Einführung in die Methoden der Künstlichen Intelligenz - Goethe ...
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6 Qualitatives zeitliches Schließen<br />
Als Schlussfolgerung kann man sagen, dass e<strong>in</strong> vollständiger Algorithmus nach aktuellem<br />
Wissenstand m<strong>in</strong>destens exponentiell se<strong>in</strong> muss, während <strong>der</strong> polynomiell Allensche<br />
Vervollständigungs-Algorithmus unvollständig se<strong>in</strong> muss.<br />
6.8 E<strong>in</strong>e polynomielle und vollständige Variante<br />
Man kann Varianten und E<strong>in</strong>schränkungen <strong>der</strong> Allenschen Constra<strong>in</strong>ts suchen, <strong>die</strong> e<strong>in</strong>en<br />
sowohl vollständigen als auch polynomiellen Erfüllbarkeitstest erlauben. E<strong>in</strong>e solche Variante<br />
haben wir bereits gesehen: Für e<strong>in</strong>deutige Allensche Constra<strong>in</strong>ts ist <strong>der</strong> Allensche<br />
Kalkül vollständig.<br />
E<strong>in</strong>e Variante ist <strong>die</strong> Menge <strong>der</strong> Relationen, <strong>die</strong> man durch e<strong>in</strong>e Konjunktion von atomaren<br />
Ungleichungen <strong>der</strong> Form x < y o<strong>der</strong> x = y repräsentieren kann, wobei x, y Endpunkte<br />
von Intervallen s<strong>in</strong>d. Hier kommt es darauf an, dass man ke<strong>in</strong>e Disjunktionen hat, <strong>die</strong> e<strong>in</strong>e<br />
Fallunterscheidung erzw<strong>in</strong>gen.<br />
E<strong>in</strong>en passenden Satz von Relationen gibt es:<br />
Alle Basisrelationen, {d, o, s}, und {ŏ, f, d} und <strong>der</strong>en Konverse. d.h. {˘d, ŏ, ˘s}, und<br />
{o, ˘f, ˘d}. Beachte, dass man noch weitere dazu nehmen kann.<br />
Die Relation A{d, o, s}B z.B. kann man als Ungleichung über den Endpunkten ausdrücken:<br />
Wenn A = [AA, AZ], B = [BA, BZ], dann entspricht obige Relation <strong>der</strong> Konjunktion<br />
<strong>der</strong> Ungleichungen: AA < AZ, BA < BZ, AZ < BZ, BA < AZ<br />
E<strong>in</strong>e Konjunktion von solchen Relationsbeziehungen ergibt <strong>in</strong> <strong>der</strong> Summe e<strong>in</strong> Constra<strong>in</strong>t,<br />
das e<strong>in</strong>e Konjunktion von Ungleichungen <strong>der</strong> Endpunkte von Intervallen ist. Diese<br />
Konjunktion kann man mittels transitivem Abschluss über <strong>die</strong> Endpunkte von Intervallen<br />
vervollständigen. Dies geht <strong>in</strong> polynomieller Zeit. Wenn man e<strong>in</strong>e Relation <strong>der</strong> Form<br />
X < X erzeugt hat, dann ist das Constra<strong>in</strong>t unerfüllbar. Ansonsten ist er erfüllbar, denn<br />
<strong>die</strong> Endpunkte kann man mit topologischem Sortieren <strong>in</strong> e<strong>in</strong>e l<strong>in</strong>eare Reihenfolge br<strong>in</strong>gen.<br />
Insgesamt hat man gezeigt, dass <strong>der</strong> so def<strong>in</strong>ierte Kalkül auf den e<strong>in</strong>geschränkten Constra<strong>in</strong>ts<br />
vollständig und polynomiell ist. Es gilt sogar, dass <strong>der</strong> Allensche Kalkül selbst auf<br />
<strong>die</strong>sen Constra<strong>in</strong>ts vollständig ist (siehe z.B. (Nebel & Bürckert, 1995)).<br />
Der H<strong>in</strong>tergrund <strong>der</strong> speziellen Klasse von Allenschen Constra<strong>in</strong>ts ist, dass sich <strong>die</strong>se<br />
Klasse als Grund-Hornklauseln darstellen lassen. Hornklauseln s<strong>in</strong>d Klauseln, <strong>die</strong> maximal<br />
e<strong>in</strong> positives Literal haben. Hierbei ist e<strong>in</strong> Literal positiv, wenn es e<strong>in</strong> unnegiertes<br />
Atom ist.<br />
Für aussagenlogische Hornklauselmengen und auch für Grund-Hornklauselmengen<br />
gilt, dass <strong>der</strong>en Erfüllbarkeit <strong>in</strong> polynomieller Zeit testbar ist.<br />
A<br />
B<br />
Stand: 17. Januar 2013 214 M. Schmidt-Schauß & D. Sabel, Skript KI, WS 2012/13