Formale Methoden 2 LVA 703019, 703020 Beweistechnik: Beweise

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Beweisformen
Induktionsbeweise
Wörter
Formale Methoden 2
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LVA 703019, 703020
(http://clinformatik.uibk.ac.at/teaching/ss06/fmII/)
Georg Moser (VO)1 Martin Korp (UE)2
Friedrich Neurauter (UE)3 Christian Vogt (UE)4
1
2
3
4
[email protected]
[email protected]
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Sprechstunden:
Sprechstunden:
Sprechstunden:
Sprechstunden:
Mittwoch, 13:00–15:00 (3M09)
Freitag, 12:00–14:00 (3M03)
Montag, 11:00–13:00 (3M03)
Donnerstag, 10:00–12:00 (3M12)
Sommersemester 2006
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Induktionsbeweise
G. Moser
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Wörter
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Beweistechnik: Beweise in Bezug auf Mengen
Satz
R ∪ (S ∩ T ) = (R ∪ S) ∩ (R ∪ T )
Beweis
Umformulierung nach Definition zu ‘Genau dann,
wenn”-Satz:
x ∈ R ∪ (S ∩ T ) genau dann, wenn x ∈ (R ∪ S) ∩ (R ∪ T )
Wir zeigen die “nur dann, wenn”-Richtung: x ∈ R ∪ (S ∩ T )
impliziert x ∈ (R ∪ S) ∩ (R ∪ T ):
x ∈ R ∪ (S ∩ T )
Hypothese
x ∈ R oder (x ∈ S ∩ T )
Definition von ∪
x ∈ R oder (x ∈ S und x ∈ T )
Definition von ∩
(x ∈ R oder x ∈ S) und (x ∈ R oder x ∈ T )
x ∈ (R ∪ S) ∩ (R ∪ T )
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Induktionsbeweise
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Beweistechnik: Widerspruchsbeweise
Satz
S sei eine endliche Teilmenge einer unendlichen Menge
U. T sei die Komplementärmenge von S in Bezug auf U. Dann ist
T unendlich.
Beweis
á Laut Definition S ∪ T = U und S, T disjunkt, also
|S| + |T | = |U|.
á Da S endlich, existiert n, sodass |S| = n. Andererseits, da U
unendlich, existiert kein l, sodass |U| = l.
á Angenommen T ist endlich, dann existiert m, sodass |T | = m.
á Also |U| = |S| + |T | = n + m. Widerspruch!
á Somit muss T unendlich sein.
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Widerspruchsbeweise
Hypothese(n) Negation der Konklusion
⊥
Konklusion
Gegenbeispiele
Sätze behandeln allgemeine Aussage. Ist die Aussage für
bestimmte Werte falsch, dann haben wir ein Gegenbeispiel
gefunden.
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Wörter
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Induktionsbeweise mit ganzen Zahlen
Aussage S(n) soll für alle n gezeigt werden.
á Basis: Zu zeigen, dass S für Startwert gilt, etwa n = 0 oder
n = 1.
á Induktionsschritt: Zu zeigen, dass wenn S(n), dann gilt auch
S(n + 1).
Induktionsprinzip
Wenn wir S(i) beweisen und beweisen
können, dass für alle n ≥ i, S(n) S(n + 1) impliziert, dann können
wir darauf schließen, dass S(n) für alle n ≥ i gilt.
S(i)
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Satz
Beweis
S(n)
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Induktionsbeweise
S(n + 1)
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Wenn x ≥ 4, dann 2x ≥ x 2 .
mit Induktion
Basis: x = 4 impliziert 2x = x 2 .
Schritt: Induktionshypothese (IH): 2x ≥ x 2
á zu zeigen 2x+1 ≥ (x + 1)2 ; aus IH folgt: 2x+1 = 2 · 2x ≥ 2x 2 ;
wir zeigen 2x 2 ≥ (x + 1)2 :
á zunächst zeigen wir x ≥ 2 + x1 : x ≥ 4 ≥ 2 + 1 ≥ 2 + x1 .
á Nun gilt:
1
x ≥2+
x
2
x ≥ 2x + 1
mit x multiplizieren
2x 2 ≥ 2x 2 + 2x + 1
x 2 addieren
2x 2 ≥ (x + 1)2
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Wörter
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Allgemeinere Formen der Induktion
Um S(n + 1) zu beweisen, können wir als Induktionshypothesen
alle Aussagen
S(i), S(i + 1), . . . , S(n) ,
verwenden.
Andere Erweiterung: Mehrere Basisfälle
S(i), S(i + 1), . . . , S(j) ,
Dann können wir im Induktionsschritt
n≥j ,
annehmen.
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Satz
Wenn n ≥ 8, dann existieren natürliche Zahlen
k, l ≥ 0, sodass n = 3k + 5l.
Beweis
Wir schreiben S(n) für die Aussage des Satzes.
Basis
(i) S(8): 8 = 3 + 5, (ii) S(9): 9 = 3 · 3 + 5 · 0, (iii)
S(10): 10 = 3 · 0 + 5 · 2.
Schritt
IH:
S(8), S(9), . . . , S(n) sind wahr und n ≥ 10.
á wir müssen S(n + 1) zeigen
á wir betrachten (n + 1) − 3, dann gilt (n + 1) − 3 = n − 2 ≥ 8;
IH ist auf n − 2 anwendbar
á es existieren k, l ≥ 0, sodass n − 2 = 3k + 5l
á also n + 1 = 3(k + 1) + 5l
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Strukturelle Induktion—Induktive Definitionen
Bäume
á Basis
