Grundlagen der Logik und Logikprogrammierung
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Definition: Satz, universeller Abschluss<br />
ϕ heißt Satz ðñ F V pϕq “ H, also alle Variablen geb<strong>und</strong>en sind.<br />
Seien die freien Variablen F V pϕq “ tX 1 , . . . , X n u. Dann ist <strong>der</strong> Universelle Abschluss von ϕ die<br />
Formel @ϕ ” @X 1 , . . . , @X n .ϕ. Semantisch werden dadurch alle freien Variablen an jeweils einen<br />
Allquantor geb<strong>und</strong>en, die Formel wird zum Satz. Man kann den universellen Abschluss umschreiben<br />
durch „einfach alle möglichen Variablen einsetzen“.<br />
Nun wollen wir zeigen, dass die freien Variablen das tun, was wir haben wollten, als wir sie definiert<br />
haben, dass nämlich eine Formel (höchstens) von den in ihr vorkommenden freien Variablen abhängt<br />
(höchstens, weil z. B. auch Tautologien möglich sind, die von garkeinen Variablen abhängig sind).<br />
Lemma 7. Sei η 1 pXq “ η 2 pXq für alle X P F V pϕq, dann M, η 1 ( ϕ ðñ M, η 2 ( ϕ, also:<br />
die Erfülltheit von ϕ ist unabhängig von den Umgebungen, solange die Umgebungen auf den freien<br />
Variablen von ϕ übereinstimmen.<br />
Beweis: Lemma 7<br />
Wir haben einen Induktionsbeweis vor, aber das Problem dass wir mit inhomogenen Entitäten arbeiten:<br />
Formeln <strong>und</strong> Termen. Daher beweisen wir zunächst, dass unsere Annahme für Terme korrekt ist, um<br />
dies in <strong>der</strong> Induktion für Formeln verwenden zu können:<br />
zZ: Es gilt für alle Terme E mit η 1 pXq “ η 2 pXq für alle X P F V pEq<br />
MrEsη 1 “ MrEsη 2 (1)<br />
Beweis per Induktion über E. Dieser Beweis beruht darauf, dass für Terme beide Seiten gleich interpretiert<br />
werden, man müsste es nur für jede Art Term einmal hinschreiben. Wir sparen uns das <strong>und</strong><br />
sehen es als bewiesen an.<br />
Induktion über ϕ: Atomare Formeln per (1), boolesche Fälle trivial. Ein Interessanter Fall ist noch <strong>der</strong><br />
des Allquantors:<br />
@X.ϕ : M, η 1 ( @X.ϕ ðñ<br />
Zur Anwendung <strong>der</strong> Induktionshypothese ist Zz:<br />
für alle m P M M, η 1 rX ÞÑ ms ( ϕ<br />
looooooooooomooooooooooon<br />
ðñ M,η 2 rXÞÑms(ϕs<br />
η 1 rX ÞÑ mspY q “ η 2 rX ÞÑ mspY q für alle Y P F V pϕq Ď F V p@X.ϕq Y tXu (2)<br />
Dass diese Gleichheit gilt, ist klar dadurch, dass die Gleichheit für F V p@X.ϕq gegeben ist, <strong>und</strong> falls<br />
Y “ X, so wird Y auf beiden Seiten <strong>der</strong> Gleichung durch X ersetzt, somit auch gleich <strong>und</strong> wir können<br />
schreiben M, η 2 ( @X.ϕ.<br />
Damit ist für einen Satz ϕ (<strong>der</strong> ja keine freien Variablen hat), M, η ( ϕ von η unabhängig, schreibe<br />
M ( ϕ.<br />
(1)<br />
Wie bisher für Aussagenlogische Formeln definieren wir M, η ( Φ ðñ M, η ( ϕ für alle ϕ P Φ.<br />
Logische Konsequenz, Erfüllbarkeit, Gültigkeit, logische Äquivalenz wie bisher bis auf Ersetzung von<br />
Wahrheitsbelegung κ durch M, η (o<strong>der</strong> nur M bei Sätzen).<br />
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