Слайд 2
Машина Тьюринга – это конечный автомат, способный читать
и писать на бесконечной ленте.
Слайд 3
Машина Тьюринга состоит из:
управляющего устройства, которое может находиться
в одном из состояний, образующих конечное множество Q={q1, q2,
…, qn};
бесконечной ленты, разбитой на ячейки, в каждой из которых может быть задан один из символов конечного алфавита A={a1, a2, …, am};
Слайд 4
Устройства обращения к ленте, т.е. считывающей и пишущей
головки, которая в зависимости от символа в обозреваемой ячейке
и состояния управляющего устройства:
Записывает в ячейку символ;
Сдвигается на ячейку влево или вправо или остается на месте;
Переходит в новое состояние.
Слайд 5
Данные машины Тьюринга – это слова в алфавите
ленты.
Память машины Тьюринга – это конечное множество состояний (внутренняя
память) и лента (внешняя память)
Слайд 6
Детерминированность:
для любого внутреннего состояния qi и символа aj
однозначно заданы:
Следующее состояние ;
Символ ,
который нужно записать вместо ;
Направление сдвига головки: L(влево), R(вправо), Е(на месте).
Слайд 7
Элементарные шаги машины – это считывание и запись
символов, сдвиг на ячейку влево или вправо, а также
переход управляющего устройства в следующее состояние.
Результатом работы машины Тьюринга – является слово на ленте после остановки машины.
Массовость машины Тьюринга – возможность выбора в качестве начальной системы любого слова в алфавите.
Слайд 8
Стандартной начальной конфигурацией назовем конфигурацию вида q1α, т.е.
конфигурацию, содержащую начальное состояние, в которой головка обозревает крайний
левый символ слова, написанного на ленте.
Стандартной заключительной конфигурацией назовем конфигурацию вида qzα.
Слайд 9
Пример 1.
Пусть имеются команды:
q2a5 → q3a4R
q3a1 →
q4a2L
Тогда q2a5a1a2 → a4q3a1a2 → q4a4a2a2
q2a5a1a2 → q4a4a2a2
Слайд 10
Пример 2.
Задана машина с алфавитом А={1, λ}, состояниями
Q={q1, q2} и системой команд
q11 → q11R,
q1λ→q11R
Слайд 11
Пусть f – функция отображающая множество векторов А*
в себя. Машина Т вычисляет функцию f,если:
Для любых векторов
V и W, таких что f(V)=W, q1V*→qzW* , где V*, W* - правильные записи V и W;
Для любого вектора V, такого, что f(V) не определено, то машина Т, запущенная в стандартной начальной конфигурации q1V*, работает бесконечно.
Слайд 12
Если для функции f существует машина, которая ее
вычисляет, то f называется вычислимой по Тьюрингу.
Две машины Тьюринга
с одинаковым алфавитом А* называются эквивалентными, если они вычисляют одну и ту же функцию.
Слайд 13
Пример 3.
Алфавит А={1, *, λ}, состояния
Q={q1, q2,
q3, qz}, система команд:
q1* → qzλR
q11 →q2λR
q21 → q21R
q2*
→ q31L
q31 → q31L
q3λ→ qzλR
Слайд 14
Операции над машинами Тьюринга
Теорема 1. Если функции f1(x)
и f2(y) вычислимы по Тьюрингу, то их композиция g(x)
= f2(f1(x)) также вычислима по Тьюрингу.
Слайд 15
Определение: Машина Тьюринга Т вычисляет предикат P(α), если
T(α)=ω, где ω=T, когда Р(α) истинно, и ω=F, когда
Р(α) ложно. Если Р(α) не определен, то машина Т не останавливается.
Слайд 16
Определение. Говорят, что машина Т вычисляет предикат P(α)
c восстановлением, если Т(α)=ωα.
Лемма. Если существует машина Т, вычисляющая
Т’, вычисляющая P(α) с восстановлением.
Слайд 17
Теорема 2. Если функции g1(α), g2(α) и предикат
Р(α) вычислимы по Тьюрингу, то развилка g1(α) и g2(α)
по P(α) также вычислима.
Теорема 3. Если функции g1(α), g2(α) и предикат Р(α) вычислимы по Тьюрингу, то цикл g1(α) и g2(α) по P(α) также вычислима.
Слайд 18
Универсальная
машина Тьюринга
Определение. Машина Тьюринга U, вычисляющая функцию
от двух переменных и такая, что для любой машины
Т с системой команд ΣT U(ΣT,α)=T(α), если T(α) определена и U(ΣT,α) не останавливается, если T(α) не останавливается.