Automaten, Formale Sprachen und Berechenbarkeit I
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134 KAPITEL 5. ENTSCHEIDBARE UND AUFZÄHLBARE SPRACHEN<br />
Beweis: Die universelle Turing-Maschine (die wir streng genommen noch explizit angeben<br />
müßten) akzeptiert genau die Sprache L W . Damit ist L W aufzählbar.<br />
□<br />
Folgerung 5.14<br />
1. Das Halteproblem L H ist aufzählbar.<br />
Beweisidee: Reduktion des Halteproblems auf das Wortproblem.<br />
2. Das Komplement des Wortproblems L W <strong>und</strong> das Komplement des Halteproblems L H sind<br />
nicht aufzählbar.<br />
Beweisidee: Sonst wären L W <strong>und</strong> L H gemäß Satz 5.8 entscheidbar. Dies ist ein Widerspruch zu<br />
Satz 5.9 bzw. Folgerung 5.10 (der Unentscheibarkeit von L W bzw. L H ).<br />
Spannende Frage: Warum funktioniert das Diagonalisierungsargument aus dem Beweis der Unentscheidbarkeit<br />
von L W (Satz 5.9) nicht auch für die Aufzählbarkeit?<br />
Antwort: Aus einer Nicht-Terminierung, die einem “nein” entspricht, kann man kein “ja” machen!<br />
“nein” bleibt damit “nein”. Also ergibt sich im “nein”-Fall kein Widerspruch.<br />
Bemerkungen:<br />
sind aufzählbar.<br />
Alle <strong>Sprachen</strong>, die sich durch ein endliches Regelsystem beschreiben lassen,<br />
- Eine Sprache, die durch eine beliebige Grammatik G erzeugt wird, ist aufzählbar. Die von<br />
Typ-0-Grammatiken erzeugten <strong>Sprachen</strong> sind genau die aufzählbaren <strong>Sprachen</strong>.<br />
- Die Sprache der in einem logischen Kalkül herleitbaren Formeln bzw. Ausdrücke ist aufzählbar.<br />
- Insbesondere ist die Sprache aller allgemeingültigen Formeln der Prädikatenlogik 1. Stufe<br />
(PL1) aufzählbar (aber nicht entscheidbar).<br />
8 Überblick<br />
Die nachfolgende Graphik gibt nochmal einen Überblick über die in diesem Kapitel diskutierten<br />
Sprachklassen. Dabei ist eine Sprache co-aufzählbar, wenn ihr Komplement (engl. complement)<br />
aufzählbar ist. Eine Sprache ist also genau dann entscheidbar, wenn sie sowohl aufzählbar als<br />
auch co-aufzählbar ist.