Теорема Райса-Шапиро — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
м (Источники информации)
м (rollbackEdits.php mass rollback)
 
(не показано 5 промежуточных версий 3 участников)
Строка 1: Строка 1:
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=
'''Свойством программ''' (англ. ''property'') называется подмножество перечислимых языков.
+
'''Образцом''' (англ. ''pattern'') называется конечное множество слов, объединённое [[Свойства_перечислимых_языков._Теорема_Успенского-Райса|свойством]].
 
}}
 
}}
 +
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=
'''Образцом''' (англ. ''pattern'') называется конечное множество слов, объединённое определённым общим свойством.
+
'''Язык <tex>L</tex> удовлетворяет свойству <tex>A</tex>''', если <tex>L \in A</tex> ( этот язык содержится в <tex>A</tex>).
 
}}
 
}}
 +
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=
'''Язык <tex>L</tex> удовлетворяет образцу <tex>A</tex>''', если <tex>L</tex> содержит все элементы <tex>A</tex>.
+
'''Язык <tex>L</tex> удовлетворяет образцу <tex>X</tex>''', если <tex>L</tex> содержит все элементы <tex>X</tex>.
 
}}
 
}}
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=
'''Язык <tex>L</tex> удовлетворяет множеству образцов <tex>X</tex>''', если <tex>L</tex> удовлетворяет хотя бы одному образцу <tex>A \in X</tex>.
+
'''Язык <tex>L</tex> удовлетворяет множеству образцов <tex>\Gamma</tex>''', если <tex>L</tex> удовлетворяет хотя бы одному образцу <tex>X \in \Gamma</tex>.
 
}}
 
}}
Теорема Райса-Шапиро позволяет дать простое описание перечислимым свойствам языков. Заметим, что вычислимо работать с произвольными языками возможности нет, поэтому далее неявно подразумевается, что все рассматриваемые языки являются [[Перечислимые языки|перечислимыми]].
 
  
Заметим, что образцы являются конструктивными объектами, следовательно, можно говорить о разрешимых и перечислимых множествах образцов.
 
  
{{Теорема
 
|about=
 
Райса-Шапиро
 
|statement=
 
Свойство языков <tex>A</tex> перечислимо тогда и только тогда, когда существует перечислимое множество образцов <tex>\Gamma</tex>, такое, что <tex>L</tex> удовлетворяет <tex>A</tex> тогда и только тогда, когда <tex>L</tex> удовлетворяет <tex>\Gamma</tex>.
 
}}
 
 
1) <tex>\Rightarrow</tex>
 
 
Доказательство в одну сторону тривиально: пусть <tex>\Gamma</tex> — перечислимое множество образцов. Будем обозначать за <tex>\Gamma_i</tex> образец с номером <tex>i</tex>, а за <tex>\Gamma_{ij}</tex> — элемент с номером <tex>j</tex> образца с номером <tex>i</tex>. Далее приведён код полуразрешителя <tex>A</tex>, который принимает на вход код полуразрешителя <tex>L</tex> и возвращает значение <tex>L \in A</tex>.
 
 
  A(L):
 
    '''for''' t = 1 '''to''' <tex>\infty</tex>
 
      '''for''' i = 1 '''to''' t
 
        ok <tex>\leftarrow</tex> true
 
      '''for''' j = 1 '''to''' <tex>|\Gamma_i|</tex>
 
        '''if''' <tex>\lnot L|_t (\Gamma_{ij})</tex>
 
          ok <tex>\leftarrow</tex> false
 
        '''if''' ok
 
          '''return''' true
 
 
2) <tex>\Leftarrow</tex>
 
 
Для доказательства в другую сторону понадобятся следующие леммы:
 
 
{{Лемма
 
{{Лемма
 
|statement=
 
|statement=
Строка 57: Строка 33:
 
Разрешим множество <tex>K</tex>с помощью этой функции. Для проверяемого элемента <tex>y</tex> подготовим программу <tex>g</tex>:
 
