Mercurial > 13ss.theoinf
diff notes/tex/computation.tex @ 41:5d10471f5585
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author | Markus Kaiser <markus.kaiser@in.tum.de> |
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date | Thu, 11 Jul 2013 20:42:36 +0200 |
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--- /dev/null Thu Jan 01 00:00:00 1970 +0000 +++ b/notes/tex/computation.tex Thu Jul 11 20:42:36 2013 +0200 @@ -0,0 +1,686 @@ +\defineUnit{tmdefinition}{% +\begin{frame} + \frametitle{Turingmaschinen} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[Turingmaschine] + Eine deterministische \alert{Turingmaschine (TM)} ist ein Tupel $M = (Q, \Sigma, \Gamma, \delta, q_0, \square, F)$ aus einer/einem + \begin{itemize} + \item endlichen Menge von \alert{Zuständen} $Q$ + \item endlichen \alert{Eingabealphabet} $\Sigma$ + \item endlichen \alert{Bandalphabet} $\Gamma$ mit $\Sigma \subset \Gamma$ + \item \alert{Übergangsfunktion} $\delta : Q \times \Gamma \to Q \times \Gamma \times \left\{ L, R, N \right\}$ + \item \alert{Startzustand} $q_0 \in Q$ + \item \alert{Leerzeichen} $\square \in \Gamma \setminus \Sigma$ + \item Menge von \alert{Endzuständen} $F \subseteq Q$ + \end{itemize} + \end{definition} +\end{frame} +} + +\defineUnit{tmvisualisierung}{% +\begin{frame} + \frametitle{Turingmaschinen} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[Turingmaschine] + Eine deterministische \alert{Turingmaschine (TM)} ist ein Tupel $M = (Q, \Sigma, \Gamma, \delta, q_0, \square, F)$ aus einer/einem + \begin{itemize} + \item \alert{Übergangsfunktion} $\delta : Q \times \Gamma \to Q \times \Gamma \times \left\{ L, R, N \right\}$ + \end{itemize} + \end{definition} + + \vfill + + \begin{center} + \begin{tikzpicture} + % Tape + \begin{scope}[start chain, node distance=0] + \node[on chain] {\ldots}; + \node[tape] {$\square$}; + \node[tape] (l) {$\square$}; + \node[tape] {$0$}; + \node[tape] {$1$}; + \node<1>[tape, active] (a){$0$}; + \node<2>[tape] (a){$1$}; + \node<1>[tape] (b){$0$}; + \node<2>[tape, active] (b){$0$}; + \node[tape] {$\square$}; + \node[on chain] {\ldots}; + \end{scope} + + % Head + \node<1> [head,yshift=-4mm] at (a.south) (head) {$q_0$}; + \node<2> [head,yshift=-4mm] at (b.south) (head) {$q_1$}; + + % Machine + \node[machine, below=1.5cm of l] (machine) {Programm}; + \draw[every edge] (machine) .. controls (3.5, -2) .. (head.south); + + % Example-Transition + \node[yshift=5mm] at (current bounding box.north) {$\delta(q_0, 0) = (q_1, 1, R)$}; + \end{tikzpicture} + \end{center} +\end{frame} +} + +\defineUnit{tmkonfiguration}{% +\begin{frame} + \frametitle{Turingmaschinen} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[Konfiguration] + Eine \alert{Konfiguration} ist ein Tripel $(\alpha, q, \beta) \in \Gamma^* \times Q \times \Gamma^*$. \\ + Dies modelliert eine TM mit: + \begin{itemize} + \item \alert{Bandinhalt} $\ldots\square\alpha\beta\square\ldots$ + \item \alert{Zustand} $q$ + \item Kopf auf dem \alert{ersten Zeichen} von $\beta\square$ + \end{itemize} + Die \alert{Startkonfiguration} bei Eingabe $w \in \Sigma^*$ ist $(\epsilon, q_0, w)$. + \end{definition} + + \vfill + + \only<1> { + \begin{center} + \begin{tikzpicture} + % Tape + \begin{scope}[start chain, node distance=0] + \node[on chain] {\ldots}; + \node[tape] {$\square$}; + \node[tape] (l) {$\square$}; + \node[tape] {$0$}; + \node[tape] {$1$}; + \node[tape] (a){$1$}; + \node[tape, active] (b){$0$}; + \node[tape] {$\square$}; + \node[on chain] {\ldots}; + \end{scope} + + % Head + \node [head,yshift=-4mm] at (b.south) (head) {$q_1$}; + + % Machine + \node[below=1.5cm of l] (machine) {}; + \draw[every edge, dashed] (machine) .. controls (3.5, -2) .. (head.south); + + % Example-Transition + \node[yshift=5mm] at (current bounding box.north) {$(011,q_1,0)$}; + \end{tikzpicture} + \end{center} + } + + \only<2> { + \begin{definition}[Akzeptanz] + Eine TM $M$ \alert{akzeptiert} die Sprache + \[ L(M) = \left\{ w \in \Sigma^* \mid \exists \alert{f \in F}, \alpha, \beta \in \Gamma^* . (\epsilon, q_0, w) \rightarrow_M^* (\alpha, \alert{f}, \beta) \right\} \] + \end{definition} + } +\end{frame} +} + +\defineUnit{chomsky}{% +\begin{frame}[c] + \frametitle{Chomsky-Hierarchie} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{center} + \begin{tikzpicture}[auto] + \tikzstyle{rect} = [thick]; + \tikzstyle{caption} = [align=left, anchor=north west]; + + \draw[rect, tumblue, fill=tumblue!10] (5.5, 0) rectangle (-5.5, 7) node[caption] {Berechenbare Funktionen}; + \draw[rect, dashed, tumred, fill=tumred!10] (4.5, 0.3) rectangle (-4.5, 6) node[caption] {Typ 0 - Rekursiv aufzählbar\\Turingmaschinen, $\lambda$-Kalkül}; + \draw[rect, tumivory, fill=tumivory!10] (3.5, 0.6) rectangle (-3.5, 4.8) node[caption] {Typ 1 - Kontextsensitiv\\CSG}; + \draw[rect, tumorange, fill=tumorange!10] (2.5, 0.9) rectangle (-2.5, 3.6) node[caption] {Typ 2 - Kontextfrei\\PDA, CFG}; + \draw[rect, tumgreen, fill=tumgreen!10] (1.5, 1.2) rectangle (-1.5, 2.4) node[caption] {Typ 3 - Regulär\\DFA, RE}; + \end{tikzpicture} + \end{center} +\end{frame} +} + +\defineUnit{berechenbarkeit}{% +\begin{frame} + \frametitle{Berechenbarkeit} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[Intuitive Berechenbarkeit] + Eine Funktion $f : \N^k \to \N$ heißt \alert{intuitiv berechenbar}, wenn es einen Algorithmus gibt, der bei Eingabe $(n_1, \ldots, n_k) \in \N^k$ + \begin{itemize} + \item nach \alert{endlich vielen Schritten} mit Ergebnis $f(n_1, \ldots, n_k)$ hält, falls $f(\ldots)$ definiert ist, + \item und \alert{nicht terminiert}, falls $f(\ldots)$ nicht definiert ist. + \end{itemize} + \end{definition} + + \vfill + + \begin{block}{Churchsche These (nicht beweisbar)} + Turing-Maschinen können genau \alert{alle} intuitiv berechenbaren Funktionen berechnen. + \end{block} +\end{frame} +} + +\defineUnit{berechenbarkeitbeispiel}{% +\begin{frame}[c] + \frametitle{Berechenbarkeit} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{example}[Berechenbarkeit] + Sind die folgenden Funktionen intuitiv berechenbar? + + \begin{align*} + f_1(n) &= \begin{cases} + 1 & \text{falls $n$ prim}\\ + 0 & \text{sonst} + \end{cases} \\ + f_2(n) &= \begin{cases} + 1 & \text{falls $n$ die ersten $n$ Ziffern von $\pi$ darstellt}\\ + 0 & \text{sonst} + \end{cases} \\ + f_3(n) &= \begin{cases} + 1 & \text{falls in $\pi$ $n$ Nullen am Stück vorkommen}\\ + 0 & \text{sonst} + \end{cases} + \end{align*} + \end{example} +\end{frame} +} + +\defineUnit{pr}{% +\begin{frame} + \frametitle{Primitive Rekursion} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[Basisfunktionen] + \alert{Primitiv Rekursiv} sind: + \begin{itemize} + \item Die konstante Funktion \alert{0} + \item Die \alert{Nachfolgerfunktion} $s(n) = n + 1$ + \item Die \alert{Projektionsfunktion} $\pi_i^k : \N^k \to \N, i \in [k]$ + \[ \pi_i^k(x_1, \ldots, x_k) = x_i \] + \end{itemize} + \end{definition} + + \begin{definition}[Komposition] + Sind $g$ und $h_i$ PR und $\bar{x} = (x_1, \ldots, x_n)$, dann ist auch \alert{$f$} PR: + \[ f(\bar{x}) = \alert{g(h_1(\bar{x}), \ldots, h_k(\bar{x}))} \] + \end{definition} +\end{frame} +} + +\defineUnit{prrekursion}{% +\begin{frame} + \frametitle{Primitive Rekursion} + \setbeamercovered{dynamic} + \begin{block}{Basisfunktionen und Komposition} + Schon \alert{PR} sind: + \begin{itemize} + \item Konstante: $0$ + \item Nachfolger: $s(n) = n + 1$ + \item Projektion: $\pi_i^k : \N^k \to \N$ + \item Komposition: $f(\bar{x}) = g(h_1(\bar{x}), \ldots, h_k(\bar{x}))$ + \end{itemize} + \end{block} +\begin{definition}[Primitive Rekursion] Das Schema der \alert{primitiven Rekursion} erzeugt aus $g$ und $h$ die Funktion \alert{$f$}: \begin{align*} f(0, \bar{x}) &= g(\bar{x}) \\ f(\alert{m + 1}, \bar{x}) &= h(f(\alert{m}, \bar{x}), \alert{m}, \bar{x}) \end{align*} \end{definition} \end{frame} +} + +\defineUnit{prprogramme}{% +\begin{frame} + \frametitle{PR-Programme} + \setbeamercovered{dynamic} + + U.a. diese Programme sind laut Vorlesung oder Übung PR: + \begin{itemize} + \item \alert{$add(x, y) = x + y$} + \item \alert{$mult(x, y) = x \cdot y$} + \item $pred(x) = \max \left\{ 0, x - 1 \right\}$ + \item \alert{$x \dot{-} y = \max \left\{ 0, x - y \right\}$} + \item $div(x, y) = x \div y$ (Ganzzahldivision) + \item $mod(x, y) = x \mod y$ + \vspace{1.5em} + \item $tower(n) = 2^{2^{2^{\iddots}}}$ mit $tower(4) = 2^{16}$ + \item $sqr(x) = x^2$ + \item $twopow(n) = 2^n$ + \item $ifthen(n, a, b) = \begin{cases} a & n \neq 0 \\ b & n = 0 \end{cases}$ + \end{itemize} +\end{frame} +} + +\defineUnit{prerweitert}{% +\begin{frame} + \frametitle{Erweitertes PR-Schema} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[Erweitertes PR-Schema] + Das \alert{erweiterte Schema der primitiven Rekursion} erlaubt + \begin{align*} + f(0, \bar{x}) &= t_0 \\ + f(m + 1, \bar{x}) &= t + \end{align*} + wobei + \begin{itemize} + \item $t_0$ enthält nur PR-Funktionen und die $x_i$ + \item $t$ enthält nur \alert{$f(m, \bar{x})$}, PR Funktionen, \alert{$m$} und die $x_i$. + \end{itemize} + \end{definition} + + \begin{theorem} + Das erweiterte Schema der primitiven Rekursion führt nicht aus \alert{PR} heraus. + \end{theorem} +\end{frame} +} + +\defineUnit{tmif}{% +\begin{frame} + \frametitle{Programmieren mit TMs} + \setbeamercovered{dynamic} + + Sind $f_1$ und $f_2$ Endzustände von $M$, so bezeichnet + \begin{center} + \begin{tikzpicture} + \node (M) at (0, 0) {$M$}; + \node[above right=0.2cm and 1cm of M] (M1) {$M_1$}; + \node[below right=0.2cm and 1cm of M] (M2) {$M_2$}; + \coordinate[right of=M1] (M1s); + \coordinate[right of=M2] (M2s); + + \draw[every edge] (-1, 0) -- (M); + \draw[every edge] (M) -- node[above left] {$f_1$} (M1); + \draw[every edge] (M) -- node[below left] {$f_2$} (M2); + \draw[every edge] (M1) -- (M1s); + \draw[every edge] (M2) -- (M2s); + \end{tikzpicture} + \end{center} + eine \alert{Fallunterscheidung}.\\ + \begin{example}[Band=0?] + \begin{align*} + \delta(q_0, 0) &= (q_0, 0, R) \\ + \delta(q_0, \square) &= (ja, \square, L) \\ + \delta(q_0, a) &= (nein, a, N) \qquad \text{für} a \neq 0, \square + \end{align*} + \end{example} +\end{frame} +} + +\defineUnit{while}{% +\begin{frame} + \frametitle{WHILE-Programme} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[WHILE-Programm] + Syntax von \alert{WHILE-Programmen}.\\ + Es ist $X \in \left\{ x_0, x_1, \ldots \right\}$ und $C \in \N$. + \begin{align*} + P &\rightarrow X := X + C \\ + &\mid X := X - C \\ + &\mid P; P \\ + &\mid \alert{\mathbf{WHILE}\ X \neq 0 \ \mathbf{DO}\ P \ \mathbf{END}} \\ + &\mid \textcolor{gray}{\mathbf{LOOP}\ X \ \mathbf{DO}\ P \ \mathbf{END}} \\ + &\mid \textcolor{gray}{\mathbf{IF}\ X = 0 \ \mathbf{DO}\ P \ \mathbf{ELSE}\ Q \ \mathbf{END}} + \end{align*} + \end{definition} + + \begin{itemize} + \item Ausgabe steht in $x_0$, Eingaben in $x_1, \ldots, x_n$, Rest ist 0. + \item Semantik wie erwartet. + \end{itemize} +\end{frame} +} + +\defineUnit{goto}{% +\begin{frame} + \frametitle{GOTO-Programme} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[GOTO-Programm] + Syntax von \alert{GOTO-Programmen}.\\ + Es ist $X \in \left\{ x_0, x_1, \ldots \right\}$ und $C \in \N$. \\ + Alle Anweisungen haben eine Markierung \alert{$M_1 : A_1; M_2 : A_2$}. + \begin{align*} + P &\rightarrow X := X + C \\ + &\mid X := X - C \\ + &\mid P; P \\ + &\mid \mathbf{GOTO}\ M_i \\ + &\mid \mathbf{IF}\ X = 0 \ \mathbf{GOTO}\ M_i \\ + &\mid \mathbf{HALT} + \end{align*} + \end{definition} + + \begin{itemize} + \item Ausgabe steht in $x_0$, Eingaben in $x_1, \ldots, x_n$, Rest ist 0. + \end{itemize} +\end{frame} +} + +\defineUnit{loop}{% +\begin{frame} + \frametitle{LOOP-Programme} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[LOOP-Programm] + Syntax von \alert{LOOP-Programmen}.\\ + Es ist $X \in \left\{ x_0, x_1, \ldots \right\}$ und $C \in \N$. + \begin{align*} + P &\rightarrow X := X + C \\ + &\mid X := X - C \\ + &\mid P; P \\ + &\mid \mathbf{LOOP}\ X \ \mathbf{DO}\ P \ \mathbf{END} \\ + &\mid \textcolor{gray}{\mathbf{IF}\ X = 0 \ \mathbf{DO}\ P \ \mathbf{ELSE}\ Q \ \mathbf{END}} + \end{align*} + \end{definition} + + \begin{itemize} + \item Ausgabe steht in $x_0$, Eingaben in $x_1, \ldots, x_n$, Rest ist 0. + \item $\mathbf{LOOP}\ x_i \ \mathbf{DO}\ P \ \mathbf{END}$ führt $P$ genau $n$ mal aus, wobei $n$ der Anfangswert von $x_i$ ist. \alert{Zuweisungen an $x_i$ in $P$ ändern die Anzahl der Durchläufe nicht.