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5.5. ÜBEREINSTIMMUNG DER DREI ς-SEMANTIKEN 117<br />
für alle ˆt ∈ TΣ(Var(p)).<br />
Die syntaktische ς-Matchbarkeit impliziert<br />
(7) ist insbesondere für ˆt = r gültig:<br />
f(t ′ 1, . . .,t ′ n) −−→<br />
ς rσ. (8)<br />
[[rσ]] alg<br />
i<br />
= [[r]]alg<br />
i,βi<br />
Aus (6) folgt mit der Monotonie der algebraischen Termsemantik bezüglich der<br />
Variablenbelegung gemäß Lemma 5.17, S. 92:<br />
(9)<br />
[[r]] alg<br />
i,β ✂ [[r]]alg . (10) i,βi<br />
Schließlich existiert aufgrund der Induktionsvoraussetzung der Induktion über i ein<br />
t ′ ∈ TΣ mit<br />
und<br />
rσ<br />
∗<br />
−−→ ς t ′<br />
Insgesamt ergeben nun (4), (8) und (11) zusammen<br />
und es gilt<br />
t = f(t1, . . .,tn)<br />
[[t]] alg (1) (10)<br />
alg<br />
i+1 = [[r]] i,β ✂ [[r]] alg<br />
i,βi<br />
(11)<br />
[[rσ]] alg<br />
i ✂ [[t′ ]] alg<br />
. (12)<br />
⊥ς<br />
∗<br />
−−→<br />
ς f(t ′ 1, . . .,t ′ n) −−→<br />
ς rσ<br />
(9) (12)<br />
alg<br />
= [[rσ]] i<br />
Fall 2: Sonst, d.h. es existiert keine passende Reduktionsregel.<br />
Setze t ′ := t und es gilt<br />
t<br />
und<br />
∗<br />
−−→ t ς ′<br />
∗<br />
−−→ ς t ′<br />
✂ [[t ′ ]] alg<br />
⊥ς<br />
[[t]] alg<br />
i+1 = fi ([[t1]] alg alg<br />
i+1 , . . .,[[tn]] i+1 ) = ⊥ ✂ [[t′ ]] alg<br />
⊥ς .<br />
(13)<br />
. (14)<br />
t = G(t1, . . .,tn): (G (n) ∈ C).<br />
Nach Induktionsvoraussetzung der strukturellen Induktion existieren t ′ 1 , . . .,t′ n ∈ TΣ mit<br />
und<br />
tl<br />
∗<br />
−−→<br />
ς t ′ l (1)<br />
[[tl]] alg<br />
i+1 ✂ [[t′ l]] alg<br />
⊥ς<br />
für alle l ∈ [n].<br />
Mit der Monotonie aller Operationen einer ς-Interpretation folgt aus (2)<br />
Gi+1 ([[t1]] alg alg<br />
i+1 , . . .,[[tn]] i+1 ) ✂ Gi+1 ′<br />
([[t 1]] alg<br />
⊥ς , . . .,[[t′ n]] alg<br />
). (3)<br />
Außerdem sind die Operationen einer Konstruktorsymbols in allen ς-Interpretationen<br />
gleich:<br />
Gi+1 = G0 = G ⊥ς . (4)<br />
⊥ς<br />
(2)