Теорема о рекурсии

Теорема о рекурсии

Теорема (Клини, о рекурсии / Kleene's recursion theorem):

Пусть [math]V(n, x)[/math] — вычислимая функция. Тогда найдётся такая вычислимая [math]p[/math], что [math]\forall y[/math] [math]p(y) = V(p, y)[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Приведем конструктивное доказательство теоремы. Пусть есть вычислимая [math]V(x,y)[/math]. Будем поэтапно строить функцию [math]p(y)[/math]. Предположим, что у нас в распоряжении есть функция [math]\mathrm{getSrc()}[/math], которая вернет код [math]p(y)[/math]. Тогда саму [math]p(y)[/math] можно переписать так: p(y){ V(x,y) {...} main() { return V(getSrc(), y) } string getSrc() {...} } Теперь нужно определить функцию [math]\mathrm{getSrc()}[/math]. Предположим, что внутри [math]p(y)[/math] мы можем определить функцию [math]\mathrm{getOtherSrc()}[/math], состоящую из одного оператора [math]return[/math], которая вернет весь предшествующий ей код. Тогда [math]p(y)[/math] перепишется так. p(y){ V(x,y) {...} main() { return V(getSrc(), y) } string getSrc() { string src = getOtherSrc(); return src + "string getOtherSrc() {" + "\n" + "return" + src + "\n" + "}"; } string getOtherSrc() {...} } Теперь [math]\mathrm{getOtherSrc()}[/math] определяется очевидным образом, и мы получаем итоговую версию функции [math]p(y)[/math] p(y){ V(x,y) {...} main() { return V(getSrc(), y) } string getSrc() { string src = getOtherSrc(); return src + "string getOtherSrc() {" + "\n" + "return" + src + "\n" + "}"; } string getOtherSrc() { return " p(y){ // Возвращаем весь предыдущий код V(x,y) {...} main() { return V(getSrc(), y) } string getSrc() { string src = getOtherSrc(); return src + "string getOtherSrc() {" + "\n" + "return" + src + "\n" + "}"; }"; } }

[math]\triangleleft[/math]

Если говорить неформально, теорема о рекурсии утверждает, что внутри программы можно использовать ее код. Это упрощает доказательство некоторых теорем.

Приведем так же альтернативую формулировку теоремы и альтернативное (неконструктивное) доказательство.

Теорема о неподвижной точке

Теорема (Роджерс, о неподвижной точке / Rogers' fixed-point theorem):

Пусть [math]U[/math] — универсальная функция для класса вычислимых функций одного аргумента, [math]h[/math] — всюду определённая вычислимая функция одного аргумента. Тогда найдется такое [math]n[/math], что [math]U_n=U_{h(n)}[/math], то есть [math]n[/math] и [math]h(n)[/math] - номера одной функции.

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Введем на множестве натуральных чисел следующее отношение: [math]x \equiv y \Leftrightarrow U_x = U_y[/math] и докажем вспомогательную лемму. Лемма: Для всякой вычислимой функции [math]f[/math] существует вычислимая и всюду определенная функция [math]g[/math], являющаяся ее [math]\equiv[/math] — продолжением (это значит, что если [math]f(n)[/math] определено, то [math]g(n) \equiv f(n)[/math]). Доказательство: [math]\triangleright[/math] Рассмотрим вычислимую функцию от двух аргументов [math] V(n, x) = U(f(n), x)[/math]. Так как [math]V[/math] — вычислимая, то существует вычислимая и всюду определенная функция [math]s(n)[/math] такая, что: [math]V(n, x) = U(s(n), x)[/math]. Покажем, что [math]s(n)[/math] будет являться [math]\equiv[/math] — продолжением функции [math]f(n)[/math]. Если [math]f(n)[/math] определено, то [math]s(n)[/math] вернет другой номер той же вычислимой функции. Если же [math]f(n)[/math] не определено, то [math]s(n)[/math] вернет номер нигде не определенной функции. Таким образом, мы нашли [math]\equiv[/math] — продолжение для произвольно взятой вычислимой функции [math]f[/math]. [math]\triangleleft[/math] Будем доказывать теорему от противного: предположим, что существует всюду определенная вычислимая функция [math]h[/math], такая, что [math]U_n \neq U_{h(n)}[/math] для любого [math]n[/math]. В терминах введенного нами отношения, это значит, что [math]h[/math] не имеет [math]\equiv[/math] — неподвижных точек. Рассмотрим некоторую вычислимую функцию, от которой никакая вычислимая функция не может отличаться всюду. Такой будет, например [math]f(x) = U(x, x)[/math] (действительно, если предположить, что существует вычислимая функция [math]g(n)[/math], всюду отличная от [math]f(n) = U(n, n)[/math], то нарушается определение универсальной функции.) Согласно доказанной нами лемме, существует вычислимая и всюду определенная функция [math]g(x)[/math], являющаяся [math]\equiv[/math] — продолжением функции [math]f(x)[/math]. Давайте зададим функцию [math]t(x)[/math] следующим образом: [math]t(x) = h(g(x))[/math], где [math]h(x)[/math] - искомая всюду определенная, вычислимая функция, не имеющая [math]\equiv[/math] — неподвижных точек. Тогда [math]t(x)[/math] всюду отличается от [math]f(x)[/math] (в силу того, что [math]h(x)[/math] не имеет неподвижных точек.) Получили противоречие, из чего следует, что такой функции [math]h[/math] не существует.

[math]\triangleleft[/math]

Пример использования

Используя теорему о рекурсии, приведём простое доказательство неразрешимости языка [math]L=\{p|p(\epsilon)=\perp\}[/math].

Лемма:

Язык [math]L=\{p|p(\epsilon)=\perp\}[/math] неразрешим.

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Предположим обратное, тогда существует программа [math]r[/math] разрещающая [math]L[/math]. Рассмотрим следущую программу: p(x) if r(p) return 1 while true Пусть [math]p(\epsilon)=\perp[/math]. Тогда условие [math]r(p)[/math] выполняется и [math]p(\epsilon)=1[/math]. Противоречие. Если [math]p(\epsilon) \ne \perp[/math], то [math]r(p)[/math] не выполняется и [math]p(\epsilon)=\perp[/math]. Противоречие.

[math]\triangleleft[/math]

Доказательство теоремы Успенского-Райса с использованием теоремы о рекурсии:

Теорема:

Язык никакого нетривиального свойства не является разрешимым.

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Пусть [math]F \subset RE, \varnothing \not= F \not= RE[/math]. Предположим, что язык свойства [math]F[/math] разрешается программой [math]d[/math]. Пусть [math]f \in L(F), g \not\in L(F)[/math]. Напишем следующую программу: Q(x,y) if d(x) return g(y) else return f(y) По теореме о рекурсии, [math]\exists p \; \forall y \; p(y) = Q(p,y)[/math]. Если [math]p \in L(F)[/math], то [math]Q(p,y) = g(y) \Rightarrow p(y) = g(y) \Rightarrow p \not\in L(F)[/math]. Если же [math]p \not\in L(F)[/math], то [math]Q(p,y) = f(y) \Rightarrow p(y) = f(y) \Rightarrow p \in L(F)[/math]. В обоих случаях получаем противоречие.

[math]\triangleleft[/math]

Источники

• Wikipedia — Kleene's recursion theorem
• Верещагин Н. К., Шень А. Лекции по математической логике и теории алгоритмов. Часть 3. Вычислимые функции — М.: МЦНМО, 1999 - С. 176
• Kleene, Stephen On notation for ordinal numbers - The Journal of Symbolic Logic, 1938 - С. 150-155