, ψ 2 FO[σ], so ist freiϕ) := freiψ 1 ) freiψ 2 ). Ist ϕ von der Form Qx ψ mit Q {, }, x Var und ψ FO[σ], so ist Beispiel: ϕ := fv 0, c) = v 3 }{{} freiϕ) := freiψ) \ { x }. fv 0, v 1 ) = c }{{} v 0 freie Variablen: v 0, v 3 freie Variablen: v 0, v 1 }{{} freie Variablen: v 1 }{{} freie Variablen: v 0, v 1, v 3 ) Satz S σ Definition 1.22 Sätze). Eine FO[σ]-Formel ϕ heißt Satz genauer: FO[σ]-Satz), falls freiϕ) =. Die Menge aller FO[σ]-Sätze bezeichnen wir mit S σ. Definition 1.23 Belegungen und Interpretationen). Belegung in einer σ-struktur passende Belegung σ-interpretation a) Eine Belegung in einer σ-struktur A ist eine Abbildung β : D A mit Defβ) := D Var. b) Eine Belegung β heißt passend zu t T σ, falls Defβ) vart). c) Eine Belegung β heißt passend zu ϕ FO[σ] bzw. eine Belegung für ϕ), wenn Defϕ) freiϕ). d) Eine σ-interpretation ist ein Paar I = A, β) bestehend aus einer σ-struktur A und einer Belegung β in A. 18
11 e) Eine σ-interpretation I = A, β) heißt passend zu oder Interpretation für) ϕ FO[σ] bzw. t T σ ), falls Defβ) passend zu ϕ bzw. t) ist. Definition 1.24 Semantik von σ-termen). Rekursiv über den Aufbau von T σ definieren wir eine Funktion, die jedem σ-term t T σ und jeder zu t passenden σ-interpretation I = A, β) einen Wert t I A zuordnet: passende σ-interpretation t I Für alle x Var ist x I := βx). Für alle Konstantensymbole c σ ist c I := c A. Für alle k N >0, alle k-stelligen Funktionssymbole f σ und alle σ-terme t 1,..., t k T σ ist ft 1,..., t k ) I := f A t 1 I,..., t k I). Beispiel: Sei σ := { f, c }, und sei A := A, f A, c A) mit A := N, f A := + N die Addition auf N), c A := 0. 2 Sei β die Belegung mit βv 1 ) = 1 und βv 2 ) = 7, und sei I := A, β). Sei t := fv 2, fv 1, c)) T σ. Dann gilt Definition t I = f A v 2 I, fv 1, c) I) = v 2 I + fv 1, c) I = βv 2 ) + f A v 1 I, c I) = 7 + βv 1 ) + c A) = ) = 8. a) Ist β eine Belegung in einer σ-struktur A, ist x Var und ist a A, so sei β a x die Belegung β mit Def β x) a := Defβ) { x }, die für alle y Def β a x) definiert ist durch a x { a β a x y) := βy) falls y = x sonst. b) Ist I = A, β) eine σ-interpretation, ist x Var und ist a A, so sei I a x I a x := A, β a x). Definition 1.26 Semantik der Logik erster Stufe). Rekursiv über den Aufbau von FO[σ] definieren wir eine Funktion, die jeder FO[σ]-Formel ϕ und jeder zu ϕ passenden σ-interpretation I = A, β) einen Wahrheitswert kurz: Wert) ϕ I { 0, 1 } zuordnet: Wahrheitswert ϕ I Für alle t 1, t 2 T σ ist t 1 = t 2 I := { 1 falls t1 I = t 2 I 0 sonst. 19
12 Für jedes k N >0, jedes k-stellige Relationssymbol R σ und alle t 1,..., t k T σ ist Rt 1,..., t k ) I := { 1 falls t1 I,..., t k I) R A 0 sonst. Für alle ψ FO[σ] ist ψ I := { 1 falls ψ I = 0 0 falls ψ I = 1. Für alle ψ 1, ψ 2 FO[σ] ist { 1 falls ψ1 I = 1 und ψ ψ 1 ψ 2 ) I 2 I = 1 := 0 sonst. ψ 1 ψ 2 ) I := ψ 1 ψ 2 ) I := ψ 1 ψ 2 ) I := { 1 falls ψ1 I = 1 oder ψ 2 I = 1 0 sonst d.h. ψ 1 I = 0 und ψ 2 I = 0). { 1 falls ψ1 I = ψ 2 I 0 sonst. { 1 falls ψ1 I = 0 oder ψ 2 I = 1 0 sonst d.h. ψ 1 I = 1 und ψ 2 I = 0). Für alle ψ FO[σ] und alle x Var ist { 1 falls es mindestens ein a A gibt, so dass ψ I a x = 1 x ψ I := 0 sonst d.h. für alle a A gilt ψ I a x = 0). x ψ I := { 1 falls für alle a A gilt ψ I a x = 1 0 sonst. Beispiel: σ := { E 2 }, ϕ := x y Ex, y) Ey, x)) A := A, E A) mit A = { 1, 2, 3 }, E A = {1, 2), 2, 1), 2, 3)} Skizze: A: β sei die Belegung mit Defβ) = I := A, β) 20
13 ϕ I = 1 für alle a A, für alle b A gilt: Ex, y) Ey, x)) I a b x y = 1 für alle a A, für alle b A gilt: a, b) E A oder b, a) E A für alle a A, für alle b A gilt: falls a, b) E A, so auch b, a) E A E A ist symmetrisch. Da in unserem konkreten Graphen A für a = 2, b = 3 gilt: a, b) E A, aber b, a) E A, ist hier ϕ I = 0. Definition 1.27 Modell, Erfüllbarkeit, Allgemeingültigkeit). Sei ϕ eine FO[σ]-Formel. a) Eine σ-interpretation I = A, β) erfüllt ϕ bzw.: ist ein Modell von ϕ, kurz: I = ϕ), falls I passend zu ϕ ist und ϕ I = 1. b) ϕ heißt erfüllbar, falls es eine σ-interpretation gibt, die ϕ erfüllt. ϕ heißt unerfüllbar, falls ϕ nicht erfüllbar ist. c) ϕ heißt allgemeingültig, wenn jede zu ϕ passende σ-interpretation ϕ erfüllt. Modell I = ϕ erfüllbar unerfüllbar allgemeingültig Beobachtung: Für alle ϕ, ψ FO[σ] gilt: ϕ allgemeingültig ϕ unerfüllbar. ϕ erfüllbar ϕ nicht allgemeingültig. Beispiel Graphen) Sei σ := { E 2 }, und sei A = A, E A ) eine σ-struktur. a) Für alle a, b A gilt: Es gibt in A einen Weg der Länge 3 von a nach b A, β ) = x y z 1 z 2 Ex, z1 ) Ez 1, z 2 ) Ez 2, y) ). Hierbei ist β die Belegung mit Defβ ) =. b) A hat Durchmesser 3, d.h. zwischen je zwei Knoten von A gibt es einen Weg der Länge 3 A, β ) = x y x = y Ex, y) z Ex, z) Ez, y) ) z 1 z 2 Ex, z1 ) Ez 1, z 2 ) Ez 2, y) ) ). Beispiel 1.29 Arithmetik). Sei σ Ar = {, +,, 0, 1 }, sei N := N, N, + N, N, 0 N, 1 N ), seien a, b, c N, und sei β die Belegung mit βv 1 ) = a, βv 2 ) = b, βv 3 ) = c. a) a b a teilt b in N ) N, β) = ϕ teilt v 1, v 2 ) mit ϕ teilt v 1, v 2 ) := v 0 v 1 v 0 = v 2. 21