Разрешим множество <tex>K</tex>с помощью этой функции. Для проверяемого элемента <tex>y</tex> подготовим программу <tex>g</tex>:
  
   g(x):
+
   <tex>g(x):</tex>
     if <tex>x \in H</tex>
+
     '''if''' <tex>x \in H</tex>
 
       '''return''' <tex>y \in K</tex>
 
       '''return''' <tex>y \in K</tex>
     if <tex>x \in G</tex>
+
     '''if''' <tex>x \in G</tex>
 
       '''return''' <tex>y \notin K</tex>
 
       '''return''' <tex>y \notin K</tex>
  
 
После этого запустим параллельно проверки <tex>y \in K</tex> и <tex>L(g) \in A</tex>. Если <tex>y \in K</tex>, то первая проверка завершится. Иначе функция <tex>g</tex> задаёт язык <tex>G</tex>, который обладает свойством <tex>A</tex>, следовательно, вторая проверка завершится, сигнализируя о том, что <tex>y \notin K</tex>. Но <tex>K</tex> не является разрешимым множеством, получено противоречие.
 
После этого запустим параллельно проверки <tex>y \in K</tex> и <tex>L(g) \in A</tex>. Если <tex>y \in K</tex>, то первая проверка завершится. Иначе функция <tex>g</tex> задаёт язык <tex>G</tex>, который обладает свойством <tex>A</tex>, следовательно, вторая проверка завершится, сигнализируя о том, что <tex>y \notin K</tex>. Но <tex>K</tex> не является разрешимым множеством, получено противоречие.
 
}}
 
}}
 +
  
 
{{Лемма
 
{{Лемма
Строка 71: Строка 48:
 
|proof=
 
|proof=
 
Строим доказательство от противного. Пусть <tex>G \in A</tex>, и любое конечное подмножество <tex>G</tex> не удовлетворяет свойству <tex>A</tex>, <tex>K</tex> — перечислимое неразрешимое множество. Определим следующую функцию:
 
Строим доказательство от противного. Пусть <tex>G \in A</tex>, и любое конечное подмножество <tex>G</tex> не удовлетворяет свойству <tex>A</tex>, <tex>K</tex> — перечислимое неразрешимое множество. Определим следующую функцию:
* <tex>f(x, y) = </tex> false, если за <tex>x</tex> шагов перечисления <tex>K</tex> появилось слово <tex>y</tex>.
+
* <tex>f(x, y) = false</tex>, если за <tex>x</tex> шагов перечисления <tex>K</tex> появилось слово <tex>y</tex>.
 
* <tex>f(x, y) = x \in G</tex> иначе.
 
* <tex>f(x, y) = x \in G</tex> иначе.
 
Заметим, что если <tex>y \in K</tex>, то <tex>f(x, y)</tex> распознаёт некоторое конечное подмножество <tex>G</tex> и всё множество <tex>G</tex> иначе. Эта функция тривиальным образом разрешима, построим с её помощью разрешитель <tex>K</tex>. Аналогично доказательству первой леммы, подготовим программу <tex>g</tex>:
 
Заметим, что если <tex>y \in K</tex>, то <tex>f(x, y)</tex> распознаёт некоторое конечное подмножество <tex>G</tex> и всё множество <tex>G</tex> иначе. Эта функция тривиальным образом разрешима, построим с её помощью разрешитель <tex>K</tex>. Аналогично доказательству первой леммы, подготовим программу <tex>g</tex>:
Строка 80: Строка 57:
 
После этого параллельно запустим проверки <tex>y \in K</tex> и <tex>L(g) \in A</tex>. Аналогично, данная процедура разрешает множество <tex>K</tex>. Но <tex>K</tex> не является разрешимым, получено противоречие.
 
После этого параллельно запустим проверки <tex>y \in K</tex> и <tex>L(g) \in A</tex>. Аналогично, данная процедура разрешает множество <tex>K</tex>. Но <tex>K</tex> не является разрешимым, получено противоречие.
 
