meta-undecidability เป็นไปได้หรือไม่


9

มีปัญหาที่สามารถตัดสินใจได้มีบางอย่างที่ไม่สามารถตัดสินใจได้มีความสามารถในการ semidecidability ฯลฯ

ในกรณีนี้ฉันสงสัยว่าปัญหาสามารถเมตาดาต้า - ตัดสินใจไม่ได้ ซึ่งหมายความว่า (อย่างน้อยในหัวของฉัน) เราไม่สามารถบอกได้ว่ามันจะเป็น decidable หรือไม่

บางทีอาจเป็นที่รู้จักกันดีว่า decidability นั้นไม่สามารถตัดสินใจได้ (ทุกอย่างคือ meta-undecidable) และไม่มีอัลกอริธึมที่จะพิสูจน์ว่า decidability สำหรับสิ่งใดดังนั้น decidability ต้องได้รับการพิสูจน์ด้วยมือเป็นกรณี ๆ ไป

บางทีคำถามของฉันอาจไม่มีเหตุผล บางทีฉันคิดว่าเราเป็นเครื่องจักรคาร์บอนที่ใช้อัลกอริธึมที่ซับซ้อนมากและนั่นเป็นสาเหตุที่คำถามนี้มีเหตุผลเฉพาะในหัวของฉัน

โปรดแจ้งให้เราทราบหากคำถามนั้นต้องการคำชี้แจงเพิ่มเติม ฉันอาจต้องการตัวเองในขณะนี้

ขอบคุณ.


ให้เราพิจารณาคำแถลง "ทฤษฎี monadic (ลำดับที่สอง) ของคำสั่งเชิงเส้นทั้งหมดคำนวณได้" มีเหตุผลที่จะเชื่อ (แต่ฉันไม่แน่ใจว่าความเป็นอิสระได้รับการพิสูจน์แล้ว) ว่าคำสั่งนี้มีความเป็นอิสระ (กล่าวคือไม่สามารถตัดสินใจได้) ใน ZFC รายละเอียดเพิ่มเติมเกี่ยวกับเหตุผลสามารถพบได้ในbooks.google.es/books?id=y3YpdW-sbFsC&pg=PA397
boumol

1
เมื่อคุณพูดว่า "decidability ไม่สามารถตัดสินใจได้" อินพุตคืออะไร
Mahdi Cheraghchi

2
เขาอาจสนใจen.wikipedia.org/wiki/Turing_degreeแต่ก็ไม่ชัดเจนว่าจะระบุคำถามอย่างไร :)
Daniel Apon

1
@ Boumol Shelah ("ทฤษฎีของคำสั่ง monadic", Ann. Math. 102 (3), 1975) พิสูจน์ (สมมติว่า CH) ว่า "ทฤษฎี monadic ของคำสั่งคือ undecidable" (ทฤษฎีบท 7 (B), p. 409)
Yuval Filmus

1
L={halting problemif the continuum hypothesis holdsotherwise
sdcvvc

คำตอบ:


8

นี่คือร่างย่อที่แสดงให้เห็นว่าไม่มีเครื่องทัวริงที่จะตัดสินว่าปัญหาที่เกิดขึ้นตามอำเภอใจนั้นสามารถตัดสินใจได้หรือไม่

ฉันควรอธิบายสิ่งที่ฉันหมายถึงโดยชั้นของปัญหา: ชั้นของปัญหา Tเป็นเครื่องทัวริงซึ่งระบุองค์ประกอบ (จำนวนธรรมชาติพูด) ของชุดนับซ้ำที่ซ้ำกันหลังจากที่อื่น ๆ เช่นว่าแต่ละองค์ประกอบในชุดในที่สุดก็พิมพ์ ปัญหาที่จับได้โดยสัญชาตญาณT(n) คือ: "คือตัวเลข n ในชุดนี้? "สิ่งนี้จะจับปัญหาตามปกติในด้านการคำนวณเช่น" คือดัชนีของเครื่องทัวริงที่หยุดการป้อนข้อมูลเปล่าหรือไม่ "

สมมติว่ามีเครื่อง M ซึ่งกำหนดให้เป็นคลาสของปัญหา T ตอบ true ถ้าคลาสนั้นสามารถตัดสินใจได้และ false มิฉะนั้น.

