Θεωρία Αναδρομικών Συναρτήσεων και Υπολογισιμότητας

Transcript

1 Θεωρία Αναδρομικών Συναρτήσεων και Υπολογισιμότητας Αθανάσιος Τζουβάρας ΔΙΔΑΚΤΙΚΕΣ ΣΗΜΕΙΩΣΕΙΣ (URL: Θεσσαλονίκη

2 Περιεχόμενα 1 Η διαισθητική προσέγγιση του αλγορίθμου Αλγοριθμικές συναρτήσεις και σύνολα Αλγοριθμικοί ισομορϕισμοί Αλϕάβητα, λέξεις, κωδικοποιήσεις Πρώτη τυποποίηση των αλγοριθμικών συναρτήσεων: Αναδρομικές συναρτήσεις Περί αναδρομής γενικά Βασικές αναδρομικές συναρτήσεις (primitive recursive functions) Βασικά αναδρομικά σύνολα Πέρα από τις β.α. συναρτήσεις. Η συνάρτηση Ackermann Αναδρομικές συναρτήσεις Αναδρομικά και αναδρομικά απαριθμήσιμα σύνολα Αριθμητικοποίηση αναδρομικών συναρτήσεων. Κανονική μορϕή Kleene (Kleene s normal form) Δεύτερη τυποποίηση των αναδρομικών συναρτήσεων: Μηχανές Turing Γενική περιγραϕή Turing υπολογίσιμες συναρτήσεις Συνέπειες της αριθμητικοποίησης: Αρίθμηση, διαγωνιοποίηση, σταθερά σημεία κλπ Θεωρήματα s-m-n και Rice Θεωρήματα Σταθερού Σημείου Στοιχεία από τη Μαθηματική Λογική. Λογικός χαρακτηρισμός των αναδρομικών και α.α. συνόλων Γλώσσα της Αριθμητικής, λογισμός και ερμηνεία των προτάσεων και τύπων Ταυτολογία, λογικό συμπέρασμα, λογική ισοδυναμία Αναδρομικότητα και ορισιμότητα Τυπική Αριθμητική. Αποδειξιμότητα, μη πληρότητα Peano αριθμητική Λογικά αξιώματα, τυπική απόδειξη Η Θεωρία PA από πιο κοντά Περιγράψιμα σύνολα. Πρώτο θεώρημα μη πληρότητας Η αλήθεια (στο N) δεν ορίζεται

3 Εισαγωγή Υπάρχουν δύο ειδών μαθηματικά αντικείμενα: Τα αντικείμενα πεπερασμένου τύπου (finitistic) και τα απειρικά (non-finitistic). Δεν πρέπει να ταυτίζουμε τα πεπερασμένου τύπου αντικείμενα με τα πεπερασμένα σύνολα. Κάθε σύνολο πεπερασμένου τύπου είναι πεπερασμένο (ή ισοδύναμα, κάθε άπειρο σύνολο είναι απειρικό αντικείμενο) αλλά όχι αντίστροϕα. Π.χ. το σύνολο { 2, 0} είναι πεπερασμένο αλλά όχι πεπερασμένου τύπου, καθώς το 2 δεν είναι πεπερασμένου τύπου. Χονδρικά, πεπερασμένου τύπου αντικείμενο είναι αυτό που συνολικά περιέχει πεπερασμένου πλήθους μονάδες πληροϕορίας (bits). Κατά συνέπεια, ο έλεγχος της ταυτότητας δύο τέτοιων αντικειμένων x, y, αν δηλαδή x = y, μπορεί να γίνει σε πεπερασμένο χρόνο, είτε από άνθρωπο είτε από μια μηχανή (πρόγραμμα). Αντίθετα, αν τα x, y είναι απειρικά, π.χ. δυό άπειρα σύνολα, ο έλεγχος της ισότητας x = y παίρνει εν γένει άπειρο χρόνο (αν πρέπει να γίνει στοιχείο προς στοιχείο). Τα θεμελιώδη αντικείμενα πεπερασμένου τύπου είναι οι ϕυσικοί αριθμοί, δηλαδή τα στοιχεία του συνόλου N = {0, 1, 2...}. Και κατόπιν ό,τι μπορεί να κατασκευασθεί, αναπαρασταθεί και κωδικοποιηθεί με ϕυσικούς αριθμούς. Τέτοια είναι: 1) Οι πεπερασμένες ακολουθίες ϕυσικών αριθμών. Κατά συνέπεια οι ακέραιοι και οι ρητοί αριθμοί (ως ζεύγη ακεραίων). 2) Τα πεπερασμένα σύνολα ϕυσικών αριθμών. 3) Τα πεπερασμένα σύνολα με στοιχεία πεπερασμένου τύπου αντικείμενα. Τα σύνολα αυτά στη θεωρία συνόλων λέγονται κληρονομικά πεπερασμένα (hereditarily finite). Είναι τα στοιχεία του συνόλου V ω = n N V n, όπου τα V n ορίζονται επαγωγικά: V 0 =, V n+1 = P (V n ) (P (X) παριστά το σύνολο των υποσυνόλων του X). 4) Αν Σ = {a, b, c,...}, είναι ένα μη κενό σύνολο, το πολύ αριθμήσιμο, νοούμενο ως αλϕάβητο, οι λέξεις που κατασκευάζονται με τα στοιχεία του Σ είναι πεπερασμένου τύπου αντικείμενα. Οι λέξεις είναι πεπερασμένες ακολουθίες γραμμάτων του αλϕαβήτου: Π.χ. bbacca, aac, cbaca κλπ. Αντιστοιχώντας σε κάθε γράμμα του αλϕβήτου μονοσήμαντα έναν ϕυσικό, π.χ. a 0, b 1, c 2, κλπ, οι λέξεις κωδικοποιούνται με ακολουθίες ϕυσικών που είναι πεπερασμένου τύπου αντικείμενα. Απειρικό αντικείμενο είναι, όπως είπαμε, ό,τι περιέχει άπειρες μονάδες πληροϕορίας. Π.χ. οι άπειρες μη περιοδικές ακολουθίες ϕυσικών, δηλαδή στην ουσία οι άρρητοι πραγματικοί. Και ϕυσικά κάθε αντικείμενο που στην σύνθεσή του περιέχει κάποιον άρρητο. Η θεμελιώδης έννοια και το κύριο αντικείμενο μελέτης της θεωρίας υπολογισμού είναι ο αλγόριθμος: Τόσο ώς διαισθητική έννοια, αλλά κυρίως ώς μαθηματικό αντικείμενο που αναπαριστά τυπικά τη διαισθητική έννοια. Οι κλασικοί αλγόριθμοι με τους οποίους θα ασχοληθούμε εδώ, είναι εξ ορισμού (διαισθητικά) μηχανικές διαδικασίες που εϕαρμόζονται πάνω σε (δηλαδή δέχονται ώς inputs) αντικείμενα αποκλειστικά πεπερασμένου τύπου. Αυτός είναι ο λόγος που προτάξαμε την διάκριση των αντικειμένων σε 3

4 πεπερασμένου τύπου και απειρικά. Από την άλλη μεριά, οι ίδιοι οι αλγόριθμοι είναι με τη σειρά τους αντικείμενα πεπερασμένου τύπου. Αυτό είναι ένα εξαιρετικά ενδιαϕέρον στοιχείο, καθώς επιτρέπει αλγορίθμους να δέχονται ώς inputs άλλους αλγορίθμους, ή ακόμα και τον εαυτό τους, πράγμα που έχει, όπως θα δούμε, πολύ σημαντικές συνέπειες. Επειδή, όπως αναϕέρθηκε, τα κύρια αντικείμενα πεπερασμένου τύπου είναι οι ϕυσικοί αριθμοί, και γενικότερα οι πεπερασμένες ακολουθίες ϕυσικών, τα βασικά σύνολα που εμπλέκονται στη θεωρία υπολογισμού είναι το N καθώς και τα καρτεσιανά γινόμενα N k, k 1. Στο εξής τα γράμματα x, y, m, n, k,... θα παριστούν ϕυσικούς αριθμούς. Τα στοιχεία του N k είναι της μορϕής (x 1,..., x k ), με x i N. Για ευκολία θα χρησιμοποιούμε επίσης και διανυσματικό συμβολισμό, γράϕοντας απλώς x αντί για (x 1,..., x k ). 1 Η διαισθητική προσέγγιση του αλγορίθμου 1.1 Αλγοριθμικές συναρτήσεις και σύνολα Αλγόριθμος είναι κάθε πεπερασμένο σύνολο οδηγιών-εντολών που απευθύνονται σε άνθρωπο ή μηχανή με σκοπό την κατασκευή ή ανεύρεση ενός αντικειμένου πεπερασμένου τύπου, ή την απάντηση ενός ερωτήματος της μορϕής ναι/όχι. Ο αλγόριθμος τροϕοδοτείται με στοιχεία από ένα καλά ορισμένο σύνολο αντικειμένων πεπερασμένου τύπου. Τα στοιχεία αυτά λέγονται είσοδοι (inputs). Αμέσως με κάθε είσοδο ο αλγόριθμος αρχίζει να εκτελείται, ή να τρέχει, και μετά από κάποιο χρόνο δίνει μία το πολύ έξοδο-απάντηση (output), που είναι επίσης ένα αντικείμενο πεπερασμένου τύπου. Λέμε το πολύ για να συμπεριλάβουμε και την περίπτωση που δεν δίνει καμμία έξοδο για μια συγκεκριμένη είσοδο. Αν ο αλγόριθμος δίνει έξοδο για κάθε είσοδο, θα λέγεται ολικός (total). Μ αυτή την ορολογία οι ολικοί αλγόριθμοι είναι τμήμα μόνον των αλγορίθμων γενικά. Με τα σημερινά δεδομένα, και την κουλτούρα των υπολογιστών τόσο διαδεδομένη γύρω μας, η πιστότερη και ακριβέστερη εικόνα που μπορεί να έχει κανείς για τον αλγόριθμο, είναι αυτή ενός προγράμματος υπολογιστή. Φυσικά υπάρχουν και γενικότερες εικόνες: Κάθε είδους συνταγή, από συνταγή μαγειρικής, και εξέταση αίματος, μέχρι συνταγή επίλυσης ενός γραμμικού συστήματος, είναι αλγόριθμος. Ο πιο γενικός ο- ρισμός θα ήταν: Αλγόριθμος είναι κάτι που χρειάζεται αρκετή ευϕυία και εμπειρία για να επινοήσεις, αλλά καθόλου ευϕυία για να εκτελέσεις. Ο παραπάνω είναι ο διαισθητικός/εμπειρικός ορισμός του αλγορίθμου. Διαισθητική προσέγγιση δεν σημαίνει μη αυστηρή. Σημαίνει μόνο ότι ο αλγόριθμος δεν είναι (ακόμη) κάποιο συγκεκριμένο μαθηματικό αντικείμενο. Δεν ανήκει δηλαδή ακόμη σε κάποια από τις γνωστές κατηγορίες μαθηματικών όντων (σύνολα, συναρτήσεις, κλπ). Ομως έστω και μ αυτή την ασάϕεια μπορούμε να πούμε αρκετά ενδιαϕέροντα πράγματα για τη συμπεριϕορά του. Αυτό θα κάνουμε σ αυτό το κεϕάλαιο. Θα παριστάνουμε για τις ανάγκες αυτής της συζήτησης τους αλγορίθμους με τα 4

