Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
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148 KAPITEL 6. KOMPLEXITÄT VON ALGORITHMEN<br />
6.4.1 TM mit zusätzlichem Gedächtnis<br />
Er<strong>in</strong>nern wir daran, dass e<strong>in</strong>e TM mit zusätzlichem Gedächtnis die Möglichkeit<br />
e<strong>in</strong>es Zugriffs auf e<strong>in</strong> Gedächtnis hat, <strong>in</strong> dem Symbole e<strong>in</strong>es endlichen Alphabets<br />
A gespeichert werden, siehe 3.2.2. Dies ist allerd<strong>in</strong>gs e<strong>in</strong>e ” normale“ TM mit der<br />
Zustandsmenge Q × A. Für die Def<strong>in</strong>ition der Klasse P ist es also unerheblich, ob<br />
wir TM oder TM mit zusätzlichem Gedächtnis als Berechnungsmodell anwenden.<br />
6.4.2 TM mit mehrspurigem Band<br />
Auch dieses Modell ändert die Klasse P nicht, denn wie <strong>in</strong> 3.2.3 gezeigt wurde, ist<br />
e<strong>in</strong>e TM mit k-spurigem Band e<strong>in</strong>e ” normale“ TM mit dem Bandalphabet<br />
Σ = (Σ1 ∪ {#}) × · · · × (Σk ∪ {#}) − {(#, . . . , #)}.<br />
6.4.3 Mehr-Band TM<br />
In 3.2.4 haben wir das Modell e<strong>in</strong>er k-Band-TM e<strong>in</strong>geführt: die TM hat k Bänder<br />
mit k unabhängigen Lese- und Schreibköpfen, aber mit e<strong>in</strong>er Steuere<strong>in</strong>heit, die<br />
aufgrund des gegebenen Zustandes und der k gelesenen Symbole die Aktivität der<br />
k Köpfe steuert. Wir haben <strong>in</strong> 3.2.4 bewiesen, dass jede k-Band-TM durch e<strong>in</strong>e TM<br />
simuliert werden kann. Jetzt beweisen wir, dass dies <strong>in</strong> polynomialer Zeit möglich<br />
ist:<br />
Satz 1. Jede k-Band-TM mit e<strong>in</strong>er Zeitkomplexität t(n) ≥ n kann durch e<strong>in</strong>e 1-<br />
Band-TM mit e<strong>in</strong>er Zeitkomplexität O(t(n) 2 ) simuliert werden.<br />
Beweis. Wir führen den Beweis für k = 2 durch, der allgeme<strong>in</strong>e Fall läßt sich ganz<br />
analog durchführen. Wir gehen von der Simulation, die <strong>in</strong> Kapitel 3 (siehe 3.2.2)<br />
beschrieben wurde, aus. Jeder Berechnungsschritt der Simulation hat drei Unterabschnitte.<br />
Abschnitt 1 (der Anfang) dauert e<strong>in</strong>en Schritt, Abschnitt 2 (Kopfbewegung<br />
nach rechts oder l<strong>in</strong>ks) benötigt höchstens O(t(n)) Schritte, denn der Kopf<br />
wird unter das nächste Symbol ⇑ bewegt und <strong>in</strong> der Zeit t(n) kann die k-Band-<br />
TM auf jedem Band höchstens O(t(n)) neue Felder beschreiben. Im Abschnitt 3<br />
wird die Berechnung von Kopf i simuliert (<strong>in</strong> konstanter Zeit für i = 1, 2) und der<br />
Kopf wird zwischen die beiden Symbole ⇑ (<strong>in</strong> O(t(n)) Schritten bewegt. Jeder Simulationsdurchgang<br />
dauert also höchstens O(t(n)) Schritte. Da wir höchstens t(n)<br />
Durchgänge benötigen, hat die 1-Band-TM die Zeitkomplexität O(t(n) 2 ).<br />
Korollar 1. Jede Sprache, die von e<strong>in</strong>er k-Band-TM mit polynomialer Zeitkomplexität<br />
akzeptiert wird, gehört zur Klasse P.<br />
Beweis. Falls t(n) e<strong>in</strong> Polynom ist, ist auch t(n) 2 e<strong>in</strong> Polynom.<br />
Bemerkung 1. Mit anderen Worten würde die Klasse P die gleiche bleiben, falls<br />
wir bei der Def<strong>in</strong>ition von P anstelle der TM die k-Band-TM benutzt hätten. Das<br />
gilt auch für die Klasse FP.<br />
6.4.4 RAM<br />
In Kapitel 4 haben wir RAM als e<strong>in</strong> realistischeres Berechnungsmodell als TM e<strong>in</strong>geführt.<br />
Dann haben wir bewiesen, dass die Modelle RAM und TM die gleiche Leistung<br />
haben. Das gilt auch für die entsprechenden Klassen FP der <strong>in</strong> polynomialer<br />
Zeit berechenbaren Funktionen. Zuerst müssen wir aber erklären, was Zeitkomplexität<br />
für RAMs bedeutet. Es gibt zwei Varianten: