Я коротко переглянув деякі сфери тут, намагаючись зосередити увагу на ідеях, які сподобаються комусь із досвідом передової математичної логіки.
Теорія скінченних моделей
Найпростішим обмеженням класичної теорії моделей з точки зору інформатики є вивчення структур над кінцевим всесвітом. Ці структури трапляються у вигляді реляційних баз даних, графіків та інших комбінаторних об'єктів, що виникають повсюдно в інформатиці. Перше спостереження полягає в тому, що декілька фундаментальних теорем теорії моделей першого порядку виходять з ладу при обмеженні обмеженими моделями. Сюди входять теорема компактності, теорема повноти Годеля та ультрапродуктивні конструкції. Трахтенброт показав, що на відміну від класичної логіки першого порядку, задоволеність над кінцевими моделями не можна визначити.
Основними інструментами в цій місцевості є місцевість Ханф, місцевість Гайфман та численні варіації ігор Еренфехт-Фрайссе. Теми, що вивчаються, включають інфінітарну логіку, логіку з підрахунком, логіку з фіксованою точкою тощо, завжди з акцентом на кінцеві моделі. Існує робота, присвячена експресивності в скінченно змінних фрагментах логіки першого порядку, і ці логіки мають характеристики через галькові ігри. Іншим напрямком дослідження є визначення властивостей класичної логіки, які переживають обмеження на кінцеві моделі. Нещодавній результат у цьому напрямку від Россмана показує, що певні теореми про збереження гомоморфізму все ще зберігаються над скінченними моделями.
- Теорія скінченних моделей , Ebbinghaus і Flum
- Елементи теорії кінцевих моделей , Лібкін
- Про виграшні стратегії в іграх Еренфехт-Фрайс , Арора і Фагін, 1997.
- Теореми збереження гомоморфізму , Россман
Пропозиційний розрахунокмк
Робота з кінця 60-х років показала, що численні властивості програм можуть виражатися в розширеннях логіки пропозицій, що підтримують міркування щодо фіксованих моментів. Modal- обчислення одна логіки розроблена в цей період , який знайшов широке застосування в автоматизованих формальних методах. Багато формальних методів пов'язаний з тимчасової логіки або логіки Хоара стилю і багато що з цього можна розглядати в термінах μ -ісчісленія. Насправді я чув, як сказано, що μ -калькуляція є мовою складання часової логіки.мкмкмк
У своїй роботі, вводячи розрахунок, Козен дав аксіоматизацію і лише довів її звучанням і повнотою для обмеженого фрагмента логіки. Доказ повноти був однією з найбільших відкритих проблем логічної інформатики, поки Валукевич не дав доказ (заснований на нескінченних автоматах). Теорія моделі
мк- калькуляції має багато багатих результатів. Подібно до теореми Ван Бентема про модальну логіку, Янін та Валукевич довели, що μ -калькуляція виразно еквівалентна інваріантному фрагменту модіальної логіки другого порядку інваріантної бісуляції. μмкмкмкмк-калькуляція також характеризувалася з точки зору паритетних ігор та автоматизмів над нескінченними деревами. Проблема задоволеності цієї логіки є EXPTIME завершеною, і Емерсон та Ютла показали, що логіка має властивість невеликої моделі. Бредфілд показав, що ієрархія чергування -калькуляції є суворою, тоді як Бервангер показав, що ієрархія змінної також сувора. Важливими класичними інструментами, які використовуються в цій галузі, є теорема Рабіна та теорема детермінантності Мартіна.мк
- Результати пропозиційного розрахункумк , Козен, 1983
- Рудименти -калькуляціїмк Арнольда і Нівінського, 2001
- Повнота аксіоматизації
Козена пропорційного калькулятумк , Валукевич 1995
- Модальна логіка і -калькулімк , Бредфілд і Стірлінг, 2001
- Модальна ієрархія чергування му-числення сувора , Брэдфілд, 1996
- Змінна ієрархія му-числення сувора , Бервангер, Е. Гредель та Г. Лензі, 2005
Лінійна часова логіка
Лінійна часова логіка була прийнята від філософської логіки до інформатики для міркувань про поведінку комп'ютерних програм. Це вважалося хорошою логікою, оскільки воно могло виражати такі властивості, як інваріантність (відсутність помилок) та припинення. Теорія доказів часової логіки була розроблена Манною та Пнуелі (та іншими, пізніше) у своїх статтях та книгах. Перевірка моделі та проблема задоволеності LTL можуть бути вирішені як автоматизація над нескінченними словами.