5 κεϕαλαία γράμματα A, B, Γ κλπ. Αντίθετα τα γράμματα X, Y, Z κλπ, θα παριστάνουν υποσύνολα του N ή κάποιου N k. Εστω A ένας αλγόριθμος. Συμβολίζουμε με in(a) και out(a) τα σύνολα των εισόδων και εξόδων του A αντίστοιχα. Υστερα απ όσα ειπώθηκαν στην εισαγωγή, χωρίς περιορισμό της γενικότητας μπορούμε να υποθέσουμε ότι in(a) = N k και out(a) N l για κάποια k, l 0. Αν in(a) = N k και x in(a), ο συμβολισμός A(x) σημαίνει ότι ο A σταματά και δίνει έξοδο οταν τροϕοδοτηθεί με την είσοδο x. Αν η έξοδος είναι ένα y out(a) N l, θα γράϕουμε A(x) = y. Αν ο A δεν δίνει έξοδο στο x, θα γράϕουμε A(x). Ο A λέγεται ολικός αν A(x) για κάθε x N k. Αϕού σε κάθε input έχουμε το πολύ ένα output, αμέσως προκύπτει ότι ένας αλγόριθμος A με in(a) = N k και out(a) N l, παράγει μια συνάρτηση f : N k N l. Η διαϕορά της από τις συνηθισμένες συναρτήσεις που ξέρουμε είναι ότι δεν είναι κατ ανάγκη ολική, δηλαδή για ορισμένα x N k μπορεί να μην ορίζεται. Τέτοιες συναρτήσεις στα μαθηματικά τις λέμε μερικές και αποτελούν εξαίρεση μάλλον. Εδώ αντίθετα θα είναι ο κανόνας. Συνεπώς, λέγοντας συνάρτηση f : N k N l, θα εννοούμε μερική συνάρτηση, δηλ. μια αντιστοιχία f όπου σε κάθε x N k αντιστοιχεί ένα το πολύ y N l. Π.χ η συνάρτηση f : N N για την οποία f(n) = n είναι μερική. Το ίδιο και η συνάρτηση g : N 2 N, όπου g(m, n) = k, όταν m = n k. Το σύνολο X για το οποίο ορίζεται το f(x) είναι το πεδίο ορισμού της f και συμβολίζεται dom(f). Το πεδίο τιμών της f το συμβολίζουμε rng(f). Εν γένει dom(f) N k. Αν συμβεί dom(f) = N k, η f θα λέγεται ολική. Άρα οι ολικές συναρτήσεις θα είναι μέρος μόνον των συναρτήσεων γενικά. Οσο για την ισότητα των μερικών συναρτήσεων, ορίζεται ως εξής: Οι f, g : N k N l είναι ίσες αν dom(f) = dom(g) και για κάθε x dom(f), f(x) = g(x). (Σε πολλά βιβλία η ισότητα των μερικών συναρτήσεων συμβολίζεται με αντί με =). Ορισμός Εστω συνάρτηση f : N k N l. Η f θα λέγεται αλγοριθμική (computable) αν υπάρχει αλγόριθμος A τέτοιος ώστε για κάθε x N k, x dom(f) A(x), και για κάθε x dom(f), f(x) = A(x). Η f λέγεται ολική αλγοριθμική αν είναι αλγοριθμική και dom(f) = N k, δηλαδή αν ο αλγόριθμος A είναι ολικός. Παρατήρηση Δεν πρέπει να ταυτίζουμε έναν αλγόριθμο A με τη συνάρτηση που παράγει. Ο λόγος είναι ότι υπάρχουν πολλοί (στην πραγματικότητα άπειροι) δια- ϕορετικοί αλγόριθμοι που παράγουν την ίδια συνάρτηση. Πολύ περισσότερο, όπως θα δούμε αργότερα (Θεώρημα του Rice), δεν υπάρχει αλγόριθμος, που να αποϕασίζει αν δυό αλγόριθμοι παράγουν την ίδια συνάρτηση. Μια σημαντική κατηγορία αλγορίθμων είναι αυτοί απαντούν σε ερωτήματα της μορ- ϕής x X;, όπου X κάποιο σύνολο. Οι έξοδοί τους προϕανώς πρέπει να είναι ναι ή όχι, δηλ. out(a) {ναι, όχι}. Αυτοί λέγονται ναι/όχι αλγόριθμοι. Γράϕοντας 5

6 1 αντί για ναι και 0 αντί για όχι, δηλ. κάνοντας ώστε out(a) {0, 1}, αμέσως βλέπουμε ότι αποτελούν απλώς μια ειδική περίπτωση των αλγορίθμων όπως ορίστηκαν παραπάνω. Πάντως θα εξακολουθήσουμε συχνά να γράϕουμε A(x) = ναι ή A(x) = όχι, καθώς βοηθάει τη διαίσθησή μας. Ορισμός Ενα σύνολο X N k λέγεται αλγοριθμικό (decidable) αν υπάρχει ολικός ναι/όχι αλγόριθμος A για το ερώτημα x X;, δηλαδή, για κάθε x N k, x X A(x) = ναι καί x / X A(x) = όχι. Εστω V ένα βασικό σύνολο, π.χ V = N k, και X V. Χαρακτηριστική συνάρτηση του X, λέγεται { η συνάρτηση C X : V {0, 1} που ορίζεται ως εξής: 1 αν x X, C X (x) = 0 αν x / X. Σημειώστε ότι κάθε χαρακτηριστική συνάρτηση είναι ολική. Η παρακάτω είναι προ- ϕανής. Πρόταση Ενα σύνολο X N k είναι αλγοριθμικό αν και μόνον αν η χαρακτηριστική του συνάρτηση είναι (ολική) αλγοριθμική. Πρόταση Ενα σύνολο X N k είναι αλγοριθμικό αν και μόνον το X (δηλ. το N k X) είναι αλγοριθμικό. Απόδειξη. Αν A είναι ολικός ναι/όχι αλγόριθμος για το X, τότε ο αλγόριθμος B ο οποίος δίνει ναι (αντ. όχι ) εκεί όπου ο A δίνει όχι (αντ. ναι ), είναι ολικός αλγόριθμος για το X. QED Παραδειγματα 1) Κάθε σταθερή συνάρτηση, π.χ. f(x) = c για κάθε x N k, είναι ολική αλγοριθμική. Επίσης η συνάρτηση διαδοχής των ϕυσικών αριθμών S(n) = n + 1. Το ίδιο η πρόσθεση και ο πολλαπλασιασμός. Για κάθε n και κάθε m n, ορίζονται οι προβολές π nm : N n N, όπου π nm (x 1,..., x n ) = x m. Προϕανώς οι π nm είναι ολικές αλγοριθμικές. (Οι σταθερές συναρτήσεις, οι προβολικές και η S, παίζουν βασικό ρόλο στον ορισμό της κλάσης των αναδρομικών συναρτήσεων που είναι μία από τις μαθηματικές τυποποιήσεις των αλγοριθμικών συναρτήσεων. Μ αυτές θα ασχοληθούμε στο επόμενο κεϕάλαιο.) 2) Ο γνωστός ευκλείδειος αλγόριθμος είναι ένας ολικός αλγόριθμος για τον υπολογισμό του μέγιστού κοινού διαιρέτη των m, n N, ΜΚΔ(m, n). Συνεπώς η συνάρτηση ΜΚΔ : N 2 N είναι ολική αλγοριθμική. 6

7 3) Κάθε πεπερασμένο σύνολο είναι αλγοριθμικό. Πράγματι, έστω X = {x 1,..., x n }. Για το ερώτημα x X; ο αλγόριθμος είναι: Εξέτασε βήμα-βήμα αν x = x 1,..., x = x n. Επειδή τα x, x i είναι πεπερασμένου τύπου (εδώ είναι που η ιδιότητα αυτή είναι αναγκαία), ο έλεγχος κάθε ισότητας x = x i γίνεται σε πεπερασμένο χρόνο. 4) Για το ερώτημα είναι ο n πρώτος;, υπάρχει ως γνωστόν ολικός ναι/όχι αλγόριθμος. Άρα το σύνολο των πρώτων αριθμών είναι αλγοριθμικό. 5) Η συνάρτηση f : N N, όπου f(n) = το n-οστό δεκαδικό ψηϕίο του π, είναι ολική αλγοριθμική. { Το ίδιο και η συνάρτηση 1 αν f(n) = 7, g(n) = 0 αλλιώς. 6) Εστω{ η συνάρτηση 1 αν υπάρχουν ακριβώς n διαδοχικά 7 στο δεκαδ. μέρος του π, h(n) = 0 αλλιώς. Εδώ ο μόνος γνωστός αλγόριθμος είναι ο εξής προϕανής: Για κάθε n, ψάξε ένα-ένα τα δεκαδικά του π. Αν συναντήσεις n διαδοχικά 7, γράψε έξοδο 1. Αν όχι, τότε ο αλγόριθμος δεν τερματίζει στο n. Η h είναι εξ ορισμού ολική συνάρτηση, όμως ο παραπάνω αλγόριθμος δεν ξέρουμε αν είναι ολικός, και συνεπώς δεν ξέρουμε αν η h είναι αλγοριθμική σύμϕωνα με τον ορισμό (Για να το ξέρουμε θα έπρεπε να έχουμε εποπτεία ολόκληρου του δεκαδικού μέρους του π). Αυτή είναι μια κάπως παράδοξη κατάσταση, που έχει να κάνει με την διαϕορά ανάμεσα στην κλασσική λογική που χρησιμοποιούμε (στα μαθηματικά και την καθημερινή ζωή) και που δέχεται ότι από ένα ζεύγος αντιϕατικών προτάσεων ϕ και ϕ μία ακριβώς είναι αληθής, και στη λογική των αλγορίθμων, για την οποία το παραπάνω δεν ισχύει. Ετσι, ενώ για την κλασσική λογική η παραπάνω συνάρτηση είναι ολική, που σημαίνει ότι για κάθε n, ή υπάρχουν n διαδοχικά 7 στο π ή δεν υπάρχουν, για τον αλγόριθμο αυτό δεν συμβαίνει ενόσω δεν μπορεί να πιστοποιήσει είτε το ένα είτε το άλλο. 7) Ενα πιο χτυπητό παράδειγμα για το ϕαινόμενο που αναϕέραμε στο παράδειγμα 6 είναι η εξής{ συνάρτηση: Εστω 1 αν η εικασία του Goldbach είναι αληθής, h(n) = 0 αλλιώς. Λόγω κλασσικής λογικής, η παραπάνω συνάρτηση είναι ολική και μάλιστα σταθερή, άρα αλγοριθμική. Δεδομένου όμως ότι η εικασία του Goldbach είναι άλυτο μέχρι στιγμής πρόβλημα, κανένας από τους γνωστούς αλγορίθμους δεν παράγει την h. Μ άλλα λόγια η h είναι αλγοριθμική χωρίς γνωστό αλγόριθμο! 7

8 8) Εστω g : N k+1 N μία ολική συνάρτηση k + 1 μεταβλητών. Γράϕουμε g(x, y) αντί g(x 1,..., x k, y). Αν, δοθέντος x, υπάρχει y τέτοιο ώστε π.χ. g(x, y) = 0, προϕανώς θα υπάρχει ένα ελάχιστο τέτοιο y, έστω y 0. Συμβολίζουμε τότε y 0 = (µy)(g(x, y) = 0). Ο τελεστής µ λέγεται τελεστής ελαχιστοποίησης (minimization), ή µ-τελεστής. Ορίζεται τότε η{ εξής (μερική εν γένει) συνάρτηση f : N k N: (µy)(g(x, y) = 0) αν ( y)(g(x, y) = 0), f(x) = δεν ορίζεται αλλιώς. Άν η g είναι αλγοριθμική (δηλαδή ολική αλγοριθμική), με ολικό αλγόριθμο A, τότε και η f είναι αλγοριθμική (όχι όμως κατ ανάγκη ολική). Ο αλγόριθμος B για την f είναι: Δοθέντος x N k, τροϕοδοτούμε διαδοχικά τον A με τις εισόδους (x, 0), (x, 1),.... Λόγω της ολικότητας του A, για κάθε είσοδο (x, k) θα παίρνουμε έξοδο. Για το πρώτο k που θα βρούμε (άν βρούμε) τέτοιο ώστε A(x, k) = 0, θέτουμε B(x) = k. Αν για κάθε k N, A(x, k) 0, B(x). Προϕανώς ο B είναι ένας αλγόριθμος για την f. Η ιδιότητα g(x, y) = 0 λέγεται κανονική (regular) αν ( x)( y)(g(x, y) = 0). Οταν η g(x, y) = 0 είναι κανονική, προϕανώς η f είναι ολική, αλλιώς δεν ορίζεται σε κάποια σημεία. 9) Το πιο ακραίο παράδειγμα μερικής αλγοριθμικής συνάρτησης είναι η συνάρτηση που δεν ορίζεται πουθενά, δηλαδή έχει πεδίο ορισμού. Ας την παραστήσουμε με Ω. Η Ω μπορεί να ορισθεί με πολλούς τρόπους με τη βοήθεια του τελεστή µ, π.χ. ως εξής: Ω(x) = (µy)(x + y + 1 = 0). Παρά τον τετριμμένο χαρακτήρα της η Ω είναι αρκετά χρήσιμη (δες π.χ. το Θεώρημα του Rice). 10) Υπάρχουν μη αλγοριθμικές συναρτήσεις και σύνολα; Ναι και μάλιστα πάρα πολλά, αν και δεν είναι εύκολο να δώσουμε συγκεκριμένο παράδειγμα. Είναι πολύ σημαντικό να πούμε από τώρα και να έχουμε συνεχώς στο μυαλό μας ότι ο κάθε αλγόριθμος, εκτός από το ότι εϕαρμόζεται σε πεπερασμένου τύπου αντικείμενα, είναι και ο ίδιος αντικείμενο πεπερασμένου τύπου (αν και αυτή τη στιγμή πιθανόν να μην είναι εντελώς ϕανερό, θα γίνει όμως στα επόμενα). Αρκεί να παρατηρήσουμε ότι ο αλγόριθμος, ως πεπερασμένη ακολουθία εντολών, είναι πεπερασμένη ακολουθία λέξεων ενός αλϕάβητου, και απ όσα είπαμε στην εισαγωγή κωδικοποιείται με μια n-άδα ϕυσικών αριθμών. Δεδομένου τώρα ότι υπάρχουν μόνο αριθμησίμου πλήθους αντικείμενα πεπερασμένου τύπου, ενώ τα σύνολα όλων των υποσυνόλων του N, και όλων των συναρτήσεων f : N N είναι μη αριθμήσιμα, συμπεραίνουμε αμέσως ότι μόνο ένα ελάχιστο μέρος των υποσυνόλων αυτών και των συναρτήσεων είναι αλγοριθμικά. Από την άλλη μεριά, για να δώσουμε παράδειγμα τέτοιου συνόλου ή συνάρτησης, θα πρέπει να το περιγράψουμε. Αλλά οι περιγραϕές συνήθως αυτό που κάνουν είναι να δίνουν έναν αλγόριθμο, πράγμα ακριβώς που εμείς θέλουμε να αποϕύγουμε. Γι αυτό και τα παραδείγματα δεν είναι εύκολα. Στα επόμενα πάντως θα εμϕανιστούν πολλά τέτοια σύνολα και συναρτήσεις. 8

9 Σημειώστε τώρα ότι υπάρχει κάποια ασυμμετρία ανάμεσα στους ορισμούς της αλγοριθμικής συνάρτησης και του αλγοριθμικού συνόλου. Η αλγοριθμική συνάρτηση απαιτεί την ύπαρξη απλώς αλγορίθμου (όχι κατ ανάγκη ολικού), ενώ το αλγοριθμικό σύνολο απαιτεί ολικό ναι/όχι αλγόριθμο, ή ισοδύναμα ολικό αλγόριθμο για την χαρακτηριστική συνάρτηση. Θα δούμε σε λίγο ότι το ακριβές ανάλογο της αλγοριθμικής συνάρτησης δεν είναι το αλγοριθμικό σύνολο, αλλά μια ασθενέστερη έννοια, το αλγοριθμικά απαριθμήσιμο. Προηγουμένως ας θυμηθούμε ότι στη Θεωρία Συνόλων, και στα μαθηματικά γενικότερα, μαθαίνουμε να ορίζουμε τη συνάρτηση ως ένα σύνολο ζευγών. Συγκεκριμένα, είναι βολικό να δεχόμαστε ότι για κάθε συνάρτηση f, f = {(x, y) : y = f(x)}. Αυτή είναι η εκτατική (extensional) έννοια της συνάρτησης. Από τη σκοπιά όμως της Θεωρίας Αλγορίθμων, αυτό δεν ισχύει. Εδώ η συνάρτηση f δεν είναι σύνολο, αλλά μια διαδικασία αντιστοίχισης μιας εξόδου f(x) σε μια είσοδο x, που καθορίζεται από έναν νόμο (αλγόριθμο). Εμϕαση δίνεται στην περιγραϕή (intension) του νόμου αντιστοιχίας. Βέβαια, για κάθε f, πάλι ορίζεται ένα σύνολο {(x, y) : y = f(x)}, όμως δεν το ταυτίζουμε με την f. Το λέμε γράϕημα της f και το συμβολίζουμε G(f). Δηλαδή σε κάθε f αντιστοιχεί το σύνολο G(f) = {(x, y) : y = f(x)}. Ενα ϕυσικό ερώτημα είναι: Ποιά η σχέση ανάμεσα στην αλγοριθμικότητα της f και εκείνη του συνόλου G(f); Για απλότητα γραϕής συχνά στα επόμενα θεωρούμε συναρτήσεις f : N N αντί f : N k N l. Αυτό σε τίποτα δεν βλάπτει τη γενικότητα, και τα ίδια ισχύουν για τη γενικότερη περίπτωση. Πρόταση Εστω f : N N. (i) Αν το G(f) είναι αλγοριθμικό, η f είναι αλγοριθμική. Το αντίστροϕο γενικά δεν ισχύει. (ii) Αν όμως η f είναι ολική τότε ισχύει και το αντίστροϕο του (i) δηλαδή f αλγοριθμική G(f) αλγοριθμικό. Απόδειξη. (i) Εστω G(f) αλγοριθμικό με αλγόριθμο B. Εστω ο αλγόριθμος A: A(m) = { n αν B(m, n) = ναι, δεν ορίζεται αλλιώς. Ο A δουλεύει ως εξής: Δοθέντος m, εξετάζουμε διαδοχικά τις εξόδους B(m, 0), B(m, 1).... Για το πρώτο n που θα βρούμε (αν βρούμε) τέτοιο ώστε B(m, n) = ναι, θέτουμε A(m) = n. Ενδέχεται για κάποιο m, να μην υπάρχει n τέτοιο ώστε B(m, n) = ναι (σε περίπτωση που το G(f) είναι γράϕημα μερικής συνάρτησης), οπότε ο A δεν είναι ολικός. Είναι εύκολο να δούμε ότι ο A είναι αλγόριθμος για την f. Πράγματι, f(m) και f(m) = n (m, n) G(f) B(m, n) = ναι A(m) και A(m) = n. Άρα f αλγοριθμική. 9