Ein einzelner Knoten ist ein Baum; dieser Knoten
ist die Wurzel (des Baumes).
á Schritt
Wenn T1 , T2 , . . . , Tk Bäume sind, bilde neuen
Baum:
1. Neuer Knoten N, die Wurzel.
2. Füge k Kanten von N zu den Wurzeln der Ti hinzu.
Ausdrücke
á Basis
Jede Zahl, jeder Buchstabe ist ein Ausdruck.
á Schritt
Wenn E , F Ausdrücke sind, dann sind auch
E + F , E · F und (E ) Ausdrücke.
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Induktionsprinzip
Aussage S(X ) soll für alle Strukturen X , die durch eine bestimmte
induktive/rekursive Definition gegeben sind, gezeigt werden.
á Basis
S(X ) wird für die Basisstruktur(en) X bewiesen.
á Schritt
Wähle Struktur X , die rekursiv aus Y1 , Y2 , . . . , Yk gebildet
wird.
IH
S(Y1 ), S(Y2 ), . . . , S(Yk ) sind wahr
Zeige damit
S(X )
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Satz
Wörter
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Jeder Baum hat einen Knoten mehr als Kanten.
Beweis
Die Aussage S(T ) lautet: “Wenn T ein Baum ist
und n Knoten und e Kanten hat, dann gilt n = e + 1.”
á Basis
Trivialerweise gilt n = e + 1, wenn T nur aus
einem Knoten besteht.
á Schritt
Angenommen T habe T1 , . . . , Tk als direkte
Teilbäume, mit IH folgt S(T1 ), . . . , S(Tk ).
n1 , . . . , nk die Anzahlen der Knoten von T1 , . . . , Tk .
e1 , . . . , ek die Anzahlen der Kanten von T1 , . . . , Tk .
Für alle i ∈ [1, k] gilt: ni = ei + 1
n = 1 + n1 + · · · + nk =
= 1 + (e1 + 1) + · · · + (ek + 1) = k + e1 + · · · ek + 1 = e + 1 .
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Alphabete und Wörter
Ein Alphabet Σ ist eine endliche, nicht leere Menge von Symbolen.
Beispiel
Alphabete
á Σ = {0, 1} das binäre Alphabet
á Σ = {a, b, . . . , z}, die Kleinbuchstaben
á die Menge der (druckbaren) ASCII-Zeichen
Eine Zeichenreihe (ein Wort, ein String) ist eine endliche Folge von
Symbolen über einem Alphabet Σ.
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Wörter
Sprachen
Wörter und Wortlänge
Beispiel
Wörter
á Die Symbolkette 01101 ist eine Zeichenreihe über dem
Alphabet {0, 1}
á Die leere Zeichenreihe ist ein String, der keine Symbole
enthält.
Die Länge eines Wortes w ist als die Anzahl der Positionen in w
definiert. Die Länge von w wird mit |w | bezeichnet.
Beispiel
Länge
á Die Länge von 01101 ist 5; konzise |01101| = 5
á Die Länge von ist 0.
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Σk , Σ+ , Σ∗
Definiere Σk als die Menge der Wörter der Länge k, deren
Symbole aus Σ stammen. Wir verwenden auch
Σ+ = Σ1 ∪ Σ2 ∪ · · ·
Σ∗ = Σ+ ∪ {}
Beispiel
Sei Σ = {0, 1}. Dann gilt
á Σ1 = {0, 1}
á Σ2 = {00, 01, 10, 11}
á Σ3 = {000, 001, 010, 011, 100, 101, 110, 111}
á ...
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Wörter
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Konkatenation
Seien x, y Wörter, wir schreiben xy für die Konkatenation von x
und y .
Sei x = a1 a2 · · · ai , y = b1 b2 · · · bj , dann gilt
xy = a1 a2 · · · ai b1 b2 · · · bj
Beispiel
Konkatenation
Sei x = 01101, y = 110, z = 10101 dann ist xy = 01101110 und
yx = 11001101. Die Konkatenation ist also nicht kommutativ,
aber assoziativ:
(xy )z = (01101110)10101 = 01101(11010101) = x(yz) .
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Sprachen
Eine Teilmenge L von Σ∗ heißt eine formale Sprache über dem
Alphabet Σ
Beispiel
Sprachen
á Die Menge der Wörter, die jeweils die selbe Anzahl 0en und
1er enthalten:
{, 01, 10, 0011, 0101, · · · } .
á Die Binärzahlen, die Primzahlen kodieren:
{10, 11, 101, 111, 1011, · · · } .
á Σ∗ ist eine Sprache, ∅—die leere Sprache—ist eine Sprache,
{} ist eine Sprache. Beachte {} =
6 ∅.
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Wörter
Sprachen
Komplement, Produkt, Potenz
Das Komplement L von L ist definiert als
L := {x ∈ Σ∗ | x ∈
/ L}
Für L1 und L2 über Σ ist das Produkt L1 L2 definiert als
L1 L2 := {xy | x ∈ L1 , y ∈ L2 }
Die k-te Potenz


{}



Lk = L


LL···L

| {z }
falls k = 0
falls k = 1
falls k > 1
k-mal
∗
L =
[
L
k
+
L :=
k≥0
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[
Lk
k≥1
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Wörter
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Sprachen
Zusammenfassung
á Beweise über Mengen, Widerspruchsbeweise, Gegenbeispiele
á Induktive Beweise mit ganzen Zahlen
á Strukturelle Induktion
á Alphabete, Wörter, Sprachen
á Komplement, Produkt, Potenz
Formale Methoden 2
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