Степень Тьюринга

В информатике и математической логике Тьюринг степень (названная в честь Алана Тьюринга ) или степени неразрешимости набора натуральных чисел измеряют уровень алгоритмической неразрешимости множества.

• 1 Обзор
• 2 Эквивалентность Тьюринга
• 3 Основные свойства степеней Тьюринга
• 4 Структура степеней Тьюринга
  • 4.1 Свойства заказа
  • 4.2 Свойства, связанные с прыжком
  • 4.3 Логические свойства
• 5 рекурсивно перечислимых степеней Тьюринга
• 6 Проблема поста и метод приоритета
• 7 См. Также
• 8 ссылки

Концепция степени Тьюринга является фундаментальной в теории вычислимости, где наборы натуральных чисел часто рассматриваются как проблемы принятия решений. Степень Тьюринга набора - это мера того, насколько сложно решить проблему принятия решения, связанную с набором, то есть определить, есть ли произвольное число в данном наборе.

Два набора эквивалентны по Тьюрингу, если они имеют одинаковый уровень неразрешимости; каждая степень Тьюринга представляет собой набор наборов, эквивалентных по Тьюрингу, так что два набора находятся в разных степенях Тьюринга именно тогда, когда они не эквивалентны по Тьюрингу. Кроме того, степени Тьюринга частично упорядочены, так что если степень Тьюринга набора X меньше, чем степень Тьюринга набора Y, то любая (невычислимая) процедура, которая правильно определяет, находятся ли числа в Y, может быть эффективно преобразована в процедуру, которая правильно решает, следует ли число в X. Именно в этом смысле степень Тьюринга множества соответствует его уровню алгоритмической неразрешимости.

Степени Тьюринга были введены Эмилем Леоном Постом (1944), и многие фундаментальные результаты были установлены Стивеном Коулом Клини и Постом (1954). С тех пор ученые степени Тьюринга стали предметом интенсивных исследований. Многие доказательства в этой области используют технику доказательства, известную как метод приоритета.

Основная статья: редукция Тьюринга

В остальной части этой статьи набор слов будет относиться к набору натуральных чисел. Множество X называется Тьюринг к множеству Y, если существует машина Тьюринга оракула, который решает членство в X, когда дается оракул для членства в Y. Обозначения Х ≤ Т У указывает на то, что Х является Тьюринга сводится к Y.

Два множества X и Y определены, чтобы быть Тьюринга эквивалентны, если Х является Тьюринга сводится к Y и Y является Тьюринга сводится к X. Обозначение X ≡ T Y указывает, что X и Y эквивалентны по Тьюрингу. Отношение ≡ T можно рассматривать как отношение эквивалентности, что означает, что для всех множеств X, Y и Z:

• Х ≡ Т Х
• X ≡ T Y влечет Y ≡ T X
• Если X ≡ T Y и Y ≡ T Z, то X ≡ T Z.

Тьюрингова степень представляет собой класс эквивалентности по отношению ≡ T. Обозначения [ Х ] обозначает класс эквивалентности, содержащий множество X. Обозначен весь набор степеней Тьюринга. ${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$

Тьюринга градусов имеют частичный порядок ≤ определен так, что [ Х ] ≤ [ Y ] тогда и только тогда, когда X ≤ T Y. Существует единственная степень Тьюринга, содержащая все вычислимые множества, и эта степень меньше любой другой степени. Он обозначается 0 (ноль), потому что это наименьший элемент чугуна. (Обычно для обозначения степеней Тьюринга используются жирные обозначения, чтобы отличать их от множеств. Когда не может возникнуть путаницы, например, с [ X ], жирный шрифт не нужен.) ${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$

Для любых множеств X и Y, X join Y, обозначенный как X ⊕ Y, определяется как объединение множеств {2 n  : n ∈ X } и {2 m +1: m ∈ Y }. Степень Тюринга из X ⊕ Y является меньшей мере верхней границей степеней X и Y. Таким образом, получается джойн-полурешетка. Точная верхняя грань степеней a и b обозначается a ∪ b. Известно, что это не решетка, поскольку есть пары степеней без точной нижней границы. ${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$ ${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$

Для любого множества X обозначение X 'обозначает набор индексов машин-оракулов, которые останавливаются (когда им задан индекс в качестве входных данных) при использовании X в качестве оракула. Множество X 'называется Тьюринг скачок в X. Скачок Тьюринга степени [ X ] определяется как степень [ X ']; это действительное определение, так как X '≡ T Y ', когда X ≡ T Y. Ключевым примером является 0 ', степень проблемы остановки.