Пнуелі також довів фундаментальні результати щодо LTL у своєму первісному документі, вводячи логіку міркування про програми. Варді та Вулпер дали набагато простішу компіляцію формул LTL в автомати Buchi. Підключення до часової логіки призвело до інтенсивного вивчення алгоритмів для ефективного отримання автоматів з LTL, а також для визначення та доповнення автомати Buchi. Теорема Кампа показує, що LTL з тих пір і доωмкмк
- Тимчасова логіка програм , Пнуелі, 1977
- Від Церкви та до ПСЛ , Варді, 2008
- Автоматико-теоретичний підхід до лінійної часової логіки , Варді та Вулпер, 1986
- Temporal Logic реактивних і паралельних систем: Специфікація , Манна і Pnueli
- До ієрархії "До" та інших застосувань гри "Еренфюхт-Фрейсе" для часової логіки , Етессамі та Вільке, 2000
Обчислювально-деревова логіка
мк
Проблема перевірки моделі CTL над скінченними структурами полягає в поліноміальному часі. Проблема перевірки моделі для CTL * завершена EXPTIME. Аксіоматизація CTL * була складною відкритою проблемою, яку остаточно вирішили Рейнольдс 2001. Аналог теореми Ван Бентема про модальну логіку та теорему Кампа для LTL наведено для CTL * теоремою Хафера та Томаса, що показує, що CTL * відповідає фрагмент монадичної логіки другого порядку над бінарними деревами. Пізніша характеристика Гіршфельда та Рабіновича полягає в тому, що CTL * експресивно еквівалентний фрагменту MSO з бісумуляцією та інваріантом з кількісною оцінкою шляху.
- "Іноді" і "ніколи" не переглядалися: про розгалуження проти лінійної часової логіки , Емерсон і Гальперн, 1986
- Про виразну силу CTL , Моллер, Рабінович, 1999
- Логіка дерев обчислень CTL * та квантори шляху в монадійній теорії бінарного дерева , Хафер та Томас, 1987
- Аксіоматизація логіки дерева повних обчислень , Рейнольдс, 2001
Мови нескінченних слів
ω
ωωω-слови. Більше того, використовуючи елементарну топологію, вони показали, що кожне властивість лінійного часу може бути виражене як перетин властивості безпеки та життєдіяльності. Цей результат має значні практичні наслідки, оскільки означає, що замість того, щоб будувати складні перевірки майна, достатньо створити перевірку безпеки та життєдіяльності. Подальше зменшення показує, що достатньо побудувати перевірку інваріантності та перевірку припинення. Характеристика безпечної життєдіяльності поширилася на дерева Маноліосом і Трефлером, а з недавніх пір на безлічі слідів, в рамках гіперпротекторів, Кларксоном та Шнайдером.
- Нескінченні слова: Автомати, напівгрупи, Логіка та ігри , Перрін та Пін, 2004
- ω
- ω
- Про синтаксичні конгруенти для ω - мов , Maler and Staiger, 1993
Автомати на нескінченних словах
Там, де є мови, комп'ютерні фахівці матимуть автомати. Введіть теорію автоматів над нескінченними словами та нескінченними деревами. Надзвичайно сумно, що хоча автомати над нескінченними словами з’явились протягом двох років роботи автоматів на кінцевих словах, ця основна тема рідко висвітлюється в стандартних навчальних програмах з інформатики. Автоматичні дані над нескінченними словами та деревами забезпечують дуже надійний підхід для підтвердження прийнятності для дуже багатої сімейства логіків.
ω
- Рішучість теорій і автоматів другого порядку на нескінченних деревах , Рабін, 1969
- Автомати на нескінченних об'єктах , Томас, 1988
- Автомати: від логіки до алгоритмів , Варді, 2007
Нескінченні ігри
Логічні та нескінченні ігри - це активна область дослідження. Ігрово-теоретичні уявлення з'являються в інформатиці повсюдно в подвійності між недетермінізмом і паралелізмом (чергуванням), програмою та її оточенням, універсальним і екзистенційним кількісним визначенням, модностями коробки та алмазами тощо. Ігри виявилися чудовий спосіб вивчення властивостей різних типів некласичної логіки, перелічених вище.
Як і у випадку з критеріями прийняття автоматів, у нас різні умови виграшу в іграх, і багато хто може виявитись рівнозначним. Оскільки ви запитували про класичні результати, теорема Borel Determinacy та ігри Gale-Stewart часто стримано лежать на тлі декількох ігрових моделей, які ми вивчаємо. Одним із нагальних питань нашого часу було питання про складність вирішення парних ігор. Юрдзінський дав алгоритм вдосконалення стратегії та показав, що вирішення переможця було в перетині класів складності UP та coUP. Точна складність алгоритму Юрдзінського була відкритою до тих пір, поки Фрідман не наділив його нижчою межею експоненції в 2009 році.
- Визначення переможця у паритетних іграх - у співавторстві UP ∩ , Юрдзінський, 1998
- Ігри для--числення , Нівінський та Валукевич, 1996
- Експоненціальна нижня межа алгоритму вдосконалення стратегії паритетності, як ми це знаємо , Фрідман, 2009