VL-02: Turing Maschinen II (Berechenbarkeit und Komplexit¨at, WS 2019) Gerhard Woeginger

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VL-02: Turing Maschinen II

(Berechenbarkeit und Komplexit¨ at, WS 2019) Gerhard Woeginger

WS 2019, RWTH

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Organisatorisches

Achtung!

Die Verteilung auf Tutorien ist fehlgeschlagen Die Anmeldungen müssen wiederholt werden Die Prioritäten müssen neu eingegeben werden

N¨achste Vorlesung:

Freitag, Oktober 18, 12:30–14:00 Uhr, Audimax Mittwoch, Oktober 23:Keine Vorlesung Webseite:

https://algo.rwth-aachen.de/Lehre/WS1920/BuK/BuK.py

(3)

Wiederholung

(4)

Wdh.: Kodierung von Berechnungsproblemen

Drei m¨ogliche formale Definitionen:

Als Relation:

Primfaktor:

(110,11)∈R (101,11)∈/R (00110,11)∈/ R Multiplikation:

(11#10,110)∈R (11#10,11)∈/R (1#1#0,110)∈/ R W¨orter die auf 1 enden:

(11,1)∈R

Als Funktion:

f(11#10) =110 (f(1#1#0) =⊥)

f(11) =1

Als Sprache:

11∈L

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Wdh.: Turingmaschinen

Anschauliche Definition:

· · ·

· · · B 0 0 1 0 B B B

δ 0 1 B

q1 (q1,1,L) (q2,1,R) (q1,B,N) q2 (q3,B,R) (q1,0,L) (q3,B,R) q3 (q2,0,N) (q2,0,R) (q3,B,R)

q3

Formale Definition:

Eine Turingmaschine ist ein 7-Tupel(Q,Σ,Γ,B,q0,q, δ), wobei¯ Q,Σ,Γendliche Mengen sind,

Σ⊆Γ, B ∈Γ\Σ,

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Wdh.: Funktionsweise der TM (1)

Ausgangssituation

Auf dem Band steht die Eingabex∈Σ^∗ eingerahmt von Blanks Der initiale Zustand ist q0

Der Kopf steht ¨uber dem ersten Symbol vonx Durchf¨uhrung eines einzelnen Rechenschrittes

a∈Γbezeichne das gelesene Symbol (unterm Kopf) q∈Q\ {¯q}bezeichne den aktuellen Zustand

Angenommenδ(q,a) = (q⁰,a⁰,d), f¨urq⁰∈Q,a⁰∈Γ,d∈ {R,L,N}

Dann wird der Zustand aufq⁰gesetzt

An der Kopfposition wird das Symbol a⁰ geschrieben

Der Kopf bewegt sich um eine Position nach rechts (falls d=R),

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Wdh.: Funktionsweise der TM (2)

Ende der Berechnung

Die TM stoppt, wenn sie den Endzustandq¯ erreicht

Das Ausgabeworty ∈Σ^∗kann dann vom Band abgelesen werden:y beginnt an der Kopfposition und endet unmittelbar vor dem ersten Symbol ausΓ\Σ

Ende der Berechnung / Variante

Auf dem Band steht die Ausgabey ∈Σ^∗eingerahmt von Blanks Der aktuelle Zustand ist der Endzustand ¯q

Der Kopf steht ¨uber dem ersten Symbol vony

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Wdh.: Laufzeit und Speicherbedarf

Laufzeit = Anzahl von Rechenschritten bis zur Terminierung Speicherbedarf = Anzahl von Bandzellen, die w¨ahrend der Berechnung besucht werden

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Wdh.: TM-Techniken

Speicher im Zustandsraum: Q_neu:=Q×Γ^k Mehrspurmaschinen: Γneu:= Γ∪Γ^k

0 1 1 0 1 1 0 1 1 0 1 1 1 0 0 1 1 0 1 1 0 1 1 0 1 1 0 1 1 0 1 0 1 1 1 1

1 1 0

· · ·

DFA

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Vorlesung VL-02 Turing Maschinen II

Mehrband-Turingmaschinen G¨odelnummern

Die universelle Turingmaschine Church-Turing These

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Mehrband-Turingmaschinen

(12)

Turingmaschinen mit mehreren B¨ andern

k-Band-TM

Einek-Band-TMist eine Verallgemeinerung der Turingmaschine.

Sie verfügt überk Arbeitsbänder mit jeweils einem unabhängigen Kopf.

