Teoría de la computabilidad

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La Teoría de la computabilidad ye la parte de la computación qu'estudia los problemes de decisión que pueden ser resueltos con un algoritmu o equivalentemente cola llamada máquina de Turing. La teoría de la computabilidad interesar por cuatro preguntes:

  • ¿Qué problemes puede resolver una máquina de Turing?
  • ¿Qué otros formalismos equivalen a les máquines de Turing?
  • ¿Qué problemes riquen máquines más poderoses?
  • ¿Qué problemes riquen máquines menos poderoses?

La teoría de la complexidá computacional clasifica les funciones computables según l'usu que faen de diversos recursos en diversos tipos de máquina.

Conxuntos computables y non computables[editar | editar la fonte]

La teoría de la recursión aniciar na década de 1930, col trabayu de Kurt Gödel, Alonzo Church, Alan Turing, Stephen Kleene y Emil Post.[1]

Les resultancies fundamentales que llograron el investigadores estabilizaron el conceutu de función computable como la manera correcta de formalizar la idea sobre cálculos efectivos.

Estes resultancies llevaron a Stephen Kleene (1952) a acuñar dos nomes, "Tesis de Church" (Kleene 1952:300) y "Tesis de Turing" (Kleene 1952:376). Anguaño dambos considérense como una única hipótesis, la Tesis de Church-Turing, que establez que cualquier función que sía computable por un ciertu algoritmu ye una función computable. Anque nun principiu yera daqué un tanto escépticu, alredor del añu 1946, Gödel defendió esta tesis:

"Tarksi sorrayó na so llectura (y creo xustamente) la gran importancia del conceutu de recursividad xeneral (o computabilidad de Turing). Al mio pensar esta importancia deber en gran midida al fechu de que con esti conceutu, por fin consiguióse da-y una noción absoluta a una interesante noción epistemolóxica, esto ye, una que nun depende del formalismu escoyíu.*"(Gödel 1946 en Davis 1965:84).[2]

Con una definición sobre cálculos efectivos apaecieron les primeres pruebes de qu'hai ciertos problemes nes matemátiques que nun pueden ser decidíos d'una manera eficaz. Church (1936p, 1936f) y Turing (1936), inspiraos poles técniques usaes por Gödel (1931) pa probar les sos teoremas sobre la incompletitud, demostraron por separáu que nun ye posible decidir el Entscheidungsproblem d'una manera eficaz. Esta resultancia demostró que nun esiste un procedimientu algorítmico que pueda decidir de manera correcta si ciertes proposiciones matemátiques son verdaderes o non.

Munchos problemes nes matemátiques fueron demostraos ser indecidibles una vegada estableciéronse estos primeros exemplos. En 1947, Markov y Post publicaron por separáu los sos trabayos amosando que'l problema de les palabres pa los semigrupos nun puede ser decidíu d'una manera eficaz. Ampliando esta resultancia, Pyotr Novikov y William Boone demostraron independientemente na década de 1950 qu'el problema de les palabres pa los semigrupos non puede resolvese d'una manera efectiva: nun hai nengún procedimientu eficaz que, dada una palabra nun grupu, decida si l'elementu representáu pola palabra ye'l elemento identidad del grupu. En 1970, Yuri Matiyasevich demostró (usando les resultancies de Julia Robinson) el Teorema de Matiyasevich, que implica qu'el décimu problema de Hilbert nun tien una solución eficaz; esti problema preguntaba si había o non un procedimientu por aciu el cual pudiera decidise si una ecuación diofántica sobre los númberos enteros tien una solución entera. La llista de problemes indecidibles contién exemplos adicionales sobre problemes ensin soluciones computables.

L'estudiu sobre qué construcciones matemátiques pueden ser llevaes a cabu d'una forma eficaz denominar dacuando matemática recursiva; El Handbook of Recursive Mathematics (Ershov et al. 1998) cubre munchos de les resultancies conocíes nesti campu.

