130 KAPITEL 6. BERECHNUNG VON ANTWORTENterpretation I gibt, <strong>in</strong> der die Fakten falsch und die Regeln wahr s<strong>in</strong>d [CL73] (deswegenheißt e<strong>in</strong>e solche Resolventenmethode auch semantische Resolution“).”Aufgrund der E<strong>in</strong>schränkung, daß Fakten ke<strong>in</strong>e Variablen enthalten sollen, hat manbei positiv und negativ b<strong>in</strong>denden Prädikaten ke<strong>in</strong>e Wahl: I muß die positiv b<strong>in</strong>dendenPrädikate als falsch und die negativ b<strong>in</strong>denden als wahr <strong>in</strong>terpretieren (wenn man beliebigeAxiomenmengen Φ zuläßt). Bei den nicht b<strong>in</strong>denden Prädikaten könnte dagegen e<strong>in</strong>ebeliebige Interpretation gewählt werden. Oben wurden sie zur technischen Vere<strong>in</strong>fachungwie positiv b<strong>in</strong>dende Prädikate behandelt, aber <strong>in</strong> speziellen Fällen könnte e<strong>in</strong>e andereWahl günstiger se<strong>in</strong>. Ziel sollte es dabei se<strong>in</strong>, möglichst viele der vorgegebenen Axiome Φals Fakten behandeln zu können, und nur wenige Regeln zu haben.Datentyp-Prädikate können bei der Regelanwendung gleich ausgewertet werden, daihre Interpretation durch I D e<strong>in</strong>deutig bestimmt ist und die Variablen anderweitig gebundens<strong>in</strong>d.Def<strong>in</strong>ition 6.1.5 (E<strong>in</strong>fache Hyperresolution): Sei Φ F e<strong>in</strong>e Menge von disjunktivenFakten und Φ R e<strong>in</strong>e Menge von Regeln. E<strong>in</strong> disjunktives Faktum ˆϕ heißt aus Φ F ∪ Φ Rmit e<strong>in</strong>facher Hyperresolution direkt ableitbar, wenn es• e<strong>in</strong>e Regel λ H 1 ∨· · ·∨λ H n ← λ B 1 ∧· · ·∧λ B m ∧λ E 1 ∧· · ·∧λ E m ′ ∈ Φ R mit Kopf-Literalen λ H ,Rumpf-Literalen ∼ λ B und auswertbaren Literalen ∼ λ E• e<strong>in</strong>e Grundsubstitution θ für diese Regel, und• disjunktive Fakten der Form λ B i θ ∨ λ C i,1 ∨ · · · ∨ λ C i,k i∈ Φ F (i = 1, . . . , m)gibt, so daß• I D |= λ E j θ für j = 1, . . . , m ′ , und• ˆϕ = λ H 1 θ ∨ · · · ∨ λ H n θ ∨ λ C 1,1 ∨ · · · ∨ λ C 1,k 1∨ · · · ∨ λ C m,1 ∨ · · · ∨ λ C m,k m.Def<strong>in</strong>ition 6.1.6 (ableitbar): E<strong>in</strong> disjunktives Faktum ˆϕ heißt aus Φ F ∪ Φ R mite<strong>in</strong>facher Hyperresolution ableitbar, wenn für ˆΦ 0 := Φ F ,ˆΦ i := ˆΦ i−1 ∪ { ˆϕ ′ | ˆϕ ′ ist aus ˆΦ i−1 ∪ Φ R direkt ableitbar}und e<strong>in</strong> i ∈ IN gilt: ˆϕ ∈ ˆΦ i .Es ist jetzt die Korrektheit und Vollständigkeit dieser Resolventenmethode zu zeigen. ImGegensatz zur üblichen Vollständigkeitsaussage [CL73], die sich nur auf die leere Klauselbezieht, wird hier die Vollständigkeit für m<strong>in</strong>imale disjunktive Fakten benötigt.Es sei noch daran er<strong>in</strong>nert, daß bei e<strong>in</strong>gebauten Prädikaten aus P D natürlich auchbei der logischen Folgerung nur solche Modelle betrachtet werden, die mit I D kompatibels<strong>in</strong>d. So gilt etwa ∅ ⊢ (2 = 1 + 1).Lemma 6.1.7:Ist ˆϕ mit e<strong>in</strong>facher Hyperresolution aus ¯Φ ableitbar, so gilt ¯Φ ⊢ ˆϕ.Beweis: Dies ergibt sich ganz direkt mit vollständiger Induktion über der Länge der Ableitung,d.h. über dem Index i von ˆΦ i . Hat man e<strong>in</strong> Modell der verwendeten disjunktiven Fakten, dasaußerdem die Regel und die auswertbaren Literale erfüllt, so muß dieses Modell natürlich auchdas abgeleitete disjunktive Faktum erfüllen.✷
