Logik Sommersemester 2009 Institut für Theoretische Informatik Leibniz Universität Hannover Lösung zum 4. Übungsblatt 11.05.2009 Stundenübung Aufgabe 1: Sei ϕ = (p2 ↔ ¬p4 )∨(¬p1 ∧p2 ∧p3 )∨(p5 ∧¬p3 )∨(p1 ∧¬p6 )∨(p4 → p6 )∨¬p5 . Man gebe eine zu ¬ϕ äquivalente KNF-Formel ψ an und untersuche mit Hilfe des Resolutionskalküls, ob ϕ eine Tautologie ist. Wenn ja, so gebe man eine Resolutionsableitung der leeren Klausel aus ψ an. Lösung: ϕ ist genau dann eine Tautologie, wenn ¬ϕ unerfüllbar ist. Zur Anwendung des Resolutionskalküls benötigen wir eine konjunktive Normalform ψ von ¬ϕ. Es gilt: ϕ ≡ (p2 ∧ ¬p4 ) ∨ (¬p2 ∧ p4 ) ∨ (¬p1 ∧ p2 ∧ p3 ) ∨ (p5 ∧ ¬p3 ) ∨ (p1 ∧ ¬p6 ) ∨ ¬p4 ∨ p6 ∨ ¬p5 Und somit: ¬ϕ ≡ (¬p2 ∨p4 )∧(p2 ∨¬p4 )∧(p1 ∨¬p2 ∨¬p3 )∧(¬p5 ∨p3 )∧(¬p1 ∨p6 )∧p4 ∧¬p6 ∧p5 =: ψ ψ ist also eine KNF mit 8 Konjunktionsgliedern, also eine Klauselmenge mit 8 Klauseln. Sie ist genau dann unerfüllbar, wenn aus ihr die leere Klausel resolvierbar ist. Obige Klauseln nennen wir in der angegebenen Reihenfolge K1 , . . . , K8 . Nun liefern jeweils die folgenden Klauselpaare den nachfolgenden Resolventen: (K2 , K6 ) liefert K9 := {p2 }. (K4 , K8 ) liefert K10 := {p3 }. (K3 , K9 ) liefert K11 := {p1 , ¬p3 }. (K11 , K10 ) liefert K12 := {p1 }. (K5 , K12 ) liefert K13 := {p6 }. (K7 , K13 ) liefert K14 := ¤. Die Folge mit den Gliedern K1 , . . . , K14 ist also eine Resolutionswiderlegung von ψ, daher ist ¬ϕ unerfüllbar und somit ϕ eine Tautologie. ¤ Aufgabe 2: Sei ϕ = p∨¬p. Man gebe Γϕ an und beweise durch Resolutionswiderlegung von Γϕ , dass ϕ eine Tautologie ist. Lösung: Da sub(ϕ) = {p, ¬p, ϕ}, ist Γϕ gleich © ª {qp , ¬p}, {¬qp , p}, {qp , q¬p }, {¬qp , ¬q¬p }, {¬qϕ , qp , q¬p }, {¬qp , qϕ }, {¬q¬p , qϕ }, {¬qϕ } . Die Klauseln nennen wir wieder K1 , . . . , K8 . Nun liefern wieder die folgenden Klauselpaare den nachfolgenden Resolventen: (K7 , K8 ) liefert K9 := {¬q¬p }. (K3 , K9 ) liefert K10 := {qp }. (K6 , K10 ) liefert K11 := {qϕ }. (K8 , K11 ) liefert K12 := ¤. Die Folge mit den Gliedern K1 , . . . , K12 ist also eine Resolutionswiderlegung von Γϕ , daher ist ¬ϕ unerfüllbar und somit ϕ eine Tautologie. ¤ Hausübung Aufgabe 3: Sei ϕ die folgende Formel: (p1 ∨ ¬(p2 ∧ p3 )) → ((p2 ↔ ¬p3 ) ∨ ¬(¬p1 ∧ p3 )) a) Man gebe, in Klauselschreibweise, eine Formel ψ in KNF an, die äquivalent zu ¬ϕ ist. b) Man untersuche mit Hilfe des Resolutionskalküls, ob ϕ eine Tautologie ist. Lösung: a) Gesucht ist eine konjunktive Normalform von ¬ϕ. Die Negation von ϕ ist äquivalent zu der Formel (p1 ∨ ¬(p2 ∧ p3 )) ∧ (¬(p2 ↔ ¬p3 ) ∧ ¬p1 ∧ p3 ). Da p2 ↔ ¬p3 äquivalent zur Formel (p2 ∧ ¬p3 ) ∨ (¬p2 ∧ p3 ) ist, ist das zweite Konjunktionsglied äquivalent zu (¬p2 ∨ p3 ) ∧ (p2 ∨ ¬p3 ) ∧ ¬p1 ∧ p3 . Diese Formel ist schon in der