14 b) c = a b N, β) = ϕ v 1, v 2, v 3 ) mit ϕ v 1, v 2, v 3 ) := v 2 + v 3 = v 1. c) a ist eine Primzahl N, β) = ϕ prim v 1 ) mit ϕ prim v 1 ) := v 1 = 0 v 1 = 1 v 4 v 5 v1 = v 4 v 5 v 4 = 1 v 5 = 1) ). d) Es gibt unendlich viele verschiedene Primzahlen N, β ) = v 0 v 1 v0 v 1 ϕ prim v 1 ) ). 1.4 Das Koinzidenzlemma Das Koinzidenzlemma präzisiert den anschaulich offensichtlichen) Sachverhalt, dass die Frage, ob eine FO[σ]-Formel ϕ von einer σ-interpretation I = A, β) erfüllt wird d.h. ob I = ϕ gilt), nur abhängt von der Belegung der in ϕ frei vorkommenden Variablen d.h. für Variablen x freiϕ) ist egal, welchen Wert βx) annimmt) und der Interpretation S A der Symbole S σ, die in ϕ vorkommen d.h. für Symbole S σ, die nicht in ϕ erwähnt werden, ist egal, wie S ) A aussieht). Zur präzisen Formulierung des Koinzidenzlemmas sind folgende Notationen nützlich: Definition Seien σ 1, σ 2 zwei Signaturen. Sei I 1 = A 1, β 1 ) eine σ 1 -Interpretation und sei I 2 = A 2, β 2 ) eine σ 2 -Interpretation mit A 1 = A 2 d.h. A 1 und A 2 haben dasselbe Universum). a) I 1 und I 2 bzw. A 1 und A 2 ) stimmen auf einem Symbol S überein, wenn S σ 1 σ 2 und S A1 = S A2. b) I 1 und I 2 bzw. β 1 und β 2 ) stimmen auf einer Variablen x überein, wenn x Defβ 1 ) Defβ 2 ) und β 1 x) = β 2 x). Satz 1.31 Koinzidenzlemma). Seien σ, σ 1, σ 2 Signaturen mit σ σ 1 σ 2. Für i = 1, 2 sei I i = A i, β i ) eine σ i -Interpretation, so dass A 1 = A 2. a) Sei t T σ, so dass I 1 und I 2 auf allen in t vorkommenden Symbolen und Variablen übereinstimmen. Dann gilt: t I1 = t I2. b) Sei ϕ FO[σ], so dass I 1 und I 2 auf allen in ϕ vorkommenden Symbolen und auf allen freien Variablen von ϕ übereinstimmen. Dann gilt: I 1 = ϕ I 2 = ϕ. Beweis: Einfaches Nachrechnen: Per Induktion nach dem Aufbau von T σ bei a) ) bzw. FO[σ] bei b) ). Details: Übung. 22
15 Bemerkung Wegen des Koinzidenzlemmas können wir einerseits o.b.d.a. annehmen, dass Belegungen minimal sind d.h. ihr Definitionsbereich enthält gerade die freien Variablen einer Formel oder eines Terms). Andererseits können wir aber auch annehmen, dass ihr Definitionsbereich maximal ist d.h. alle Variablen aus Var enthält). Beides wird gelegentlich nützlich sein. Notation a) Für ϕ FO[σ] schreiben wir ϕx 1,..., x n ), um auszudrücken, dass freiϕ) {x 1,..., x n }. Sei I = A, β) eine σ-interpretation mit Defβ) {x 1,..., x 1 } freiϕ). Für i = 1,..., n sei a i := βx i ). An Stelle von I = ϕ schreiben wir oft auch A = ϕ[ a1 x 1,..., an x n ]. Beachte: Diese Schreibweise ist zulässig, da nach dem Koinzidenzlemma für alle σ-interpretationen I = A, β ) mit β x i ) = a i für i = 1,..., n gilt: I = ϕ I = ϕ. b) Um die Notation weiter zu vereinfachen schreiben wir auch kurz [ ] A = ϕ[a 1,..., a n ] an Stelle von A = ϕ a1 x 1,..., an x n. c) Für FO[σ]-Sätze ϕ schreiben wir einfach A = ϕ an Stelle von A, β) = ϕ für eine Belegung β. Beachte: Gemäß Koinzidenzlemma gilt für alle Belegungen β und β, dass A, β) = ϕ A, β ) = ϕ. d) Ähnliche Schreibweisen verwenden wir für Terme: Ist t T σ mit vart) {x 1,..., x n }, so schreibe kurz auch tx 1,..., x n ). Ist I = A, β) eine σ-interpretation mit Defβ) {x 1,..., x n } und a i := βx i ) für i = 1,..., n, so schreibe an Stelle von t I [ auch ] t A a 1 x 1,..., an x n bzw. t A [a 1,..., a n ]. An Stelle von t I schreiben wir manchmal auch It). Definition 1.34 Redukte und Expansionen). Seien σ, τ Signaturen mit τ σ. a) Das τ-redukt einer σ-struktur A ist die τ-struktur A τ mit Universum A τ = A, die mit Redukt A τ A auf allen Symbolen aus τ übereinstimmt. b) Eine σ-expansion einer τ-struktur B ist eine σ-struktur A, für die gilt: A τ = B. Beispiel Zur Erinnerung: Das Standardmodell der Arithmetik ist Das {, +, 0}-Redukt von N ist N = N, N, + N, N, 0 N, 1 N ). N {,+,0} = N, N, + N, 0 N ). Die Struktur N {,+,0} bezeichnet man als das Standardmodell der Presburger Arithmetik benannt nach M. Presburger, ). Expansion Presburger Arithmetik 23
16 1.5 Das Isomorphielemma Das folgende Isomorphielemma besagt, dass zwei σ-strukturen, die isomorph sind, genau dieselben FO[σ]-Sätze erfüllen. D.h. isomorphe Strukturen können nicht durch FO[σ]-Sätze unterschieden werden. Satz 1.36 Isomorphielemma). Sei ϕ ein FO[σ]-Satz und seien A und B zwei isomorphe σ-strukturen. Dann gilt A = ϕ B = ϕ. Beweis: Sei π : A = B ein Isomorphismus von A nach B. Behauptung 1. Für alle σ-terme tx 1,..., x n ) und alle a 1,..., a n A gilt: πt A [a 1,..., a n ]) = t B [πa 1 ),..., πa n )]. Beweis von Behauptung 1: Einfaches Nachrechnen per Induktion nach dem Aufbau von T σ. Details: Übung. Behauptung 1 Behauptung 2. Für alle FO[σ]-Formeln ϕx 1,..., x n ) und alle a 1,..., a n A gilt: A = ϕ[ a 1,..., a n ] B = ϕ[ πa 1 ),..., πa n ) ]. Beweis von Behauptung 2: Einfaches Nachrechnen per Induktion nach dem Aufbau von FO[σ]. Details: Übung. Behauptung 2 Beachte: Die Aussage von Satz 1.36 folgt direkt aus Behauptung 2. Satz 1.36 Obiger Beweis zeigt sogar folgendes Resultat: Korollar Seien A, B σ-strukturen und sei π : A = B. Für jede FO[σ]-Formel ϕx 1,..., x n ) und alle a 1,..., a n A gilt: A = ϕ[ a 1,..., a n ] B = ϕ[ πa 1 ),..., πa n ) ]. 1.6 Das Substitutionslemma Anschaulich besagt das Substitutionslemma Folgendes: Sei ϕ eine FO[σ]-Formel. Ersetzt man in ϕ eine freie Variable x durch einen Term ty 1,..., y n ), so sagt die dadurch entstehende Formel ϕ über den Term ty 1,..., y n ) dasselbe aus wie die Formel ϕ über die Variable x. 24
