Mercurial > 13ss.theoinf
diff notes/tex/ue11_notes.tex @ 44:15351d87ce76
transition notes
author | Markus Kaiser <markus.kaiser@in.tum.de> |
---|---|
date | Thu, 11 Jul 2013 22:06:26 +0200 |
parents | 3175d3871752 |
children |
line wrap: on
line diff
--- a/notes/tex/ue11_notes.tex Thu Jul 11 21:57:50 2013 +0200 +++ b/notes/tex/ue11_notes.tex Thu Jul 11 22:06:26 2013 +0200 @@ -1,215 +1,16 @@ \input{preamble.tex} +\input{frames.tex} \title{Übung 11: Aussagen über TMs und PCP} \subtitle{Theoretische Informatik Sommersemester 2013} \author{\href{mailto:markus.kaiser@in.tum.de}{Markus Kaiser}} \begin{document} - -\begin{frame} - \titlepage -\end{frame} - -\begin{frame} - \frametitle{Spezielles Halteproblem} - \setbeamercovered{dynamic} - - \begin{definition}[Spezielles Halteproblem] - Gegeben ein \structure{Wort} $w \in \left\{ 0, 1 \right\}^*$.\\ - Hält \alert{$M_w$} bei Eingabe \alert{$w$}? - \[\alert{K} := \left\{ w \mid M_w[w]\downarrow \right\}\] - \end{definition} - - \begin{theorem}[] - Das spezielle Halteproblem ist \alert{nicht entscheidbar}. - \end{theorem} - - \vfill - - \begin{itemize} - \item Hält eine Turingmaschine mit sich selbst als Eingabe? - \item $w$ ist die \structure{Gödelisierung} von $M_w$. - \item $K$ ist semi-entscheidbar, $\overline{K}$ \alert{nicht}. - \end{itemize} -\end{frame} - -\begin{frame} - \frametitle{Allgemeines Halteproblem} - \setbeamercovered{dynamic} - - \begin{definition}[Allgemeines Halteproblem] - Gegeben \structure{Wörter} $w, x \in \left\{ 0, 1 \right\}^*$.\\ - Hält \alert{$M_w$} bei Eingabe \alert{$x$}? - \[\alert{H} := \left\{ w\#x \mid M_w[x]\downarrow \right\}\] - \end{definition} - - \begin{theorem}[] - Das allgemeine Halteproblem ist \alert{nicht entscheidbar}. - \end{theorem} - - \vfill - - \begin{itemize} - \item Es ist $K \leq H$. Warum? - \end{itemize} -\end{frame} - -\begin{frame} - \frametitle{Rekursive Aufzählbarkeit} - \setbeamercovered{dynamic} - - \begin{definition}[Rekursiv aufzählbar] - Eine Menge $A$ heißt \alert{rekursiv aufzählbar} wenn $A = \emptyset$ oder es eine \alert{berechenbare} totale Funktion $f : \N \to A$ gibt, so dass - \[A = \left\{ f(0), f(1), \ldots \right\} = \bigcup_{n \in \N} \left\{ f(n) \right\}\] - \end{definition} - - \vfill - - \structure{Äquivalent:} - \begin{itemize} - \item $A$ rekursiv aufzählbar - \item $A$ semi-entscheidbar, also $\chi'_A$ berechenbar - \item $A=L(M)$ für eine TM $M$ - \item $A$ ist Bild oder Urbild einer berechenbaren Funktion - \end{itemize} -\end{frame} - -\begin{frame} - \frametitle{Satz von Rice} - \setbeamercovered{dynamic} - - \begin{theorem}[Rice] - Sei $F$ eine Menge berechenbarer Funktionen.\\ - Sei weder $F = \emptyset$ noch $F = \text{alle ber. Funktionen}$ (\alert{$F$ nicht trivial}).