Antecedentes[editar | editar la fonte]

L'orixe de los modelos astractos de computación encuadrar nos años '30 ( primero qu'esistieren el ordenadores modernos), pal trabayu de los lóxicos Alonzo Church, Kurt Gödel, Stephen Kleene, Emil Leon Post, y Alan Turing. Estos trabayos iniciales tuvieron una fonda influencia, tantu nel desenvolvimientu teóricu como n'abondosos aspeutos de la práctica de la computación; previendo inclusive la esistencia d'ordenadores de propósitu xeneral, la posibilidá d'interpretar programes, la dualidá ente software y hardware, y la representación de llinguaxes por estructures formales basaos en riegles de producción.

El puntu inicial d'estos primeros trabayos fueron les cuestiones fundamentales que David Hilbert formuló en 1900, mientres l'intre d'un congresu internacional.

Lo que Hilbert pretendía yera crear un sistema matemáticu formal completu y consistente nel cual toles aseveraciones fueren plantegaes con precisión. La so intención yera atopar un algoritmu que determinara la verdá o falsedá de cualquier proposición nel sistema formal. Al problema en cuestión denominóse-y Entscheidungsproblem. En casu de que Hilbert cumpliera'l so oxetivu, cualquier problema bien definíu resolveríase a cencielles al executar dichu algoritmu.

Pero fueron otros los que por aciu una serie d'investigaciones amosaron qu'esto nun yera posible. En contra d'esta idea K. Gödel sacó a la lluz el so conocíu Primer Teorema de Incompletitud. Este vien espresar que tou sistema de primer orde consistente que contenga los teoremas de la aritmética y que'l so conxuntu de axomes sía recursivo nun ye completu. Gödel construyó una fórmula que ye satisfactoria pero que nun puede ser probada nel sistema. De resultes, nun ye posible atopar el sistema formal deseyáu por Hilbert nel marcu de la lóxica de primer orde, sacantes que se tome un conxuntu non recursivo d'axomes.

Una posterior versión, que resulta más xeneral, del teorema de incompletitud de Gödel, indica que nengún sistema deductivu que contenga los teoremas de l'aritmética, y colos axomes recursivamente enumerables puede ser consistente y completu al empar. Esto fai pensar, a nivel intuitivu, que nun va a ser posible definir un sistema formal.

¿Qué problemes puede resolver una máquina de Turing?[editar | editar la fonte]

Non tolos problemes pueden ser resueltos. Un problema indecidible ye unu que nun puede ser resueltu con un algoritmu entá si disponer d'espaciu y tiempu ilimitáu. Anguaño conócense munchos problemes indecidibles, como por casu:

¿Qué otros formalismos equivalen a les máquines de Turing?[editar | editar la fonte]

Los llinguaxes formales que son aceptaos por una máquina de Turing son esactamente aquellos que pueden ser xeneraos por una gramática formal. El cálculo Lambda ye una forma de definir funciones. Les funciones que pueden ser computaes col cálculu Lambda son esactamente aquelles que pueden ser computaes con una máquina de Turing. Estos trés formalismos, les máquines de Turing, los llinguaxes formales y el cálculu Lambda son formalismos bien disímiles y fueron desenvueltos por distintes persones. Sicasí, toos ellos son equivalentes y tienen el mesmu poder d'espresión. Xeneralmente tómase esta notable coincidencia como evidencia de que la tesis de Church-Turing ye cierta, que l'afirmación de que la noción intuitiva d'algoritmu o procedimientu efectivu de cómputu correspuende a la noción de cómputu nuna máquina de Turing.

Los computadores electrónicos, basaos na arquitectura de von Neumann según les máquines cuántiques tendríen esactamente'l mesmu poder d'espresión qu'el d'una máquina de Turing si dispunxeren de recursos ilimitaos de tiempu y espaciu. De resultes, los lenguaje de programación tienen a lo sumo el mesmu poder d'espresión qu'el de los programes pa una máquina de Turing y na práctica non toos lo algamen. Los llinguaxes con poder d'espresión equivalente al d'una máquina de Turing denominar Turing completus.

Ente los formalismos equivalentes a una máquina de Turing tán:

  • Máquines de Turing con delles cintes
  • Máquines de Turing con cintes bidimensionales, Turmite (o una infinidá de cintes llineales)
  • Máquines de Turing con númberu llindáu d'estaos y símbolos pa la cinta *

Máquines de Turing con solu dos estaos

Autómates celulares

Los últimos trés exemplos utilicen una definición llixeramente distinta d'aceptación d'un llinguaxe. Elles acepten una palabra si cualesquier, cómputu acepta (nel casu de non determinismu), o la mayoría de los cómputos acepten (pa les versiones probabilística y cuántica). Con estes definiciones, estes máquines tienen el mesmu poder d'espresión qu'una máquina de Turing.