17 Etwas Vorsicht ist allerdings beim Ersetzen geboten: Beispiel Betrachte die FO[σ Ar ]-Formel die in N besagt, dass v 0 eine gerade Zahl ist. ϕv 0 ) := v 1 v 1 + v 1 = v 0, a) Ersetzt man die Variable v 0 durch die Variable v 5, so erhält man die Formel die in N besagt, dass v 5 gerade ist. ψv 5 ) = v 1 v 1 + v 1 = v 5, b) Ersetzt man die Variable v 0 durch den Term v 0 v 0 ) + 1, so erhält man die Formel v 1 v 1 + v 1 = v 0 v 0 ) + 1, die in N besagt, dass v 0 + v 0 ) + 1 gerade ist. c) Ersetzt man aber die gebundene) Variable v 1 durch die freie) Variable v 0, so erhält man die Formel v 0 v 0 + v 0 = v 0. Diese Formel hat eine völlig andere Bedeutung als die Formel ϕv 0 ). Daher sollte man nur freie Variablen ersetzen! d) Ersetzt man die freie) Variable v 0 durch v 1, so erhält man die Formel v 1 v 1 + v 1 = v 1, die ähnlich wie in c) eine ganz andere Bedeutung hat als die Formel ϕv 0 ). Beim Ersetzen von freien Variablen muss man daher aufpassen, dass es keine Konflikte mit gebundenen Variablen gibt. Die gebundenen Variablen werden daher falls nötig umbenannt. Der Begriff des Ersetzens von Variablen wird daher folgendermaßen formalisiert: Definition a) Eine σ-substitution ist eine Abbildung σ-substitution S : D T σ, wobei D = DefS) Var endlich ist. b) Für eine σ-substitution S sei vars) die Menge aller Variablen, die in einem Term im Bild von S vorkommen. D.h.: vars) := varsx)). x DefS) vars) 25
18 Definition 1.40 Anwenden von Substitutionen auf Interpretationen). Für jede σ-substitution S und jede σ-interpretation I = A, β) mit vars) Defβ) sei IS := A, βs), wobei βs : Defβ) DefS) A die folgendermaßen definierte Belegung ist: Für alle x DefS) ist βsx) := Sx) I. Für alle x Defβ) \ DefS) ist βsx) := βx). ts Definition 1.41 Substitution in Termen). Sei S eine σ-substitution. Induktiv über den Aufbau von T σ definieren wir für jedes t T σ den Term ts, der aus t durch Anwenden der Substitution S entsteht: Für alle x Var ist xs := { Sx) x falls x DefS) sonst. Für alle Konstantensymbole c σ ist cs := c. Für alle k N >0, für alle k-stelligen Funktionssymbole f σ, für alle σ-terme t 1,..., t k ist ft 1,..., t k )S := ft 1 S,..., t k S). Lemma 1.42 Substitutionslemma für Terme). Sei S eine σ-substitution und sei I = A, β) eine σ-interpretation mit vars) Defβ). Für alle σ-terme t mit vart) Defβ) DefS) gilt: ts I = t IS. Beweis: Per Induktion über den Aufbau von Termen. Details: Übung. ϕs Definition 1.43 Substitution in Formeln). Induktiv über den Aufbau von FO[σ] definieren wir für alle σ-substitutionen S und alle FO[σ]- Formeln ϕ die Formel ϕs, die aus ϕ durch Anwenden der Substitution S entsteht: Ist ϕ von der Form t 1 = t 2 mit t 1, t 2 T σ, so ϕs := t 1 S = t 2 S. Ist ϕ von der Form Rt 1,..., t k ) mit R σ, k = arr), t 1,..., t k T σ, so ϕs := Rt 1 S 1,..., t k S). 26
19 Ist ϕ von der Form ψ mit ψ FO[σ], so ϕs := ψs. Ist ϕ von der Form ψ 1 ψ 2 ) mit ψ 1, ψ 2 FO[σ], {,,, }, so ϕs := ψ 1 S ψ 2 S ). Ist ϕ von der Form Qx ψ mit Q {, }, x Var, ψ FO[σ], so ist ϕs := Qy ψs, wobei y und S folgendermaßen gewählt sind: Falls x vars), so y := x und S := S DefS)\{x}. Falls x vars), so ist y die erste Variable in der Aufzählung v 0, v 1, v 2, v 3,... von Var, die nicht in ϕ vorkommt und nicht in vars) liegt, und S := S DefS)\{x} {x, y)} d.h.: die Variable x wird konsistent umbenannt zu y). Satz 1.44 Substitutionslemma für Formeln). Sei S eine σ-substitution und sei I = A, β) eine σ-interpretation mit vars) Defβ). Für alle FO[σ]-Formeln ϕ mit freiϕ) Defβ) DefS) gilt: I = ϕs IS = ϕ. Beweis: Per Induktion über den Aufbau von Formeln, unter Verwendung von Lemma Details: Übung. Notation a) Wir schreiben σ-substitutionen S mit DefS) = {x 1,..., x n } und t i = Sx i ) für i = 1,..., n auch in der Form t 1,...,t n x 1,...,x n. Insbesondere schreiben wir für FO[σ]-Formeln ϕ auch ϕ t1,...,tn x 1,...,x n an Stelle von ϕs. b) Für eine Formel ϕx 1,..., x n ) mit freiϕ) {x 1,..., x n } und für Terme t 1,..., t n schreiben wir auch ϕt 1,..., t n ) an Stelle von ϕ t1,...,tn x 1,...,x n. Entsprechende Schreibweisen verwenden wir auch für Terme. 27
20 Beispiel Sei σ := {f, R}. 2 2 a) Für ϕ := R v 0, fv 1, v 2 ) ) gilt b) Für ϕ := v 0 R v 0, fv 1, v 2 ) ) gilt ϕ v4,fv1,v1) ϕ v2,v0,v1 v 1,v 2,v 3 = R v 0, fv 2, v 0 ) ). v 0,v 2 = v 0 R v 0, fv 1, v 2 ) ) fv 1,v 1) v 2 = v 0 R v 0, f v 1, fv 1, v 1 ) )). c) Für ϕ := v 0 R v 0, fv 1, v 2 ) ) gilt 1.7 Literaturhinweise ϕ v0,v4 v 1,v 0 = v 3 R v 0, fv 1, v 2 ) ) v 0,v 3 v 1,v 0 = v 3 R v 3, fv 0, v 2 ) ). Zur weiteren Lektüre bieten sich die Kapitel 2 und 3 in [EFT07] an. 1.8 Übungsaufgaben Aufgabe 1.1. Geben Sie σ Ar -Formeln an, die im Standardmodell N der Arithmetik folgende intuitive Bedeutung haben: a) Jede natürliche Zahl ist Summe von vier Quadratzahlen. b) Jede Primzahl ist Summe zweier Quadratzahlen. c) Es gibt unendlich viele Primzahlen p N, so dass p = 3m + 2 für eine Zahl m N. d) 2 ist irrational, d.h. es gibt keine Zahlen m, n N mit 2 = m n. e) Jede zusammengesetzte Zahl n N besitzt einen Teiler m N mit m n. Aufgabe 1.2. Die Signatur σ bestehe aus einem 2-stelligen Funktionssymbol f und einem 1-stelligen Relationssymbol P. Betrachten Sie die FO[σ]-Formeln a) ϕ 1 := v 0 v 1 fv 0, v 1 ) = v 1 b) ϕ 2 := v 0 P v0 ) v 1 P fv 0, v 1 )) ) Geben Sie für jedes i {1, 2} σ-interpretationen I i und J i an mit I i = ϕ i und J i = ϕ i. Aufgabe 1.3. Sei σ eine Signatur, die aus endlich vielen Symbolen besteht und sei A eine beliebige σ-struktur, deren Universum A endlich ist. 28
