Einführung in die Methoden der Künstlichen Intelligenz - Goethe ...
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4.1 Syntax und Semantik <strong>der</strong> Prädikatenlogik (P L 1 )<br />
F |= G<br />
gdw.<br />
¬(F ⇒ G) ist unerfüllbar (wi<strong>der</strong>sprüchlich)<br />
gdw.<br />
F ∧ ¬G ist unerfüllbar.<br />
Das bedeutet, dass man <strong>in</strong> P L 1 den Test <strong>der</strong> semantischen Folgerungsbeziehung weiter<br />
zurückführen kann auf e<strong>in</strong>en Unerfüllbarkeitstest. Genau <strong>die</strong>ses Verfahren ist <strong>die</strong> häufig<br />
verwendete Methode des Beweis durch Wi<strong>der</strong>spruch: Um zu zeigen, dass aus Axiomen<br />
e<strong>in</strong> Theorem folgt, zeigt man, dass <strong>die</strong> Axiome zusammen mit dem negierten Theorem<br />
e<strong>in</strong>en Wi<strong>der</strong>spruch ergeben.<br />
4.1.3 Berechenbarkeitseigenschaften <strong>der</strong> Prädikatenlogik<br />
Es gilt <strong>die</strong> Unentscheidbarkeit <strong>der</strong> Prädikatenlogik:<br />
Theorem 4.1.19. Es ist unentscheidbar, ob e<strong>in</strong>e geschlossene Formel e<strong>in</strong> Satz <strong>der</strong> Prädikatenlogik<br />
ist.<br />
E<strong>in</strong>en Beweis geben wir nicht. Der Beweis besteht dar<strong>in</strong>, e<strong>in</strong> Verfahren anzugeben, das<br />
je<strong>der</strong> Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e M e<strong>in</strong>e prädikatenlogische Formel zuordnet, <strong>die</strong> genau dann e<strong>in</strong><br />
Satz ist, wenn <strong>die</strong>se Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e auf dem leeren Band term<strong>in</strong>iert. Hierbei nimmt man<br />
TM, <strong>die</strong> nur mit e<strong>in</strong>em Endzustand term<strong>in</strong>ieren können. Da das Halteproblem für Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>en<br />
unentscheidbar ist, hat man damit e<strong>in</strong>en Beweis für den Satz.<br />
Analog dazu gilt jedoch, <strong>die</strong> Semi-Entscheidbarkeit, d.h.<br />
Theorem 4.1.20. Die Menge <strong>der</strong> Sätze <strong>der</strong> Prädikatenlogik ist rekursiv aufzählbar.<br />
Als Schlußfolgerung kann man sagen, dass es ke<strong>in</strong> Deduktionssystem gibt (Algorithmus),<br />
das bei e<strong>in</strong>gegebener Formel nach endlicher Zeit entscheiden kann, ob <strong>die</strong> Formel<br />
e<strong>in</strong> Satz ist o<strong>der</strong> nicht. Allerd<strong>in</strong>gs gibt es e<strong>in</strong>en Algorithmus, <strong>der</strong> für jede Formel, <strong>die</strong> e<strong>in</strong><br />
Satz ist, auch term<strong>in</strong>iert und <strong>die</strong>se als Satz erkennt.<br />
Über das theoretische Verhalten e<strong>in</strong>es automatischen Deduktionssystems kann man daher<br />
folgendes sagen: Es kann term<strong>in</strong>ieren und antworten: ist o<strong>der</strong> ist ke<strong>in</strong> Satz. Wenn das<br />
System sehr lange läuft, kann das zwei Ursachen haben: Der Satz ist zu schwer zu zeigen<br />
(zu erkennen) o<strong>der</strong> <strong>die</strong> e<strong>in</strong>gegebene Formel ist ke<strong>in</strong> Satz und das System kann auch <strong>die</strong>s<br />
nicht erkennen.<br />
Die E<strong>in</strong>ordnung <strong>der</strong> sogenannten quantifizierten Booleschen Formeln – Quantoren<br />
über null-stellige Prädikate s<strong>in</strong>d erlaubt, aber ke<strong>in</strong>e Funktionssymbole, und ke<strong>in</strong>e mehrstelligen<br />
Prädikate – ist <strong>in</strong> P L 1 nicht möglich. Diese QBF s<strong>in</strong>d e<strong>in</strong> „Fragment“ von P L 2 .<br />
Es ist bekannt, dass <strong>die</strong> Eigenschaft „Tautologie“ für QBF entscheidbar ist (PSPACEvollständig).<br />
M. Schmidt-Schauß & D. Sabel, Skript KI, WS 2012/13 129 Stand: 25. November 2012