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P VERSUS NP LUIS M. PARDO
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1 JORNADAS SOBRE LOS PROBLEMAS DEL MILENIO Barcelona, del 1 al 3 de junio de 2011 P VERSUS NP LUIS M. PARDO Resumen. Estas páginas sólo pretenden ser un resumen minimalista de algunos aspectos de la conjetura de Cook Levin Karp. No son completas ni equilibradas y están sesgadas por una elección personal, muy subjetiva, para orientarse hacia la reciente prueba del Teorema PCP por I. Dinur. Las limitaciones del modelo de curso propuesto, hacen también que estas notas pretendan un salto de máxima dificultad por pasar del magro conocimiento de un alumno de segundo ciclo de Matemáticas a un tema de investigación, en tres sesiones de cincuenta minutos. El texto comienza desde las nociones más elementales (máquina de Turing), pasando por las definiciones y propiedades básicas de las clases de complejidad computacional, hasta poder desencriptar el significado formal de la pregunta P = NP? y concluir con algunos aspectos de interactividad y el Teorema PCP. Si bien buena parte de los contenidos (el primer tercio, esencialmente) son, usualmente, de conocimiento común a toda formación como Ingeniero Informático, no es el caso de la formación de los Matemáticos, lo que justifica esta propuesta. La atracción por todo problema matemático es, obviamente, subjetiva y dependiente de modas y épocas. Pero hay algo que hace de esta pregunta ( P= NP?) un sujeto especial en la historia de la aplicabilidad de la Matemática: Es una pregunta matemática procedente de otro ámbito: la Informática. Sin embargo, como trataremos de exponer a lo largo del texto, y por vez primera en la historia de la modelización, no es la matemática la que intenta modelizar la realidad, sino que es la realidad la que trata de imitar a la abstracción matemática. El papel del conocimiento matemático se ve, por tanto, reforzado por este tipo de problemas. El material expuesto no es original. Es una mera exposición de resultados conocidos por los especialistas del ámbito científico. Lo único que se puede achacar al autor es la elección del orden y los temas destacados. Otras opciones hubieran sido igualmente razonables....en un mot, les calculs sont impraticables!! 1 É. Galois, Introducción Permítase al autor unas pocas frases iniciales que avisen al lector del contexto en el que se elaboran estas notas. Estas páginas son solamente unas notas para un curso breve alrededor de un problema abierto ( P=NP?), con indicaciones de alguno de los resultados recientes que más han impactado a la comunidad científica Financiado por el proyecto MTM En una palabra, los cálculos son impracticables!2 160 L.M. PARDO y sólo pretenden ser un resumen minimalista de algunos aspectos de la conjetura de Cook Levin Karp. No son completas (sería imposible citar toda la bibliografía sobre el tema), no son equilibradas (hay demasiados aspectos que deben quedar fuera) y están sesgadas por una elección personal de quien suscribe (de orientarse hacia la reciente prueba del Teorema PCP por I. Dinur). Las limitaciones del modelo de curso propuesto hacen que sea necesario comenzar con las definiciones más elementales (que no forman parte del magro cuando no nulo conocimiento en Modelos de Computación que contiene la formación habitual de un alumno de Matemáticas) para realizar un salto de máxima dificultad y terminar en un tema reciente de investigación. Si bien las notas que siguen alcanzan algunos aspectos de la frontera del conocimiento en Informática Teórica, no alcanzan, en ningún caso, límites que no sean del conocimiento común del iniciado. 2 A veces se llega a detallar una prueba, otras apenas se indica y, en la mayoría de los casos, habrá que orientar al lector hacia referencias bibliográficas no siempre accesibles. La Complejidad Computacional es una noción nueva, reciente para la Matemática. Parte del principio obvio de que no basta con disponer de un algoritmo que resuelva un problema. Se necesita, además, que el comportamiento del algoritmo (en términos de tiempo de ejecución y espacio/memoria requeridos) sea razonable en relación con el tiempo de vida humano y la velocidad de las máquinas disponibles. Es relativamente sencillo diseñar problemas matemáticos cuyo tiempo de ejecución supere todas las expectativas de vida del Universo (en su modelo actual) o, incluso, del número total de partículas existentes en él. Ejemplos sencillos en eliminación de cuantificadores (tanto en el caso de cuerpos reales como de cuerpos algebraicamente cerrados) o problemas de pertenencia a ideales del anillo de polinomios, rápidamente requieren tiempo doblemente exponencial y/o espacio expo-polinomial (véanse [Ma-Me, 82], [Da-He, 88], o los surveys [Prd, 95], [Be-Prd, 06], por ejemplo, sobre la complejidad de los problemas de Eliminación Geométrica). Interpretemos estos resultados a la luz del ordenador más rápido existente. Según el Top500, en 2011 estamos hablando del ordenador chino Tianhe-1A cuya velocidad máxima se puede estimar en unas operaciones bit por segundo. Esto significa que para n = 10 variables (lo que representa menos de un toy example ), el tiempo de ejecución de cualquier algoritmo que resuelva cualquiera de esos problemas en el Tianhe-1A es de años, lo que en tiempo más comprensible supera los millones de años... Si el lector considera que estos ejemplos clásicos de Teoría de la Eliminación Geométrica son excesivos por sofisticados, pongamos un ejemplo mucho más simple como la ejecución del siguiente algoritmo en el Tianhe-1A: z := 2 i := 1 while i 159 do 2 El iniciado en Complejidad Computacional, no encontrará en estas notas del curso nada que no le sea conocido. No se trata de un curso para especialistas, sino para una audiencia desconocedora de los rudimentos mínimos de la Complejidad Computacional.3 P VERSUS NP 161 z := z 2, i := i + 1 od Ouput: z En algún momento de su ejecución, el ordenador deberá escribir los dígitos de , lo que le exigirá realizar aproximadamente operaciones bit, lo que le supondrá, obvia división (velocidad:=espacio/tiempo) un tiempo de unos años, lo cual no es muy esperanzador para quien quiera ver el resultado de estos cálculos en ese ordenador. De entre todos los problemas posibles de Complejidad Computacional y Fundamentos de Matemáticas Computacionales, el abanderado es la conjetura de Cook, que se puede encriptar fácilmente (según el código introducido en [Karp, 72]) como: Problema Abierto 1.1 (Conjetura de Cook). Decidir si el contenido siguiente es estricto: P NP. El problema es, en otras ocasiones, encriptado como P = NP? En estas notas trataremos de desencriptar este código, explicando el significado de la pregunta y mostrando algunos resultados significativos de su contexto. Para empezar debe señalarse que la pregunta es también enunciable como la conjetura de Cook Levin y, si hemos de ser completos, queda más justa como la conjetura de Cook Levin Karp, por ser R. Karp quien la formaliza en su forma actual. Dejando para más adelante la significación de esta críptica forma, digamos que la relevancia de esta pregunta se basa en tres patas. De una parte, la relativa simplicidad del enunciado, frente a la dureza de su resolución. Hordas de especialistas en Informática Teórica han atacado el problema, algunos con resultados muy significativos que, sin embargo, no han roto la barrera de la respuesta (entre ellos destaca el Teorema PCP del que hablaremos al final de estas notas). Se trata de un problema difícil para el que, según parece, la Matemática aún no está preparada. Personalmente, tiendo a creer en la respuesta negativa (como la mayoría) sin tener una razón consciente para defenderla y con la convicción de que no estamos aún preparados para la respuesta. De todos modos, a modo de ejemplo del delirio que suscita la pregunta, permítaseme indicar aquí la política editorial de la principal revista de la principal asociación de Informática del mundo (la ACM) en relación con la conjetura de Cook: Journal of the ACM, P/NP Policy. 