Die Zustands¨ubergangsfunktion ist entsprechend von der Form δ: (Q\ {¯q})×Γ^k →Q×Γ^k× {L,R,N}^k .

Band 1 fungiert als Ein-/Ausgabeband wie bei der (1-Band-)TM.

Die Zellen der B¨ander2, . . . ,k sind anfangs leer (ausschliesslichB).

· · ·

· · · B 0 0 0 0 0 1 1 B B B

· · ·

· · · B 1 1 0 1 0 1 0 B B B

(13)

Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (1)

Satz

Einek-Band-TMM mit Zeitbedarft(n)und Platzbedarfs(n) kann von einer 1-Band-TMM⁰

mit ZeitbedarfO(t²(n))und PlatzbedarfO(s(n))simuliert werden.

Beweisskizze:

Die TMM⁰ verwendet2k Spuren.

Nach Simulation dest-ten Schrittes f¨ur0≤t≤t(n)gilt

Die ungeraden Spuren1,3, . . . ,2k−1enthalten den Inhalt der B¨ander1, . . . ,k von M.

Auf den geraden Spuren2,4, . . . ,2k sind die Kopfpositionen auf diesen B¨andern mit dem Zeichen# markiert.

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Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (1)

Satz

Einek-Band-TMM mit Zeitbedarft(n)und Platzbedarfs(n) kann von einer 1-Band-TMM⁰

mit ZeitbedarfO(t²(n))und PlatzbedarfO(s(n))simuliert werden.

Beweisskizze:

Die TMM⁰ verwendet2k Spuren.

Nach Simulation dest-ten Schrittes f¨ur0≤t≤t(n)gilt

Die ungeraden Spuren1,3, . . . ,2k−1enthalten den Inhalt der B¨ander1, . . . ,k von M.

Auf den geraden Spuren2,4, . . . ,2k sind die Kopfpositionen auf diesen B¨andern mit dem Zeichen# markiert.

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Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (2)

Simulierte 2-Band-TuringmaschineM:

· · ·

· · · B A r b e i t s b a n d 2 * * * * B B B

· · ·

· · · B * * * * A r b e i t s b a n d 1 B B B

Simulierende 4-Spur-TuringmaschineM⁰ (zu Beginn des Simulationsschrittes):

· · ·

· · · B * * * * A r b e i t s b a n d 1 B B B

· · ·

· · · B B B B B B # B B B B B B B B B B B B B

· · ·

· · · B A r b e i t s b a n d 2 * * * * B B B

· · ·

· · · B # B B B B B B B B B B B B B B B B B B

* B A

#

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Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (3)

Jeder Rechenschritt von M wird durchM⁰ wie folgt simuliert.

Am Anfang steht der Kopf vonM⁰ auf der linkesten Zelle, die# enth¨alt, undM⁰ kennt den Zustand vonM.

Der Kopf vonM⁰ l¨auft dann nach rechts bis zum rechtesten#, wobei diek Zeichen an den mit# markierten Spurpositionen im Zustand abgespeichert werden.

An der Zelle mit dem rechtesten#-Zeichen angekommen, kannM⁰ die ¨Ubergangsfunktion vonM auswerten und

kennt den neuen Zustand vonM sowie die erforderlichen Übergänge auf den k Bändern.

Nun läuft der Kopf vonM⁰zurück, verändert dabei die

Bandinschriften an den mit# markierten Stellen und verschiebt, falls erforderlich, auch die#-Markierungen um eine Position nach links oder rechts.

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Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (3)

Der Kopf vonM⁰ l¨auft dann nach rechts bis zum rechtesten#, wobei diek Zeichen an den mit#markierten Spurpositionen im Zustand abgespeichert werden.

(18)

Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (3)

(19)

Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (3)

Bandinschriften an den mit# markierten Stellen und verschiebt, falls erforderlich, auch die#-Markierungen um eine Position nach

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Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (4)

Laufzeitanalyse:

Wieviele Bandpositionen k¨onnen zwischen dem linkesten und dem rechtesten# liegen?

Nacht Schritten vonM k¨onnen diese Markierungen h¨ochstens 2t Positionen auseinanderliegen.

Also ist der Abstand zwischen diesen Zeichen und somit auch die Laufzeit zur Simulation eines einzelnen Schrittes durchO(t(n)) beschr¨ankt.

Insgesamt ergibt das dann f¨ur die Simulation vont(n)Schritten eine Laufzeitschranke von O(t(n)²). Q.E.D.

