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comparison notes/tex/ue11_notes.tex @ 39:fa8ae3458eb7
ue11 notes
author | Markus Kaiser <markus.kaiser@in.tum.de> |
---|---|
date | Mon, 08 Jul 2013 23:41:59 +0200 |
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1 \input{preamble.tex} | |
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3 \title{Übung 11: Aussagen über TMs und PCP} | |
4 \subtitle{Theoretische Informatik Sommersemester 2013} | |
5 \author{\href{mailto:markus.kaiser@in.tum.de}{Markus Kaiser}} | |
6 | |
7 \begin{document} | |
8 | |
9 \begin{frame} | |
10 \titlepage | |
11 \end{frame} | |
12 | |
13 \begin{frame} | |
14 \frametitle{Spezielles Halteproblem} | |
15 \setbeamercovered{dynamic} | |
16 | |
17 \begin{definition}[Spezielles Halteproblem] | |
18 Gegeben ein \structure{Wort} $w \in \left\{ 0, 1 \right\}^*$.\\ | |
19 Hält \alert{$M_w$} bei Eingabe \alert{$w$}? | |
20 \[\alert{K} := \left\{ w \mid M_w[w]\downarrow \right\}\] | |
21 \end{definition} | |
22 | |
23 \begin{theorem}[] | |
24 Das spezielle Halteproblem ist \alert{nicht entscheidbar}. | |
25 \end{theorem} | |
26 | |
27 \vfill | |
28 | |
29 \begin{itemize} | |
30 \item Hält eine Turingmaschine mit sich selbst als Eingabe? | |
31 \item $w$ ist die \structure{Gödelisierung} von $M_w$. | |
32 \item $K$ ist semi-entscheidbar, $\overline{K}$ \alert{nicht}. | |
33 \end{itemize} | |
34 \end{frame} | |
35 | |
36 \begin{frame} | |
37 \frametitle{Allgemeines Halteproblem} | |
38 \setbeamercovered{dynamic} | |
39 | |
40 \begin{definition}[Allgemeines Halteproblem] | |
41 Gegeben \structure{Wörter} $w, x \in \left\{ 0, 1 \right\}^*$.\\ | |
42 Hält \alert{$M_w$} bei Eingabe \alert{$x$}? | |
43 \[\alert{H} := \left\{ w\#x \mid M_w[x]\downarrow \right\}\] | |
44 \end{definition} | |
45 | |
46 \begin{theorem}[] | |
47 Das allgemeine Halteproblem ist \alert{nicht entscheidbar}. | |
48 \end{theorem} | |
49 | |
50 \vfill | |
51 | |
52 \begin{itemize} | |
53 \item Es ist $K \leq H$. Warum? | |
54 \end{itemize} | |
55 \end{frame} | |
56 | |
57 \begin{frame} | |
58 \frametitle{Rekursive Aufzählbarkeit} | |
59 \setbeamercovered{dynamic} | |
60 | |
61 \begin{definition}[Rekursiv aufzählbar] | |
62 Eine Menge $A$ heißt \alert{rekursiv aufzählbar} wenn $A = \emptyset$ oder es eine \alert{berechenbare} totale Funktion $f : \N \to A$ gibt, so dass | |
63 \[A = \left\{ f(0), f(1), \ldots \right\} = \bigcup_{n \in \N} \left\{ f(n) \right\}\] | |
64 \end{definition} | |
65 | |
66 \vfill | |
67 | |
68 \structure{Äquivalent:} | |
69 \begin{itemize} | |
70 \item $A$ rekursiv aufzählbar | |
71 \item $A$ semi-entscheidbar, also $\chi'_A$ berechenbar | |
72 \item $A=L(M)$ für eine TM $M$ | |
73 \item $A$ ist Bild oder Urbild einer berechenbaren Funktion | |
74 \end{itemize} | |
75 \end{frame} | |
76 | |
77 \begin{frame} | |
78 \frametitle{Satz von Rice} | |
79 \setbeamercovered{dynamic} | |
80 | |
81 \begin{theorem}[Rice] | |
82 Sei $F$ eine Menge berechenbarer Funktionen.\\ | |
83 Sei weder $F = \emptyset$ noch $F = \text{alle ber. Funktionen}$ (\alert{$F$ nicht trivial}).\\ | |
84 Dann ist \alert{unentscheidbar}, ob die von einer gegebenen TM $M_w$ berechnete Funktion in $F$ ist, also ob \alert{$\varphi_w \in F$}. | |