3 The Journal of the ACM frequently receives submissions purporting to solve a long-standing open problem in complexity theory, such as the P/NP problem. Such submissions tax the voluntary editorial and peer-reviewing resources used by JACM, by 3 Tomado de la página oficial de instrucciones para los autores:4 162 L.M. PARDO requiring the review process to identify the errors in them. JACM remains open to the possibility of eventual resolution of P/NP and related questions, and continues to welcome submissions on the subject. However, to mitigate the burden of repeated resubmissions of incremental corrections of errors identified during editorial review, JACM has adopted the following policy: No author may submit more than one paper on the P/NP or related longstanding questions in complexity theory in any 24 month period, except by invitation of the Editor-in-Chief. This applies to resubmissions of previously rejected manuscripts. Mi modesta contribución como editor del Journal of Complexity, también me permite conocer la experiencia de equivocadas 4 contribuciones que pretenden haber resuelto esta conjetura con la pretensión de ser publicada en nuestra revista. Los anuncios de resolución deben, por tanto, ser tomados con pinzas 5 quirúrgicas. El segundo punto de apoyo para el interés de la conjetura de Cook es una suerte de ubicuidad que ya estaba presente desde el mismo momento de su irrupción. A modo de ejemplo, el clásico [Ga-Jo, 79] ya incluye más de 350 ejemplos de problemas NP completos provenientes de ámbitos que van desde la Lógica, a la Teoría de Grafos, la Optimización o la Teoría de Números. Fácilmente se añaden más tarde ejemplos provenientes del Álgebra Conmutativa, la Geometría Algebraica, el Análisis Numérico, la Geometría Diofántica, la Criptografía, los Códigos Correctores de Errores o la Teoría de Juegos, por poner sólo unos ejemplos. El tercer apoyo, y el principal para los Matemáticos, es la aparición de esta conjetura de Cook Levin en las dos listas principales de problemas abiertos para las Matemáticas del siglo XXI. Desde la famosa conferencia de D. Hilbert en el París del 1900, 23 problemas han ido guiando buena parte de las Matemáticas del siglo XX. Tal ha sido la influencia de esta lista que nos hemos vuelto aficionados a listas orientativas de problemas emitidas por eminentes matemáticos. Al final del pasado siglo, dos listas de problemas se convierten en las herederas naturales de la lista de Hilbert (sin óbice de la existencia de otras): la lista de Instituto Clay y la lista de 18 problemas de S. Smale en [Smale, 00]. La primera está esencialmente subsumida en la segunda y ambas contienen la conjetura de Cook como uno de los problemas más relevantes para las Matemáticas del presente siglo. Si acaso, debe destacarse un mayor énfasis en la Complejidad Computacional y la Algorítmica como leitmotiv de la lista de Smale. Podemos señalar que ambas listas ya tienen problemas resueltos: así, destacar la resolución de la conjetura de Poincaré por G. Perelman, presente en ambas listas, y la resolución de los Problemas 12 (en [Bo-Cr-Wi, 09]), 14 (en [Tu, 02]) y 17 ([Be-Prd, 09a],[Be-Prd, 11] y el survey [Be-Prd, 09b]). En ambas sigue, imperturbable, la conjetura de Cook Levin como problema abierto. 4 Usando argumentos desorientados basados, por ejemplo, en la resolución de un cubo de Rubik Incluido el caso mucho más serio de Deodalikar el pasado año 20105 P VERSUS NP 163 Es fácil trazar hacia el pasado los antecedentes de la conjetura de Cook Levin en la historia de las Matemáticas. El referente histórico natural es el Teorema de los Ceros de Hilbert Kronecker ( HN:= Hilbert Nullstellensatz). Por ejemplo, en su forma de Identidad de Bézout, toma la forma siguiente: Teorema 1.2 (Hilbert Nullstellensatz). Sea K un cuerpo y K su clausura algebraica. Sean f 1,..., f m K[X 1,..., X n ] polinomios con coeficientes en K y sea a el ideal que generan en el anillo K[X 1,..., X n ]. Definamos V (a) K n la variedad de sus ceros, es decir, V (a) := {x K n : f(x) = 0, f a}. Entonces son equivalentes V (a) = y 1 a. O, equivalentemente, V (a) = si y solamente si existen g 1,..., g m K[X 1,..., X n ], tales que (1) 1 = g 1 f g m f m. Este enunciado es doblemente debido a D. Hilbert 6 y L. Kronecker. 