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2024-07-28 作者:
第4章、丘奇-图灵论题习题解答 - 练习
4.1、此练习和TM M2有关,例4.4给出了它的描述和状态图,它判定语言A{02|n0}。在下列每个输入串上,给出M2所进入的格局序列:
a. 0
b. 00
c.
000
nd. 000000
答:
a.
q10
、 q2
、 q20
、 qaccept
、 x q3
、 q5x
、q5
x
、 q2 x
b. q100
x q2
c.
q1000
、 x qaccept
、 q200
、 x q30 、 x0q4
、 x0qreject
、 x0q4000
、 x0xq50x
、 q2x0x0x
、 x0xq300
、 x0q5x0x
、 xq20x0x
d. q1000000
x0x0q40
xq50x0x
xxq3x0x
、 q200000
x0x0xq3
、 xq30000
、 x0x0q5x
、q5
x0x0x
、 q5x0x0x
xxxq30x
、 xxx0q4x 、 xxx0xq4
xxx0x qreject
1
4.2、此练习和TM M1有关,例4.5给出了它的描述和状态图,它判定语言B={w#w|w{0,1}*}。在下列每个输入串上,给出M1所进入的格局序列:
a. 11
b. 1#1
c.
1##1
d. 10#11
e.
10#10
答:
a.
q111
、 q31
b. q11#1
、 q3#1
q7
#1 、 q9#1
#q14x 、 #xq14
c.
q11##1 、 q3##1
d. q110#11 、 q30#11
0#1q71 、 0#q711
0q9#11、 0#q1111
xq8#x1、 x#q10x1
e.
q110#10 、 q30#10
0#1q70 、 0#q710
1q3 、 1qreject
#q51 、 #1q5
、 # q71
、 q7#1
#q111 、 q12# x 、q12
# x 、q13
# x
#x qaccept
#q5#1 、 #qreject #1
0q3#11 、 0#q511 、 0#1q51
、 0#11q5
0q7#11 、 q70#11 、q7
0#11 、 q90#11
0q12#x1
、 q120#x1
、q12
0#x1 、 q130#x1
x#xq101 、 x#xqreject1
0q3#10 、 0#q510 、 0#1q50
、 0#10q5
0q7#10
、 q70#10 、q7
0#10 、 q90#10
2
、、、、、、、、、、、0q9#10、 0#q1110
xq8#x0、 x#q10x0
、 0q12#x0 、 q120#x0 、q12
0#x0 、 q130#x0
、 q12x#xx
、 x#xxq14
、 x#xq100 、 x#q12xx 、 xq12#xx
、 x#q14xx 、 x#xq14x
q12
x#xx、 q13x#xx 、 xq13#xx
x#xx qaccept
4.3 修改定理4.10以得到推论4.12的证明,即证明一个语言是可判定的当且仅当有非确定型TM判定它。(可以假设关于树的下列定理成立:如果一个树中的每个结点只有有限多个子结点,且此树的每一个分枝只有有限多个结点,则此树本身只有有限个结点)。
证明:
定理4.10为:每个非确定型图灵机都有一个与之等价的确定型图灵机。
修改定理4.10为:每个非确定性判定器都有与之等价的确定型判定器。
现在设N是一个非确定性判定器,N 对所有输入,所有分枝都停机。构造一个与之等价的确定型判定器D。D有三个带:一个输入带,一个模拟带,一个地址带。D按“宽度优先”策略搜索N的不确定计算分枝树。
M= “输入w,
1) 开始时,输入带包含输入w, 模拟带和地址带都是空的。
2) 把输入带的内容复制到模拟带上。
3) 在模拟带上模拟N在输入w上的非确定性计算树的某个分枝。
a) 在N的每一步动作之前,查询地址带上的下一个数字,以决定在N的转移函
数所允许的选择中作何选择。
b) 如果地址带上下一个数字是空白,则放弃这个分枝,转到第四步。
c) 如果这个非确定性的选择是无效的,则放弃这个分枝,转到第四步。
d) 如果遇到拒绝格局,则放弃这个分枝,转到第四步。
e) 如果遇到接受格局,则接受这个输入。
4) 按照字典顺序取下一个地址串。根据假设非确定性计算树只有有限的结点,所以地
址串有一个上界Amax。
a) 如果下一个地址串已经超过Amax,则说明已经搜索了所有分枝,那么拒绝这
个输入。
b) 否则用下一个地址串来替代原有的串。转到第二步,以模拟N的计算的下一
个分枝。”
如果有一个非确定性判定器判定语言,根据上述证明,必有与之等价的确定型判定器判
3
定该语言,则该语言是可判定的。
如果一个语言是可判定的,则有一个确定性判定器判定该语言。确定性判定器自然是非确定型判定器,所以必有非确定型判定器判定它。
4.4 给出枚举器的形式定义。可将其看作一种双带图灵机,用它的第二个带子作为打印机。包括它所枚举的语言的定义。
解:枚举器E=(Q,,,,q0,qaccept,qreject), 其中转移函数为:
:Q×→Q××{L,R}××{R}
(q,a)=(r,b,s1,c,R)
表示若E处于状态q,且在工作带上读到a,则状态转移到r,当前格改写为b并按s1
所指示的方向移动读写头,打印带上写下c并向右移动读写头。
4.5 检查图灵机的形式定义,回答下列问题并解释你的推测:
a. 图灵机能在它的带子上写下空白符吗?