85 \end{theorem} | |
86 | |
87 \begin{itemize} | |
88 \item Nicht-triviale \alert{semantische} Eigenschaften von Programmen sind unentscheidbar. | |
89 \item \alert{Termination} ist unentscheidbar. | |
90 \end{itemize} | |
91 | |
92 \vfill | |
93 | |
94 \structure{Rice-Shapiro:} | |
95 \begin{itemize} | |
96 \item Termination ist nicht semi-entscheidbar. | |
97 \item Nicht-Termination ist nicht semi-entscheidbar. | |
98 \end{itemize} | |
99 \end{frame} | |
100 | |
101 \begin{frame} | |
102 \frametitle{PCP} | |
103 \setbeamercovered{dynamic} | |
104 | |
105 \begin{definition}[Postsches Korrespondenzproblem] | |
106 Gegeben \structure{endliche Folge} $(x_1, y_1), \ldots, (x_k, y_k)$ mit $x_i, y_i \in \Sigma^+$.\\ | |
107 Gibt es eine \alert{Folge von Indizes} $i_1, \ldots, i_n \in \left\{ 1, \ldots, k \right\}$ mit \alert{\[x_{i_1}, \ldots, x_{i_n} = y_{i_1}, \ldots, y_{i_n}\]} | |
108 \end{definition} | |
109 | |
110 \vfill | |
111 | |
112 \begin{center} | |
113 \begin{tikzpicture} | |
114 \begin{scope}[start chain, node distance=2em] | |
115 \node[tape, active] {\pcp{$x_i$}{$y_i$}}; | |
116 \node[tape] (a) {\pcp{$001$}{$00$}}; | |
117 \node[tape] (b) {\pcp{$10$}{$11$}}; | |
118 \node[tape] (c) {\pcp{$1$}{$10$}}; | |
119 \end{scope} | |
120 \node[below of=a] {$1$}; | |
121 \node[below of=b] {$2$}; | |
122 \node[below of=c] {$3$}; | |
123 \end{tikzpicture} | |
124 \end{center} | |
125 | |
126 \vfill | |
127 | |
128 \begin{theorem}[] | |
129 Das PCP ist \alert{unentscheidbar}, aber semi-entscheidbar. | |
130 \end{theorem} | |
131 \end{frame} | |
132 | |
133 \begin{frame} | |
134 \frametitle{PCP lösen} | |
135 \setbeamercovered{dynamic} | |
136 | |
137 \begin{block}{Idee} | |
138 \alert{Mögliche Lösungen} aufzählen, richtige Lösungen identifizieren | |
139 \end{block} | |
140 | |
141 \begin{center} | |
142 \begin{tikzpicture} | |
143 \begin{scope}[start chain, node distance=2em] | |
144 \node[tape, active] {\pcp{$x_i$}{$y_i$}}; | |
145 \node[tape] (a) {\pcp{$001$}{$00$}}; | |
146 \node[tape] (b) {\pcp{$01$}{$10$}}; | |
147 \node[tape] (c) {\pcp{$1$}{$11$}}; | |
148 \end{scope} | |
149 \node[below of=a] {$1$}; | |
150 \node[below of=b] {$2$}; | |
151 \node[below of=c] {$3$}; | |
152 \end{tikzpicture} | |
153 | |
154 \vspace{2em} | |
155 | |
156 \begin{tikzpicture}[grow=right, level distance = 2cm] | |
157 \tikzstyle{every node} = [] | |
158 \tikzstyle{residual} = [rectangular, thin, fill=tumgreen!10, font=\scriptsize] | |
159 \tikzstyle{edge from parent} = [every edge] | |
160 | |
161 \tikzstyle{level 1} = [sibling distance = 1.7cm] | |
162 \tikzstyle{level 2} = [sibling distance = 1.1cm] | |
163 | |
164 \node[residual] {} | |
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176 node[below] {$2$} | |
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200 edge from parent | |
201 node[above] {$3$} | |
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207 node[above] {$3$} | |
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210 \uncover<2>{\node at (10cm, 0) {$L = \left\{ (12^*3)^+ \right\}$};} | |
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213 \end{frame} | |
214 | |
215 \end{document} |