\\ - Dann ist \alert{unentscheidbar}, ob die von einer gegebenen TM $M_w$ berechnete Funktion in $F$ ist, also ob \alert{$\varphi_w \in F$}. - \end{theorem} - - \begin{itemize} - \item Nicht-triviale \alert{semantische} Eigenschaften von Programmen sind unentscheidbar. - \item \alert{Termination} ist unentscheidbar. - \end{itemize} - - \vfill - - \structure{Rice-Shapiro:} - \begin{itemize} - \item Termination ist nicht semi-entscheidbar. - \item Nicht-Termination ist nicht semi-entscheidbar. - \end{itemize} -\end{frame} - -\begin{frame} - \frametitle{PCP} - \setbeamercovered{dynamic} - - \begin{definition}[Postsches Korrespondenzproblem] - Gegeben \structure{endliche Folge} $(x_1, y_1), \ldots, (x_k, y_k)$ mit $x_i, y_i \in \Sigma^+$.\\ - Gibt es eine \alert{Folge von Indizes} $i_1, \ldots, i_n \in \left\{ 1, \ldots, k \right\}$ mit \alert{\[x_{i_1}, \ldots, x_{i_n} = y_{i_1}, \ldots, y_{i_n}\]} - \end{definition} - - \vfill - - \begin{center} - \begin{tikzpicture} - \begin{scope}[start chain, node distance=2em] - \node[tape, active] {\pcp{$x_i$}{$y_i$}}; - \node[tape] (a) {\pcp{$001$}{$00$}}; - \node[tape] (b) {\pcp{$10$}{$11$}}; - \node[tape] (c) {\pcp{$1$}{$01$}}; - \end{scope} - \node[below of=a] {$1$}; - \node[below of=b] {$2$}; - \node[below of=c] {$3$}; - \end{tikzpicture} - \end{center} - - \vfill - - \begin{theorem}[] - Das PCP ist \alert{unentscheidbar}, aber semi-entscheidbar. - \end{theorem} -\end{frame} - -\begin{frame} - \frametitle{PCP lösen} - \setbeamercovered{dynamic} - - \begin{block}{Idee} - \alert{Mögliche Lösungen} aufzählen, richtige Lösungen identifizieren - \end{block} - - \begin{center} - \begin{tikzpicture} - \begin{scope}[start chain, node distance=2em] - \node[tape, active] {\pcp{$x_i$}{$y_i$}}; - \node[tape] (a) {\pcp{$001$}{$00$}}; - \node[tape] (b) {\pcp{$01$}{$10$}}; - \node[tape] (c) {\pcp{$1$}{$11$}}; - \end{scope} - \node[below of=a] {$1$}; - \node[below of=b] {$2$}; - \node[below of=c] {$3$}; - \end{tikzpicture} - - \vspace{2em} - - \begin{tikzpicture}[grow=right, level distance = 2cm] - \tikzstyle{every node} = [] - \tikzstyle{residual} = [rectangular, thin, fill=tumgreen!10, font=\scriptsize] - \tikzstyle{edge from parent} = [every edge] - - \tikzstyle{level 1} = [sibling distance = 1.7cm] - \tikzstyle{level 2} = [sibling distance = 1.1cm] - - \node[residual] {} - child { - node[residual] {\pcp{$1$}{}} - child { - node[residual] {\pcp{$1$}{}} - child { - node[residual] {\pcp{$1$}{}} - child { - node[residual]{$\ldots$} - edge from parent - } - edge from parent - node[below] {$2$} - } - child { - node[residual, active] {\pcp{}{}} - edge from parent - node[above] {$3$} - } - edge from parent - node[below] {$2$} - } - child { - node[residual, active] {\pcp{}{}} - edge from parent - node[above] {$3$} - } - edge from parent - node[below] {$1$} - } - child { - node[residual]{\pcp{}{$1$}} - child { - node[residual]{\pcp{}{$11$}} - child { - node[residual]{$\ldots$} - edge from parent - node[above] {$3$} - } - edge from parent - node[above] {$3$} - } - edge from parent - node[above] {$3$} - }; - - \uncover<2>{\node at (10cm, 0) {$L = \left\{ (12^*3)^+ \right\}$};} - \end{tikzpicture} - \end{center} -\end{frame} - +\showUnit{titel} +\showUnit{spezielleshalteproblem} +\showUnit{halteproblem} +\showUnit{aufzaehlbarkeit} +\showUnit{rice} +\showUnit{pcp} +\showUnit{pcpbeispiel} \end{document}