Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
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3.1. DEFINITION EINER TURINGMASCHINE 77<br />
Konfiguration δ(q, si) Folgekonfiguration<br />
(q, s1s2 . . . si−1sisi+1 . . . sn) (q ′ , L) (q ′ , s1s2 . . .si−1sisi+1 . . .sn)<br />
(q, s1s2 . . . si−1sisi+1 . . . sn) (q ′ , R) (q ′ , s1s2 . . .si−1sisi+1 . . .sn)<br />
(q, s1s2 . . . si−1sisi+1 . . . sn) (q ′ , s ′ ) (q ′ , s1s2 . . .si−1s ′ si+1 . . .sn)<br />
(q, s1s2 . . . si−1sisi+1 . . . sn) nicht def<strong>in</strong>iert ke<strong>in</strong>e (Haltekonfiguration)<br />
Tabelle 3.1: Def<strong>in</strong>ition der Folgekonfiguration der TM<br />
Bemerkung 1. Wie ist der Fall 1 zu verstehen, falls i = 1 gilt? Die Folgekonfiguration<br />
zu (q0, s1 . . . sn) ist natürlich (q ′ , #s1 . . .sn). Analog folgt im Fall 2 aus i = n,<br />
dass die Folgekonfiguration (q ′ , s1 . . . sn#) ist.<br />
Notation. Die Relation ” Folgekonfiguration“ auf der Menge K aller Konfigurationen<br />
bezeichnen wir mit dem Symbol ⊢. Also ergibt der 1. Fall<br />
(q, s1s2 . . .si−1sisi+1 . . . sn) ⊢ (q ′ , s1s2 . . . si−1sisi+1 . . .sn)<br />
usw. Die reflexive und transitive Hülle dieser Relation wird mit ⊢ ∗ bezeichnet; d.h.,<br />
K ⊢ ∗ K ′ bedeutet, dass K und K ′ zwei Konfigurationen s<strong>in</strong>d, die entweder gleich<br />
s<strong>in</strong>d oder dass es Konfigurationen<br />
K = K0, K1, . . .,Kn = K ′<br />
mit Ki−1 ⊢ Ki für i = 1, . . .,n gibt. Wir sagen, dass die Konfiguration K ′ von K<br />
berechenbar ist.<br />
In Beispiel 1 <strong>in</strong> Abschnitt 3.1 gilt<br />
(q0, 132) ⊢ (q0, 132) ⊢ . . . ⊢ (q1, 132)<br />
und, die letzte Konfiguration hat ke<strong>in</strong>e Folgekonfiguration, da sie e<strong>in</strong>e Haltekonfiguration<br />
ist.<br />
Def<strong>in</strong>ition. Für jede Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e ist die Berechnung e<strong>in</strong>er E<strong>in</strong>gabe s1s2 . . . sn<br />
∈ Σ ∗ e<strong>in</strong>e endliche oder unendliche Liste von Konfigurationen:<br />
K0 ⊢ K1 ⊢ K2 ⊢ . . .<br />
wobei<br />
1. K0 die Initialkonfiguration mit K0 = (q0, s1s2 . . .sn) ist, und<br />
2. falls die Liste endlich ist, ist die letzte Konfiguration e<strong>in</strong>e Haltekonfiguration.<br />
Wir sagen, dass die Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e die E<strong>in</strong>gabe genau dann akzeptiert, wenn ihre<br />
Berechnung endlich ist und der Zustand der letzten Konfiguration f<strong>in</strong>al ist.<br />
Bemerkung 2. Die Berechnung e<strong>in</strong>er E<strong>in</strong>gabe w hat also drei mögliche Ergebnisse:<br />
1. die TM hält und akzeptiert w,<br />
2. die TM hält und akzeptiert w nicht,<br />
3. die TM hält nicht (und akzeptiert w deshalb nicht).<br />
Am Anfang ist die E<strong>in</strong>gabe ” kompakt“, also ohne Unterbrechung (durch #) auf dem<br />
Band geschrieben. Im Verlauf der Berechnung kann # an jeder Stelle ersche<strong>in</strong>en.<br />
Beispiel 2. In Beispiel 1 <strong>in</strong> Abschnitt 3.1 haben wir die Berechnung der E<strong>in</strong>gabe<br />
132 beschrieben. Die letzte Konfiguration ist (q1, 132). Da q1 nicht f<strong>in</strong>al ist, wird<br />
132 nicht akzeptiert.<br />
Auch das leere Wort wird nicht akzeptiert: hier haben wir e<strong>in</strong>e 1-Schritt-Berechnung,<br />
denn (q0, #) ist e<strong>in</strong>e Haltekonfiguration, und q0 ist nicht f<strong>in</strong>al.