gewünschten Form. Das erste Konjunktionsglied wird mit einer de Morganschen Regel umgeformt zu p1 ∨ ¬p2 ∨ ¬p3 . Eine konjunktive Normalform von ¬ϕ ist damit (p1 ∨ ¬p2 ∨ ¬p3 ) ∧ (¬p2 ∨ p3 ) ∧ (p2 ∨ ¬p3 ) ∧ ¬p1 ∧ p3 . In Klauselschreibweise ergibt sich daher die gesuchte Formel ψ als ψ = {{p1 , ¬p2 , ¬p3 }, {¬p2 , p3 }, {p2 , ¬p3 }, {¬p1 }, {p3 }}. b) ϕ ist genau dann eine Tautologie, wenn ¬ϕ unerfüllbar ist. Dies wiederum ist genau dann der Fall, wenn es eine Resolutionsableitung von ¤ aus ψ gibt. Damit liefert Teil a) eine schnelle Lösung. Seien K1 , . . . , K5 wieder, in der angegebenen Reihenfolge, die Klauseln in ψ. (K3 , K5 ) liefert den Resolventen {p2 }, (K1 , K4 ) den Resolventen {¬p2 , ¬p3 }. Diese beiden ergeben {¬p3 }. Da {p3 } ∈ ψ, ergibt sich der Resolvent ¤. Damit ist ϕ als Tautologie erwiesen. ¤ Aufgabe 4: Sei ϕ = (x → y) ↔ (¬y → ¬x). Man gebe Γϕ an und beweise durch Resolutionswiderlegung von Γϕ , dass ϕ eine Tautologie ist. Lösung: Seien ψ = x → y und θ = ¬y → ¬x. Da sub(ϕ) = {x, ¬x, y, ¬y, x → y, ¬y → ¬x, ϕ}, ist Γϕ gleich © {qx , ¬x}, {¬qx , x}, {qx , q¬x }, {¬qx , ¬q¬x }, {qy , ¬y}, {¬qy , y}, {qy , q¬y }, {¬qy , ¬q¬y }, | {z } | {z } | {z } | {z } ∆x ∆¬x ∆y ∆¬y {¬qψ , ¬qx , qy }, {qx , qψ }, {¬qy , qψ }, {¬qθ , ¬q¬y , q¬x }, {q¬y , qθ }, {¬q¬x , qθ }, | {z } | {z } ∆ψ ∆θ ª {¬qϕ , ¬qψ , qθ }, {¬qϕ , qψ , ¬qθ }, {qψ , qθ , qϕ }, {¬qψ , ¬qθ , qϕ }, {¬qϕ } . | {z } ∆ϕ Die Klauseln nennen wir K1 , . . . , K19 . Nun liefern wieder die folgenden Klauselpaare den nachfolgenden Resolventen: (K18 , K19 ) liefert K20 := {¬qψ , ¬qθ }. (K20 , K13 ) liefert K21 := {¬qψ , q¬y }. (K21 , K8 ) liefert K22 := {¬qψ , ¬qy }. (K22 , K11 ) liefert K23 := {¬qy }. (K20 , K14 ) liefert K24 := {¬qψ , ¬q¬x }. (K24 , K3 ) liefert K25 := {¬qψ , qx }. (K25 , K10 ) liefert K26 := {qx }. (K17 , K19 ) liefert K27 := {qψ , qθ }. (K27 , K12 ) liefert K28 := {qψ , ¬q¬y , q¬x }. (K28 , K7 ) liefert K29 := {qψ , qy , q¬x }. (K29 , K4 ) liefert K30 := {qψ , qy , ¬qx }. (K30 , K9 ) liefert K31 := {qy , ¬qx }. (K31 , K23 ) liefert K32 := {¬qx }. (K32 , K26 ) liefert K33 := ¤. Die Folge mit den Gliedern K1 , . . . , K33 ist also eine Resolutionswiderlegung von Γϕ , daher ist ¬ϕ unerfüllbar und somit ϕ eine Tautologie. ¤ Aufgabe 5: Sei ϕ eine beliebige aussagenlogische Formel. Zeigen Sie: ¬ϕ und Γϕ sind erfüllbarkeitsäquivalent, d.h. ¬ϕ ist erfüllbar gdw. Γϕ ist erfüllbar. Lösung: Beweisskizze: Sei α eine beliebige zu ϕ passende Belegung. Jetzt setzen wir α zu einer zu Γϕ passenden Belegung fort durch α(qψ ) := α(ψ) für alle ψ ∈ sub(ϕ). Dann gilt aufgrund der Definition der ∆ψ : α |= Γϕ \ {{¬qϕ }}. Somit folgt: α |= Γϕ ⇔ α(¬qϕ ) = 1 ⇔ α(qϕ ) = 0 ⇔ α(ϕ) = 0 ⇔ α |= ¬ϕ ¤ Abgabe: 18.05.2009 vor der Vorlesung