Verifikation reaktiver Systeme - Universität Kaiserslautern
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188<br />
Sei umgekehrt Sing (z)<br />
Z<br />
erfüllt. Zu zeigen ist, dass z eine Zweierpotenz ist.<br />
Betrachte die Werte der durch die Existenzquantoren gebundenen Variablen x<br />
und y. Esgilt0 ≤ y ≤ x. Giltx =0, so folgt daraus y =0und damit z =1.<br />
Sei also x>0 und p x das Prädikat, das x kodiert. Dann existiert ein k mit p (k)<br />
x<br />
und ¬p (l)<br />
x<br />
für alle l>k.Für alle y ′ ≤ x gilt ebenfalls ¬p (l)<br />
y ′<br />
und damit ¬p(l)<br />
OR(x,y ′ )<br />
für alle l>k.AlsogiltOR(x, y ′ ) ≤ 2 k+1 − 1. Mit y ′ =2 k − 1 wird dieser Wert<br />
erreicht. Also muss OR(x, y) =2 k+1 − 1 gelten. Damit gilt z =2 k+1 und z ist<br />
eine Zweierpotenz.<br />
Es wurde also gezeigt, dass unter der Annahme, dass die Bitvektoroperation<br />
OR in Presburger Z -Arithmetik definierbar ist, auch das Prädikat Sing Z in Presburger<br />
Z -Arithmetik definierbar ist. Das Prädikat Sing Z ist aber offensichtlich<br />
nicht schließlich periodisch. Nach Lemma 1 kann es damit aber nicht in Presburger<br />
Z -Arithmetik definiert werden. Also kann die Bitvektoroperation OR nicht<br />
in Presburger Z -Arithmetik definiert werden.<br />
⊓⊔<br />
5.5 Komplexität des Entscheidungsproblems der um<br />
Bitvektoroperationen erweiterten Presburger-Arithmetik<br />
Es wurde gezeigt, dass Bitvektoroperationen nicht in Presburger Z -Arithmetik definierbar<br />
sind. Dies bedeutet, dass Presburger Z,Bit -Arithmetik ausdrucksstärker<br />
als Presburger Z -Arithmetik ist. Daraus allein lässt sich jedoch noch nicht folgern,<br />
dass das Entscheidungsproblem der Presburger Z,Bit -Arithmetik nicht in O(2 22n )<br />
lösbar ist. Im Folgenden soll gezeigt werden, dass das Entscheidungsproblem der<br />
Presburger Z,Bit -Arithmetik nicht elementare Komplexität besitzt.<br />
Es wurde gezeigt, dass das Prädikat Sing Z : Z → B in Presburger Z,Bit -Arithmetik<br />
definierbar ist. Dieses Prädikat entspricht dem in Abschnitt 3.3 benutzten<br />
Prädikat Sing :2 N → B eingeschränkt auf die ganze Zahlen repräsentierenden<br />
monadischen Prädikate über N. Also gilt:<br />
Sing Z (x) ⇔ Sing(p x )für alle x ∈ Z<br />
Entsprechende Einschränkungen der Prädikate Subset und S 2 sind ebenfalls in<br />
Presburger Z -Arithmetik definierbar:<br />
∀x.∀y. Subset Z (x, y) ↔ AND(x, y) = . x<br />
∀x.∀y. S 2Z (x, y) ↔ Sing Z (x) ∧ x + x = . y<br />
In Abschnitt 3.3 wurde gezeigt, dass jede MSO < -Formel in eine äquivalente<br />
Formel übersetzt werden kann, die keine Variablen erster Stufe und nur die Prädikate<br />
Subset, Sing und S 2 enthält (siehe Abb. 7). Einschränkungen dieser Prädikate<br />
sind in Presburger Z -Arithmetik definierbar. Eine ähnliche Einschränkung von<br />
MSO < stellt die Weak Monadic Second Order Logic of Linear Order (WMSO < )<br />
dar. Sie entspricht MSO < , wobei nur monadische Prädikate p zweiter Stufe betrachtet<br />
werden, die endlichen Mengen entsprechen, für die also ein n 0 ∈ N existiert<br />
mit ¬p (n) für alle n ≽ n 0 .DieseEinschränkung bezieht sich sowohl auf das<br />
Quantifizieren als auch auf die erlaubten Belegungen freier Variablen. Analog zu