(21)

Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (4)

Laufzeitanalyse:

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Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (4)

Laufzeitanalyse:

(23)

Simulation k -Band-TM durch 1-Band-TM (4)

Laufzeitanalyse:

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Die universelle Turingmaschine

(25)

Special Purpose versus General Purpose Rechner

Bisher haben wir f¨ur jedes Problem eine eigene TM entworfen, einenspecial purposeRechner.

Real existierende Maschinen sind jedoch programmierbare general purpose Rechner.

Wir konstruieren jetzt eine programmierbare Variante der TM, die sogenannteuniverselle TM.

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Ein-/Ausgabeverhalten der universellen TM

Das “Programm” der universellen TMU ist die Kodierung einer beliebigen TMM.

Mit hMibezeichnen wir diese Kodierung der TMM. Als Eingabe erh¨altU einen String der FormhMiw

bestehend aus einer TM-KodierunghMiund einem Wort w. Die universelle TM simuliert das Verhalten der TMM auf der Eingabe w.

Bei inkorrekter Eingabe (z.B.: wenn die Eingabe nicht mit einer TM-Kodierung beginnt; oder: wenn das Wortw Buchstaben enth¨alt, die nicht zum Eingabealphabet von M geh¨oren) gibtU eine

Fehlermeldung aus.

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Ein-/Ausgabeverhalten der universellen TM

Mit hMibezeichnen wir diese Kodierung der TMM.

Als Eingabe erh¨altU einen String der FormhMiw

bestehend aus einer TM-KodierunghMiund einem Wortw.

Die universelle TM simuliert das Verhalten der TMM auf der Eingabe w.

Bei inkorrekter Eingabe (z.B.: wenn die Eingabe nicht mit einer TM-Kodierung beginnt; oder: wenn das Wortw Buchstaben enth¨alt, die nicht zum Eingabealphabet von M geh¨oren) gibtU eine

Fehlermeldung aus.

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Ein-/Ausgabeverhalten der universellen TM

Mit hMibezeichnen wir diese Kodierung der TMM.

Als Eingabe erh¨altU einen String der FormhMiw

bestehend aus einer TM-KodierunghMiund einem Wortw. Die universelle TM simuliert das Verhalten der TMM auf der Eingabe w.

Bei inkorrekter Eingabe (z.B.: wenn die Eingabe nicht mit einer TM-Kodierung beginnt; oder: wenn das Wortw Buchstaben enth¨alt, die nicht zum Eingabealphabet von M geh¨oren) gibt U eine

Fehlermeldung aus.

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Intermezzo: G¨ odelnummern

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G¨ odelnummern (1)

Wir entwickeln nun eine eindeutige pr¨afixfreie Kodierung, die jeder TuringmaschineM ein WorthMi¨uber dem Alphabet{0,1}zuordnet.

Definition

Wir nennen diese KodierunghMidieG¨odelnummerder TuringmaschineM.

Präfixfrei bedeutet, dass keine Gödelnummer Präfix (Anfangsteilwort) einer anderen Gödelnummer sein darf.

Um Pr¨afixfreiheit zu erreichen, vereinbaren wir, dass alle

G¨odelnummern mit 111 beginnen und auf 111 enden und ansonsten den Teilstring 111 nicht in ihrer Kodierung enthalten.

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G¨ odelnummern (2)

Zur pr¨afixfreien Kodierung von TMen gibt es viele M¨oglichkeiten.

Wir stellen jetzt eine m¨ogliche Definition der G¨odelnummer vor.

Wir beschr¨anken uns auf TMen der folgenden Form:

Q={q1, . . . ,qt}f¨ur eint≥2.

Der Anfangszustand istq1und der Endzustand istq2. Γ ={0,1,B}.

Zur Beschreibung von TMen dieser Form m¨ussen wir nur die Ubergangsfunktion als Bin¨¨ arstring kodieren.

Wir nummerieren das Alphabet durch,

indem wirX1=0,X2=1undX3=B setzen.

Auch die m¨oglichen Kopfbewegungen nummerieren wir, indem wirD1=L, D2=N undD3=R setzen.

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G¨ odelnummern (2)

Zur pr¨afixfreien Kodierung von TMen gibt es viele M¨oglichkeiten.

Wir stellen jetzt eine m¨ogliche Definition der G¨odelnummer vor.

Wir beschr¨anken uns auf TMen der folgenden Form:

Q={q1, . . . ,qt}f¨ur eint≥2.

Der Anfangszustand istq1und der Endzustand istq2. Γ ={0,1,B}.

Zur Beschreibung von TMen dieser Form m¨ussen wir nur die Ubergangsfunktion als Bin¨¨ arstring kodieren.

Wir nummerieren das Alphabet durch,

indem wirX1=0, X2=1undX3=B setzen.

Auch die m¨oglichen Kopfbewegungen nummerieren wir,

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G¨ odelnummern (3)

Kodierung der ¨Ubergangsfunktion

Der ¨Ubergangδ(q_i,X_j) = (q_k,X_`,D_m)wird kodiert durch den Bin¨arstring

0ⁱ10^j10^k10^`10^m

Die Kodierung dest-ten ¨Ubergangs bezeichnen wir mitcode(t). Die G¨odelnummer einer TMM mit s Uberg¨¨ angen ist dann

hMi = 111 code(1)11 code(2)11. . .code(s)111

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G¨ odelnummern (3)

0ⁱ10^j10^k10^`10^m

Die Kodierung dest-ten ¨Ubergangs bezeichnen wir mitcode(t).

Die G¨odelnummer einer TMM mit s Uberg¨¨ angen ist dann hMi = 111 code(1)11 code(2)11. . .code(s)111

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G¨ odelnummern (3)

0ⁱ10^j10^k10^`10^m

Die Kodierung dest-ten ¨Ubergangs bezeichnen wir mitcode(t).

Die G¨odelnummer einer TMM mit s Uberg¨¨ angen ist dann hMi = 111 code(1)11 code(2)11. . . code(s)111

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G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

q1 (q1,B,R) (q3,B,R) (q2,B,N) q3 (q1,1,R) (q2,0,R) (q1,B,L)

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111

0101010001000 11 0100100010001000 11 010001001000100 11 00010101001000 11 000100100101000 11 000100010100010

111

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G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111

0101010001000 11 0100100010001000 11 010001001000100 11 00010101001000 11 000100100101000 11 000100010100010

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G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111 0101010001000

11 0100100010001000 11 010001001000100 11 00010101001000 11 000100100101000 11 000100010100010

111

(39)

G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111 0101010001000 110100100010001000

11 010001001000100 11 00010101001000 11 000100100101000 11 000100010100010

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G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111 0101010001000 11 0100100010001000 11010001001000100

11 00010101001000 11 000100100101000 11 000100010100010

111

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G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111 0101010001000 11 0100100010001000 11 010001001000100 11

11 000100100101000 11 000100010100010

(42)

G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111 0101010001000 11 0100100010001000 11 010001001000100 11 00010101001000 11000100100101000

11 000100010100010

111

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G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111 0101010001000 11 0100100010001000 11 010001001000100 11

(44)

G¨ odelnummern: Beispielkodierung

· · ·

· · · B B B B B

δ 0 1 B

Start Ende Blank q2

q1 B

Σ ={0,1}

Γ ={0,1,B} Q={q1,q2,q3}

111 0101010001000 11 0100100010001000 11 010001001000100 11 00010101001000 11 000100100101000 11 000100010100010 111

(45)

Kurt G¨ odel (1906–1978)

Wikipedia: Kurt Friedrich Gödel war ein Österreichischer Mathematiker und einer der bedeutendsten Logiker des 20. Jahrhunderts. Er leistete maßgebliche Beiträge zur Prädikatenlogik (Vollständigkeit und Entscheidungsproblem in der Arithmetik und der axiomatischen Mengenlehre), zu den Beziehungen der intuitionistischen Logik zur klassischen Logik, und zur Relativitätstheorie in der Physik.

DerErste Gödelsche Unvollständig- keitssatzbesagt, dass es in jedem widerspruchsfreien Axiomensystem, das genügend reichhaltig ist, um die

Arithmetik der nat¨urlichen Zahlen in der

¨

ublichen Weise aufzubauen, Aussagen

(46)

Ende des Intermezzos — Zur¨ uck zur universellen

Turingmaschine

(47)

Implementierung der universellen TM (1)

Als Eingabe erh¨alt die universelle TMU

ein Wort der FormhMiw f¨ur beliebigesw ∈ {0,1}^∗.

Wir implementierenU zun¨achst in Form einer 3-Band-TM: Band 1 von U simuliert das Band der TMM.

Band 2 von U enth¨alt die G¨odelnummer vonM.

Auf Band 3 speichertU den jeweils aktuellen Zustand vonM.