}}
 
}}
Полуразрешитель для множества образцов, удовлетворяющих <tex>\Gamma</tex> строится следующим образом: для каждого образца <tex>\gamma</tex> строится текст программы
+
 
 +
 
 +
'''Теорема Райса-Шапиро''' позволяет дать простое описание перечислимым свойствам языков. Заметим, что вычислимо работать с произвольными языками возможности нет, поэтому далее неявно подразумевается, что все рассматриваемые языки являются [[Перечислимые языки|перечислимыми]].
 +
 
 +
Заметим, что образцы являются конструктивными объектами, следовательно, можно говорить о разрешимых и перечислимых множествах образцов.
 +
 
 +
{{Теорема
 +
|about=
 +
Райса-Шапиро
 +
|statement=
 +
Свойство языков <tex>A</tex> перечислимо <tex>\iff \exists\Gamma : L \in A \iff L \subseteq \Gamma.</tex>
 +
}}
 +
 
 +
<tex>\Leftarrow</tex>
 +
 
 +
: Доказательство в одну сторону тривиально: пусть <tex>\Gamma</tex> — перечислимое множество образцов. Будем обозначать за <tex>\Gamma_i</tex> образец с номером <tex>i</tex>, а за <tex>\Gamma_{ij}</tex> — элемент с номером <tex>j</tex> образца с номером <tex>i</tex>. Далее приведён код полуразрешителя <tex>A</tex>, который принимает на вход код полуразрешителя <tex>L</tex> и возвращает значение <tex>L \in A</tex>.
 +
 
 +
  A(L):
 +
    '''for''' t = 1 '''to''' <tex>\infty</tex>
 +
      '''for''' i = 1 '''to''' t
 +
        ok <tex>=</tex> ''true''
 +
      '''for''' j = 1 '''to''' <tex>|\Gamma_i|</tex>
 +
        '''if''' <tex>\lnot L|_t (\Gamma_{ij})</tex>
 +
          ok <tex>=</tex> ''false''
 +
        '''if''' ok
 +
          '''return''' ''true''
 +
 
 +
<tex>\Rightarrow</tex>
 +
:Для доказательства в другую сторону будем использовать две леммы, приведённые выше. Полуразрешитель для множества образцов, удовлетворяющих <tex>\Gamma</tex> строится следующим образом: для каждого образца <tex>\gamma</tex> строится текст программы
 
   f<tex>{}_\gamma</tex>(x):
 
   f<tex>{}_\gamma</tex>(x):
 
     '''return''' x <tex>{} \in \gamma</tex>
 
     '''return''' x <tex>{} \in \gamma</tex>
Текст программы передаётся полуразрешителю <tex>A</tex>.
+
:Текст программы передаётся полуразрешителю <tex>A</tex>.
  
Докажем, что данное построение корректно. Обозначим множество образцов, принимаемое построенным выше полурарешителем <tex>\Gamma</tex>. Пусть существует <tex>\gamma \in \Gamma</tex> такой, что <tex>L</tex> удовлетворяет <tex>\gamma</tex>. По определению <tex>\Gamma</tex>, язык <tex>\gamma</tex> удовлетворяет свойству <tex>A</tex>. Язык <tex>L</tex> удовлетворяет свойству <tex>A</tex> по первой лемме как надмножество <tex>\gamma</tex>.
+
:Докажем, что данное построение корректно. Обозначим множество образцов, принимаемое построенным выше полурарешителем <tex>\Gamma</tex>. Пусть существует <tex>\gamma \in \Gamma</tex> такой, что <tex>L</tex> удовлетворяет <tex>\gamma</tex>. По определению <tex>\Gamma</tex>, язык <tex>\gamma</tex> удовлетворяет свойству <tex>A</tex>. Язык <tex>L</tex> удовлетворяет свойству <tex>A</tex> по первой лемме как надмножество <tex>\gamma</tex>.
  