¿Qué problemes riquen máquines más poderoses?[editar | editar la fonte]

Considérase que delles máquines tienen mayor poder que les máquines de Turing. Por casu, una máquina oráculo qu'utiliza una caxa negra que puede calcular una función particular que nun ye calculable con una máquina de Turing. La fuerza de cómputu d'una máquina oráculu vien descrita pol so grau de Turing. La teoría de cómputos reales estudia máquines con precisión absoluta nos númberos reales. Dientro d'esta teoría, ye posible demostrar afirmaciones interesantes, tales como «el complementu d'un conxuntu de Mandelbrot ye solo parcialmente decidible».

Exemplos de funciones recursivas primitives[editar | editar la fonte]

EXEMPLU 1. Sía k ∈, Y sía k la función constante. Definíu por k (x) = k pa tou x ∈. Demuestre que k ta en prim.

SOLUCIÓN Amosar por inducción sobre k. Cuidao que 0 ye una función inicial, tenemos 0 ∈ prim. Dígase k ∈ prim, daqué dáu k. Entós (k + 1) (x) = (k (x)) 0, pa cada x ∈ ℕ. Asi que K + 1 ∈ prim (por sustitución de k en 0).

EXEMPLU 2. Demuestre que la diferencia absoluta, definida por


SOLUCIÓN. Nesti casu, llogramos la función por aciu la sustitución usando yá Funciones recursivas primitives probaes: |m − n| = (m−· n) + (n−· m). ¡Non tolos exemplos precisen un esquema recursivo primitivu!

Podemos esperar qu'esti procesu de construcción cada vez sía más complicáu. Tenemos De usar funciones anteriores hasta que tengamos toles funciones computables, na midida na que a partir de 1928 Wilhelm Ackermann definió una función computable que nun ye primitivu recursivo. Pa definir la función de Ackermann A, utilizó un añeráu recursivo. Equí ta una versión simplificada debíu al matemáticu húngaru R'osza P'eter, un cofundador en gran midida escaecíu de la teoría de la computabilidad:

A(m, 0) = m + 1 A(0, n + 1) = A(1, n) A(m + 1, n + 1) = A(A(m, n + 1), n).

El anidamiento na última llinia conduz a qu'A (m, m) sía muncho más rápido que la crecedera de cualquier función recursiva primitiva f (m) podría ser. Unu puede llograr una impresión de la rapidez cola computación namái unos pocos valores. Pa ello, utilice'l fechu de que la recursión añerada desusdicha da les ecuaciones equivalentes:

A(m, 0) = m + 1 A(m, 1) = 2 + (m + 3) − 3 A(m, 2) = 2 × (m + 3) − 3 A(m, 3) = 2(m+3) − 3 A(4, n) = 22 ... 2− 3 (m + 3 terms)

D'onde vamos llograr los valores: A(0,0)=1, A(1,1)=3, A(2,2)=7, A(3,3)=61, A(4,4)= 65536. Podemos remediar esta insuficiencia de prim añediendo namái una riegla más pa llograr nueves funciones.

Bibliografía[editar | editar la fonte]

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Referencies[editar | editar la fonte]

  1. Munchos d'estos trabayos fundamentales tán recoyíos en The Undecidable (1965) por Martin Davis.
  2. El trabayu completu tamién puede atopase nes páxines 150 y posteriores (con comentarios por Charles Parsons nes páxines 144 y posteriores) en Feferman et al. edición de 1990 Kurt Gödel Volume II Publications 1938-1974, Oxford University Press, Nueva York, ISBN 978-0-19-514721-6. Dambes reimpresiones tienen la siguiente nota a pie de páxina * añedida al volume de Davis por Gödel en 1965: "Pa ser más precisos: una función que trabaye sobre los enteros ye computable por cualesquier sistema formal que contenga l'aritmética si y solu si ye computable na aritmética, onde una función f denominar computable en S si hai en S un términu computable representando f (p. 150).


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