7 Lo que se pretende esencialmente es controlar si las ecuaciones f 1 = 0,..., f m = 0 son satisfactibles sobre la clausura algebraica K del cuerpo de coeficientes. Es decir, se trata del diseño de algoritmos que resuelvan la siguiente pregunta: x 1 K,..., x n K, f i (x 1,..., x n ) = 0. Si alguien quisiera argumentar que, al contrario que Kronecker, Hilbert no está interesado en la algorítmica subyacente, bastaría con remitirle a la alumna de D. Hilbert G. Hermann, quien dedica su tesis al Nullstellensatz Efectivo 8 que conducirá a los algoritmos para el tratamiento simbólico del Nullstellensatz y el Problema de Consistencia (dentro de los Métodos Efectivos en Geometría Algebraica), y a posteriores estudios con estimaciones más finas tanto en el caso Efectivo (estimaciones de grado) como en el Aritmético (estimaciones de tallas de coeficientes en el caso diofántico y racional). De hecho, el principal enunciado en [Cook, 71] ( 3SAT es NP completo, ya traducido al lenguaje moderno, establecido en [Karp, 72]), consiste en demostrar que el Nullstellensatz de Hilbert es NP duro y que es NP completo si supongo, por ejemplo, que los grados están acotados por 3, el cuerpo es un cuerpo finito K = F 2 = {0, 1} y que la lista de ecuaciones dadas incluye como sublista la lista: X 2 1 X 1 = 0,..., X 2 n X n = 0. Es decir, el principal enunciado de la conjetura de Cook (del que irán derivando todos los demás) no es sino un problema relativo a la complejidad computacional de una subclase de instancias del Nullstellensatz de Hilbert, con grado acotado, sobre un cuerpo finito. A sabiendas de que ésta no es la presentación más habitual 6 D. Hilbert. Über theorie der Algebraischen Formen. Math. Ann. 36 (1890) L. Kronecker. Grundzüge einer arithmetischen theorie de algebraischen grössen. J. reine angew. Math., 92 (1882) G. Hermann. Die Frage der endlich vielen Schritte in der Theorie der Polynomideale, Math. Ann. 95 (1926)6 164 L.M. PARDO de la conjetura de Cook, es apropiado señalarlo tanto porque...caesaris Caesari como por ser el antecedente natural no siempre reconocido. En la perspectiva algorítmica de Kronecker y en la más axiomática de Hilbert, faltan aún ingredientes fundamentales para contemplar esta conjetura de Cook: la Complejidad Computacional. El lector podría pensar que el término Computacional hace imposible la existencia de antepasados de la noción, previos a la era digital/computacional en la que vivimos. Nada más lejos de la verdad. De nuevo, si hemos de cumplir con la historia habrá que darle a E. Galois la paternidad del concepto, dado que es él quien primero escribe, negro sobre blanco, la cuestión de la tratabilidad algorítimica de un problema. En sus memorias, transcripción de su testamento la víspera del famoso duelo, podemos leer:...si maintenant vous me donnez une équation que vous aurez choisie à votre gré et que vous désiriez connaître si elle est ou non soluble par radicaux, je n aurai rien à y faire que de vous indiquer le moyen de répondre à votre question,... sans vouloir charger ni moi ni personne de le faire. En un mot, les calculs sont impraticables!! 9 En realidad Galois se refiere a un problema cuyos algoritmos tratables tardarán aún 150 años en aparecer: la factorización de polinomios univariados por algoritmos tratables que demostrarán A.K. Lenstra, H.W. Lenstra y L. Lovasz en y su generalización a extensiones finitas de cuerpos primos (y, por tanto, separables). Con todo, ya en el siglo XIX aparece el primer resultado sobre la complejidad de un problema: G. Lamé 11 demuestra en 1844 que el número de divisiones realizadas por el algoritmo de Euclides para hallar el máximo común divisor de dos número enteros está acotado por el máximo de sus tallas (en codificación binaria o decimal) que es el máximo de sus logaritmos. En otras palabras, no debe usarse factorización sino Euclides para el cálculo del máximo común divisor de dos números enteros. Pero para tener una buena modelización de la conjetura de Cook habremos de tener un mayor detalle y precisión en las nociones involucradas. Así, dedicaremos algunas páginas de la primera parte de estas notas a fijar con detalle lo que no es habitual en la formación del Matemático: las nociones de máquina de Turing, las funciones de complejidad en tiempo y en espacio y las clases que determinan. No es la conjetura de Cook el único o el más relevante de los problemas abiertos en complejidad computacional (aunque sí sea el más afamado). Puestos a elegir me 9 Si usted me diera una ecuación que hubiera escogido a su gusto y de la cual usted desearía conocer si es o no resoluble por radicales, yo no tendría nada que hacer salvo indicaros el modo de responder a esta cuestón... sin desear encargarme yo mismo, ni encargar a nadie, el hacerlo [responder, con cálculos, a la pregunta]. En una palabra, los cálculos son impracticables! 