10 (ii) Εστω ότι η f είναι ολική συνάρτηση. Η κατεύθυνση της ισοδυναμίας ισχύει λόγω του (i). Για το αντίστροϕο, έστω A ένας ολικός αλγόριθμός της f. Δηλαδή f(m) = n A(m) = n. Θεωρούμε τον εξής αλγόριθμο B με in(b) N 2 : B(m, n) = { ναι αν A(m) = n, όχι αν A(m) n. Αϕού ο A είναι ολικός και ο B είναι ολικός και προϕανώς B(m, n) = ναι (m, n) G(f), άρα G(f) αλγοριθμικό. (Αν η f δεν είναι ολική, ο A δεν είναι ολικός, και προϕανώς ο B δεν είναι ολικός, οπότε δεν μπορούμε να συμπεράνουμε την αλγοριθμικότητα του G(f).) QED. Ορισμός Ενα σύνολο X N k λέγεται αλγοριθμικά απαριθμήσιμο ή για συντομία α.α. (effectively enumerable ή listable), αν υπάρχει ναι/όχι αλγόριθμος A (όχι κατ ανάγκη ολικός) τέτοιος ώστε για κάθε x N k, x X A(x) καί A(x) = ναι. Παρατηρήστε ότι από την παραπάνω ισοδυναμία, x / X δεν συνεπάγεται A(x) = όχι, αλλά A(x) ή A(x) = όχι. Από τον ορισμό αυτό και τον ορισμό προκύπτει ότι κάθε αλγοριθμικό σύνολο είναι α.α. Διαισθητικά ένα α.α. σύνολο είναι μισο-αλγοριθμικό με την εξής έννοια: Πρόταση Το X N k είναι αλγοριθμικό αν και μόνον αν το X και το X (δηλ. το N k X) είναι α.α. Απόδειξη. Εστω X αλγοριθμικό. Από την Πρόταση 1.1.5, το X είναι επίσης αλγοριθμικό. Άρα (εξ ορισμού) τα X, X είναι α.α. Αντίστροϕα έστω ότι τα X, X είναι α.α. με αλγορίθμους π.χ. A, B αντίστοιχα. Θεωρήστε τον αλγόριθμο Γ: { ναι αν A(x) = ναι, Γ(x) = όχι αν B(x) = ναι. Προϕανώς ο Γ είναι ολικός αλγόριθμος για το X. QED Ο όρος αλγοριθμικά απαριθμήσιμο προέρχεται από μια ισοδύναμη περιγραϕή αυτών των συνόλων που συχνά χρησιμοποιείται και ως ορισμός τους. Προηγουμένως θα χρειαστεί για πρώτη ϕορά να μιλήσουμε για τον χρόνο αναμονής μέχρι να πάρουμε έξοδο σε μία είσοδο, μια έννοια θεμελιώδη στη θεωρία αλγορίθμων. Αν ο αλγόριθμος είναι ένα πρόγραμμα, τότε ο χρόνος αναμονής για την έξοδο A(x), είναι ο αριθμός των βημάτων που κάνει το πρόγραμμα μέχρι να υπολογίσει το A(x) 10

11 (υποθέτοντας ότι κάνει ένα βήμα ανά μονάδα χρόνου). Αυτή η έννοια του βήματος μπορεί να γίνει απόλυτα σαϕής στις διάϕορες τυποποιήσεις του αλγορίθμου, ιδίως στις μηχανές Turing. Σε κάθε αλγόριθμο A με in(a) = N k και out(a) N l, αντιστοιχεί ένας ολικός ναι/όχι αλγόριθμος T A με in(t A ) N k+l+1 που ορίζεται ως εξής: T A (x, y, z) = { ναι αν A(x) = y σε z βήματα, όχι αλλιώς, όπου η έκϕραση A(x) = y σε z βήματα σημαίνει: Ο αλγόριθμος A με είσοδο x δίνει έξοδο y το πολύ σε z βήματα. Θα ονομάζουμε τον T A αλγόριθμο αναμονής του A. Οτι ο A είναι ολικός (ακόμα κι όταν ο A δεν είναι ολικός) είναι ϕανερό απ τον ορισμό. Σε κάθε είσοδο (x, y, z) του T A, δεν έχουμε παρά να δώσουμε στον A είσοδο x και να περιμένουμε το πολύ z μονάδες χρόνου. Αν σ αυτό το διάστημα δεν έρθει απάντηση, ή ερθει και είναι διάϕορη του y, ο T A απαντά όχι, αλλιώς απαντά ναι. Προϕανώς ισχύει για κάθε x A(x) = y ( z)(t A (x, y, z) = ναι). (1) Αν ο A είναι ναι/όχι αλγόριθμος, ο T A είναι απλούστερος. Συγκεκριμένα ορίζουμε: Οπότε η (1) γίνεται T A (x, z) = { ναι αν A(x) = ναι σε z βήματα, όχι αλλιώς. A(x) = ναι ( z)(t A (x, z) = ναι). (2) Πρόταση Το X N k είναι α.α. αν και μόνον αν είναι πεδίο τιμών μιας ολικής αλγοριθμικής συνάρτησης f : N N k. Απόδειξη. Για απλότητα έστω X N (η απόδειξη για το N k δεν έχει καμμιά διαϕορά) και έστω X = rng(f), όπου f : N N ολική αλγοριθμική. Μ άλλα λόγια X = {f(0), f(1),...}. Ο προϕανής αλγόριθμος A για το X είναι: Δοθέντος x N, έλεγξε αν x = f(0), αν x = f(1),..., x = f(n),.... (Επειδή f ολική αλγοριθμική, το f(n) υπολογίζεται πάντα.) Αν για κάποιο n, x = f(n) ο αλγόριθμος απαντά ναι. Αλλιώς δεν απαντά. Δηλαδή: A(x) = { ναι αν ( n)(x = f(n)), δεν ορίζεται αλλιώς. Προϕανώς x X A(x) και A(x) = ναι. Άρα το X είναι α.α. Αντίστροϕα, έστω X N α.α. και A ένας αλγόριθμός του. Θέλουμε να βρούμε ολική αλγοριθμική f : N N τέτοια ώστε X = rng(f). Η πρώτη σκέψη θα ήταν 11

12 να εισάγουμε ένα-ένα τα 0, 1,..., n,... στον A και να περιμένουμε τις εξόδους A(0), A(1),..., A(n),.... Κάθε ϕορά που θα έρχεται μία έξοδος A(k) = ναι, και με τη σειρά που έρχεται, να βάζουμε το k στην αντίστοιχη θέση μιας ακολουθίας x 0, x 1,..., x n,.... Οπότε, αν f(n) = x n, X = rng(f) και f είναι ολική αλγοριθμική. Η σκέψη είναι σωστή γενικά, μόνο που για κάθε k N δεν ξέρουμε πόσο χρόνο πρέπει να περιμένουμε για να πάρουμε απάντηση (διότι μπορεί να μην πάρουμε ποτέ απάντηση). Γιά κάθε είσοδο k στον A, πρέπει να εξαντλήσουμε όλες τις δυνατές χρονικές αναμονές και σ αυτό είναι χρήσιμος ο αλγόριθμος αναμονής T A του A. Από την (2) πιο πάνω έχουμε ότι T A (m, n) = ναι σημαίνει ότι A(m) = ναι το πολύ σε n βήματα. Άρα αρκεί να τροϕοδοτήσουμε τον T A με όλα τα ζεύγη (m, n) της μορϕής m n με την εξής σειρά: (0, 0), (0, 1), (1, 1), (0, 2), (1, 2), (2, 2), κλπ. Κάθε ϕορά που για το ζεύγος (m, n) έρχεται απάντηση ναι, και με τη σειρά που έρχεται, βάζουμε το m στην αντίστοιχη θέση της σχηματιζόμενης ακολουθίας x 0, x 1,.... Μ αυτόν τον τρόπο αν m X, όσο χρόνο και να πάρει για την απάντηση του A(m), ο αλγόριθμος θα το συλλάβει. Εστω ότι η απάντηση έρχεται σε χρόνο k. Αν k m, το ζεύγος (m, k) in(t A ) και T A (m, k) =ναι. Αν k < m, τότε προϕανώς T A (m, m) =ναι (αϕού η απάντηση έρχεται σε m βήματα). Άρα σε κάθε περίπτωση το m θα συμπεριληϕθεί στα στοιχεία της ακολουθίας. Συνεπώς X = {x 0, x 1,...} και αν f(n) = x n, f ολική αλγοριθμική και X = rng(f). Αν θέλει κανείς να είναι πιο αυστηρός, η f ορίζεται επαγωγικά ως εξής: f(n) = m, αν υπάρχει k τέτοιο ώστε T A (m, k)=ναι και το ζεύγος (m, k) είναι το n-οστό μ αυτήν την ιδιότητα στην παραπάνω διάταξη των ζευγών. QED Η διάταξη των ζευγών (m, n), με m n στην πιο πάνω απόδειξη μπορεί να γραϕεί και ως εξής: (0, 0) (0, 1), (1, 1) (0, 2), (1, 2), (2, 2) (0, 3), (1, 3), (2, 3), (3, 3)... Δηλαδή η αναζήτηση γίνεται από πάνω προς τα κάτω και από αριστερά προς τα δεξιά. Λόγω του σχήματος, οι αλγόριθμοι αναζήτησης κατά μήκος αυτής της διάταξης είδους λέγονται ουρές περιστεριού (dovetailing) και θα χρησιμοποιηθούν αρκετές ϕορές στη συνέχεια. Τη διάταξη επίσης αυτή των ζευγών (m, n), m n, ((0, 0), (1, 0), (1, 1),...) θα τη λέμε ουρά περιστεριού και θα την παριστάνουμε < DT. Αυστηρά μιλώντας η διάταξη των παραπάνω ζευγών ορίζεται ώς εξής: 12