21 a) Geben Sie einen FO[σ]-Satz ϕ A an, der die Struktur A bis auf Isomorphie eindeutig beschreibt. Das heißt es soll für alle σ-strukturen B gelten: B = ϕ A B = A. b) Beweisen Sie, dass ihre Formel ϕ A die in a) geforderte Eigenschaft tatsächlich besitzt. Das heißt, zeigen Sie, dass für alle σ-strukturen B gilt: B = ϕ A B = A. Aufgabe 1.4. Sei σ = {, P a, P b } die Signatur, die aus dem 2-stelligen Relationssymbol sowie zwei 1-stelligen Relationssymbolen P a und P b besteht. Einem endlichen Wort w = w 1 w n der Länge n 1 über dem Alphabet Σ := {a, b} ordnen wir die folgende σ-struktur A w = A w := {1,..., n}, A w, Aw, P Aw a, P Aw b ) zu: Aw ist die natürliche lineare Ordnung auf {1,..., n}, P Aw a := { i A w : w i = a }, P Aw b := { i A w : w i = b }. Ein FO[σ]-Satz ϕ beschreibt eine Sprache L Σ, falls für jedes nicht-leere Wort w Σ gilt: w L A w = ϕ. a) Welche Sprache beschreibt der folgende FO[σ]-Satz ϕ 0? ) := x y x y x=y z z x Pa z)) y z P b z)) ) ) ϕ 0 b) Geben Sie einen FO[σ]-Satz an, der die durch den regulären Ausdruck definierte Sprache beschreibt. aa b) bba b) c) Können Sie auch einen FO[σ]-Satz finden, der die Sprache aller Worte beschreibt, in denen die Anzahl der in ihnen vorkommenden as gerade ist? Falls ja, geben Sie den Satz an; falls nein, versuchen Sie zu erklären, warum es keinen solchen Satz zu geben scheint. Aufgabe 1.5. Beweisen Sie das Koinzidenzlemma Satz 1.31). Aufgabe 1.6. Beweisen Sie das Isomorphielemma Satz 1.36). Aufgabe 1.7. Es sei R ein 2-stelliges Relationssymbol und f ein 2-stelliges Funktionssymbol. Berechnen Sie a) Rv1, v 2 ) fv 0, v 2 )=v 1 ) fv0,v 2) v 0,, fv 1,v 5) v 2 b) v 1 Rv1, v 2 ) fv 0, v 2 )=v 1 ) v2, v 3 v 0, v 2, v 3 v 1, v 2 c) v 1 Rv1, v 2 ) v 2 fv 0, v 2 )=v 1 ) fv0,v 2), v 0 v 0, v 3 d) v 1 Rv0, v 2 ) v 0 Rv 1, fv 4, v 0 )) ) fv 1,v 2) 29
22 Aufgabe 1.8. Es sei f ein 2-stelliges Funktionssymbol. Betrachten Sie die Substitution S mit Sv 1 ) := fv 0, v 0 ), Sv 2 ) := fv 0, v 1 ) und Sv 3 ) := fv 1, v 0 ). Berechnen Sie ϕs für die folgenden Formeln ϕ: a) v 3 = fv 1, v 2 ) b) v 2 v 3 =fv 1, v 2 ) c) v 1 v 3 =fv 1, v 2 ) d) v 1 v 2 v 3 =fv 1, v 2 ). Aufgabe 1.9. Beweisen Sie das Substitutionslemma Satz 1.44). 30
1 Syntax und Semantik der Logik erster Stufe
1 Syntax und Semantik der Logik erster Stufe Die Logik erster Stufe Prädikatenlogik) besitzt eine Syntax, die festlegt, welche Zeichenketten Formeln der Logik erster Stufe sind, und eine Semantik, die
Mehr8 Der Kompaktheitssatz und der Satz von Löwenheim und Skolem
8 Der Kompaktheitssatz und der Satz von Löwenheim und Skolem 8.1 Der Kompaktheitssatz Kompaktheitssatz Endlichkeitssatz Der Kompaktheitssatz ist auch unter dem Namen Endlichkeitssatz bekannt. Unter Verwendung
MehrNormalform. 2.1 Äquivalenz und Folgerung. 2.2 Die pränexe Normalform
2 Normalformen 2.1 Äquivalenz und Folgerung Definition 2.1 Äquivalenz, Folgerung). Seien ϕ, ψ FO[σ]. a) ϕ und ψ heißen äquivalent kurz: ϕ ψ, bzw. ϕ = ψ), wenn für alle zu ϕ und ψ äquivalent passenden σ-interpretationen
MehrDie Prädikatenlogik erster Stufe: Syntax und Semantik
Die Prädikatenlogik erster Stufe: Syntax und Semantik 1 Mathematische Strukturen und deren Typen Definition 1.1 Eine Struktur A ist ein 4-Tupel A = (A; (R A i i I); (f A j j J); (c A k k K)) wobei I, J,
MehrLogik erster Stufe FO
Logik erster Stufe FO Sonderstellung als die Logik für die Grundlegung der Mathematik natürliche Semantik (Tarski) und große Ausdrucksstärke vollständige Beweiskalküle (Gödelscher Vollständigkeitssatz)
MehrBeachte: Mit n = 0 sind auch Konstanten Terme.
Theoretische Informatik: Logik, M. Lange, FB16, Uni Kassel: 4.2 Prädikatenlogik ohne Gleichheit Syntax und Semantik 107 Terme Ab sofort wird Signatur τ als festgelegt angenommen. Sei V = {x, y,...} Vorrat
MehrKapitel 3: Logik erster Stufe
Kapitel 3: Logik erster Stufe Abschnitt 3.1: Strukturen Kapitel 3: Logik erster Stufe Abschnitt 3.1: Strukturen Strukturen Wir führen einen allgemeinen Strukturbegriff ein, der es uns erlaubt: mathematische
MehrLogik erster Stufe (Prädikatenlogik) Logik erster Stufe 1 / 74
Logik erster Stufe (Prädikatenlogik) Logik erster Stufe 1 / 74 Prädikatenlogik: Quantoren und Prädikate Mit Hilfe der Aussagenlogik haben wir Wissen modelliert und Schlüsse aus diesem Wissen gezogen. Auch
MehrPrädikatenlogiken. Mathematische Logik. Vorlesung 6. Alexander Bors. 30. März & 6. April A. Bors Logik
Mathematische Logik Vorlesung 6 Alexander Bors 30. März & 6. April 2017 1 Überblick 1 Formale Prädikatenlogiken erster Stufe (Quelle: Ziegler, pp. 3 24) 2 Erinnerung Letztes Mal haben wir begonnen, ein
MehrAbschnitt 3.2: Der Satz von Ehrenfeucht
Abschnitt 3.2: Der Satz von Ehrenfeucht In diesem Abschnitt wird gezeigt, dass ein enger Zusammenhang zwischen EF-Spielen und der Ausdrucksstärke der Logik erster Stufe besteht. Zur Formulierung dieses
MehrSeminar Mathematische Logik L-Strukturen und Syntax der Prädikatenlogik
Seminar Mathematische Logik L-Strukturen und Syntax der Prädikatenlogik Linda Raabe 7. März 2012 1 L-Strukturen Definition 1.1 (Struktur) Eine Struktur A ist eine nichtleere Trägermenge A zusammen mit
MehrLogik erster Stufe (Prädikatenlogik) Logik erster Stufe 1 / 76
Logik erster Stufe (Prädikatenlogik) Logik erster Stufe 1 / 76 Prädikatenlogik: Quantoren und Prädikate Mit Hilfe der Aussagenlogik haben wir Wissen modelliert und Schlüsse aus diesem Wissen gezogen. Auch
MehrLogik I. Symbole, Terme, Formeln
Logik I Symbole, Terme, Formeln Wie jede geschriebene Sprache basiert die Prädikatenlogik erster Stufe auf einem Alphabet, welches aus den folgenden Symbolen besteht: (a) Variabeln wie zum Beispiel v 0,v
MehrFormale Logik. PD Dr. Markus Junker Abteilung für Mathematische Logik Universität Freiburg. Wintersemester 16/17 Sitzung vom 14.