10 A. K. Lenstra, H. W. Lenstra, Jr., L. Lovász. Factoring polynomials with rational coefficients.mathematische Ann. 261 (1982) G. Lamé. Note sur la limite du nombre des divisions. C. R. Acad. Sci. Paris Ser. A-B 19 (1844), pp7 P VERSUS NP 165 sentiría más a gusto con una exposición sobre el smoothed analysis de D. Spielman (premio Gödel 2008), el test de primalidad de Agrawal, Kayal y Saxena (premio Gödel 2006) o cualquier otro problema en las lista de problemas para la Matemática del siglo XXI que propone S. Smale en [Smale, 00] o, por ejemplo, el premio Gödel 2010 para Arora y Mitchell por sus trabajos de , mostrando un esquema aproximativo en tiempo polinomial (PTAS) para el Problema del Viajante Euclídeo (que no es NP duro). Pero el objetivo del curso es la conjetura de Cook, por estar explícitamente enunciado en la lista del Instituto Clay. Desde mi punto de vista, la jerarquía propiciada por los Teoremas PCP es la secuencia alternativa más interesante y sorprendente de las caracterizaciones de la clase NP. Aunque el Teorema original supuso ya el premio Gödel para Arora, Sudan y otros en 2001, la novedad es la reciente prueba del Teorema PCP propuesta por Irit Dinur en su trabajo [Dinur, 07]. Un interesante texto para complementar el curso es el trabajo [Ra-Su, 07]. En todo caso, estas son notas de un curso, nunca un trabajo de investigación original ni un survey mesurado, ni completo, sobre las principales líneas de investigación en Complejidad Computacional. Ni puede serlo con las condiciones de contorno propuestas. El siguiente Índice puede ser de utilidad para que el lector siga la deriva de las páginas que siguen: Índice 1. Introducción Un poco de historia Máquinas de Turing La Noción: Máquinas de Turing El Modelo Gráfico y el Sistema de Transición Algoritmos, funciones computables. Indecidibilidad Funciones y Clases de Complejidad Clases en Términos de Complejidad Rudimentos con Indeterminismo Clases Centrales de Complejidad La tesis de Cobham-Edmonds Centrales: Primeras Relaciones La clase NP: Reflexión, ejemplos Algoritmos Probabilistas: BPP et al Máquinas con Oráculos La Frontera de lo Intratable: NP Completitud Reducciones El Teorema de Cook: Problemas NP-completos La Clase PSPACE Problemas PSPACE-completos La Jerarquía Polinomial PH Circuitos: P/poly Interactividad. IP=PSPACE 2078 166 L.M. PARDO 8.1. Interactive Proof Systems La prueba de la igualdad IP=PSPACE La Demostración de Dinur del Teorema PCP (bosquejo) PCP Algoritmos Aproximativos y Brechas CSP: Problemas de Satisfacción de Restricciones Reducciones CL La Prueba del Lema 9.18 (bosquejo) 220 Referencias Un poco de historia Los términos algoritmo, guarismo y álgebra tienen un origen común en los trabajos del matemático uzbeko del siglo XI Muhammad ibn Musa Al Juaritzmi quien escribió su tratado Hisab al jabr wa al muqabala (traducido libremente por Libro (o Tratado) sobre las operaciones jabr (restablecimiento) y qabala (reducción). Y a la exposición de métodos de manipulación de números y ecuaciones estaba dedicado este tratado. No se trata de una obra original, sino de un compendio del conocimiento combinado de las matemáticas helenísticas y la teoría de números conocida en la India. El libro está fundamentalmente dedicado a la resolución sistemática de ecuaciones de primer y segundo grado, ciencia que se considera independiente. Así son resueltas, por ejemplo, las siguientes clases de ecuaciones (como si fueran elementos distinguidos): ax = b, x 2 + bx = a, ax 2 = b, x 2 + a = bx, ax 2 = bx, bx + a = x 2. Pensemos que aún no se usan los números enteros, que serán una aportación de las matemáticas del Renacimiento. Otra obra de Juaritzmi (traducido por guarismo esta vez) Sobre los números hindúes, versión latina del siglo XII, transfiere a las matemáticas europeas la representación de los números enteros en base decimal. Desde entonces, pasando por la tradición renacentista de resolución de sistemas de ecuaciones polinomiales (Del Ferro, Tartaglia, Viéte), hasta los padres de la Teoría de la Eliminación del siglo XIX (Bézout, Cayley, Hilbert, Kronecker,...) la interacción entre álgebra, algoritmos y ecuaciones ha sido parte integrante de la historia de la