Einführung in die Methoden der Künstlichen Intelligenz - Goethe ...
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6.6 E<strong>in</strong>ge Analysen zur Implementierungen<br />
Insbeson<strong>der</strong>e f<strong>in</strong>det er ke<strong>in</strong>en Wi<strong>der</strong>spruch, obwohl <strong>die</strong> Menge <strong>der</strong> Constra<strong>in</strong>ts wi<strong>der</strong>sprüchlich<br />
ist.<br />
Bemerkung 6.5.3. Man kann sich bei Anfragen an den Allen-Kalkül nur darauf verlassen, dass<br />
<strong>die</strong> Vervollständigung richtig ist, aber evtl. nicht optimal. Wenn man <strong>die</strong> Frage stellt: Ist das Constra<strong>in</strong>t<br />
C wi<strong>der</strong>sprüchlich, so kann man sich nur bei „JA“ (d.h. Herleitung <strong>der</strong> 0) auf <strong>die</strong> Antwort<br />
verlassen, aber micht bei „NEIN“. Umgekehrt heisst das auch, dass man sich bei <strong>der</strong> Frage nach<br />
<strong>der</strong> Erfüllbarkeit dementsprechend nur auf <strong>die</strong> Antwort „NEIN“ verlassen kann.<br />
6.6 E<strong>in</strong>ge Analysen zur Implementierungen<br />
E<strong>in</strong> Allensches Constra<strong>in</strong>t kann man versuchen vollständig auf Erfüllbarkeit bzw Unerfülllbarkeit<br />
zu testen, <strong>in</strong>dem man Fallunterscheidungen macht.<br />
Wir schauen genauer auf Allensche Constra<strong>in</strong>ts, wobei wir annehmen, dass <strong>die</strong>se normalisiert<br />
s<strong>in</strong>d, d.h. zwischen zwei Intervallkonstanten gibt es nur e<strong>in</strong> Constra<strong>in</strong>t.<br />
Def<strong>in</strong>ition 6.6.1. E<strong>in</strong> Allensches Constra<strong>in</strong>t nennt man e<strong>in</strong>deutig, wenn für alle Paare A, B<br />
von Intervallkonstanten gilt: Das Constra<strong>in</strong>t enthält genau e<strong>in</strong>e Beziehung A r B, wobei r e<strong>in</strong>e<br />
<strong>der</strong> dreizehn Basisrelationen ist.<br />
Es gilt:<br />
Satz 6.6.2. Der Allensche Abschluss e<strong>in</strong>es e<strong>in</strong>deutigen Allenschen Constra<strong>in</strong>ts F ist entwe<strong>der</strong> 0,<br />
o<strong>der</strong> wie<strong>der</strong>um F .<br />
Beweis. Es reicht zu zeigen, dass <strong>die</strong> Anwendung <strong>der</strong> Transitivitätsregel nur e<strong>in</strong>deutige<br />
Relationen erzeugen kann (nach Anwendung weiterer Regeln): Seien A r 1 B, B r 2 C<br />
Teilformeln des e<strong>in</strong>deutigen Allenschen Constra<strong>in</strong>t, dann muss es bereits e<strong>in</strong>e Beziehung<br />
A r 3 C geben (sonst wäre das Constra<strong>in</strong>t nicht e<strong>in</strong>deutig). Die Transitivitätsregel ergibt:<br />
A r 1 B ∧ B r 2 C ∧ A r 3 C → A r 1 B ∧ B r 2 C ∧ A (r 1 ◦ r 2 ) C ∧ A r 3 C.<br />
Anschließend können wir e<strong>in</strong>e weitere Regel anwenden:<br />
A r 1 B ∧ B r 2 C ∧ A (r 1 ◦ r 2 ) C ∧ A r 3 C → A r 1 B ∧ B r 2 C ∧ A (r 1 ◦ r 2 ) ∩ {r 3 } C<br />
. Da <strong>der</strong> Schnitt (r 1 ◦ r 2 ) ∩ {r 3 } entwe<strong>der</strong> r 3 o<strong>der</strong> ∅ (Unerfüllbarkeit) ergeben muss, folgt<br />
<strong>die</strong> Aussage.<br />
Def<strong>in</strong>ition 6.6.3. Zu jedem Allenschen Constra<strong>in</strong>t C kann man <strong>die</strong> Menge aller zugehörigen<br />
e<strong>in</strong>deutigen Allenschen Constra<strong>in</strong>ts D def<strong>in</strong>ieren, wobei gelten muss: Wenn A r B <strong>in</strong> D vorkommt<br />
und A R B <strong>in</strong> C, dann gilt r ∈ R.<br />
Lemma 6.6.4. E<strong>in</strong> Allensches Constra<strong>in</strong>t ist erfüllbar, gdw., es e<strong>in</strong> zugehöriges e<strong>in</strong>deutiges Constra<strong>in</strong>t<br />
gibt, das erfüllbar ist.<br />
M. Schmidt-Schauß & D. Sabel, Skript KI, WS 2012/13 211 Stand: 17. Januar 2013