Теорема о рекурсии — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(→‎Теорема о неподвижной точке)
(→‎Теорема о неподвижной точке)
Строка 79: Строка 79:
 
|author=Роджерс
 
|author=Роджерс
 
|about=о неподвижной точке / ''Rogers' fixed-point theorem''
 
|about=о неподвижной точке / ''Rogers' fixed-point theorem''
−
|statement= Пусть <tex>U</tex> {{---}} [[Диагональный_метод|универсальная функция]] для класса вычислимых функций одного аргумента, <tex>h</tex> {{---}} всюду определённая [[Вычислимые_функции|вычислимая функция]] одного аргумента. Тогда найдется такое <tex>n</tex>, что <tex>U_n=U_{h(n)}</tex>, то есть <tex>n</tex> и <tex>h(n)</tex> - номера одной функции. Другими словами, нельзя найти алгоритма, преобразующего программы, который бы по каждой программе давал другую (не эквивалентную ей).
+
|statement= Пусть <tex>U</tex> {{---}} [[Диагональный_метод|универсальная функция]] для класса вычислимых функций одного аргумента, <tex>h</tex> {{---}} всюду определённая [[Вычислимые_функции|вычислимая функция]] одного аргумента. Тогда найдется такое <tex>n</tex>, что <tex>U_n=U_{h(n)}</tex>, то есть <tex>n</tex> и <tex>h(n)</tex> - номера одной функции.
 
|proof=
 
|proof=
 
Начнём с доказательства леммы.
 
Начнём с доказательства леммы.
Строка 93: Строка 93:
 
Значит, для нашего отношения эквивалентности второе утверждение леммы не верно, то есть для любого вычислимого всюду определенного <tex>h</tex> <tex> \exists n</tex> такое, что <tex>U_{h(n)} = U_n</tex>.
 
Значит, для нашего отношения эквивалентности второе утверждение леммы не верно, то есть для любого вычислимого всюду определенного <tex>h</tex> <tex> \exists n</tex> такое, что <tex>U_{h(n)} = U_n</tex>.
 
}}
 
}}
 +
Другими словами, нельзя найти алгоритма, преобразующего программы, который бы по каждой программе давал другую (не эквивалентную ей).
  
 
==Пример использования==
 
==Пример использования==

Версия 13:30, 3 декабря 2016

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]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]getSrc()[/math]. Предположим, что внутри [math]p(y)[/math] мы можем определить функцию [math]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]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]

Начнём с доказательства леммы.

Лемма:
Пусть на натуральных числах задано отношение эквивалентности [math]\equiv[/math]. Тогда следующие два утверждения не могут быть выполнены одновременно:
  1. Пусть [math]f[/math] — вычислимая функция. Тогда существует всюду определённое вычислимое [math]\equiv[/math] — продолжение [math]g[/math] функции [math]f[/math], то есть такая [math]g[/math], что [math]D(g)=N[/math] и [math]\forall x[/math] такого, что [math]f(x) \ne \perp[/math], выполнено [math]f(x) \equiv g(x)[/math].
  2. Найдётся такая всюду определенная вычислимая [math]h[/math], что [math]\forall n [/math] выполнено [math]h(n) \not\equiv n[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Приведем доказательство от противного. Пусть оба утверждения выполнены.

Определим функцию [math]f[/math] так: [math]f(x)=U(x,x)[/math]. Заметим, что никакая всюду вычислимая функция не отличается от [math]f[/math] всюду.
Согласно первому утверждению найдётся всюду определённое вычислимое [math]\equiv[/math] — продолжение [math]g[/math] функции [math]f[/math].
Определим функцию [math]t[/math] так: [math]t(x)=h(g(x))[/math], где [math]h[/math] — функция из второго утверждения.
Если [math]f(x) \ne \perp[/math], то [math]f(x)=g(x) \ne h(g(x))=t(x)[/math], то есть [math]f(x) \ne t(x)[/math]. Если [math]f(x)= \perp[/math], то [math]f(x) \ne t(x)[/math], так как [math]t[/math] всюду определена. Значит, [math]f[/math] всюду отлична от [math]t[/math], получили противоречие.
[math]\triangleleft[/math]

Теперь определим отношение [math]\equiv[/math] так: [math]x \equiv y \Leftrightarrow U_x = U_y[/math]. Покажем, что для него выполнено первое утверждение леммы.
Для заданной [math]f[/math] определим [math]V(n,x) = U(f(n), x)[/math].
Так как [math]U[/math] — универсальная функция, то найдётся такая всюду определенная вычислимая функция [math]s[/math], что [math]V(n,x) = U(s(n), x)[/math].
Тогда [math]\forall x [/math] и [math] n [/math] будет выполнено [math]U(f(n), x) = U(s(n), x)[/math]. Значит, [math]\forall n [/math] [math] s(n) \equiv f(n)[/math], то есть [math]s[/math] — всюду определенное [math]\equiv[/math] — продолжение [math]f[/math].

Значит, для нашего отношения эквивалентности второе утверждение леммы не верно, то есть для любого вычислимого всюду определенного [math]h[/math] [math] \exists n[/math] такое, что [math]U_{h(n)} = U_n[/math].
[math]\triangleleft[/math]

Другими словами, нельзя найти алгоритма, преобразующего программы, который бы по каждой программе давал другую (не эквивалентную ей).

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
Источник — «http://neerc.ifmo.ru/wiki/index.php?title=Теорема_о_рекурсии&oldid=56715»