Tema 5 y 6: Conjuntos Recursivamente Enumerables. Indecidibilidad

Transcripción

1 Tema 5 y 6: Conjuntos Recursivamente Enumerables. Indecidibilidad Dpto. Ciencias de la Computación e Inteligencia Artificial Universidad de Sevilla Teoría de la Computabilidad Curso TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

2 Indecidibilidad El problema de la parada El teorema de Rice Conjuntos r. e. Definición Operaciones con conjuntos r. e. Unión e Intersección Complementario Cuantificación existencial Teorema de caracterización TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

3 Problemas de decisión Sea A un conjunto cualquiera y θ un predicado definido sobre A. Diremos que el problema siguiente: Dado x A determinar si se verifica θ(x) es un problema de decisión. Lo denotaremos por (A, θ). Un problema de decisión diremos que es Decidible (o resoluble algorítmicamente) si existe un procedimiento mecánico que lo resuelve (es decir, que para cada x devuelve 1 si se verifica θ(x) y 0 si no se verifica). Indecidible o irresoluble algorítmicamente si no es decidible. Semidecidible. Si existe un procedimiento mecánico tal que, para cada x, si θ(x) devuelve 1; caso contrario no para. Nota: Obsérvese que en un problema de decisión (A, θ): Si θ es GOTO-computable, el problema es decidible. Si θ no es GOTO-computable, el problema es indecidible. Si θ es parcialmente decidible, el problema es semidecidible. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

4 El problema de la parada (I) Enunciado informal. Dado un algoritmo A (por ejemplo, un programa GOTO) y un dato de entrada cualquiera x de dicho algoritmo, determinar si A para sobre x. Cuestión informal. Es resoluble algorítmicamente el problema de la parada? Enunciado formal. Dados e, x N determinar si ϕ e (x). Cuestión formal. Es GOTO computable el conjunto: K 0 = {(e, x) N 2 : ϕ e (x) }? * Si escribimos HALT (x, e) = ϕ e (x), el problema de la parada se expresa como el par (N 2, HALT ) * Como veremos, la respuesta a la cuestión formal es negativa. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

5 El problema de la parada (II) Sea HALT el predicado: HALT (x, y) ϕ y (x) Proposición. HALT (x, y) no es GOTO computable. Veamos que no es GOTO computable, utilizando el método diagonal. Si fuese GOTO computable, la función: f (x) = { si HALT (x, x) 0 e.c.o.c. sería computable por el siguiente programa P: { [A] IF HALT (x, x) GOTO A Si e = #(P), entonces, para todo x N: HALT (x, e) ϕ (1) e (x) [[P]] (1) (x) f (x) HALT (x, x) y tomando x = e se llega a una contradicción. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

6 El conjunto de la parada Hemos probado impĺıcitamente que el conjunto de la parada: no es GOTO computable. K = {x : ϕ x (x) } Podemos, pues, afirmar que no existe un programa P que resuelva el siguiente problema: Entrada: { Q GOTO, x N. 1, si [[Q]](x) Salida: 0, en caso contrario TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

7 El teorema de Rice Sea F GCOMP (n). Denotaremos por I F al conjunto: I F = {e N : ϕ (n) e F} {#(P) : [[P]] (n) F} Teorema. (Teorema de Rice) Si F GCOMP (1) es tal que F, GCOMP (1), entonces I F NO es GOTO computable. Ejemplo. Sea f : N N la función f (x) = x 2, y A = {#(P) : [[P]] (1) = f } Entonces, si F = {f } se tiene que I F = A. Obviamente, F no es vacía ya que f F. F GCOMP (1), pues, por ejemplo, la función nula O GCOMP (1), pero O / F Por el teorema de Rice, A no es GOTO computable. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

8 Conjuntos recursivamente enumerables Definición. Diremos que un conjunto B N k es recursivamente enumerable (r.e.) si existe g GCOMP (k) tal que B = dom(g). De otra forma, B N k es r.e. si y sólo si existe un programa GOTO, P, tal que, para todo x N k, [[P]] (k) ( x) x B Proposición. Si B N k es GOTO computable, entonces B es r.e. En efecto, si B es GOTO computable entonces C B GCOMP (k) y, por tanto, el programa P: [A] IF C B (X 1, X 2,..., X k ) = 0 GOTO A es tal que dom([[p]] (k) ) = { x N : C B ( x) = 1} = B TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

9 Función característica parcial Definición. Se denomina función característica parcial de un conjunto B N k, y se denota por CB, a la función: { CB 1 (x) = si x B e.o.c Proposición. Sea B N k. Son equivalentes: 1. B es recursivamente enumerable. 2. La función característica parcial C B es GOTO computable. 1 2 Si B es r.e. existe g, GOTO computable, tal que dom(g) = B. Entonces como C B = C 1 g, resulta que C B es GOTO computable. 2 1 Como B = dom(cb ), si C B es GOTO computable resultará, por definición, que B es r. e. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

10 Unión e Intersección de conjuntos r.e. Proposición. B, C N k r.e. = B C y B C son r. e. Sean f, g GCOMP (k) tales que dom(f ) = B, dom(g) = C; sean e 1 y e 2 los números de Gödel de dos programas que calculan f y g respectivamente; entonces, los programas: { Y f (X1,..., X P : k ) Y g(x 1,..., X k ) Q : [A] IF STEP (k) (X 1,..., X k, e 1, Z) GOTO E IF STEP (k) (X 1,..., X k, e 2, Z) GOTO E Z Z + 1 GOTO A son tales que dom([[p]]) = B C y dom([[q]]) = B C. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

