Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
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124 KAPITEL 5. UNENTSCHEIDBARE PROBLEME<br />
• M auf w nicht hält, d.h., Mhalt akzeptiert die E<strong>in</strong>gabe c(M)w nicht, oder<br />
• M auf w hält und nicht akzeptiert, d.h., Mu akzeptiert die E<strong>in</strong>gabe c(M)w<br />
nicht.<br />
Also gilt: w ∈ L(Mcode) genau dann, wenn w = c(M) und w /∈ L(M); oder kürzer:<br />
L(Mcode) = Lcode, e<strong>in</strong> Widerspruch.<br />
Korollar 1. Das Problem, ob e<strong>in</strong>e TM nicht hält, ist nicht semi-entscheidbar. D.h.,<br />
die Sprache Lhalt ist nicht rekursiv-aufzählbar.<br />
Beweis. Das folgt aus Satz ??? : falls Lhalt und Lhalt rekursiv-aufzählbar wären,<br />
wäre Lhalt rekursiv.<br />
5.3 Weitere unentscheidbare Probleme<br />
Wir zeigen jetzt weitere Probleme, die nicht entscheidbar s<strong>in</strong>d. Wir benutzen ständig<br />
die Codierung c(M) von (determ<strong>in</strong>istischen und nichtdeterm<strong>in</strong>istischen) Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>en<br />
M aus Kapitel 5.1. Auch alle Modifikationen von Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>en mit<br />
Bandalphabet {0, 1} aus Abschnitt 3.2 s<strong>in</strong>d damit codiert. Falls M z.B. e<strong>in</strong>e nichtdeterm<strong>in</strong>istische<br />
k-Band TM ist, bezeichnen wir mit c(M) den Code e<strong>in</strong>er 1-Band-<br />
TM, die M simuliert. Auch für jeden Kellerautomaten erhalten wir e<strong>in</strong>e Codierung,<br />
<strong>in</strong> dem S<strong>in</strong>ne, dass wir ihn mit e<strong>in</strong>er nichtdeterm<strong>in</strong>istischen 2-Band TM simulieren<br />
(Beispiel 3 <strong>in</strong> Kapitel 3.4) und den Code der TM verwenden.<br />
Wir werden e<strong>in</strong>e TM, die auf jede E<strong>in</strong>gabe hält und die Sprache L akzeptiert, kurz<br />
Algorithmus für L nennen.<br />
5.3.1 Das Akzeptanzproblem<br />
Er<strong>in</strong>nern wir uns an den CYK-Algorithmus (Kapitel 2.8), der für jede kontextfreie<br />
Grammatik G mit Term<strong>in</strong>alsymbolen aus {0, 1} und jedes Wort w über {0, 1}<br />
entscheidet, ob w <strong>in</strong> L(G) liegt. Daraus folgt, dass das Akzeptanzproblem für Kellerautomaten<br />
entscheidbar ist; mit anderen Worten haben wir e<strong>in</strong>en Algorithmus,<br />
der für jeden Kellerautomaten M und jedes Wort w entscheidet, ob M das Wort w<br />
akzeptiert. Oder kürzer: die Sprache<br />
L (K)<br />
acc = {u; u = c(M)w für e<strong>in</strong>en Kellerautomaten M und e<strong>in</strong> Wort w aus L(M)}<br />
ist rekursiv. In der Tat kann e<strong>in</strong> Algorithmus, der L (K)<br />
acc entscheidet, wie folgt konstruiert<br />
werden:<br />
1. Wir überprüfen, ob die E<strong>in</strong>gabe u die Form u = c(M)w, wobei M e<strong>in</strong> Kellerautomat<br />
ist, hat – vergleiche die Bemerkung <strong>in</strong> 5.1.<br />
2. Für den gegebenen Kellerautomaten M konstruieren wir e<strong>in</strong>e kontextfreie<br />
Grammatik G(M), die die Sprache L(M) erzeugt.<br />
3. Der CYK-Algorithmus wird auf G(M) und w angewendet.<br />
Falls also M0 e<strong>in</strong>e TM ist, die diesen Algorithmus repräsentiert, gilt L (K)<br />
acc = L(M0).<br />
Im Kontrast hierzu zeigen wir jetzt, dass das Akzeptanzproblem für Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>en,<br />
also die Frage, ob e<strong>in</strong>e gegebene Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e e<strong>in</strong> gegebenes E<strong>in</strong>gabewort<br />
akzeptiert, unentscheidbar ist. Kürzer: die Sprache<br />
Lacc = {u; u = c(M)w für e<strong>in</strong>e Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e M und e<strong>in</strong> Wort w aus L(M)}