Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
Sie wollen auch ein ePaper? Erhöhen Sie die Reichweite Ihrer Titel.
YUMPU macht aus Druck-PDFs automatisch weboptimierte ePaper, die Google liebt.
6.12. RAUMKOMPLEXITÄT 185<br />
2. Es gilt<br />
PT IME ⊆ PSPACE<br />
denn <strong>in</strong> e<strong>in</strong>em Schritt kann e<strong>in</strong>e TM nur e<strong>in</strong> Bandfeld besuchen. Es folgt, dass<br />
Probleme wie 2-FÄRBUNG, 2-ERFÜLLBARKEIT usw. <strong>in</strong> PSPACE liegen.<br />
3. Das Problem der UNIVERSALITÄT REGULÄRER AUSDRÜCKE (Beispiel<br />
6 <strong>in</strong> 6.2) gehört nicht zur Klasse PSPACE.<br />
4. Die Klasse ” N PSPACE “, die zu N PT IME analog wäre, brauchen wir nicht<br />
e<strong>in</strong>zuführen:<br />
Satz 1 (Savitch-Satz). Jede nichtdeterm<strong>in</strong>istische Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e mit polynomialer<br />
Raumkomplexität kann durch e<strong>in</strong>e (determ<strong>in</strong>istische) Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e mit polynomialer<br />
Raumkomplexität simuliert werden.<br />
Beweis. Sei M e<strong>in</strong>e NTM mit Raumkomplexität p(n) > n, dann konstruieren wir<br />
e<strong>in</strong>e (determ<strong>in</strong>istische) Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e M ∗ , mit der Raumkomplexität O(p 2 (n)),<br />
die dieselbe Sprache akzeptiert. Wir können annehmen, dass M das Band löscht,<br />
bevor sie im f<strong>in</strong>alen Zustand hält. Dann ist (qF,#) die e<strong>in</strong>zige akzeptierende Konfiguration.<br />
Es gibt e<strong>in</strong>e Konstante C, so dass die Berechnung e<strong>in</strong>es Wortes der Länge n höchstens<br />
2 Cp(n)<br />
Konfigurationen durchläuft. In der Tat haben die Konfigurationen die Form<br />
(q, s1 . . . si . . . s p(n)),<br />
wobei q e<strong>in</strong> Zustand ist, s1 . . .s p(n) ist der Inhalt des Bandes und i ist die Kopfposition.<br />
Falls die Masch<strong>in</strong>e<br />
r Zustände<br />
und<br />
m Symbole <strong>in</strong> Σ ∪ {#}<br />
hat, ist die Zahl der Konfigurationen gleich r (für Zustände q) mal p(n) (für Kopfpositionen<br />
i) mal der Zahl m p(n) aller Wörter s1 . . . s p(n) über Σ ∪ {#}. Es gilt<br />
für e<strong>in</strong>e geeignete Konstante C.<br />
rp(n)m p(n) < rm p(n) m p(n) = rm 2p(n) < 2 Cp(n)<br />
Es folgt, dass für jedes von M akzeptierte Wort s1 . . . sn sn e<strong>in</strong>e akzeptierende<br />
Berechnung von höchstens 2 Cp(n) Schritten existiert. In der Tat, nehmen wir die<br />
kürzeste akzeptierende Berechnung von s1 . . . sn, dann wird ke<strong>in</strong>e der 2 C p(n) Konfigurationen<br />
wiederholt. Es gilt:<br />
M akzeptiert s1 . . . sn genau dann, wenn (q0, s1 . . . sn) ⊢ ∗ (qF , #).<br />
Und das können wir durch die Begrenzung 2 Cp(n) der Zahl der Schritte wie folgt<br />
verschärfen:<br />
Für zwei Konfigurationen K und K ′ schreiben wir<br />
REACH(K, K ′ , i) = true