11 Teorema del Complemento Teorema. B N k es GOTO computable B y B son r.e. = Si B es GOTO computable, entonces B y B son GOTO computables; luego ambos son r.e. = Sean P y P programas con e = #(P) y ē = #( P), tales que: dom([[p]] (k) ) = B y dom([[ P]] (k) ) = B Entonces, el programa siguiente calcula C B : [A] IF STEP (k) (X 1,..., X k, e, Z) GOTO C IF STEP (k) (X 1,..., X k, ē, Z) GOTO E Z Z + 1 GOTO A [C] Y Y + 1 Por tanto, B es GOTO computable. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

12 Teorema de la proyección Teorema. Son equivalentes: 1. B N k es r.e. 2. Existe un predicado GOTO computable k + 1-ario θ( x, t), tal que B = { x : t θ( x, t)}. (1) = (2) Sea P un programa cuyo código es e y tal que dom([[p]] (k) ) = B. Entonces: Luego existe dicho predicado. B = { x : t STEP (k) ( x, e, t)} (2) = (1) Si θ( x, t) es GOTO computable, el programa: [A] IF θ(x 1,..., X k, Z) GOTO E P : Z Z + 1 GOTO A verifica: dom([[p]] (k) ) = { x : t θ( x, t)} = B. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

13 El problema de la parada HALT (x, y) es r.e. En efecto, HALT (x, y) z STEP (1) (x, y, z) luego, por el teorema de la proyección es r.e. El conjunto de la parada K es r.e. pero su complementario, N K, no es r.e. (aplicar teorema del complemento). TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

14 Predicados parcialmente decidibles Todo predicado GOTO computable se dice también que es decidible. Definición. Un predicado θ diremos que es parcialmente decidible si el conjunto que define, B = { x : θ( x)}, es recursivamente enumerable. Todas las propiedades de los conjuntos r. e. se trasladan de forma natural a los predicados parcialmente decidibles. En particular, del teorema de la proyección se sigue: Corolario. Son equivalentes: 1. θ es un predicado parcialmente decidible de aridad k. 2. Existe un predicado GOTO computable (k + 1)-ario θ, tal que θ( x) = t θ ( x, t). Lema de la contracción. Si θ( x, t) es parcialmente decidible, entonces tθ( x, t) también es parcialmente decidible. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

15 Teorema de Caracterización Teorema. Sea A N, A. Son equivalentes: 1. A es recursivamente enumerable. 2. Existe g GCOMP y total tal que A = rang(g). 3. Existe h GCOMP tal que A = rang(h). Observaciones: Gracias a este teorema, un conjunto no vacío, A N es r.e. si y sólo si existe un programa GOTO, P, tal que A es el conjunto de todos los datos de salida que el programa produce como resultados en sus computaciones. La implicación (2) = (3) es obvia. Probemos (1) = (2) y (3) = (1). TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

16 Teorema de Caracterización (II) (1) = (2): Por el teorema de la proyección, existe un predicado GOTO computable, θ(x, z), tal que A = {x : t θ(x, t)}. Sea x 0 A (que existe, pues A ). Definimos: { l(u) si θ(l(u), r(u)) f (u) = e.c.o.c. x 0 Se tiene que f es GOTO computable y total y rang(f ) = A. Nota: Por esta propiedad, conocida también como teorema de enumeración, los conjuntos r.e. se denominan también conjuntos listables. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

17 Teorema de Caracterización (III) (3) = (1): Sea P tal que h = [[P]] (1) y A = rang(h). Sea e = #(P) y Q el siguiente programa: [A] IF STEP(Z, e, Z 2 ) GOTO B V h(z) IF V = X GOTO E [B] Z Z + 1 IF Z Z 2 GOTO A Z 2 Z Z 0 GOTO A Por tanto, A es r.e. ya que dom([[q]] (1) ) = A. Nota: Este teorema, que dice que el rango de toda función GOTO computable es recursivamente enumerable, se conoce también como teorema del rango. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

18 Teorema del grafo Proposición. f GCOMP (k) G(f ) r.e. = La función g( x, y) = (µz)( f ( x) y = 0) = { 0 si f ( x) = y e.c.o.c. verifica que dom(g) = G(f ). = Si G(f ) es r.e. existe un predicado GOTO computable θ( x, y, t) tal que: Por lo que se verifica: G(f ) = {( x, y) : t θ( x, y, t)} f ( x) = l((µu)θ( x, l(u), r(u))) y, por tanto, f GCOMP (k). TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e

19 Teorema de definición por casos Como consecuencia inmediata del teorema del grafo se obtiene el teorema general de definición por casos para funciones GOTO computables (sean o no totales). Teorema. Sean f 1,..., f n GOTO computables y θ 1,..., θ n predicados k-arios GOTO-computables y complementarios, entonces la función: es GOTO computable. g( x) = f 1 ( x) si θ 1 ( x) f n ( x) si θ n ( x) Basta con observar que: ( x, y) G(g) (( x, y) G(f 1 ) θ 1 ( x))... (( x, y) G(f n ) θ n ( x)) Nota: Al expresar que θ 1,..., θ n son complementarios queremos decir que, para cada i, θ i es complementario con la conjunción de los restantes. TCO, Indecidibilidad. Conjuntos r.e