Formale Logik PD Dr. Markus Junker Abteilung für Mathematische Logik Universität Freiburg Wintersemester 16/17 Sitzung vom 14. Dezember 2016 Die formale Sprache der Prädikatenlogik: Zeichen Benutzt werden
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
Mehr(Algebraische) Strukturen Beispiele (Träger-)Mengen (Individuenbereiche) mit Relationen (Eigenschaften, Beziehungen) und Funktionen (Operationen) auf
Was bisher geschah Modellierung von Aussagen durch logische Formeln Daten durch Mengen, Multimengen, Folgen, Sprachen Zusammenhängen und Eigenschaften von Elementen von Mengen durch Relationen (Eigenschaften
MehrKapitel 5: Strukturen. 1.1 Zweistellige Relationen 1.2 Graphen 1.3 Algebren 1.4 Strukturen
344 Kapitel 5: Strukturen 1.1 Zweistellige Relationen 1.2 Graphen 1.3 Algebren 1.4 Strukturen 5.1 Zweistellige Relationen 345 346 Erinnerung: Relationen Definition Seien k 1 und A eine Menge. 1. A k ist
MehrUE GRUNDBEGRIFFE DER MATHEMATISCHEN LOGIK SS 2016
SS 206 VERA FISCHER Die Gesamtnote ergibt sich je zur Hälfte aus der Teilnote Kreuzerlliste und der Teilnote Zwischentest, gerundet auf freundlichen Weise. Für eine positive Benotung müssen beide Teilnoten
MehrFormale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 19. Syntax & Semantik
Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 19 & Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 23. Juni 2015 Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 1/25 Motivation Die ist eine Erweiterung
MehrWiederholung: Modellierung in Prädikatenlogik
Was bisher geschah Modellierung von Aussagen durch logische Formeln Daten durch Mengen, Multimengen, Folgen, Sprachen Zusammenhängen und Eigenschaften von Elementen von Mengen durch Relationen (Eigenschaften
MehrSyntax der Prädikatenlogik: Variablen, Terme. Formeln. Freie und gebundene Variablen, Aussagen. Aufgabe
Syntax der Prädikatenlogik: Variablen, Terme Formeln Eine Variable hat die Form x i mit i = 1, 2, 3.... Ein Prädikatensymbol hat die Form Pi k und ein Funktionssymbol hat die Form fi k mit i = 1, 2, 3...
MehrEhrenfeucht-Fraïssé Spiele
Kapitel 3 Ehrenfeucht-Fraïssé Spiele In diesem Kapitel werden Ehrenfeucht-Fraïssé-Spiele (kurz: EF-Spiele) eingeführt. Diese liefern ein Werkzeug, mit dessen Hilfe man zeigen kann, dass bestimmte Anfragen
Mehr4.1 Motivation. Theorie der Informatik. Theorie der Informatik. 4.1 Motivation. 4.2 Syntax der Prädikatenlogik. 4.3 Semantik der Prädikatenlogik
Theorie der Informatik 3. März 2014 4. Prädikatenlogik I Theorie der Informatik 4. Prädikatenlogik I 4.1 Motivation Malte Helmert Gabriele Röger 4.2 Syntax der Prädikatenlogik Universität Basel 3. März
MehrEinführung in die mathematische Logik
Prof. Dr. H. Brenner Osnabrück SS 2014 Einführung in die mathematische Logik Vorlesung 14 Die Korrektheit des Ableitungskalküls Im Laufe der Einführung des syntaktischen Prädikatenkalküls haben wir gesehen,
MehrSignatur einer prädikatenlogische Sprache
Signatur einer prädikatenlogische Sprache Das Alphabet einer prädikatenlogische Sprache (erster Stufe) besteht aus den logischen Funktoren,,,,, and den Klammersymbolen ( und ) und dem Komma, einer (abzählbar
MehrTerme. Dann ist auch f(t 1. Terme. Dann ist P (t 1
Prädikatenlogik 1. Syntax und Semantik Man kann die Prädikatenlogik unter einem syntaktischen und einem semantischen Gesichtspunkt sehen. Bei der Behandlung syntaktischer Aspekte macht man sich Gedanken
MehrNichtklassische Logiken
Nichtklassische Logiken Peter H. Schmitt pschmitt@ira.uka.de UNIVERSITÄT KARLSRUHE Sommersemester 2004 P. H. Schmitt: Nichtklassische Logiken p.1 Inhalt Wiederholung P. H. Schmitt: Nichtklassische Logiken
MehrEinführung in die mathematische Logik
Prof. Dr. H. Brenner Osnabrück SS 2014 Einführung in die mathematische Logik Vorlesung 7 Sprachen erster Sufe Die in der letzten Vorlesung erwähnten Konstruktionsmöglichkeiten für Aussagen sind im Wesentlichen
MehrHerbrand-Strukturen. o.b.d.a. sei immer mindestens ein Konstantensymbol in τ vorhanden
Theoretische Informatik: Logik, M. Lange, FB16, Uni Kassel: 4.6 Prädikatenlogik Herbrand-Theorie 155 Herbrand-Strukturen Def.: Grundterm ist variablenfreier Term. GT τ = Menge aller Grundterme über Signatur
MehrLogik und Künstliche Intelligenz
Logik und Künstliche Intelligenz Kurze Zusammenfassung (Stand: 14. Januar 2010) Prof. Dr. V. Stahl Copyright 2007 by Volker Stahl. All rights reserved. V. Stahl Logik und Künstliche Intelligenz Zusammenfassung
MehrGrundbegriffe der Informatik
Grundbegriffe der Informatik Einheit 18: Logik Thomas Worsch Universität Karlsruhe, Fakultät für Informatik Wintersemester 2008/2009 1/35 Überblick Formeln in Prädikatenlogik erster Stufe Theorien und
MehrAlphabet der Prädikatenlogik
Relationen und Alphabet der Das Alphabet der besteht aus Individuenvariablen Dafür verwenden wir kleine Buchstaben vom Ende des deutschen Alphabets, auch indiziert, z. B. x, y, z, x 1, y 2,.... Individuenkonstanten
MehrPrädikatenlogiken. Mathematische Logik. Vorlesung 7. Alexander Bors. 6. & 27. April A. Bors Logik
Prädikatenlogiken Mathematische Logik Vorlesung 7 Alexander Bors 6. & 27. April 2017 1 Prädikatenlogiken Überblick 1 Formale Prädikatenlogiken erster Stufe (Quelle: Ziegler, pp. 3 24) (Abgeleitete) Axiome
MehrEinführung in die mathematische Logik
Prof. Dr. H. Brenner Osnabrück SS 2014 Einführung in die mathematische Logik Vorlesung 16 S-Homomorphismen und elementare Äquivalenz Definition 16.1. Zwei S-Strukturen M und N über einem erststufigen Symbolalphabet
MehrLogik Vorlesung 7: Grundlagen Prädikatenlogik
Logik Vorlesung 7: Grundlagen Prädikatenlogik Andreas Maletti 5. Dezember 2014 Überblick Inhalt 1 Motivation und mathematische Grundlagen 2 Aussagenlogik Syntax und Semantik Äquivalenz und Normalformen
MehrNormalformen. Wie bei der Aussagenlogik lassen sich Formeln wieder in dazu äquivalente umwandeln, die eine bestimmte Form haben.
