Skript (Fassung vom 4.4.2011) - Lehr- und Forschungsgebiet ...
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Verfahrens die Präzedenz <strong>und</strong> den Status der RPOS solange wie möglich offen lassen <strong>und</strong><br />
diese erst Schritt für Schritt festlegen.) In Schritt 1 <strong>und</strong> 2 werden die Gleichungen aus E so<br />
orientiert, dass die linken Seiten jeweils ≻-größer als die rechten Seiten sind. Triviale Gleichungen<br />
der Forms = s werden hierbei weggelassen. Dies stellt sicher, dass das entstehende<br />
TES R 0 terminiert.<br />
In Schritt 4 werden für alle kritischen Paare 〈s,t〉 des aktuellen TES die entsprechenden<br />
Normalformen s ′ <strong>und</strong> t ′ berechnet. Falls s ′ = t ′ gilt, so ist dieses kritische Paar zusammenführbar<br />
<strong>und</strong> damit unproblematisch. Ansonsten versucht man, die Gleichung s ′ ≡ t ′ in<br />
eine Termersetzungsregel zu orientieren, deren Terminierung mit ≻ nachgewiesen werden<br />
kann. Falls dies gelingt, so wird die Regel dem bisherigen TES hinzugefügt. Auf diese Weise<br />
entsteht aus dem bisherigen TES R i ein neues TES R i+1 .<br />
Aufgr<strong>und</strong> der Konstruktion der TESe ist die Terminierung aller R i stets sicher gestellt,<br />
da sie nur Regeln l → r mit l ≻ r enthalten. Ebenso ist auch sicher gestellt, dass alle R i<br />
zu E äquivalent sind. Die Adäquatheit folgt aus der Adäquatheit von R 0 <strong>und</strong> daraus, dass<br />
R 0 ⊆ R i für alle i gilt. Die Korrektheit folgt, da kritische Paare stets R i -gleiche Terme in<br />
Beziehung setzen.<br />
Falls in dem Schritt von R i zu R i+1 keine neuen Regeln hinzugefügt werden, dann sind<br />
alle kritischen Paare von R i zusammenführbar. Daher ist R i lokal konfluent <strong>und</strong> aufgr<strong>und</strong><br />
der Terminierung auch konfluent. In diesem Fall ist R i also ein konvergentes zu E äquivalentes<br />
TES <strong>und</strong> dieses wird ausgegeben.<br />
Ein Fehlschlag des Algorithmus entsteht, wenn neu hinzuzufügende Gleichungen mit<br />
der Reduktionsordnung ≻ nicht orientiert werden können. In diesem Fall könnte man den<br />
Vervollständigungsalgorithmus erneut mit einer anderen Reduktionsordnung ≻ ′ starten.<br />
Neben dem Erfolgsfall <strong>und</strong> dem Fehlschlag kann es auch passieren, dass der Algorithmus<br />
nicht terminiert. In diesem Fall werden insgesamt unendlich viele neue Regeln erzeugt.<br />
Die folgenden Beispiele zeigen die drei verschiedenen Verhaltensweisen des Algorithmus.<br />
Beispiel 6.1.3 Wir betrachten eine Gleichung zur Axiomatisierung sogenannter zentraler<br />
Gruppoide.<br />
E = {f(f(x,y),f(y,z))≡ y}<br />
Wir rufen BASIC COMPLETION mit E <strong>und</strong> einer (geeignet zu bestimmenden) Simplifikationsordnung<br />
≻ auf. Bei jeder Simplifikationsordnung ≻ gilt f(f(x,y),f(y,z))≻ y <strong>und</strong> somit<br />
ergibt sich<br />
R 0 = {f(f(x,y),f(y,z)) → y}.<br />
Nun berechnen wir R 1 . Hierzu werden die kritischen Paare von R 0 bestimmt, die sich<br />
durch Überlappung von f(f(x,y),f(y,z)) → y mit seiner variablenumbenannten Kopie<br />
f(f(x ′ ,y ′ ),f(y ′ ,z ′ )) → y ′ an den Stellen 1 <strong>und</strong> 2 ergibt. Die Überlappung an der Stelle<br />
1 verwendet den mgu {x ′ /f(x,y),y ′ /f(y,z)}. Dies entspricht der kritischen Situation<br />
f(f(f(x,y),f(y,z)),f(f(y,z),z ′ ))<br />
❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥❥ ❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱❱<br />
f(y,z) f(y,f(f(y,z),z ′ ))