Matemática. Los algebristas no estaban sólo interesados en disquisiciones teóricas sobre propiedades de estructuras, comúnmente llamadas algebraicas, sino también en la resolución de problemas bien concretos: ecuaciones polinomiales univariadas. Además, desde el Renacimiento, los matemáticos tratan de construir máquinas que les resuelvan las tareas (véase la máquina aritmética de Pascal, por ejemplo). Sin embargo, debemos señalar que nadie sabía qué era un algoritmo. Definiciones del tipo algoritmo es una fórmula o una serie de cálculos finitarios, o extravagancias imprecisas de parecida superficialidad, eran moneda de cambio entre matemáticos reputados, muy delicados en el manejo de definiciones altamente sofisticadas.9 P VERSUS NP 167 D. Hilbert propone el décimo de sus famosos 23 problemas en la conferencia inaugural del Congreso Internacional de Matemáticos de París del año A la vista de su conocimiento del Nullstellesatz, D. Hilbert no esconde ninguna intención próxima a lo que sucedió. El famoso Décimo Problema de Hilbert se enuncia del modo siguiente: Problema 2.1 (Problema X de Hilbert). Given a Diophantine equation with any number of unknown quantities and with rational integral numerical coefficients: To devise a process according to which it can be determined in a finite number of operations whether the equation is solvable in rational integers. En otras palabras, Problema 2.2 (Problema X de Hilbert). Dar un algoritmo que realice la siguiente tarea: Dada una lista de polinomios con coeficientes enteros f 1,..., f s Z[X 1,..., X n ], decidir si x := (x 1,..., x n ) Q n, f 1 (x) = 0,..., f s (x) = 0. Nótese que reducir a una sola ecuación es obvio mediante la suma de los cuadrados f := f f 2 s. El problema enlazaba con el Nullstellensatz de Hilbert Kronecker: Problema 2.3 (Decisión en el Nullstellensatz). Dados polinomios f 1,..., f s en C[X 1,..., X n ], decidir si: x := (x 1,..., x n ) C n, f 1 (x) = 0,..., f s (x) = 0. Nótese que ahora ya no es posible reducir al caso de una sola ecuación (Macaulay) y que G. Hermann propone un algoritmo basado en las cotas de grado del Nullstellensatz Efectivo. A la sazón, L. Kronecker había introducido años antes un algoritmo para resolver tal problema en su trabajo de Si, por el contrario, se preguntara sobre la existencia de raíces reales ( x = (x 1,..., x n ) R n ) o racionales no se conocía ningún algoritmo en la época en que Hilbert enuncia su famoso problema. El caso real se resolvió pronto. En 1931, el matemático polaco A. Tarski anuncia que tiene un algoritmo para decidir si una o varias ecuaciones polinomiales poseen solución real (en R n ). Esto aparece publicado en su trabajo. 14 Las circunstancias del ascenso del nazismo en Alemania, la invasión de Polonia y la emigración de Tarski a los Estados Unidos, pospuso la publicación del detalle hasta la aparición 12 D. Hilbert. Mathematische Probleme. Archiv für Mathematik und Physik 1(1901) y Véase también la versión inglesa en D. Hilbert Mathematical Problems. Bull. of the A.M.S. 8 (1902) L. Kronecker. Grundzüge einer arithmetischen theorie de algebraischen grössen. J. reine angew. Math., 92 (1882) A. Tarski. Sur les ensembles définissables de nombres réeles. Fund. Math. 17 (1931)10 168 L.M. PARDO de una edición preparada por J.C.C. MacKinsey. 15 En el entorno de los años 50, A. Seidenberg publica su propio algoritmo para resolver el caso real. 16 Resueltos el caso complejo y el caso real, queda el caso diofántico. Para ello, unos pocos matemáticos reflexionan sobre el problema desde un sentido opuesto: si no se conoce la noción de algoritmo poco o nada se puede reflexionar sobre el Problema X. Por tanto, es sobre la noción de algoritmo sobre la que vuelcan sus esfuerzos. En 1916, el matemático noruego A. Thue introduce sus sistemas de reescritura que serán pronto vistos como insuficientes para modelizar el concepto de algoritmo, aunque serán recuperados por Chomsky para su clasificación de los lenguajes formales (gramáticas formales). Hacia mediados de los años 1930, dos figuras relevantes aparecen para fijar la noción de algoritmo: al austríaco K. Gödel y el británico A. Turing. Rodeados de las figuras de A. Church y su alumno S.C. Kleene. Hay que hacer referencia al Círculo de Viena, donde destacan la dirección de Hahn o la eventual participación de Tarski, al que Gödel se incorpora. Es en este ambiente donde K. Gödel elabora su famosa tesis (23 páginas) en la que demuestra la Incompletitud de la Teoría Elemental de Números. 