Theoretische Informatik: Logik, M. Lange, FB16, Uni Kassel: 4.5 Prädikatenlogik Normalformen 148 Normalformen Wie bei der Aussagenlogik lassen sich Formeln wieder in dazu äquivalente umwandeln, die eine
MehrMusterlösung 11.Übung Mathematische Logik
Lehr- und Forschungsgebiet Mathematische Grundlagen der Informatik RWTH Aachen Prof. Dr. E. Grädel, F. Reinhardt SS 2015 Aufgabe 2 Musterlösung 11.Übung Mathematische Logik Geben Sie für die folgenden
Mehr7. Prädikatenlogik. Aussagenlogik hat wünschenswerte Eigenschaften wie Korrektheit, Vollständigkeit, Entscheidbarkeit.
7. Prädikatenlogik Aussagenlogik hat wünschenswerte Eigenschaften wie Korrektheit, Vollständigkeit, Entscheidbarkeit. Aber: Aussagenlogik ist sehr beschränkt in der Ausdrucksmächtigkeit. Wissen kann nur
MehrLogik für Informatiker
Vorlesung Logik für Informatiker 9. Prädikatenlogik Syntax und Semantik der Prädikatenlogik Bernhard Beckert Universität Koblenz-Landau Sommersemester 2006 Logik für Informatiker, SS 06 p.1 Syntax der
MehrUniversität Heidelberg 06. April 2017 Institut für Informatik Prof. Dr. Klaus Ambos-Spies Dipl.-Math. Martin Monath
Universität Heidelberg 06. April 2017 Institut für Informatik Prof. Dr. Klaus Ambos-Spies Dipl.-Math. Martin Monath Klausur zur Vorlesung Mathematische Logik Es können maximal 48 Punkte erworben werden.
MehrSemantik der Prädikatenlogik
Theoretische Informatik: Logik, M. Lange, FB16, Uni Kassel: 4.3 Prädikatenlogik Semantik 131 Semantik der Prädikatenlogik zur Erinnerung: Semantik der Aussagenlogik gegeben durch Interpretation I : V {0,
Mehrdas Konzept der Gleichung in der Algebra Robert Recorde Spielsemantik Semantik-Spiel FO mit oder ohne =? Abschnitt 2.5
Teil 2: FO Syntax und Semantik FO 2 Spielsemantik Semantik-Spiel Satz: A = ψ[a] V hat Gewinnstrategie in Position (ψ, a. Teil 2: FO Syntax und Semantik FO 2 das Konzept der Gleichung in der Algebra Robert
MehrModelltheorie. Zunächst fixieren wir die Notation, die wir im Folgenden verwenden werden.
1 Modelltheorie Die Modelltheorie beschäftigt sich mit der Klassifikation mathematischer Strukturen und Abbildungen mit Hilfe von logischen Formeln sowie dem Zusammenhang zwischen rein syntaktischen und
MehrSS Juni Übungen zur Vorlesung Logik Blatt 8
SS 2011 08. Juni 2011 Übungen zur Vorlesung Logik Blatt 8 Prof. Dr. Klaus Madlener Abgabe bis 23. Juni 2011 10:00 Uhr 1. Aufgabe: [Terme und Formeln, Übung] Betrachten Sie folgende Ausdrücke: a) 3 + 4
Mehrf(1, 1) = 1, f(x, y) = 0 sonst üblicherweise Konjunktion, manchmal auch
Belegungen, Wahrheitsfunktionen 1. Wie viele binäre Funktionen gibt es auf der Menge {0, 1} (d.h., Funktionen von {0, 1} 2 nach {0, 1})? Geben Sie alle diese Funktionen an, und finden Sie sinnvolle Namen
MehrPrädikatenlogiken. Mathematische Logik. Vorlesung 8. Alexander Bors. 27. April., 4. & 11. Mai A. Bors Logik
Mathematische Logik Vorlesung 8 Alexander Bors 27. April., 4. & 11. Mai 2017 1 Überblick 1 Formale Prädikatenlogiken erster Stufe (Quelle: Ziegler, pp. 3 24) Der Gödelsche und Folgerungen 2 Erinnerung
MehrAussagenlogik zu wenig ausdrucksstark für die meisten Anwendungen. notwendig: Existenz- und Allaussagen
Prädikatenlogik 1. Stufe (kurz: PL1) Aussagenlogik zu wenig ausdrucksstark für die meisten Anwendungen notwendig: Existenz- und Allaussagen Beispiel: 54 Syntax der Prädikatenlogik erster Stufe (in der
MehrSkript zur Vorlesung Grundzüge der mathematischen Logik. Dr. Sandra Müller
Skript zur Vorlesung Grundzüge der mathematischen Logik Dr. Sandra Müller 11. Januar 2019 Inhaltsverzeichnis 1 Einleitung 3 1.1 Übersicht.................................... 3 1.2 Literatur.....................................
MehrPrädikatenlogik. Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik. 2 Teil 2: Normalformen und Grenzen der Prädikatenlogik 1. Stufe
Prädikatenlogik Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik 2 Teil 2: Normalformen und Grenzen der Prädikatenlogik 1. Stufe 3 Teil 3: Modellierung und Beweise 4 Teil 4: Substitution, Unifikation und Resolution
MehrFormale Methoden 2. Gaetano Geck Lehrstuhl I Logik in der Informatik WS 2015/2016
Formale Methoden 2 Gaetano Geck Lehrstuhl I Logik in der Informatik WS 2015/2016 Teil 2: Logik 1 Prädikatenlogik (Einleitung) 2 Aussagenlogik Motivation Grundlagen Eigenschaften Eigenschaften Normalformen
MehrMotivation. Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 17. Syntax & Semantik. Motivation - Beispiel. Motivation - Beispiel
Motivation Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 17 & Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 6. & 7. Juni 2016 Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 1/43 Die ist eine Erweiterung
MehrFormale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 17. Syntax & Semantik
Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 17 & Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 6. & 7. Juni 2016 Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de 1/43 Motivation Die ist eine Erweiterung
MehrUniverselle Algebra. Zur Erinnerung: Definition von Gruppe, Ring (mit 1), R-Vektorraum.