} + \end{itemize} +\end{frame} +} + +\defineUnit{prmax}{% +\begin{frame} + \frametitle{Beschränkte Operationen} + \setbeamercovered{dynamic} + \begin{definition} + Ein Prädikat $P$ ist \alert{PR}, wenn es eine PR Funktion $\hat{P}$ gibt mit + \[\hat{P}(x) = 1 \Longleftrightarrow P(x)\] + \end{definition} + + \begin{definition}[Beschränkte Operationen] + Ist $P$ PR, dann auch + \begin{itemize} + \item der \alert{beschränkte max-Operator} + \[\max \left\{ x \alert{\leq n} \mid P(x) \right\}, \quad \max \left\{ \emptyset \right\} = 0\] + \item der \alert{beschränkte Existenzquantor} + \[\exists x \alert{\leq n}. P(x)\] + \end{itemize} + \end{definition} +\end{frame} +} + +\defineUnit{murekursion}{% +\begin{frame} + \frametitle{$\mu$-Rekursion} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[$\mu$-Operator] + Sei $f: \N^{k+1} \to \N$ eine Funktion.\\Der \alert{$\mu$-Operator} definiert eine neue Funktion $\mu f : \N^k \to \N$: + \[(\mu f)(\bar{x}) := \begin{cases} \min \left\{ n \in \N \mid \alert{f (n, \bar{x}) = 0}\right\} & \text{falls } n \text{ existent\alert{$^*$}} \\ \perp & \text{sonst}\end{cases}\] + \end{definition} + + \vfill + + \begin{itemize} + \item \alert{$^*$}Für alle \alert{$m \leq n$} muss $f$ definiert sein: $f(m, \bar{x}) \neq \perp$ + \item PR + $\mu$ = $\mu$-Rekursion + \item In Pseudocode: + \begin{align*} + \mu f(\bar{x}) &= find(0, \bar{x}) \\ + find(n, \bar{x}) &= \mathbf{if}\ f(n, \bar{x}) = 0 \ \mathbf{then}\ n \ \mathbf{else}\ find(n+1, \bar{x}) + \end{align*} + \end{itemize} +\end{frame} +} + +\defineUnit{modelluebersetzungen}{% +\begin{frame} + \frametitle{Übersetzungen} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{center} + \begin{tikzpicture}[node distance=2.5cm] + \node (WH) {WHILE}; + \node (GO) [above left of = WH] {GOTO}; + \node (TM) [above right of = WH] {TM}; + \node (LO) [below of = WH] {LOOP}; + \node (PR) [left of = LO] {PR}; + \node (MR) [left of = WH] {$\mu$R}; + + \draw [every edge, ->] (LO) -- (WH); + \draw [every edge, ->] (PR) -- (MR); + \draw [every edge, tumgreen, <->] (LO) -- (PR); + \draw [every edge, tumgreen, <->] (WH) -- (MR); + \draw [every edge, <->] (WH) -- (GO); + \draw [every edge, ->] (WH) -- (TM); + \draw [every edge, ->] (TM) -- (GO); + \end{tikzpicture} + \end{center} + + \vfill + + LOOP kann in WHILE \alert{übersetzt} werden, WHILE ist also \alert{mindestens so mächtig} wie LOOP (sogar mächtiger). +\end{frame} +} + +\defineUnit{entscheidbarkeit}{% +\begin{frame} + \frametitle{Entscheidbarkeit} + \setbeamercovered{dynamic} + + \begin{definition}[Entscheidbarkeit] + Eine Menge $A$ heißt \alert{entscheidbar} gdw ihre \alert{charakteristische Funktion} + \[ \chi_A(x) := \begin{cases}1 & \text{falls } x \in A \\ 0 & \text{falls } x \not \in A \end{cases} \] + berechenbar ist. + \end{definition} + + \begin{definition}[Semi-Entscheidbarkeit] + Eine Menge $A$ heißt \alert{semi-entscheidbar} gdw + \[ \chi'_A(x) := \begin{cases}1 & \text{falls } x \in A \\ \perp & \text{falls } x \not \in A \end{cases} \] + berechenbar ist. + \end{definition} +\end{frame} +} + +\defineUnit{spezielleshalteproblem}{% +\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} +} + +\defineUnit{halteproblem}{% +\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} +} + +\defineUnit{aufzaehlbarkeit}{% +\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} +} + +\defineUnit{rice}{% +\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} +} + +\defineUnit{pcp}{% +\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} +} + +\defineUnit{pcpbeispiel}{% +\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} +}