ตอนนี้ใช้เครื่องมือทัวริงโดยพลการ T. เราสร้างคลาสของปัญหาดังต่อไปนี้T ในลักษณะดังต่อไปนี้:

  1. จำลอง T.
  2. ถ้า T หยุดการแจกแจงดัชนีของเครื่องทัวริงที่หยุดที่อินพุตว่าง

ตอนนี้มันชัดเจนว่าถ้า T หยุดแล้ว M(T) ผลตอบแทน falseเนื่องจากชุดของดัชนีหยุดการทำงานของเครื่องจักรทัวริงไม่ได้เป็นชุด (เรียกซ้ำ)

ถ้า Tไม่ได้หยุดแล้วTไม่ได้ระบุตัวเลขใด ๆซึ่งทำให้เป็นชั้นของปัญหาที่ไม่มีดัชนี! ดังนั้นM(T) คำตอบ trueเนื่องจากคลาสนั้นสามารถถอดรหัสได้ (โดยเครื่องที่ปฏิเสธเสมอ)

ดังนั้น, M(T) ผลตอบแทน true IFF T ไม่หยุดและ falseมิฉะนั้น. ดังนั้นการดำรงอยู่ของM ช่วยให้เราสามารถแก้ปัญหาการหยุดชะงักสำหรับเครื่องโดยพลการ Tซึ่งเป็นข้อขัดแย้ง


เฮ้โคดี้! ฉันหวังว่าคุณจะทำได้ดี. คุณจะอยู่ที่พิตส์เบิร์กในฤดูร้อนนี้หรือไม่?
Michael Wehar

เฮ้! ฉันไม่แน่ใจ. ส่งอีเมลถึงฉัน!
ดี้

1

ความคิดที่ยอดเยี่ยมมาก!

แนวคิด: เราสามารถใช้ประโยชน์จากสัจพจน์ความเข้าใจในทฤษฎีเซต ZF เพื่อกำหนดภาษาที่ขึ้นอยู่กับคำแถลงอิสระ

ขั้นตอนที่ 1: จดคำสั่งที่คุณชื่นชอบซึ่งไม่ขึ้นกับ ZF เช่น AC - ความจริงที่คุณเลือก

ขั้นตอนที่ 2: กำหนดภาษา L = {x ใน {0,1} | x = 0 ถ้า AC และ x = 1 ถ้าไม่ใช่ AC} โปรดสังเกตว่า L คือ {0} หรือ {1} ตอนนี้ L สามารถตัดสินใจได้ แต่เราไม่สามารถจัดหาโปรแกรมที่ตัดสินใจได้ว่า L. เราสามารถจัดหาโปรแกรมที่ตัดสินใจ {0} หรือเราสามารถจัดหาโปรแกรมที่ตัดสินใจ {1} แต่เราไม่ทราบแน่ชัด อันไหนตัดสินใจแอล

ขั้นตอนที่ 3: ใช้แนวคิดนี้เพื่อกำหนดภาษาที่สามารถตัดสินใจได้ถ้า AC และ undecidable ถ้าไม่ใช่ AC ให้ H เป็นเซตที่หยุดนิ่งซึ่งไม่สามารถตัดสินใจได้ กำหนด L = {x | x เป็นสตริงถ้า AC และ x อยู่ใน H ถ้าไม่ใช่ AC} ถ้า AC, ดังนั้น L = ชุดของสตริงทั้งหมดและ L สามารถถอดรหัสได้ ถ้าไม่ใช่ AC ดังนั้น L = H และ L จะไม่สามารถตัดสินใจได้ ไม่ว่า L จะสามารถตัดสินใจได้หรือไม่นั้นเป็นอิสระจาก ZF

โดยการใช้ไซต์ของเรา หมายความว่าคุณได้อ่านและทำความเข้าใจนโยบายคุกกี้และนโยบายความเป็นส่วนตัวของเราแล้ว
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.