Kapitel 3 Universelle Algebra 3.1 Universelle Algebra als Logik Zur Erinnerung: Definition von Gruppe, Ring (mit 1), R-Vektorraum. Signaturen Eine funktionale Signatur ist eine Menge F von Funktionssymbolen
MehrÜbungen zur VP Mathematische Logik
Übungen zur VP Mathematische Logik Alexander Bors 1. März 2017 Werden je nach Bedarf im Laufe des Semesters noch um weitere Übungen ergänzt. Übungen zur naiven Mengenlehre von Cantor (Vorlesung 1) Übung
MehrPrädikatenlogik. Einführende Beispiele Geschwister x y ( u v (Eltern(u, v, x) Eltern(u, v, y) Geschwister(x, y)))
Prädikatenlogik Einführende Beispiele Geschwister x y ( u v (Eltern(u, v, x) Eltern(u, v, y) Geschwister(x, y))) symmetrische Relation x y (R(x, y) R(y, x)) Das Zeichen bezeichnen wir als Existenzquantor
MehrFormale Systeme, WS 2014/2015 Übungsblatt 5
Karlsruher Institut für Technologie Institut für Theoretische Informatik Prof. Dr. Bernhard Beckert Thorsten Bormer, Dr. Vladimir Klebanov, Dr. Mattias Ulbrich Formale Systeme, WS 2014/2015 Übungsblatt
MehrAufgabe - Fortsetzung
Aufgabe - Fortsetzung NF: Nicht-Formel F: Formel A: Aussage x :( y : Q(x, y) R(x, y)) z :(Q(z, x) R(y, z)) y :(R(x, y) Q(x, z)) x :( P(x) P(f (a))) P(x) x : P(x) x y :((P(y) Q(x, y)) P(x)) x x : Q(x, x)
MehrKapitel 3: Ehrenfeucht-Fraïssé Spiele
Kapitel 3: Ehrenfeucht-Fraïssé Spiele Kapitel 3: Ehrenfeucht-Fraïssé Spiele Abschnitt 3.0: In diesem Kapitel werden Ehrenfeucht-Fraïssé-Spiele (kurz: EF-Spiele) eingeführt. Diese liefern ein Werkzeug,
MehrUniversität Heidelberg 12. April 2018 Institut für Informatik Klaus Ambos-Spies Nadine Losert. 2. Klausur zur Vorlesung Mathematische Logik
Universität Heidelberg 12. April 2018 Institut für Informatik Klaus Ambos-Spies Nadine Losert 2. Klausur zur Vorlesung Mathematische Logik Es können maximal 48 Punkte erworben werden. Die Klausur ist bestanden,
MehrWiederholung Signatur, Terme
Was bisher geschah (algebraische) Strukturen zur zusammenhängenden Modellierung von Mengen von Individuen (evtl. verschiedener Typen) Funktionen auf Individuen dieser Mengen Relationen zwischen Individuen
MehrKapitel 1.1. Aussagenlogik: Syntax. Mathematische Logik (WS 2011/12) Kapitel 1.1: Aussagenlogik: Syntax 1/ 1
Kapitel 1.1 Aussagenlogik: Syntax Mathematische Logik (WS 2011/12) Kapitel 1.1: Aussagenlogik: Syntax 1/ 1 Übersicht 1.1.1 Die Sprache der Aussagenlogik 1.1.2 Explizite vs. implizite Definitionen 1.1.3
MehrFormale Systeme, WS 2013/2014. Lösungen zu Übungsblatt 5
Karlsruher Institut für Technologie Institut für Theoretische Informatik Prof. Dr. Peter H. Schmitt Dr. V. Klebanov, Dr. M. Ulbrich, C. Scheben Formale Systeme, WS 2013/2014 Lösungen zu Übungsblatt 5 Dieses
MehrLösungsmenge L I = {x R 3x + 5 = 9} = L II = {x R 3x = 4} = L III = { }
Zur Einleitung: Lineare Gleichungssysteme Wir untersuchen zunächst mit Methoden, die Sie vermutlich aus der Schule kennen, explizit einige kleine lineare Gleichungssysteme. Das Gleichungssystem I wird
MehrFormale Systeme. Prädikatenlogik 2. Stufe. Prof. Dr. Bernhard Beckert WS 2009/2010 KIT INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK
Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert WS 2009/2010 KIT INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK KIT University of the State of Baden-Württemberg and National Large-scale Research Center of the Helmholtz
MehrKlausur zur Vorlesung Mathematische Logik
Universität Heidelberg 25. Januar 2012 Institut für Informatik Prof. Dr. Klaus Ambos-Spies Dipl.-Math. Thorsten Kräling Klausur zur Vorlesung Mathematische Logik LÖSUNGEN Aufgabe 1 (Aussagenlogik - 8 Punkte)
MehrFormale Systeme. Prädikatenlogik: Tableaukalkül (ohne Gleichheit) Prof. Dr. Bernhard Beckert WS 2009/2010 KIT INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK
Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert WS 2009/2010 KIT INSTITUT FÜR THEORETISCHE INFORMATIK KIT University of the State of Baden-Württemberg and National Large-scale Research Center of the Helmholtz
MehrFormale Grundlagen der Informatik II
Formale Grundlagen der Informatik II FO: Axiome und Theorie (de-)motivierendes Beispiel: S=(+,0) Strukturen ({0,1}*,,ε) Strukturen (P(X),, ) Formale Grundlagen der Informatik II Interessieren uns für alle
MehrAbschnitt 3: Mathematische Grundlagen
Abschnitt 3: Mathematische Grundlagen 3. Mathematische Grundlagen 3.1 Mengen und Abbildungen 3.2 Induktion und Rekursion 3.3 Ausdrücke 3 Mathematische Grundlagen Einf. Progr. (WS 08/09) 102 Überblick 3.
Mehr4 Terme und Σ-Algebren
Grundlagen der Mathematik für Informatiker 1 Grundlagen der Mathematik für Informatiker 2 4 Terme und Σ-Algebren 4.1 Grundterme und Terme Menge S von unktionssymbolen funktionale Signatur: Σ S N Menge
Mehr1 Prädikatenlogik. 1.1 Signaturen und Strukturen
1 Prädikatenlogik Die Constraint-logische Programmierung basiert auf der Prädikatenlogik: Constraints sind prädikatenlogische Formeln und logische Sprachen wie prolog machen einen Ausschnitt der Prädikatenlogik
MehrPeano-Axiome und Peano-Strukturen
Peano-Axiome und Peano-Strukturen Filippo Leonardi 27. März 2012 1 Peano-Arithmetik Der Folgende Abschnitt beruht auf Abschnitt 3.3 in [Rau08] und benützt dieselbe Notation. In diesem Abschnitt arbeiten
MehrFundamentale Sätze. versuche folgendes: gib eine Formelmenge Φ an, so dass Mod(Φ) = {(N, +, )}
Theoretische Informatik: Logik, M. Lange, FB16, Uni Kassel: 4.7 Prädikatenlogik Fundamentale Sätze 171 Fundamentale Sätze versuche folgendes: gib eine Formelmenge Φ an, so dass Mod(Φ) = {(R, +, )} gib
MehrWissensbasierte Systeme 7. Prädikatenlogik
Wissensbasierte Systeme 7. Prädikatenlogik Syntax und Semantik, Normalformen, Herbrandexpansion Michael Beetz Plan-based Robot Control 1 Inhalt 7.1 Motivation 7.2 Syntax und Semantik 7.3 Normalformen 7.4
MehrTU7 Aussagenlogik II und Prädikatenlogik
TU7 Aussagenlogik II und Prädikatenlogik Daniela Andrade daniela.andrade@tum.de 5.12.2016 1 / 32 Kleine Anmerkung Meine Folien basieren auf den DS Trainer von Carlos Camino, den ihr auf www.carlos-camino.de/ds
MehrPrädikatenlogik. Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik. 2 Teil 2: Normalformen und Grenzen der Prädikatenlogik 1. Stufe
Prädikatenlogik Übersicht: 1 Teil 1: Syntax und Semantik 2 Teil 2: Normalformen und Grenzen der Prädikatenlogik 1. Stufe 3 Teil 3: Modellierung und Beweise 4 Teil 4: Substitution, Unifikation und Resolution
MehrLogik erster Stufe (Prädikatenlogik) Logik erster Stufe 1 / 66
Logik erster Stufe (Prädikatenlogik) Logik erster Stufe 1 / 66 Prädikatenlogik: Quantoren und Prädikate Mit Hilfe der Aussagenlogik haben wir Wissen modelliert und Schlüsse aus diesem Wissen gezogen. Auch