b.带字母表和输入字母表能相同吗?
c.图灵机的读写头能在连续的两步中处于同一个位置吗?
d.图灵机能只包含一个状态吗?
解:
a.
能。因为空白符属于带字母表;
另外E的起始格局只能是q0。
L(E)={w|w是枚举器E打印出的串}
b. 不能。因为空白符不属于输入字母表;
c.
能。当读写头处于左端点时,如果转移是向左转移,因为不准机器从带的左端点移出,所以下一个格局读写头仍在左端点。
d. 不能。因为qacceptqreject,至少应有两个状态。
4.6 定理4.13证明了一个语言是图灵可识别的当且仅当有枚举器枚举它。为什么不能用下列更简单的算法作为证明?像以前一样,s1,s2,。。。是∑*中所有的串。
E=“忽略输入,
1) 对于i=1,2,3,… 重复下列步骤。
2) 在si上运行M。
4
3) 如果它接受,则打印出si。”
答:因为M不一定是判定器,可能会在运行某个si时不停机,则L(M)中按字典序的序数大于si的字符串不可能被枚举出来。
这个思想和定理4.10中的“宽度优先”的策略类似。
4.7 下面描述的不是一个合法的图灵机,解释为什么。
Mbad=“输入是变元x1,x2,…,xk上的一个多项式p:
1) 让x1,x2,。。。,xk取所有可能的整数值。
2) 对所有这些值求p的值。
3) 只要某个取值使得p为0,则接受,否则拒绝”
答:因为图灵机的一个本质要求是一步只能做有限的工作。参考希尔伯特问题一节中图灵机M1的定义。
4.8 下面的语言都是字母表{0,1}上的语言,以实现水平的描述给出判定这些语言的图灵机:
a. {w|w包含相同个数的0和1}
b. {w|w所包含的0的个数是1的个数的二倍}
c.
{w|w所包含的0的个数不是1的个数的二倍}
答:构造具有3条带的图灵机。第一条带子是输入带,第二条带子存放输入串所包含的0,第三条带子存放输入串所包含的1。
对于问题a.
M1=“对于输入字符串w:
1) 扫描输入,读到0就把0写入第2条带,读到1就把1写入第3条带,直到读到空
白符为止。
2) 第2、3条带的读写头回到最左端。
3) 读第2、3条带,每次读一个字符,如果同时读出空白符,则接收,否则拒绝。”
对于问题b:
M2=“对于输入字符串w:
1) 扫描输入,读到0就把0写入第2条带,读到1就把1写入第3条带,直到读到空
白符为止。
2) 第2、3条带的读写头回到最左端。
3) 每次读带3的一个字符就读带2的两个字符。
4) 如果从带3上读出的字符是1,从带2上读出的两个字符都是0,转第3步。否则,
5
拒绝。
如果从带3上读出的字符是空白,从带2上读出的第一个字符也是空白,就接收,否则拒绝。”
对于问题c:
M3=“对于输入字符串w:
1) 运行M2。
2) 如果M2拒绝,则接受;如果M2接受,则拒绝。”
4.18 设多项式c1xn+c2xn-1+…+cnx+cn+1有根x=x0,cmax是ci的最大绝对值。证明
|x0|(n1)cmax
|c1|证明:
1) 当|x0|1时,由条件cmax|c1| 知不等式显然成立。
3) 当|x0|>1时,由
c1x0nc2x0n1...cnx0cn10c1x0n(c2x0n1...cnx0cn1)(c2x0n1...cnx0cn1)c1x0x0n111c1x(c2...cnn2cn1n1)x0x0取绝对值
|c1||x0||c2...cn1x0n2cn11x0n1|11|c|
n1|x0|n2|x0|n1 |c2|...|cn||cn1| |c2|...|cn|
最后得到
|c1||x0|ncmax<(n1)cmax
|x0|(n1)cmax
|c1| 6
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