• Каждая степень Тьюринга счетно бесконечна, то есть содержит ровно множества.${\ displaystyle \ aleph _ {0}}$
• Есть разные степени Тьюринга.${\ displaystyle 2 ^ {\ aleph _ {0}}}$
• Для каждой степени a выполняется строгое неравенство a lt; a ′.
• Для каждой степени а, множество градусов ниже является счетным. Набор градусов больше a имеет размер. ${\ displaystyle 2 ^ {\ aleph _ {0}}}$

Было проведено множество исследований структуры степеней Тьюринга. В следующем обзоре перечислены только некоторые из многих известных результатов. Один общий вывод, который можно сделать из исследования, заключается в том, что структура степеней Тьюринга чрезвычайно сложна.

Свойства заказа

• Есть минимальные степени. Степень является минимальным, если не равен нулю и нет степени между 0 и. Таким образом, отношение порядка на степенях не является плотным порядком.
• Для любой ненулевой степени a существует степень b, несравнимая с a.
• Существует множество попарно несравнимых степеней Тьюринга.${\ displaystyle 2 ^ {\ aleph _ {0}}}$
• Есть пары степеней без точной нижней границы. Таким образом, это не решетка.${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$
• Каждое счетное частично упорядоченное множество может быть вложено в степени Тьюринга.
• Никакая бесконечная строго возрастающая последовательность степеней не имеет точной верхней границы.

Свойства, связанные с прыжком

• Для каждой степени a существует степень строго между a и a ′. На самом деле существует счетное семейство попарно несравнимых степеней между a и a ′.
• Прыжковая инверсия: степень a имеет вид b ′ тогда и только тогда, когда 0 ′ ≤ a.
• Для любой степени a существует такая степень b, что a lt; b и b ′ = a ′ ; такая степень b называется низкой по отношению к a.
• Существует бесконечная последовательность a i степеней, такая что a ′ i +1 ≤ a i для каждого i.

Логические свойства

• Симпсон (1977) показал, что теория первого порядка из на языке ⟨≤, =⟩ или ⟨≤ ', =⟩ это много-один эквивалент к теории истинной арифметики второго порядка. Это указывает на то, что структура чрезвычайно сложна.${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$ ${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$
• Шор и Сламан (1999) показали, что оператор скачка определим в структуре первого порядка с языком ⟨≤, =⟩.${\ displaystyle {\ mathcal {D}}}$

Конечная решетка, которую нельзя вложить в re-степени.

Степень называется рекурсивно перечислимой (пере), если она содержит рекурсивно перечислимое множество. Каждая степень re ниже 0 ′, но не каждая степень ниже 0 ′ является re.

• ( GE Sacks, 1964) Число степеней плотное; между любыми двумя степенями есть третья степень.
• (AH Lachlan, 1966a и CEM Yates, 1966) Существуют две повторные степени, у которых нет наибольшей нижней границы.
• (AH Lachlan, 1966a и CEM Yates, 1966) Существует пара ненулевых re степеней, точная нижняя граница которых равна 0.
• (AH Lachlan, 1966b) Не существует пары re степеней, точная нижняя граница которых равна 0, а наименьшая верхняя граница равна 0 '. Этот результат неофициально называется неалмазной теоремой.
• (С. К. Томасон, 1971) Каждую конечную дистрибутивную решетку можно вложить в re степени. Фактически, счетная безатомная булева алгебра может быть вложена таким образом, чтобы сохранить верхнюю и нижнюю границу.
• (AH Lachlan and RI Soare, 1980) Не все конечные решетки могут быть вложены в re степени (посредством вложения, сохраняющего верхнюю и нижнюю границу). Справа показан конкретный пример.
• ( Л. Харрингтон и Т. Сламана см НИЕС, Шор, Сламана (1998)) Теория первого порядка повторных градусов на языке ⟨ 0, ≤, =⟩ является много-один эквивалент теории истинного первого порядка арифметика.

"Проблема поста" перенаправляется сюда. Для другой «проблемы Post» см . Проблему корреспонденции Post.

Эмиль Пост изучил повторные степени Тьюринга и спросил, существует ли какая-либо степень re строго между 0 и 0 ′. Проблема построения такой степени (или демонстрации того, что ее не существует) стала известна как проблема Поста. Эта проблема была независимо решена Фридбергом и Мучником в 1950-х годах, которые показали, что эти промежуточные степени действительно существуют. В каждом из их доказательств был разработан один и тот же новый метод построения повторных степеней, который стал известен как метод приоритета. Метод приоритета в настоящее время является основным методом получения результатов о сбросах.

Идея приоритетного метода построения набора X состоит в том, чтобы перечислить счетную последовательность требований, которым X должен удовлетворять. Например, чтобы построить набор X между 0 и 0 ′, достаточно удовлетворить требованиям A e и B e для каждого натурального числа e, где A e требует, чтобы машина оракула с индексом e не вычисляла 0 ′ из X и B е требует, чтобы машина Тьюринга с индексом е (и не оракул) не вычисляет X. Эти требования размещены в порядке приоритета, который является явным взаимно однозначным соответствием требований и натуральных чисел. Доказательство проводится индуктивно, с одним этапом для каждого натурального числа; эти этапы можно рассматривать как шаги времени, в течение которого множество X перечисляется. На каждом этапе числа могут быть помещены в X или навсегда исключены возможность ввода X в попытке удовлетворить требования (то есть заставить их удерживаться после того, как все X будут перечислены). Иногда число может быть пронумеровано в X, чтобы удовлетворить одно требование, но выполнение этого может привести к тому, что ранее выполненное требование станет неудовлетворенным (то есть будет повреждено). Порядок приоритета требований используется для определения того, какое требование следует удовлетворить в этом случае. Неформальная идея состоит в том, что если требование нарушено, оно в конечном итоге перестанет быть поврежденным после того, как перестают быть поврежденными все требования с более высоким приоритетом, хотя не каждый аргумент приоритета имеет это свойство. Необходимо аргументировать, что весь набор X исправен и удовлетворяет всем требованиям. Аргументы приоритета могут быть использованы для доказательства многих фактов о сбросах; используемые требования и способ их выполнения должны быть тщательно выбраны для получения требуемого результата.

• Мера Мартина

Монографии (бакалавриат)

• Купер С.Б. Теория вычислимости. Chapman amp; Hall / CRC, Бока-Ратон, Флорида, 2004. ISBN   1-58488-237-9
• Катленд, Н. Вычислимость. Издательство Кембриджского университета, Кембридж-Нью-Йорк, 1980. ISBN   0-521-22384-9 ; ISBN   0-521-29465-7

Монографии и обзорные статьи (для выпускников)