(48)

Implementierung der universellen TM (1)

Wir implementierenU zun¨achst in Form einer 3-Band-TM:

Band 1 von U simuliert das Band der TMM.

(49)

Implementierung der universellen TM (1)

(50)

Implementierung der universellen TM (1)

(51)

Implementierung der universellen TM (2a)

Initialisierung:

U überprüft, ob die Eingabe eine korrekte Gödelnummer enthält.

Falls nein: Fehlermeldung.

U kopiert die G¨odelnummer auf Band 2 und

schreibt die Kodierung des Anfangszustands auf Band 3. U bereitet Band 1 so vor, dass es nur das Wortw enth¨alt. Der Kopf steht auf dem ersten Zeichen vonw.

Die Laufzeit der Initialisierung istO(1),

wenn wir die Kodierungsl¨ange vonM als Konstante ansehen.

(52)

Implementierung der universellen TM (2a)

Initialisierung:

schreibt die Kodierung des Anfangszustands auf Band 3.

U bereitet Band 1 so vor, dass es nur das Wortw enth¨alt. Der Kopf steht auf dem ersten Zeichen vonw.

(53)

Implementierung der universellen TM (2a)

Initialisierung:

U bereitet Band 1 so vor, dass es nur das Wortw enth¨alt.

Der Kopf steht auf dem ersten Zeichen vonw.

(54)

Implementierung der universellen TM (2a)

Initialisierung:

U bereitet Band 1 so vor, dass es nur das Wortw enth¨alt.

Der Kopf steht auf dem ersten Zeichen vonw. Die Laufzeit der Initialisierung istO(1),

(55)

Implementierung der universellen TM (2b)

Simulierte TuringmaschineM

· · ·

· · · B * * * * E i n g a b e * * * * * B B B

Initialisierung der universellen MaschineU

· · ·

· · · B * * * * E i n g a b e * * * * * B B B

· · ·

· · · B * * * ” M ” * * B B B

· · ·

· · · B 0 B B B

(56)

Implementierung der universellen TM (3)

Simulation eines einzelnen Schritts vonM:

U sucht zu dem Zeichen an der Kopfposition auf Band 1 und zu dem Zustand auf Band 3 die Kodierung des

entsprechenden ¨Ubergangs vonM auf Band 2.

Wie in der ¨Ubergangsfunktion beschrieben aktualisiert U die Inschrift auf Band 1, bewegtU den Kopf auf Band 1, und

ver¨andertU den auf Band 3 abgespeicherten Zustand von M. Laufzeit eines Simulationsschrittes:O(1).

U simuliertM mit konstantem Zeitverlust!

(57)

Implementierung der universellen TM (3)

ver¨andertU den auf Band 3 abgespeicherten Zustand von M.

Laufzeit eines Simulationsschrittes:O(1). U simuliertM mit konstantem Zeitverlust!

(58)

Implementierung der universellen TM (3)

ver¨andertU den auf Band 3 abgespeicherten Zustand von M.

Laufzeit eines Simulationsschrittes:O(1).

U simuliertM mit konstantem Zeitverlust!

(59)

Simulation durch universelle Maschine: Illustration

· · ·

· · · B 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B · · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

q3

q2

δ 0 1 B

q1 q2

q3 (q2,0,R)

Simulierende universelle MaschineU

· · ·

· · · B 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B · · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

· · ·

· · · 1 1 0 0 0 1 0 0 1 0 0 1 0 1 0 0 0 1 1

· · ·

· · · B 0 0 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 0 B B B · · ·

· · · B 0 0 B B B B · · ·

· · · B 0 0 B B B B

(60)

Simulation durch universelle Maschine: Illustration

· · ·

· · · B 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B · · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

q3

q2

δ 0 1 B

q1 q2

q3 (q2,0,R)

· · ·

· · · B 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B · · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

· · ·

· · · 1 1 0 0 0 1 0 0 1 0 0 1 0 1 0 0 0 1 1

· · ·

· · · B 0 0 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 0 B B B · · ·

· · · B 0 0 B B B B · · ·

· · · B 0 0 B B B B

(61)

Simulation durch universelle Maschine: Illustration

· · ·

· · · B 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

· · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B · · ·

· · · B 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

q3

q2

δ 0 1 B

q1 q2

q3 (q2,0,R)

· · ·

· · · B 0 0 1 0 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 0 B B B

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Vergleiche Band 3 mit Band 2

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Simulation durch universelle Maschine: Illustration

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Simulation durch universelle Maschine: Illustration

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