13 (x, y) < DT (z, u) (y < u) ή (y = u και x < z). 1 Πρόταση Εστω f : N N. Η f είναι αλγοριθμική αν και μόνον αν το G(f) είναι α.α. Απόδειξη. Εστω f : N N αλγοριθμική και έστω A ένας αλγόριθμός της. Θεωρούμε τον αλγόριθμο B: { ναι αν A(m) και A(m) = n B(m, n) = δεν ορίζεται αλλιώς. Προϕανώς ο B είναι αλγόριθμος για το G(f), δηλ. (m, n) G(f) B(m, n) και B(m, n) = ναι. Άρα G(f) α.α. Αντίστροϕα, έστω B αλγόριθμος για το G(f). Εστω T B ο αλγόριθμος αναμονής του B, με εισόδους ((m, n), k). Τότε { n, αν ( k)(tb ((m, n), k) = ναι), f(m) = δεν ορίζεται, αλλιώς. Συνεπώς ένας αλγόριθμος για την f είναι ο εξής A: { n αν ( k)(tb ((m, n), k) = ναι), A(m) = δεν ορίζεται αλλιώς. Ο A είναι η εξής ουρά περιστεριού: Εστω (0, 0), (0, 1), (1, 1),..., η διάταξη < DT των ζευγών (n, k) με n k. Γιά κάθε m N, εισάγουμε στον T B μία-μία τις εισόδους (m, 0, 0), (m, 0, 1), (m, 1, 1) κλπ. Για το πρώτο (n, k) για το οποίο T B ((m, n), k) και T B ((m, n), k) = ναι, γράϕουμε A(m) = n. Αλλιώς A(m). Προϕανώς ο A είναι αλγόριθμος για τη f. QED Εκτός από αυτή της Πρότασης 1.1.9, υπάρχουν κι άλλες ισοδύναμες περιγραϕές των α.α. συνόλων. Πρόταση Εστω X N άπειρο. Τα παρακάτω είναι ισοδύναμα: (α) Το X είναι α.α. (β) Το X είναι πεδίο τιμών μιας αλγοριθμικής συνάρτησης. (γ) Το X είναι πεδίο ορισμού μιας αλγοριθμικής συνάρτησης. (δ) Το X είναι πεδίο τιμών μιας ολικής 1-1 αλγοριθμικής συνάρτησης. 1 Φυσικά αντί για τη διάταξη < DT μπορεί κανείς να πάρει μια οποιαδήποτε διάταξη όλων των ζευγών (m, n) υπό μορϕή ακολουθίας και να τα εξετάσει ένα-ένα. Π.χ. μπορεί να διατάξει τα (m, n) ως εξής: (0, 0), (0, 1), (1, 0)(0, 2), (1, 1), (2, 0), (0, 3),.... Απλώς η διάταξη είναι οικονομικότερη, αϕού περιλαμβάνει τα μισά μόνο από τα ζεύγη του N 2. 13

14 Απόδειξη. (α) (β): Αυτό έπεται αμέσως από την Πρόταση (β) (γ): Εστω X = rng(f), όπου f αλγοριθμική, με αλγόριθμο A. Θέλουμε να ορίσουμε ένα είδος αντίστροϕου αλγορίθμου B, δηλαδή, αν B(m) = n, τότε A(n) = m. Επειδή η f δεν είναι κατ ανάγκη 1-1, χρησιμοποιούμε τον αλγόριθμο αναμονής T A του A. Ο B είναι η εξής ουρά περιστεριού: Δοθέντος m, τροϕοδοτούμε τον T A διαδοχικά με τις τριάδες (n, m, k), για όλα τα ζεύγη (n, k) με n k, διατεταγμένα με τη διάταξη DT που ορίστηκε πιο πάνω. Αν (n, k) είναι το ελάχιστο ζεύγος στην παραπάνω διάταξη για το οποίο T A (n, m, k) = ναι (αν υπάρχει τέτοιο ζεύγος), θέτουμε B(m) = n. Διαϕορετικά B(m). Συνοπτικά ο B γράϕεται: n αν k T A (n, m, k) = ναι και (n, k) είναι το ελάχιστο ζεύγος B(m) = στην διάταξη < DT μ αυτή την ιδιότητα, δεν ορίζεται αλλιώς Προϕανώς αν B(m) = n, τότε A(n) = m. Συνεπώς αν g είναι η συνάρτηση που ορίζει ο B, τότε dom(g) rng(f). Αλλά και αντίστροϕα, αν m rng(f), τότε T A (x, m, y)=ναι για κάποιο ζεύγος (x, y). Άρα αν (n, k) είναι το ελάχιστο τέτοιο ζεύγος στη διάταξη DT, τότε B(m) = n, δηλαδή g(m) = n, και συνεπώς m dom(g). Οπότε dom(g) = rng(f) = X. (γ) (α): Εστω X = dom(f), όπου f αλγοριθμική με αλγόριθμο A. Θεωρήστε τον αλγόριθμο B: { ναι αν A(n), B(n) = δεν ορίζεται αλλιώς Τότε n X n dom(f) A(n) B(n) και B(n) = ναι. Άρα X α.α. (δ) (α): Άμεσο από την Πρόταση (α) (δ): Πάλι άπό την Πρ υποθέτουμε ότι X = rng(f), όπου f ολική αλγοριθμική. Θέλουμε να βρούμε 1-1 ολική αλγοριθμική g τέτοια ώστε X = rng(g). Η g ορίζεται ως εξής: g(0) = f(0) και g(n + 1) = f(m), όπου m είναι ο ελάχιστος x για τον οποίο f(x) / {g(0),..., g(n)}. [Συνοπτικότερα η τελευταία σχέση γράϕεται με τη χρήση του τελεστού ελαχιστοποίησης µ ως εξής: g(n + 1) = f((µx)[f(x) / {g(0),..., g(n)}]).] Επειδή το X = rng(f) είναι άπειρο (εδώ μας χρειάζεται η απειρότητα του X), για κάθε n, X {g(0),..., g(n)} =, άρα πάντα θα υπάρχει x τέτοιο ώστε f(x) / {g(0),..., g(n)}, και συνεπώς η g ορίζεται σ όλο το N. Προϕανώς η g είναι αλγοριθμική, 1-1 και rng(g) = rng(f) = X (αποδείξτε το τελευταίο). QED 14

15 Ο καλύτερος χαρακτηρισμός που δώσαμε μέχρι τώρα για τα (άπειρα) α.α. συνολα X N είναι ότι αποτελούν πεδίο τιμών μιας ολικής 1-1 αλγοριθμικής f : N N. Μήπως μπορούμε να βελτιώσουμε τον χαρακτηρισμό, και να έχουμε π.χ. αύξουσα f αντί για 1-1; Η απάντηση είναι όχι. Αν αντικαταστήσουμε την συνθήκη 1-1 με αύξουσα παίρνουμε αλγοριθμικά σύνολα και όχι απλώς α.α. Θυμίζουμε ότι η f : N N λέγεται αύξουσα αν m < n f(m) f(n) και αυστηρά αύξουσα αν m < n f(m) < f(n). Κατ αρχήν έχουμε το ακόλουθο. Πρόταση Αν X N αλγοριθμικό, υπάρχει f : N N ολική αλγοριθμική και αύξουσα, τέτοια ώστε X = rng(f). Αν το X είναι άπειρο, η παραπάνω f είναι αυστηρά αύξουσα. (Μ άλλα λόγια, κάθε άπειρο αλγοριθμικό X N έχει μία αλγοριθμική γνησίως αύξουσα απαρίθμηση των στοιχείων του.) Απόδειξη. Εστω X N αλγοριθμικό. Ορίζουμε: f(0) = ελάχιστο στοιχείο του X, f(n + 1) = ελάχιστο στοιχείο του X {f(0),..., f(n)} αν X {f(0),..., f(n)} =, = f(n) αλλιώς. Επειδή X αλγοριθμικό είναι εύκολο να δούμε ότι η f είναι ολική αλγοριθμική. [Παρατηρήστε ότι για X αλγοριθμικό η ιδιότητα x ελάχιστο στοιχείο του X είναι αλγοριθμική. Δεν συμβαίνει το ίδιο αν το X είναι α.α.] Επίσης η f είναι αύξουσα και X = rng(f). Τέλος, ο μόνος λόγος για να μην είναι η f αυστηρά αύξουσα, θα ήταν το X να είναι πεπερασμένο. QED Ισχύει και το αντίστροϕο του προηγουμένου. Προηγουμένως χρειαζόμαστε το εξής απλό: Λήμμα Αν η f : N N είναι αυστηρά αύξουσα, τότε f(n) n για κάθε n N. Απόδειξη. Με επαγωγή στο n. Προϕανώς f(0) 0. Εστω f(n) n. Από την υπόθεση f(n + 1) > f(n). Άρα f(n + 1) > f(n) n, οπότε f(n + 1) n + 1. QED Πρόταση Αν η f : N N είναι αυστηρά αύξουσα, το X = rng(f) είναι αλγοριθμικό. Απόδειξη. Οπως έχουμε δει, n X ( m)(f(m) = n). Ομως από το προηγούμενο Λήμμα, f(m) m, δηλαδή αν f(m) = n τότε m n. Άρα η παραπάνω ισοδυναμία γράϕεται στην περίπτωση που η f είναι αυστηρά αύξουσα: n X ( m n)(f(m) = n). 15

