Einführung in die Methoden der Künstlichen Intelligenz - Goethe ...
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6 Qualitatives zeitliches Schließen<br />
Beweis. Das ist klar, da <strong>die</strong> E<strong>in</strong>zelconstra<strong>in</strong>ts ja Disjunktionen s<strong>in</strong>d, und bei e<strong>in</strong>er erfüllenden<br />
Belegung genau e<strong>in</strong>e <strong>der</strong> Relationen <strong>in</strong> <strong>der</strong> Relationsmenge gilt.<br />
Satz 6.6.5. E<strong>in</strong> e<strong>in</strong>deutiges Allensches Constra<strong>in</strong>t ist erfüllbar, gdw. <strong>der</strong> Allensche Kalkül bei Vervollständigung<br />
das Constra<strong>in</strong>t nicht verän<strong>der</strong>t, d.h. wenn es e<strong>in</strong> Fixpunkt ist.<br />
Beweis. Wenn <strong>der</strong> Kalkül e<strong>in</strong>en Wi<strong>der</strong>spruch entdeckt, dann ist das Constra<strong>in</strong>t natürlich<br />
wi<strong>der</strong>sprüchlich. Für den Fall, dass <strong>der</strong> Kalkül ke<strong>in</strong>en Wi<strong>der</strong>spruch entdeckt, kann man<br />
zeigen, dass e<strong>in</strong>e totale Ordnung <strong>der</strong> Intervallenden möglich ist. E<strong>in</strong>en entsprechenden<br />
Beweis f<strong>in</strong>det man bspw. <strong>in</strong> (Valdés-Pérez, 1987)<br />
Daraus ergibt sich e<strong>in</strong> (im worst-case exponentieller) Algorithmus, <strong>der</strong> <strong>die</strong> Erfüllbarkeit<br />
e<strong>in</strong>es Allenschen Constra<strong>in</strong>ts testet:<br />
• Sei C e<strong>in</strong> Allensches Constra<strong>in</strong>t.<br />
• Sei D <strong>die</strong> Menge aller e<strong>in</strong>deutigen Allenschen Constra<strong>in</strong>ts zu C.<br />
• Berechne den Allenschen Abschluss jedes Constra<strong>in</strong>ts C ′ ∈ D.<br />
• Wenn dabei ke<strong>in</strong> Wi<strong>der</strong>spruch auftritt, ist C erfüllbar, an<strong>der</strong>enfalls C wi<strong>der</strong>sprüchlich.<br />
Die durchschnittliche Verzweigungsrate <strong>die</strong>ses Algorithmus ist 6.5, da man im schlimmsten<br />
Fall pro Beziehung A R B dreizehn Fallunterscheidungen machen muss, und im besten<br />
Fall R e<strong>in</strong>elementig ist.<br />
6.7 Komplexität<br />
Komplexität des Problems und des Algorithmus s<strong>in</strong>d zu unterscheiden:<br />
Die Komplexität des Problems ist schlechter, denn es gilt:<br />
Satz 6.7.1. Die Erfüllbarkeit e<strong>in</strong>er Konjunktion von Allenschen Relationen ist N P-vollständig,<br />
bzw. <strong>die</strong> Erfüllbarkeit e<strong>in</strong>es konjunktiven Allenschen Constra<strong>in</strong>ts ist N P-vollständig.<br />
Beweis. Es ist leicht e<strong>in</strong>zusehen, dass <strong>die</strong> Erfüllbarkeit e<strong>in</strong>es Allenschen Constra<strong>in</strong>ts <strong>in</strong> N P<br />
ist. Man muss nur e<strong>in</strong> l<strong>in</strong>eare Reihenfolge aller Werte X a , X e angeben (bzw. raten), wobei<br />
X e<strong>in</strong>e Intervallkonstante ist und X a <strong>der</strong> Anfang und X e das Ende. Der Test, ob <strong>die</strong>se<br />
l<strong>in</strong>eare Reihenfolge das Constra<strong>in</strong>t erfüllt, ist dann polynomiell.<br />
Zum Beweis <strong>der</strong> N P-härte nehme das N P-vollständige Problem <strong>der</strong> Drei-Färbbarkeit<br />
e<strong>in</strong>es Graphen:<br />
Gegeben e<strong>in</strong> Graph mit Knotenmenge N und Kantenmenge K. Gibt es e<strong>in</strong>e<br />
Färbung <strong>der</strong> Knoten mit drei Farben, so dass benachbarte Knoten verschiedene<br />
Farbe haben?<br />
Stand: 17. Januar 2013 212 M. Schmidt-Schauß & D. Sabel, Skript KI, WS 2012/13