• Амбос-Спис, К., Фейер, П. Степени неразрешимости. Не опубликовано. http://www.cs.umb.edu/~fejer/articles/History_of_Degrees.pdf
• Лерман М. Степени неразрешимости. Перспективы математической логики. Springer-Verlag, Берлин, 1983. ISBN   3-540-12155-2
• Odifreddi, PG (1989), Классическая теория рекурсии, Исследования в области логики и основ математики, 125, Амстердам: Северная Голландия, ISBN   978-0-444-87295-1, Руководство по ремонту   0982269
• Одифредди, П. Г. (1999), Классическая теория рекурсии. Vol. II, Исследования по логике и основам математики, 143, Амстердам: Северная Голландия, ISBN   978-0-444-50205-6, MR   1718169
• Роджерс, Х. Теория рекурсивных функций и эффективная вычислимость, MIT Press. ISBN   0-262-68052-1, ISBN   0-07-053522-1
• Сакс, Джеральд Э. Степени неразрешимости (Анналы математических исследований), Princeton University Press. ISBN   978-0-6910-7941-7
• Симпсон, С. Степени неразрешимости: обзор результатов. Справочник по математической логике, Северная Голландия, 1977, стр. 631–652.
• Шенфилд, Джозеф Р. Степени неразрешимости, Северная Голландия / Эльзевир, ISBN   978-0-7204-2061-6.
• Шор, Р. (1993). «Теории степеней T, tt и wtt: неразрешимость и не только». В Univ. Nac. дель Сур, Баия Бланка (ред.). Материалы IX латиноамериканского симпозиума по математической логике, часть 1 (Bahía Blanca, 1992). Notas Lógica Mat. 38. С. 61–70.
• Соаре Р. Рекурсивно перечислимые множества и степени. Перспективы математической логики. Springer-Verlag, Берлин, 1987. ISBN   3-540-15299-7
• Соаре, Роберт I. Рекурсивно перечислимые множества и степени. Бык. Амер. Математика. Soc. 84 (1978), нет. 6, 1149–1181. Руководство по ремонту 508451

Научно-исследовательские работы

• Клини, Стивен Коул ; Сообщение, Эмиль Л. (1954), "Верхний полу-решетки степеней рекурсивной неразрешимости", Анналы математики, Вторая серия, 59 (3): 379-407, DOI : 10,2307 / 1969708, ISSN   0003-486X, JSTOR   1969708, Руководство по ремонту   0061078
• Лахлан, AH (1966a), "Нижние границы для пар рекурсивно перечислимых степеней", Труды Лондонского математического общества, 3 (1): 537–569, CiteSeerX   10.1.1.106.7893, doi : 10.1112 / plms / s3-16.1.537.
• Lachlan, AH (1966b), "Невозможность найти относительные дополнения для рекурсивно перечислимых степеней", J. Symb. Бревно., 31 (3): 434-454, DOI : 10,2307 / 2270459, JSTOR   2270459.
• Лахлан, AH; Соар Р.И. (1980), «Не всякая конечная решетка вложима в рекурсивно перечислимые степени», Успехи в математике, 37: 78–82, DOI : 10.1016 / 0001-8708 (80) 90027-4.
• Нис, Андре; Шор, Ричард А.; Сламана, Теодор А. (1998), "Интерпретируемость и определимость в перечислимых степеней", Труды Лондонского математического общества, 77 (2): 241-291, CiteSeerX   10.1.1.29.9588, DOI : 10,1112 / S002461159800046X, ISSN   0024-6115, Руководство MR   1635141
• Сообщение, Эмиль Л. (1944), «перечислимых множеств натуральных чисел и их проблемы решения», Бюллетень Американского математического общества, 50 (5): 284-316, DOI : 10,1090 / S0002-9904-1944-08111- 1, ISSN   0002-9904, MR   0010514
• Мешки, GE (1964), "The рекурсивно перечислимые степени плотны", Анналы математики, Вторая серия, 80 (2): 300-312, DOI : 10,2307 / 1970393, JSTOR   1970393.
• Шор, Ричард А. ; Сламана, Теодор А. (1999), "Определение скачка Тьюринга", Математический Research Letters, 6 (6): 711-722, DOI : 10,4310 / mrl.1999.v6.n6.a10, ISSN   1073-2780, МР   1739227
• Симпсон, Стивен Г. (1977), "Теория первого порядка степеней рекурсивной неразрешимости", Анналы математики, второй серии, 105 (1): 121-139, DOI : 10,2307 / 1971028, ISSN   0003-486X, JSTOR   1971028, Руководство по ремонту   0432435
• Томасон, С. К. (1971), "Подрешетки рекурсивно перечислимых степеней", Z. Math. Logik Grundlag. Математика., 17: 273-280, DOI : 10.1002 / malq.19710170131.
• Йейтс, СЕМ (1966), "Минимальная пара рекурсивно перечислимых степеней", журнал символической логики, 31 (2): 159-168, DOI : 10,2307 / 2269807, JSTOR   2269807.