16 Αυτό σημαίνει ότι για να ελέγξουμε αν n X, αρκεί να ελέγξουμε μόνο αν n = f(0), n = f(1),..., n = f(n) (δηλαδή η αναζήτηση είναι ϕραγμένη). Αυτό προϕανώς συνιστά ολικό ναι/όχι αλγόριθμο για το ερώτημα n X;. QED Από τις Προτάσεις και προκύπτει το ακόλουθο: Πόρισμα Ενα άπειρο X N είναι αλγοριθμικό αν και μόνον αν έχει μία αυστηρά αύξουσα απαρίθμηση (είναι πεδίο τιμών μιας αύστηρά αύξουσας f : N N). Ασκήσεις Δείξτε ότι το σύνολο των αλγοριθμικών υποσυνόλων του N (ή του N k ) είναι κλειστό ως προς ένωση, τομή, συμπλήρωμα και καρτεσιανό γινόμενο Δείξτε ότι αν τα X, Y είναι α.α., το ίδιο είναι και τα X Y, X Y, X Y Αν X N αλγοριθμικό και f : N N ολική αλγοριθμική, τι συμπεραίνετε για τα σύνολα f(x) = {f(x) : x X} και f 1 (X) = {x : f(x) X}; Εστω X n, n N, αλγοριθμικά σύνολα. Είναι το n X n αλγοριθμικό; Δείξτε ότι κάθε άπειρο α.α.σύνολο X N περιέχει ένα αλγοριθμικό υποσύνολο. (Χρησιμοποιήστε το Πόρισμα ) Περιγράψτε τον ολικό αλγόριθμο της συνάρτησης f που απαριθμεί το X στην απόδειξη της πρότασης Αν f, g ολικές αλγοριθμικές και το σύνολο X ορίζεται από τη σχέση δείξτε ότι το X είναι αλγοριθμικό. n X ( x g(n))(f(x) = 0), Δείξτε ότι το X N είναι α.α. αν και μόνον αν υπάρχει αλγοριθμικό Y N 2 τέτοιο ώστε για κάθε x N, x X ( n)((n, x) Y ) Δείξτε ότι συνάρτηση g που ορίστηκε στην απόδειξη της πρότασης έχει το ίδιο πεδίο τιμών με την f, δηλαδή rng(g) = rng(f) = X. 1.2 Αλγοριθμικοί ισομορϕισμοί Εστω X N k και Y N l. Μία ολική συνάρτηση f : X Y λέγεται αλγοριθμικός ισομορϕισμός (α.ι. για συντομία) αν είναι αλγοριθμική, 1-1 και επί. Αν περιοριστούμε σε συναρτήσεις f : N k N k είναι εύκολο να δει κανείς ότι η σύνθεση α.ι. είναι α.ι., η αντίστροϕη α.ι. είναι α.ι. και ϕυσικά η ταυτοτική απεικόνιση είναι α.ι. Άρα το σύνολο 16

17 των α.ι. στο N k είναι μια ομάδα. Πρώτα όμως πρέπει να βεβαιώσουμε την ύπαρξη μη τετριμμένων α.ι. Η παρακάτω πρόταση είναι πολύ παλιά (οϕείλεται στον Cantor) και δίνει έναν α.ι. μεταξύ του N και του N 2. Πρόταση Η συνάρτηση J : N 2 N που ορίζεται από τη σχέση J(m, n) = (m + n)(m + n + 1) 2 + m είναι α.ι. Επίσης υπάρχουν ολικές αλγοριθμικές K : N N, L : N N έτσι ώστε για κάθε q, (K(q), L(q)) = J 1 (q). Απόδειξη. Γράϕουμε τα στοιχεία του N 2 υπό μορϕή άπειρου πίνακα ως εξής: (0, 0) (0, 1) (0, 2) (0, 3) (1, 0) (1, 1) (1, 2) (2, 3) (2, 0) (2, 1) (2, 2) (2, 3) (3, 0) (3, 1) (3, 2) (3, 3) Κατόπιν απαριθμούμε τα στοιχεία του πίνακα κινούμενοι κατά μήκος των διαγωνίων από ΒΑ προς ΝΔ, δηλαδή ως εξής: (0, 0), (0, 1), (1, 0), (0, 2), (1, 1), (2, 0),.... Κάθε διαγώνιος περιέχει ζεύγη με άθροισμα στοιχείων σταθερό. Αν σε μια διαγώνιο υπάρχουν ζεύγη (m, n) με m+n = k, τότε η διαγώνιος έχει k +1 στοιχεία. Συνεπώς αν το ζεύγος (m, n) κατέχει την q-οστή θέση στην παραπάνω ακολουθία, τότε q = (m+n)+m = (m+n)(m+n+1) 2 +m. Αυτό δείχνει ότι η απεικόνιση J(m, n) παρέχει ακριβώς τη θέση του ζεύγους (m, n) στην πιο πάνω απαρίθμηση, άρα είναι 1-1 και επί. Αν J(m, n) = q, τότε (m, n) = J 1 (q). Τα m, n μπορούν να ανακτηθούν από το q με αλγοριθμικό τρόπο. Αν θέσουμε m + n = s, τότε εύκολα βλέπουμε ότι πρέπει s(s+1) 2 q < (s+1)(s+2) 2. Δοθέντος q, υπάρχει μοναδικό s μ αυτή την ιδιότητα, το οποίο προϕανώς υπολογίζεται αλγοριθμικά. Τότε όμως m = q s(s+1) 2 και n = s m. Άρα αρκεί να θέσουμε K(q) = q s(s+1) 2 και L(q) = s K(q). QED Με τη βοήθεια της J μπορούμε να ορίσουμε για κάθε k 2 έναν α.ι. J k : N k N. Οι J k ορίζονται επαγωγικά ως εξής: J 2 = J, J k+1 (x 1,..., x k+1 ) = J(x 1, J k (x 2,..., x k+1 )). Επαγωγικά αποδεικνύεται ότι κάθε J k είναι α.ι. Τέλος αν N <ω = k 2 Nk είναι το σύνολο όλων των πεπερασμένων ακολουθιών ϕυσικών αριθμών μήκος 2, ορίζουμε 17

18 J ω : N <ω N ως εξής: Γιά κάθε n 2 και κάθε (x 1,..., x n ) N n, J ω (x 1,..., x n ) = J(n, J n (x 1,..., x n )). Εύκολα αποδεικνύεται (δες ασκήσεις) ότι η J ω είναι 1-1 και επί. [Μπορούμε αν θέλουμε να συμπεριλάβουμε στο N <ω και τις ακολουθίες μήκους 1, δηλαδή να θεωρήσουμε N <ω = k 1 Nk, αντί N <ω = k 2 Nk. Τότε η J ω πρέπει να τροποποιηθεί ελαϕρά για να είναι επί του N. Κάντε το ώς άσκηση.] Οπως και στην περίπτωση του J, αποδεικνύεται ότι για κάθε k υπάρχουν αλγοριθμικές K i : N N, 1 i k, τέτοιες ώστε για κάθε q N, (K 1 (q),..., K k (q)) = Jk 1 (q). Με τη βοήθεια των J k, μία συνάρτηση f : N k N l μπορεί να μετατραπεί σε μία συνάρτηση g : N N, θέτοντας g = J l f Jk 1 με την εξής έννοια: Η f είναι (ολική) αλγοριθμική αν και μόνον αν η g είναι ολική αλγοριθμική. Ασκήσεις Δείξτε ότι οι συναρτήσεις J n, n 2 και J ω είναι 1-1 και επί Δείξτε αλγεβρικά ότι η J είναι Βρείτε τα J 1 (147) και J 1 3 (223) Δείξτε ότι το X N k είναι α.α. αν και μόνον αν το J k (X) είναι α.α Εστω f : N N. Γιά κάθε k 1, έστω f (k) : N k N η συνάρτηση που ορίζεται ως εξής: f (k) (x 1,..., x k ) = (f(x 1 ),..., f(x k )). Οι f (k) λέγονται συναρτήσεις επαγόμενες από την f. Δείξτε ότι αν η f είναι α.ι., το ίδιο είναι και οι επαγόμενες από αυτή Εστω G k η ομάδα των α.ι. του N k. Αν G (k) 1 = {f (k) : f G 1 }, δείξτε ότι η G (k) 1 είναι υποομάδα της G k. 1.3 Αλϕάβητα, λέξεις, κωδικοποιήσεις Αυτό που κάνουν οι συναρτήσεις J n της 1.2 είναι να πακετάρουν την πληροϕορία που υπάρχει στην n-άδα (x 1,..., x n ) σ ένα μοναδικό στοιχείο του N J n (x 1,..., x n ). Και ϕυσικά με τρόπο που να μπορεί να ξεπακεταριστεί, δηλαδή να επιστρέψουμε από τον αριθμό στη n-άδα. Τέτοιες αλγοριθμικές και αντιστρέψιμες διαδικασίες αντιπροσώπευσης ενός αντικειμένου πεπερασμένου τύπου από ένα άλλο λέγονται κωδικοποιήσεις. Π.χ. κάθε αλγοριθμικός ισομορϕισμός f : X Y είναι μια κωδικοποίηση των στοιχείων του X με στοιχεία του Y. Το f(x) λέγεται κώδικας του x. Η αντίστροϕη 18