MehrGrundlagen der Logik
Grundlagen der Logik Denken Menschen logisch? Selektionsaufgabe nach Watson (1966): Gegeben sind vier Karten von denen jede auf der einen Seite mit einem Buchstaben, auf der anderen Seite mit einer Zahl
MehrFormale Systeme. Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2017/ KIT Die Forschungsuniversita t in der Helmholtz-Gemeinschaft
Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2017/2018 Pra dikatenlogik: Tableaukalku l (ohne Gleichheit) KIT I NSTITUT F U R T HEORETISCHE I NFORMATIK www.kit.edu KIT Die Forschungsuniversita t in der
MehrFormale Systeme. Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/ KIT Die Forschungsuniversita t in der Helmholtz-Gemeinschaft
Formale Systeme Prof. Dr. Bernhard Beckert, WS 2016/2017 Pra dikatenlogik: Tableaukalku l (ohne Gleichheit) KIT I NSTITUT F U R T HEORETISCHE I NFORMATIK www.kit.edu KIT Die Forschungsuniversita t in der
Mehr5 Logik erster Stufe (Prädikatenlogik)
5 Logik erster Stufe (Prädikatenlogik) In Kapitel 3 haben wir bereits die Aussagenlogik kennengelernt, die einen Formalismus darstellt, mit dessen Hilfe man Wissen modellieren und Schlüsse aus dem Wissen
MehrMengen, Theorien, Modelle
Mengen, Theorien, Modelle Ein Crashkurs in formaler Logik Dr. Uwe Scheffler [Technische Universität Dresden] April 2011 Georg Cantor Menge nennt man jede Zusammenfassung von wohlunterschiedenen Objekten
MehrKapitel L:III. III. Prädikatenlogik
Kapitel L:III III. Prädikatenlogik Syntax der Prädikatenlogik Semantik der Prädikatenlogik Wichtige Äquivalenzen Einfache Normalformen Substitution Skolem-Normalformen Standard-Erfüllbarkeit Prädikatenlogische
Mehr2 Mengen, Abbildungen und Relationen
Vorlesung WS 08 09 Analysis 1 Dr. Siegfried Echterhoff 2 Mengen, Abbildungen und Relationen Definition 2.1 (Mengen von Cantor, 1845 1918) Eine Menge M ist eine Zusammenfassung von wohlbestimmten und wohl
MehrLogik für Informatiker
Vorlesung Logik für Informatiker 9. Prädikatenlogik Syntax und Semantik der Prädikatenlogik Bernhard Beckert Universität Koblenz-Landau Sommersemester 2006 Logik für Informatiker, SS 06 p.1 Syntax der
MehrAufgabe 1: MC (10 Punkte) wahr 1P, falsch 0P, keine Ahnung 0.5P. Jede Struktur hat mindestens eine Substruktur
Aufgabe 1: MC (10 Punkte) wahr 1P, falsch 0P, keine Ahnung 0.5P Jede Struktur hat mindestens eine Substruktur JA Jeder Isomorphismus ist ein Homomorphismus JEIN? jeder bijektive Homomorphismus ist ein
MehrGrundlagen der Programmierung (Vorlesung 7)
Grundlagen der Programmierung (Vorlesung 7) Ralf Möller, FH-Wedel Vorige Vorlesung Boole'sche Logik, Resolution Inhalt dieser Vorlesung Prädikatenlogik erster Stufe Lernziele Syntax, Semantik Entscheidungsprobleme
MehrNotengebung. Teilnote Kreuzerlliste: 60% 69% 4; 70% 79% 3; 80% 89% 2; 90% 100% 1. Falls Sie weitere Fragen haben, bitte melden Sie sich bei mir.
Notengebung Die Gesamtnote für die Übung ergibt sich je zur Hälfte aus der Teilnote Kreuzerlliste und der Teilnote Zwischentest, gerundet auf freundliche Weise; für eine positive Benotung müssen beide
MehrFormale Logik. PD Dr. Markus Junker Abteilung für Mathematische Logik Universität Freiburg. Wintersemester 16/17 Sitzung vom 7.
Formale Logik PD Dr. Markus Junker Abteilung für Mathematische Logik Universität Freiburg Wintersemester 16/17 Sitzung vom 7. Dezember 2016 Ein klassischer Mathematikerwitz Ein Soziologe, ein Physiker
MehrMotivation. Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 14 Aussagenlogik Syntax & Semantik. Motivation. Motivation
Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 14 Aussagenlogik & Frank Heitmann heitmann@informatik.uni-hamburg.de Mit der Aussagenlogik lassen sich einfache Verknüpfungen zwischen (atomaren) Gebilden ausdrücken
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
Mehr1 Aussagenlogik. 1.1 Aussagen. 15 ist eine Primzahl. 3 < 8 x < 15 (hängt von x ab, keine Aussage) Aussage = Behauptung Beispiele: Es regnet.
Grundlagen der Mathematik für Informatiker 1 1 Aussagenlogik 1.1 Aussagen Aussage = Behauptung Beispiele: Es regnet. Die Straße ist naß. 15 ist eine Primzahl. 3 < 8 x < 15 (hängt von x ab, keine Aussage)
MehrAbschnitt 3: Mathematische Grundlagen
Abschnitt 3: Mathematische Grundlagen 3. Mathematische Grundlagen 3.1 3.2 Induktion und Rekursion 3.3 Boolsche Algebra Peer Kröger (LMU München) Einführung in die Programmierung WS 14/15 48 / 155 Überblick
MehrSE MODALLOGIK UND ANDERE PHILOSOPHISCH RELEVANTE LOGIKEN WS 2015/16 ESTHER RAMHARTER & GÜNTHER EDER
SE MODALLOGIK UND ANDERE PHILOSOPHISCH RELEVANTE LOGIKEN WS 2015/16 ESTHER RAMHARTER & GÜNTHER EDER DEFIZITE DER PL ERSTER STUFE Klassische Prädikatenlogik erster Stufe (first-order logic, kurz FOL) hat
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
MehrDe Morgan sche Regeln
De Morgan sche Regeln Durch Auswerten der Wahrheitswertetabelle stellen wir fest, dass allgemeingültig ist; ebenso (p q) p q (p q) p q. Diese beiden Tautologien werden als die De Morgan schen Regeln bezeichnet,
MehrKapitel 2. Mathematische Grundlagen. Skript zur Vorlesung Einführung in die Programmierung
LUDWIG- MAXIMILIANS- UNIVERSITY MUNICH DEPARTMENT INSTITUTE FOR INFORMATICS DATABASE Kapitel 2 Mathematische Grundlagen Skript zur Vorlesung Einführung in die Programmierung im Wintersemester 2012/13 Ludwig-Maximilians-Universität
MehrInhaltsverzeichnis. 1 Aussagenlogik 1. 2 Prädikatenlogik - Logik 1. Stufe 4. 3 Der Gödelsche Vollständigkeitssatz 10
Inhaltsverzeichnis 1 Aussagenlogik 1 2 Prädikatenlogik - Logik 1. Stufe 4 3 Der Gödelsche Vollständigkeitssatz 10 4 Nichtstandard-Modelle der Peano-Arithmetik 20 5 Gödelscher Unvollständigkeitssatz 23
Mehr1 Aussagenlogik. 1.1 Aussagen. 15 ist eine Primzahl. 3 < 8 x < 15 (hängt von x ab, keine Aussage) Aussage = Behauptung Beispiele: Es regnet.
Grundlagen der Mathematik für Informatiker 1 1 Aussagenlogik 1.1 Aussagen Aussage = Behauptung Beispiele: Es regnet. Die Straße ist naß. 15 ist eine Primzahl. 3 < 8 x < 15 (hängt von x ab, keine Aussage)
MehrMotivation. Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 19. Syntax & Semantik. Motivation - Beispiel. Motivation - Beispiel
Motivation Formale Grundlagen der Informatik 1 Kapitel 19 & Die ist eine Erweiterung der Aussagenlogik. Sie hat eine größere Ausdrucksstärke und erlaub eine feinere Differenzierung. Ferner sind Beziehungen/Relationen
MehrProbeklausur Mathematische Logik
Lehr- und Forschungsgebiet Mathematische Grundlagen der Informatik RWTH Aachen Prof. Dr. E. Grädel SS 2015 Probeklausur Mathematische Logik Aufgabe 1 (a) (i) Seien R, zweistellige Relationssymbole. Ist
Mehr