6.1. BOTTOM-UP 131Lemma 6.1.8: Sei ˆϕ e<strong>in</strong> disjunktives Faktum mit ¯Φ ⊢ ˆϕ, das m<strong>in</strong>imal mit dieserEigenschaft ist (d.h. ke<strong>in</strong>e echte Teildisjunktion folgt auch aus ¯Φ). Dann ist ˆϕ aus ¯Φ mite<strong>in</strong>facher Hyperresolution ableitbar.Beweis: Zunächst wird die Behauptung für Mengen ¯Φ von Grundklauseln gezeigt, und zwarmit vollständiger Induktion über der Anzahl n der vorkommenden Grundatome.Für n = 0 ist die Behauptung trivial, ˆϕ kann höchstens die leere Klausel se<strong>in</strong>, und wegen¯Φ ⊢ ˆϕ muß ¯Φ die leere Klausel enthalten (¯Φ kann ja ke<strong>in</strong>e anderen Klauseln enthalten).Im Induktionsschritt kann nun angenommen werden, daß die Behauptung für alle ¯Φ und ˆϕmit weniger als n Grundatomen bewiesen ist.Sei ˆϕ zunächst nicht leer. Dann sei λ 0 e<strong>in</strong>es der Grundliterale von ˆϕ und ˆϕ ′ sei der Rest.Weiterh<strong>in</strong> entstehe ¯Φ ′ aus ¯Φ, <strong>in</strong>dem λ 0 aus dem Kopf jeder Klausel gestrichen wird und außerdemjede Klausel gestrichen wird, die λ 0 im Rumpf enthält (dies entspricht gerade e<strong>in</strong>er Interpretationvon λ 0 als falsch). Nach Konstruktion gilt:• ¯Φ ′ und ˆϕ ′ enthalten m<strong>in</strong>destens e<strong>in</strong> Grundliteral weniger als ¯Φ und ˆϕ.• Es gilt ¯Φ ′ ⊢ ˆϕ ′ . Wäre dies nicht der Fall, gäbe es also e<strong>in</strong> Modell I ′ von ¯Φ ′ mit I ′ ̸|= ˆϕ ′ ,so könnte man daraus e<strong>in</strong> Modell I von ¯Φ mit I ̸|= ˆϕ machen, <strong>in</strong>dem man λ 0 als falsch<strong>in</strong>terpretiert. (Weil λ 0 <strong>in</strong> ˆϕ vorkommt, ist es ke<strong>in</strong> auswertbares Literal, sonst wäre se<strong>in</strong>eInterpretation ja vorgeschrieben.)• ˆϕ ′ ist noch m<strong>in</strong>imal: Sei ˆϕ ′′ e<strong>in</strong>e echte Teildisjunktion von ˆϕ ′ . Weil ˆϕ m<strong>in</strong>imal ist, gibt ese<strong>in</strong> Modell I von ¯Φ mit I ̸|= ˆϕ ′′ ∨ λ 0 . In diesem Modell ist λ 0 natürlich falsch, also ist Iauch Modell von ¯Φ ′ .Damit ist die Induktionsannahme anwendbar, und man erhält, daß ˆϕ ′ aus ¯Φ ′ mit e<strong>in</strong>facherHyperresolution ableitbar ist. Dieselben Ableitungsschritte kann man nun mit den Regeln von ¯Φnachvollziehen, es kann dabei höchstens das zusätzliche Kopf-Literal λ 0 h<strong>in</strong>zukommen, das aberim weiteren Verlauf der Ableitung nicht stört. Nach der Konstruktion konnten ja beim Beweisvon ˆϕ ′ ke<strong>in</strong>e Regeln verwendet werden, die λ 0 im Rumpf enthalten.Im zweiten Teil des Induktionsschrittes ist nun der Fall zu behandeln, daß ˆϕ die leere Klauselist. Falls <strong>in</strong> ¯Φ nur noch auswertbare Literale vorkommen, muß wegen ¯Φ ⊢ ˆϕ der Rumpf e<strong>in</strong>erder Regeln <strong>in</strong> I D erfüllt se<strong>in</strong>, so daß man sofort die leere Klausel erhält. Ansonsten sei λ 0 e<strong>in</strong>beliebiges <strong>in</strong> ¯Φ vorkommendes nicht auswertbares Grundliteral. Geht man wieder zu ¯Φ ′ wieoben konstruiert über, so gilt natürlich ¯Φ ′ ⊢ ✷ (wäre ¯Φ ′ nicht <strong>in</strong>konsistent, so könnte man ause<strong>in</strong>em Modell I ′ sofort e<strong>in</strong> Modell I von ¯Φ machen). Trivialerweise ist ✷ auch m<strong>in</strong>imal mitdieser Eigenschaft. Aus der Induktionsannahme erhält man also e<strong>in</strong>e Ableitung von ✷ aus ¯Φ ′ .Führt man dieselbe Ableitung mit den Klauseln aus ¯Φ durch, so erhält man entweder ✷ oder ψ 0 .Im ersten Fall ist man fertig; im zweiten Fall betrachtet man die Klauselmenge ¯Φ ′′ , die aus ¯Φ ′entsteht, <strong>in</strong>dem λ 0 aus dem Rumpf aller Klauseln gestrichen wird, und die Klauseln weggelassenwerden, die λ 0 im Kopf enthalten (dies entspricht der Interpretation von λ 0 als wahr). Wiederliefert die Induktionsannahme e<strong>in</strong>e Ableitung von ✷ aus ¯Φ ′′ . Will man diese Ableitung mit denKlauseln aus ¯Φ nachvollziehen, so braucht man möglicherweise das Rumpf-Literal λ 0 . Dies istjedoch nach der vorangegangenen Überlegung aus ¯Φ ableitbar.Damit ist der Induktionsschritt vollständig. Die Behauptung ist nun also für alle endlichenMengen ¯Φ von Grundklauseln bewiesen. Aufgrund der Bereichsbeschränkung werden bei jedemAbleitungsschritt alle vorkommenden Variablen an Konstanten gebunden, die explizit <strong>in</strong> ¯Φ