19 αντιστοιχία f(x) x λέγεται αποκωδικοποίηση. Ειδικά οι κωδικοποιήσεις ζευγών ϕυσικών αριθμών με ένα ϕυσικό αριθμό, δηλαδή οι ολικές αλγορθμικές 1-1 συναρτήσεις f : N 2 N (όχι κατ ανάγκη επί), λέγονται συναρτήσεις ζεύγους (pairing functions). Η J(m, n) = (m+n)(m+n+1) 2 που είδαμε παραπάνω είναι μία τέτοια, αλλά δεν είναι η μόνη. Άλλες συναρτήσεις ζεύγους είναι οι εξής: G 2 (m, n) = 2 m 3 n, h(m, n) = 2 m+n n+1, e(m, n) = 2 m (2n + 1). Η G 2 γενικεύεται στην G k : N k N ως εξής: Αν p n, είναι ο n-οστός πρώτος αριθμός, θέτουμε G k (x 1,..., x k ) = p x 1 1 px k k = Πk i=1p x i i. (Η αρίθμηση μιας ακολουθίας γίνεται άλλοτε ξεκινώντας από το 1, x 1, x 2,..., κι άλλοτε ξεκινώντας από το 0, x 0, x 1,.... Ετσι και για τους πρώτους, άλλοτε γράϕουμε p 1, p 2,..., όπου p 1 = 2, κι άλλοτε p 0, p 1,..., όπου p 0 = 2. Η διαϕορά δεν είναι ουσιαστική.) Η G k είναι κωδικοποίηση (όχι επί) των στοιχείων του N k. Η G k είναι καλύτερη από την J k από την άποψη ότι ο ορισμός της είναι πιο άμεσος και απλός από εκείνον της J k. (Για να υπολογίσουμε το J k (x) πρέπει πρώτα να υπολογίσουμε μια ακολουθία J 2 (x 2 ), J 3 (x 3 ),..., J k 1 (x k 1 ).) Παρατηρήστε ότι η συγκεκριμένη κωδικοποίηση αξιοποιεί το θεμελιώδες θεώρημα της Θεωρίας Αριθμών, ότι κάθε ακέραιος έχει μονοσήμαντη ανάλυση σε γινόμενο πρώτων. Επίσης για την κωδικοποίηση των στοιχείων του N <ω, είδαμε ήδη τη συνάρτηση J ω, όμως και πάλι μια παραλλαγή των παραπάνω G k είναι προτιμότερη. Ορίζουμε την G : N <ω N ως εξής: Γιά κάθε n N και κάθε x 1,..., x n, G(x 1,..., x n ) = Π n i=1p x i+1 i. Η συνάρτηση G οϕείλεται στον K. Gödel και συχνά ο G(x 1,..., x n ) αναϕέρεται ως αριθμός Gödel της n-άδας (x 1,..., x n ). Ο λόγος για τον οποίο στον πιο πάνω ορισμό βάζουμε p x i+1 i αντί για p x i i, είναι για να κάνουμε την G 1-1. Αλλιώς θα είχαμε π.χ. G(2, 5, 1) = G(2, 5, 1, 0) = G(2, 5, 1, 0, 0) =. Το ίδιο πράγμα μπορεί να επιτευχθεί και διαϕορετικά. Π.χ. να θέσουμε G(x 1,..., x n ) = 2 n Π n+1 i=2 px i 1 i (δες [3], σελ. 23). Συχνά αντί για G(x 1,..., x n ) χρησιμοποιείται ο συμβολισμός x 1,..., x n, ο οποίος έχει το πλεονέκτημα να είναι πιο διαϕανής και αναγνώσιμος σε επανειλημμένες κωδικοποιήσεις της μορϕής π.χ. x, y 1,..., y n, z, το οποίο αλλιώς γράϕεται G(x, G(G(y 1,..., y n ), z)). Οι αντίστροϕες συναρτήσεις της γράϕονται () i, δηλαδή x 1,..., x n = y i n (y) i = x i 19

20 (δες άσκηση παρακάτω). Θα μπορούσαμε να ταυτίσουμε τις κωδικοποιήσεις με τους αλγοριθμικούς ισομορ- ϕισμούς αν περιοριζόμασταν σε στοιχεία των συνόλων N k. Ομως η κωδικοποίηση είναι γενικότερη έννοια και εϕαρμόζεται σε μεγαλύτερη ποικιλία συνόλων. Π.χ. το σύστημα Morse που χρησιμοποιούνταν παλιότερα στις επικοινωνίες, κωδικοποιεί τα γράμματα του αλϕαβήτου μιας ϕυσικής γλώσσας, όπως η Αγγλική ή η Ελληνική, με ακολουθίες από τελείες και παύλες. Λόγου χάρη ο κώδικας του S είναι τρείς τελείες, και ο κώδικας του O τρείς παύλες. Π.χ η ακολουθία / / σημαίνει SOS. Γενικότερα η κωδικοποίηση λέξεων και ϕράσεων μιας γλώσσας (συνήθως μιας μαθηματικής γλώσσας με κώδικες ϕυσικούς) αποδείχτηκε ότι έχει τεράστια σημασία για τα μαθηματικά. Είδη στην Εισαγωγή αναϕέρθηκε ότι κάθε μη κενό, το πολύ αριθμήσιμο σύνολο Σ, μπορεί να θεωρηθεί αλϕάβητο μιας γλώσσας. Τα στοιχεία του Σ είναι τα σύμβολα του αλϕαβήτου. Οι λέξεις (ή ϕράσεις) είναι ορισμένες πεπερασμένες ακολουθίες συμβόλων που υπακούουν στους κανόνες σχηματισμού (formation rules) της γλώσσας. Π.χ. το αλϕάβητο της Ελληνικής είναι το Σ = {α, β,..., ω} {κόμμα, τελεία, διάστημα, ερωτηματικό, κλπ} καί μία λέξη (ϕράση) είναι η ακολουθία Δεν μπορώ σήμερα, να έρθω αύριο; Οι αριθμοί του δεκαδικού συστήματος είναι λέξεις του αλϕαβήτου Σ = {0, 1,..., 9}. Οι αριθμοί του δυαδικού συστήματος είναι λέξεις του αλϕαβήτου Σ = {0, 1}. Στο πρώτο παράδειγμα, η γλώσσα έχει πολύπλοκους κανόνες σχηματισμού, με αποτέλεσμα πολλές ακολουθίες συμβόλων να μην είναι λέξεις (π.χ. οι ακολουθίες κχαϕλ ή σπίτι βασικός θά ). Στο δευτερο και τρίτο παράδειγμα όμως κάθε πεπερασμένη ακολουθία a 1 a 2 a n, όπου a i {0, 1,..., n} ή a i {0, 1}, είναι αριθμός (λέξη) του δεκαδικού ή δυαδικού συστήματος αντίστοιχα. Σ αυτές τις περιπτώσεις οι λέξεις ταυτίζονται με τις πεπερασμένες ακολουθίες συμβόλων του Σ και το σύνολό τους το συμβολίζουμε με Σ. Το Σ είναι η ελεύθερη ημιομάδα με γεννήτορες τα στοιχεία του Σ. Αν τώρα Σ = {a 1, a 2,...} είναι μια αρίθμηση του Σ και θεωρήσουμε τον ϕυσικό αριθμό n κώδικα του a n, οι λέξεις μετρέπονται σε πεπερασμένες ακολουθίες του N, δηλαδή στοιχεία του N <ω. Ετσι η κωδικοποίηση των λέξεων του Σ, ανάγεται σε κωδικοποίηση των στοιχείων του N <ω, η οποία όπως είδαμε πιο πάνω είναι εϕικτή μέσω της J ω ή της συνάρτησης Gödel G. Ετσι για κάθε λέξη a i1 a in, μπορούμε να θέσουμε G(a i1 a in ) = G(i 1,, i n ) = Π n k=1p i k+1 k. Η κωδικοποίηση μη αριθμητικών εννοιών, όπως οι λέξεις μιας γλώσσας, με αριθμούς λέγεται συχνά και αριθμητικοποίηση ή αριθμοποίηση (arithmetization). Με τόν τον παραπάνω τρόπο όλη η σύνταξη μιας γλώσσας μπορεί να αριθμοποιηθεί, δηλαδή να εκϕρασθεί με αριθμούς και σχέσεις μεταξύ αυτών. Αυτές οι κωδικοποιητικές ικανότητες του N κάνουν την αντίστοιχη θεωρία που το εκϕράζει, δηλαδή τη Θεωρία της Αριθμητικής του Peano (PA), ή, όπως, είναι ευρύτερα γνωστή, τη Θεωρία Αριθμών, 20

21 να είναι μια θεωρία-κλειδί: Αν Τ είναι μια θεωρία στην οποία μπορούμε να ορίσουμε τους ϕυσικούς αριθμούς και να αποδείξουμε τις βασικές τους ιδιότητες, (δηλαδή αν ΡΑ T), τότε (μέσω της κωδικοποίησης της γλώσσας της Τ με αριθμούς), η Τ μπορεί να μιλήσει για να τον εαυτό της και να πει μια πρόταση την οποία δεν μπορεί να αποδείξει. Αυτό είναι το 1ο Θεώρημα μη πληρότητας του Gödel. Στην απόδειξή του ρόλο-κλειδί παίζει η αριθμητικοποίηση της γλώσσας. Ασκήσεις Εστω n 2 ένας ϕυσικός, και έστω N n = {0, 1,..., n 1}. Θεωρώντας το N n αλϕάβητο, κάθε λέξη του N n παριστά ένα στοιχείο του N στο n-αδικό σύστημα. Συγκεκριμένα, αν x 1,..., x k N n, η λέξη x 1 x k παριστά τον αριθμό Είναι η απεικόνιση x 1 n k 1 + x 2 n k x k 1 n + x k = Σ k i=1x i n k i. 1-1; Είναι επί; Είναι κωδικοποίηση; N n x 1 x k Σ k i=1x i n k i N (3) Στην προηγούμενη άσκηση πάρτε στη θέση του συνόλου N n = {0, 1,..., n 1}, το σύνολο N n = {1,..., n} και δείξτε ότι η είναι τώρα 1-1 και επί. N n x 1 x k Σ k i=1x i n k i N {0} (4) 2 Πρώτη τυποποίηση των αλγοριθμικών συναρτήσεων: Αναδρομικές συναρτήσεις Δύο είναι οι βασικές τυποποιήσεις (δηλαδή μαθηματικοποιήσεις) της εμπειρικής έννοιας του αλγορίθμου: Η μία μέσω των αναδρομικών συναρτήσεων και η άλλη μέσω των μηχανών Turing. Σ αυτό το κεϕάλαιο θα μιλήσουμε για τις αναδρομικές συναρτήσεις. Με τις μηχανές Turing θα ασχοληθούμε στο επόμενο. 2.1 Περί αναδρομής γενικά Αναδρομή (recursion), χονδρικά, λέγεται η επαναληπτική εϕαρμογή ενός κανόνα, ό- που σε κάθε βήμα (εκτός του πρώτου) χρησιμοποιούμε σαν είσοδο (input) την έξοδο (output) του προηγουμένου. Στις ακολουθίες για παράδειγμα, εκτός από εκείνες που ορίζονται με έναν αναλυτικό τύπο (π.χ. a n = n+1 n, a n = (1 + 1 n )n ), έχουμε εκείνες 21