Пусть <tex>L \in A</tex>. Тогда по второй лемме найдётся образец <tex>\gamma</tex>, который является подмножеством <tex>L</tex> и удовлетворяет свойству <tex>A</tex>. Следовательно, этот образец лежит в множестве <tex>\Gamma</tex> и язык <tex>A</tex> удовлетворяет множеству образцов <tex>\Gamma</tex>, что и требовалось доказать.
+
:Пусть <tex>L \in A</tex>. Тогда по второй лемме найдётся образец <tex>\gamma</tex>, который является подмножеством <tex>L</tex> и удовлетворяет свойству <tex>A</tex>. Следовательно, этот образец лежит в множестве <tex>\Gamma</tex> и язык <tex>A</tex> удовлетворяет множеству образцов <tex>\Gamma</tex>, что и требовалось доказать.
  
 
== См. также==
 
== См. также==
  
 +
* [[m-сводимость]]
 +
* [[Примеры_неразрешимых_задач:_проблема_соответствий_Поста | Проблема соответствий Поста]]
 +
* [[Неразрешимость исчисления предикатов первого порядка]]
  
 
== Источники информации ==
 
== Источники информации ==

Текущая версия на 19:31, 4 сентября 2022

Определение:
Образцом (англ. pattern) называется конечное множество слов, объединённое свойством.


Определение:
Язык [math]L[/math] удовлетворяет свойству [math]A[/math], если [math]L \in A[/math] ( этот язык содержится в [math]A[/math]).


Определение:
Язык [math]L[/math] удовлетворяет образцу [math]X[/math], если [math]L[/math] содержит все элементы [math]X[/math].


Определение:
Язык [math]L[/math] удовлетворяет множеству образцов [math]\Gamma[/math], если [math]L[/math] удовлетворяет хотя бы одному образцу [math]X \in \Gamma[/math].


Лемма:
Пусть [math]A[/math] — перечислимое свойство языков, [math]G \in A[/math]. Тогда верно следствие: [math]G \subset H \Rightarrow H \in A[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Строим доказательство от противного. Пусть [math]G \in A[/math], [math]G \subset H[/math], [math]H \notin A[/math], [math]K[/math] — перечислимое неразрешимое множество. Построим следующую вычислимую функцию: [math]f(x, y) = \begin{cases} x \in H & y \in K\\ x \in G & y \notin K \end{cases}[/math]

Вычисляется эта функция следующим образом: параллельно запускаем проверки [math]x \in G[/math] и [math]y \in K[/math]. Если [math]x \in G[/math], то [math]x \in H[/math], следовательно, функция возвращает единицу вне зависимости от [math]y[/math]. Если [math]y \in K[/math], то запускаем проверку [math]x \in H[/math].

Разрешим множество [math]K[/math]с помощью этой функции. Для проверяемого элемента [math]y[/math] подготовим программу [math]g[/math]:

 [math]g(x):[/math]
   if [math]x \in H[/math]
     return [math]y \in K[/math]
   if [math]x \in G[/math]
     return [math]y \notin K[/math]
После этого запустим параллельно проверки [math]y \in K[/math] и [math]L(g) \in A[/math]. Если [math]y \in K[/math], то первая проверка завершится. Иначе функция [math]g[/math] задаёт язык [math]G[/math], который обладает свойством [math]A[/math], следовательно, вторая проверка завершится, сигнализируя о том, что [math]y \notin K[/math]. Но [math]K[/math] не является разрешимым множеством, получено противоречие.
[math]\triangleleft[/math]


Лемма:
Пусть [math]A[/math] — перечислимое свойство, [math]G \in A[/math]. Тогда существует конечное множество [math]H \in A[/math], которое является подмножеством [math]G[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Строим доказательство от противного. Пусть [math]G \in A[/math], и любое конечное подмножество [math]G[/math] не удовлетворяет свойству [math]A[/math], [math]K[/math] — перечислимое неразрешимое множество. Определим следующую функцию:

  • [math]f(x, y) = false[/math], если за [math]x[/math] шагов перечисления [math]K[/math] появилось слово [math]y[/math].
  • [math]f(x, y) = x \in G[/math] иначе.

