Алгоритми Маркова

Дотепер, будуючи той або інший МТ, або НАМ ми кожного разу всі робили наново. Природно задати питання, а чи не можна при побудові, наприклад, нової МТ користуватися вже побудованою раніше МТ.

Наприклад, МТ3 з прикладу 3

U3((n) 1) =(n) 10

по суті є належним чином з'єднані МТ для U1(n) =n+1 і U2((n) 1) =(n-1) 1.

Аналогічне питання можна сформулювати для НАМ. Іншими словами чи можна акумулювати знання у формі алгоритмів так, щоб з них можна було будувати інші алгоритми.

Ми розглянемо цю проблему стосовно МТ. Проте всі сформульовані нами твердження будуть справедливі і для НАМ і для інших еквівалентних уточнень поняття алгоритму. Еквівалентність уточнень поняття алгоритму ми розглянемо пізніше.

Визначення 3.2. Говоритимемо, що МТ1 можна ефективно побудувати з МТ2 і МТ3 якщо існує алгоритм, який дозволяє, маючи програму для МТ2 і МТ3, побудувати програму для МТ3.

Визначення 3.3. Послідовною композицією МТ А і В називається така МТ З, що

область застосовності МТ А і Із співпадають;

C() =B(A()).

Іншими словами, застосування З до слова дає такий же результат, як послідовне застосування до цього ж слова спочатку А, а потім до результату застосування А - В.

Послідовну композицію МТА і МТВ позначатимемо АВ.

Теорема 3.1. Хай дані МТ А і В, такі, що В застосовна до результатів роботи А і QAQB=.

Тоді можна ефективно побудувати МТ З таку, що С= АВ.

Доказ.

Як алфавіт даних і безлічі станів для МТС візьмемо об'єднання алфавітів даних і безлічі станів для А і В, тобто

DC=DADВ, QC= QAQB

В програмі для А всі правила p! , де ,DA* {Л, П, Н} замінимо на pqoB, де qoB QB - початковий стан для В. Это забезпечить включення У в той момент, коли А свою роботу закінчила і не раніше, оскільки QAQB=.

Що і т.д.

Табличний запис програми для З показана на малюнку 3.3

Рис 3.3. Структура табличного запису програм для Машини З.

Означення. Паралельною композицією Машин Тюрінга А і В назвемо таку Машину З, для якої:

DC=DADB

QC=QAQB

C(||) =A(||) B=B(||) A=A() ||B().

З цього визначення видно, що порядок застосування МТА і МТВ не впливає на результат. Він буде таким же неначебто ми незалежно застосували А до слова , а В до слова .

Теорема 3.2 Для будь-яких МТ А і МТ В можна ефективно побудувати МТ З таку, що С=А||В

Обгрунтовування. Ми не даватимемо тут строго доказу з причини його технічної складності. Покажемо лише обгрунтовування правильності затвердження теореми. Позначимо DC=DADB; QC=QAQB.

Основна проблема: як гарантувати щоб А не торкнулася слова , а В - слово . Для цього введемо в алфавіт DС символ ||. Додамо для всіх станів qiQC таких, що qiQA правила вигляду ||qi||qiЛ, тобто каретка машини А буде, натикаючись на символ ||, йти вліво. Відповідно для всіх qjQC таких, що qjQB додамо правила вигляду ||qj||qjП, тобто каретка машини В йтиме управо. Тим самим ми як би обмежуємо стрічку для А справа, а для В зліва.

Істотним тут є питання: чи не виявляться обчислювальні можливості Машини Тюрінга з напівстрічкою слабіше, ніж обчислювальні можливості Машини Тюрінга з повною стрічкою?

Виявляється справедливо наступне твердження: безліч алгоритмів, реалізовуваних МТ з напівстрічкою, еквівалентно безлічі алгоритмів, реалізовуваних МТ з повною стрічкою. Позначимо Ф(Р) Машину Тюрінга, що реалізовує алгоритм, що розпізнає:

Теорема 3.3 Для будь-яких Машин Тюрінга А, В і Ф, мають один і той же алфавіт S, може бути ефективно побудований машина З над тим же алфавітом S, така що

Доказ.

Позначимо: E(Р) тотожну машину, тобто Е(Р) =Р

СМІТТЮ(Р) копіюючу машину, тобто СМІТТЮ(Р) =Р||Р

де ||S.

BRANCH(P) - ця машина переходить або в стан р1, або в змозі ро. Її програма складається з 4-х команд:

1qo1р1П

||р1||р1П

0qo0роП

||ро||роП

Побудуємо машину

Ця машина будується по наступній формулі:

Згідно теоремам 3.1 і 3.2., ми можемо побудувати машину, знаючи Е, Ф і СМІТТЮ. Тепер, маючи, BRNCH, А і В, можна побудувати машину З таким чином:

Машина BRANCH закінчує свою роботу або в стані р1, якщо слово P володіє потрібною властивістю, або в змозі ро, знаходячись на початку слова P. Тому, якщо прийняти у машини А стан р1, як початкове, а у машини В стан ро, як початкове, то машина А буде включений за умови, що Ф(Р) =1, а машина В буде включений, якщо Ф(Р) =0.

Правило композиції, визначуване цією теоремою записуватимемо, якщо Ф то А інакше В.

Теорема 3.4 Для будь-яких машин А і Ф можна ефективно побудувати машину L таку, що

L(P) ={ Поки Ф(Р) =1, застосовуй А }

Доказ: Замінимо в доведенні теореми 3.3 машину В машиною Е, а заключний стан в машині В замінимо на початковий стан в машині . У результаті отримаємо потрібний результат.

Теорема 3.5 (Бомм, Джакопіні, 1962)

Будь-яка Машина Тюрінга може бути побудований за допомогою операції композицій ||, якщо Ф, то А інакше В, поки Ф застосовуй А.

Цю теорему ми даємо тут без доказу.

Слідство 3.1 Через Тезу Тюрінга, будь-яка інтуїтивно обчислювана функція може бути запрограмований в термінах цих операцій.

Слідство 3.2 Ми отримали щось подібне до мови, на якій можна описувати нову Машину Тюрінга, використовуючи описи вже існуючих, а потім, використовуючи теореми 3.1 - 3.4, побудувати її функціональну схему.

Слідство 3.3 Алгоритм - це конструктивний об'єкт. У разі Машини Тюрінга атомарними об'єктами є команди, а теорема 3.5 визначає правила композиції.

Висновки