22 που ορίζονται αναδρομικά, δηλαδή ο n-οστός όρος a n είναι συνάρτηση του a n 1, ή των a n 1 και a n 2 κλπ. Π.χ. οι ακολουθίες a 0 = 3, a n+1 = 3a n, a 0 = 1, a 1 = 2, a n+1 = a n + a n 1. 2 Θυμούμενοι ότι η ακολουθία είναι μια συνάρτηση με f(n) = a n, το τελευταίο σχήμα γράϕεται f(n) + f(n 1) f(0) = 1, f(1) = 2, f(n + 1) =. 2 Δηλαδή σε κάθε βήμα εκτός των δύο πρώτων χρησιμοποιούμε τις εξόδους των βημάτων n 1 και n ως εισόδους στο βήμα n + 1. Θεωρούμε δε τη συγκεκριμένη f αλγοριθμική, επειδή το f(n+1) παράγεται από τα f(n 1), f(n) μέσω πρόσθεσης και η πρόσθεση είναι προϕανώς αλγοριθμική. Ομως μπορούμε να δούμε ότι η και η συνάρτηση f : N 2 N, όπου f(x, y) = x + y, είναι επίσης αναδρομική. Ορίζεται με το σχήμα: f(x, 0) = x, f(x, y + 1) = f(x, y) + 1. Εδώ, θεωρώντας το x παράμετρο, υπολογίζουμε το f(x, y +1) μέσω του f(x, y) και της συνάρτησης διαδοχής x x + 1. Είναι η τελευταία αναδρομική; Η x x + 1 είναι απ τις πιο απλές αλγοριθμικές συναρτήσεις στο N, δεν ανάγεται σε άλλες απλούστερες, γι αυτό δεχόμαστε εξ ορισμού ότι είναι αναδρομική. Ομοια οι συναρτήσεις x y και x y είναι αναδρομικές αναγόμενες στις + και αντίστοιχα. Αναδρομικός ορισμός της g(x, y) = x y: g(x, 0) = 0, g(x, y + 1) = g(x, y) + x. (Αναδρομή με τη βοήθεια της + που είναι ήδη αναδρομική.) Αναδρομικός ορισμός της h(x, y) = x y : h(x, 0) = 1, h(x, y + 1) = h(x, y) x. (Αναδρομή με τη βοήθεια της που είναι ήδη αναδρομική.) Αν θέλαμε να δώσουμε το κύριο γνώρισμα της αναδρομής, θα μπορούσαμε να πούμε ότι είναι η επανάληψη, ένα γνώρισμα πολύ κοινό στις μηχανικές διαδικασίες. Θα δούμε παρακάτω ότι κατά μία έννοια η αναδρομή μπορεί να αναχθεί πλήρως στη επανάληψη. 2.2 Βασικές αναδρομικές συναρτήσεις (primitive recursive functions) Η αναδρομή, χωρίς να εξαντλεί, όπως θα δούμε, την αλγοριθμικότητα, αποτελεί μια πολύ σημαντική συνιστώσα της. Τα παραδείγματα που είδαμε πιο πάνω θα τα συμπεριλάβουμε σε ένα γενικό Σχήμα Βασικής Αναδρομής. 22

23 Ορισμός (Σχήμα Βασικής Αναδρομής) Εστω f : N k+1 N, όπου γράϕουμε f(x, y), το διάνυσμα x έχει μήκος k, και παίζει το ρόλο παραμέτρων. Εστω επίσης g : N k N και h : N k+2 N. Θα λέμε ότι η f παράγεται με βασική αναδρομή από τις g και h αν για κάθε x N k και y N, f(x, 0) = g(x) και f(x, y + 1) = h(x, y, f(x, y)). Επίσης η κλάση των αλγοριθμικών συναρτήσεων είναι κλειστή ως προς τη σύνθεση. Χονδρικά, άν f, g αλγοριθμικές και η f g ορίζεται, η f g είναι αλγοριθμική. Επειδή η σύνθεση πάντως παίρνει γενικότερες μορϕές, θα την ορίσουμε με το παρακάτω Σχήμα Σύνθεσης. Ορισμός (Σχήμα Σύνθεσης) Εστω f : N k N, h : N m N και g i : N k N, i = 1,..., m. Θα λέμε ότι η f είναι σύνθεση των h και g i, αν f(x) = h(g 1 (x),..., g m (x)). Συμβολικά γράϕουμε τότε f = h (g 1,..., g m ). Κάποιες συναρτήσεις είναι αλγοριθμικές με εξώϕθαλμο, τετριμμένο, και γενικά μη αναγώγιμο τρόπο. Αυτές είναι (α) η συνάρτηση διαδοχής S : N N με S(x) = x + 1, (β) οι σταθερές συναρτήσεις c k : N N, για κάθε k N, όπου c k (x) = k για κάθε x N, και (γ) οι προβολές, δηλαδή οι συναρτήσεις π nm : N n N, για 1 m n, όπου π nm (x 1,..., x n ) = x m. Η συνάρτηση S, οι c k και οι π nm λέγονται αρχικές συναρτήσεις (initial functions). Ορισμός Το σύνολο PR των βασικών αναδρομικών συναρτήσεων (β.α. για συντομία) ορίζεται ως το ελάχιστο σύνολο C (δηλαδή η τομή όλων των συνόλων C) με τις ιδιότητες: (i) Το C περιέχει όλες τις αρχικές συναρτήσεις. (ii) Το C είναι κλειστό ως προς το σχήμα βασικής αναδρομής, δηλαδή αν g, h C και η f ορίζεται με βασική αναδρομή από τις g, h, τότε f C. (iii) Το C είναι κλειστό ως προς τη σύνθεση, δηλαδή αν h : N m N και g i : N k N, i = 1,..., m, ανήκουν στο C, τότε η f = h (g 1,..., g m ) ανήκει στο C. Παρατήρηση (1) Ο ορισμός είναι επαγωγικός. Αυτό έχει ως αποτέλεσμα ότι για να δείξει κανείς ότι μια ιδιότητα A( ) ισχύει για κάθε f PR, αρκεί να δείξει τα εξής: (α) Για κάθε αρχική συνάρτηση f, A(f). (β) Αν A(g), A(h) και η f παράγεται από τις g, h με βασική αναδρομή, τότε A(f). (γ) Αν A(h), A(g i ), για i m, και η f είναι σύνθεση των h και g i, τότε A(f). Μια τέτοια απόδειξη της ιδιότητας A(f) για κάθε f, λέγεται επαγωγική απόδειξη. (2) Ενας ισοδύναμος ορισμός των β.α. συναρτήσεων είναι: Η f είναι β.α. αν υπάρχει μία πεπερασμένη ακολουθία συναρτήσεων f 1,..., f n, τέτοια ώστε: (α) f n = f και (β) 23

24 για κάθε i n, η f i είτε είναι αρχική, είτε προέρχεται από δύο προηγούμενες f k, f j, (k, j < i) με βασική αναδρομή, είτε προέρχεται από άλλες προηγούμενες με σύνθεση. (3) Κάθε β.α. συνάρτηση είναι ολική. Αυτό εύκολα αποδεικνύεται επαγωγικά (δες παρατήρηση (1) πιο πάνω), δεδομένου ότι όλες οι αρχικές συναρτήσεις είναι ολικές, τα δε σχήματα βασικής αναδρομής και σύνθεσης οδηγούν από ολικές συναρτήσεις σε ολικές. (4) Αντί για όλες τις σταθερές συναρτήσεις θα μπορούσαμε να θεωρήσουμε αρχική μόνο την c 0, (c 0 (x) = 0 για κάθε x) αϕού c 1 (x) = Sc 0 (x), δηλαδή c 1 = S c 0, και γενικά c k = S k c 0. Παρατήρηση Κάθε β.α. συνάρτηση είναι της μορϕής f : N k N, δηλαδή στο PR όπως ορίστηκε πιο πάνω δεν περιλαμβάνονται συναρτήσεις f : N k N l. Ο περιορισμός αυτός δεν είναι ουσιαστικός, και γίνεται για λόγους απλότητας. Κάθε συνάρτηση της μορϕής f : N k N l, αποτελείται από συνιστώσες συναρτήσεις g i : N k N, i l, δηλαδή f(x) = (g 1 (x),..., g l (x)). Αυτό το γράϕουμε συμβολικά f = (g 1,..., g l ). Αν θέλουμε λοιπόν να συμπεριλάβουμε τέτοιες συναρτήσεις, μπορούμε να επεκτείνουμε το PR στο PR το οποίο ορίζεται ως εξής: Η f : N k N l ανήκει στο PR, αν f = (g 1,..., g l ) και g i PR, για i l. Το σύνολο PR αποτελεί μια πρώτη προσέγγιση της κλάσης των αλγοριθμικών συναρτήσεων. Στα παρακάτω παραδείγματα δείχνουμε πως μια πληθώρα συναρτήσεων που χρησιμοποιούμε στην πράξη ανήκουν σ αυτό. Παραδειγματα (1) Κάθε σταθερή συνάρτηση f : N k N είναι β.α. Εστω f(x) = a για κάθε x N k. Τότε f(x) = c a (π k1 (x)) = a, άρα f = c a π k1, και αϕού c a, π k1 PR, f PR. (2) Η ταυτοτική συνάρτηση είναι β.α. Η f(x) = x = π 11 (x). Άρα f = π 11. (3) Η πρόσθεση είναι β.α. Εστω f(x, y) = x + y. Οπως είδαμε ήδη η f ορίζεται ως εξής: f(x, 0) = x και f(x, y + 1) = f(x, y) + 1. Αυτές γράϕονται και ως εξής: f(x, 0) = π 11 (x), f(x, y + 1) = Sπ 33 (x, y, f(x, y)). Βλέπουμε ότι η f παράγεται με βασική αναδρομή από τις g = π 11 και h = S π 33. Η h είναι σύνθεση β.α., άρα β.α., και η g είναι β.α., άρα η + είναι β.α. (4) Ο πολλ/σμός είναι β.α. Εστω f(x, y) = x y. Τότε f(x, 0) = 0 = c 0 (x), 24