Заметим, что если [math]y \in K[/math], то [math]f(x, y)[/math] распознаёт некоторое конечное подмножество [math]G[/math] и всё множество [math]G[/math] иначе. Эта функция тривиальным образом разрешима, построим с её помощью разрешитель [math]K[/math]. Аналогично доказательству первой леммы, подготовим программу [math]g[/math]:

 g(x):
   return f(x, y)
После этого параллельно запустим проверки [math]y \in K[/math] и [math]L(g) \in A[/math]. Аналогично, данная процедура разрешает множество [math]K[/math]. Но [math]K[/math] не является разрешимым, получено противоречие.
[math]\triangleleft[/math]


Теорема Райса-Шапиро позволяет дать простое описание перечислимым свойствам языков. Заметим, что вычислимо работать с произвольными языками возможности нет, поэтому далее неявно подразумевается, что все рассматриваемые языки являются перечислимыми.

Заметим, что образцы являются конструктивными объектами, следовательно, можно говорить о разрешимых и перечислимых множествах образцов.

Теорема (Райса-Шапиро):
Свойство языков [math]A[/math] перечислимо [math]\iff \exists\Gamma : L \in A \iff L \subseteq \Gamma.[/math]

[math]\Leftarrow[/math]

Доказательство в одну сторону тривиально: пусть [math]\Gamma[/math] — перечислимое множество образцов. Будем обозначать за [math]\Gamma_i[/math] образец с номером [math]i[/math], а за [math]\Gamma_{ij}[/math] — элемент с номером [math]j[/math] образца с номером [math]i[/math]. Далее приведён код полуразрешителя [math]A[/math], который принимает на вход код полуразрешителя [math]L[/math] и возвращает значение [math]L \in A[/math].
 A(L):
   for t = 1 to [math]\infty[/math]
     for i = 1 to t
       ok [math]=[/math] true
     for j = 1 to [math]|\Gamma_i|[/math]
       if [math]\lnot L|_t (\Gamma_{ij})[/math]
         ok [math]=[/math] false
       if ok
         return true

[math]\Rightarrow[/math]

Для доказательства в другую сторону будем использовать две леммы, приведённые выше. Полуразрешитель для множества образцов, удовлетворяющих [math]\Gamma[/math] строится следующим образом: для каждого образца [math]\gamma[/math] строится текст программы
 f[math]{}_\gamma[/math](x):
   return x [math]{} \in \gamma[/math]
Текст программы передаётся полуразрешителю [math]A[/math].
Докажем, что данное построение корректно. Обозначим множество образцов, принимаемое построенным выше полурарешителем [math]\Gamma[/math]. Пусть существует [math]\gamma \in \Gamma[/math] такой, что [math]L[/math] удовлетворяет [math]\gamma[/math]. По определению [math]\Gamma[/math], язык [math]\gamma[/math] удовлетворяет свойству [math]A[/math]. Язык [math]L[/math] удовлетворяет свойству [math]A[/math] по первой лемме как надмножество [math]\gamma[/math].
Пусть [math]L \in A[/math]. Тогда по второй лемме найдётся образец [math]\gamma[/math], который является подмножеством [math]L[/math] и удовлетворяет свойству [math]A[/math]. Следовательно, этот образец лежит в множестве [math]\Gamma[/math] и язык [math]A[/math] удовлетворяет множеству образцов [math]\Gamma[/math], что и требовалось доказать.

См. также

Источники информации

  • Верещагин Н. К., Шень A. Лекции по математической логике и теории алгоритмов. Часть 3. Вычислимые функции. — М.: МЦНМО, 1999. С. 134. ISBN 5-900916-36-7
  • Хопкрофт Д., Мотвани Р., Ульман Д. Введение в теорию автоматов, языков и вычислений, 2-е изд. : Пер. с англ. — М.: Издательский дом «Вильямс», 2008. — С. 528 — ISBN 978-5-8459-1347-0 (рус.)