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102 KAPITEL 5. DIE ς-SEMANTIKEN<br />
Wie schon die po-Reduktionssemantik der cbn-Semantik werden sowohl die allgemeine als auch<br />
die po-ς-Reduktionssemantik durch die kleinste obere Schranke einer im allgemeinen unendlichen<br />
Menge von Approximationen definiert. Wie dort stellt sich daher die Frage, ob es möglich ist, daß<br />
ein semantischer Wert eines Terms, der ein endlicher, totaler Konstruktorterm ist, nur beliebig<br />
genau approximiert, aber nie erreicht werden kann. Dies ist nicht der Fall.<br />
Lemma 5.21 Berechenbarkeit der ς-Reduktionssemantiken<br />
Sei t ∈ TΣ. Wenn<br />
[[t]] red<br />
P,ς = t ∈ TC bzw. [[t]] po<br />
P,ς = t ∈ TC,<br />
dann existiert die ς-Normalform t↓ P,ς bzw. die po-ς-Normalform t↓ P,po,ς, und es gilt<br />
Beweis:<br />
Sei t = [[t]] red<br />
P,ς = {[[t ′ ]] alg<br />
⊥ς<br />
existiert [[ˆt]] alg<br />
⊥ς ∈ {[[t′ ]] alg<br />
| t ⊥ς<br />
[[t]] red<br />
P,ς = t = t↓ P,ς bzw. [[t]] po<br />
P,ς = t = t↓ P,po,ς.<br />
| t<br />
∗<br />
P,ς<br />
−−→<br />
∗<br />
−−→<br />
P,ς<br />
t ′ } ∈ TC. 〈TC,ς, ✂〉 ist ω-induktiv und t ω-kompakt. Somit<br />
t ′ } mit t = [[ˆt]] alg<br />
⊥ς . Wegen t ∈ TC folgt ˆt = t. Also gilt t<br />
∗<br />
−−→<br />
P,ς ˆt = t,<br />
und t ist die ς-Normalform von t.<br />
Die Aussage über die po-ς-Reduktionssemantik folgt analog. ✷<br />
Zusammen mit der Übereinstimmung der allgemeinen und der po-ς-Reduktionssemantik, die wir<br />
in 5.5 zeigen, läßt sich leicht folgern, daß die ς-Normalform und die po-ς-Normalform eines Terms<br />
übereinstimmen.<br />
Aufgrund der ω-Induktivität der kanonischen Halbordnung des Rechenbereichs sind alle semantischen<br />
Werte schon durch ihre endlichen Approximationen eindeutig bestimmt. Daher können zwei<br />
syntaktische Terme t, t ′ ∈ TΣ unterschiedlicher denotationeller Semantik ([[t]] fix<br />
P,ς = [[t′ ]] fix<br />
P,ς ) immer<br />
operationell unterschieden werden, d. h. bei Hinzunahme von zusätzlichen Funktionssymbolen und<br />
dazugehörigen Programmregeln (die die kompositionelle Semantik nur erweitern) existiert f (n) ∈ F<br />
mit2 ∗<br />
f(t) −−→ t ∈ TC und nicht f(t ′ ∗<br />
) −−→ t.<br />
P,ς<br />
P,ς<br />
Für unseren Programmiersprachen ähnliche Programmiersprachen wird eine derartige Aussage in<br />
[Ra&Vui80] bewiesen. In funktionalen Programmiersprachen höherer Ordnung ist diese erwünschte<br />
fully abstract Eigenschaft von Semantiken jedoch aufgrund der Sequentialität aller Operationen<br />
(siehe Kapitel 7) ein Problem ([Ber&Cur82], [Ca&Fell92]).<br />
5.3.2 ς-Reduktionssemantiken und die li- und die po-Reduktionssemantik<br />
Wir haben die ς-Semantiken als Verallgemeinerung der cbv- und der cbn-Semantik eingeführt.<br />
Bei der Definition der ς-Reduktionssemantiken haben wir jedoch kaum auf die Definitionen der<br />
li- und der po-Reduktionssemantik zurückgegriffen. Wir wollen hier die bestehenden Beziehungen<br />
aufzeigen.<br />
Betrachten wir die Definition der ς-Redexe, so sehen wir, daß die cbv-Redexe genau die innermost<br />
Redexe sind, und alle Redexe cbn-Redexe sind (RedP,cbn = RedP).<br />
2 Da die allgemeine und die po-ς-Reduktionssemantik übereinstimmen, wie wir in 5.5 zeigen, gilt diese Aussage<br />
selbstverständlich auch für po-ς-Reduktion.