17 Aquí Gödel usa por primera vez una noción que tiende a las funciones computables (él las llamó rekursiv ). Hoy son llamadas funciones primitivas recursivas, i.e. sin el operador de minimización. Durante los años 30, K. Gödel visita Princeton varias veces, hasta su traslado definitivo en En 1934, durante una de sus visitas, dio una charla cuyas notas circularon. Estas notas 18 fueron tomadas por S.C. Kleene y Rosser, quienes a la sazón completaban sus estudios de doctorado bajo la dirección de A. Church. En esta conferencia, Gödel introduce la noción de computabilidad efectiva. Notó que formas más generales de recursión deberían ser admitidas antes de que sus funciones rekursiv pudieran cubrir todo lo computable. Así definió una clase que llamó funciones generales recursivas (al parecer, sugerido por una carta de Herbrand). Había nacido la noción de algoritmo. A. Church dirige la tesis de S.C. Kleene sobre una noción de recursividad alternativa a la noción introducida por Gödel. Se trata de la noción de λ calculus. En los trabajos de Kleene 19 y Church 20 demuestran que su noción de algoritmo y la noción propuesta por K. Gödel son exactamente la misma. Está naciendo la Tesis de Church. 15 A. Tarski. A decision method for elementary algebra and geometry. (Prepared for publication by J.C.C. Mac Kinsey, Berkely (1951). 16 A. Seidenberg. A new decision method for elementary algebra. Ann. of Math. 60 (1954) K. Gödel. Über formal unentscheidbare Sätze der Principia Mathematica und verwandter Systeme, I. Monatsh. Math. Phys. 38 (1931) K. Gödel. On undecidable propositions of formal mathematical systems. In The undecidable, Basic Papers on Undecidable Propositions, Unsolvable Problemas and Computable Functions, Raven Press, Hewlett, NY (1965) S.C. Kleene. λ definability and recursiveness. Duke Math. J. 2 (1936) A. Church. An unsolvable problem of elementary number theory. Am. J. Math. 58 (1936),11 P VERSUS NP 169 La tesis de Church no es propiamente una Tesis, ni un Teorema, sino una Definición: Se llama algoritmo a toda función recursiva, todo procedimiento del λ calculus y toda noción equivalente a ambas. Por su parte, A. Turing basó gran parte de su investigación en la interacción entre Matemáticas y la naciente Informática. Por ejemplo, en su trabajo de 1948 A. Turing 21 introducirá la noción de condicionamiento del Álgebra Lineal Numérica, convirtiéndose en el fundador del Álgebra Lineal Numérica moderna (en los textos al uso se concede la prioridad a J. von Neumann y colaboradores o a autores como Wilkinson, olvidando la contribución esencial de Turing). A. Turing publicaba su modelo en su trabajo de dedicado a caracterizar los números reales definibles (recursivamente enumerables) y, como Gödel, fue invitado a visitar Princeton entre 1936 y 1938, donde defenderá su tesis introduciendo las máquinas de Turing con oráculos. Probó en un apéndice la equivalencia entre su modelo y la λ definibilidad. De hecho, dos son las aportaciones fundamentales de Turing en este trabajo del De una parte, la introducción de un nuevo modelo alternativo de algoritmo (máquinas de Turing) y el resultado de autorreducibilidad basado en la máquina Universal. De otra, el análisis de los números reales recursivamente enumerables que influirá en los fundamentos del Análisis por parte de los constructivistas. Aquí recogeremos un poco de ambas ideas. Emil Post también introdujo su modelo de cálculo en 1936, que resultó equivalente al de Turing, 23 cuyo formalismo ha influenciado fuertemente los formalismos introducidos a posteriori. Post llegó a describir la tesis de Church como una ley natural, un descubrimiento fundamental concerniente a the mathematizing power of Homo Sapiens. Así, la Tesis de Church toma la forma siguiente: Definición 2.4 (TESIS de CHURCH). Llamaremos computable a toda función calculable por alguno de los siguientes métodos equivalentes de caracterización: Calculable por una máquina de Turing, es una función general recursiva, es λ definible, es Post calculable, o calculable por cualquier otro procedimiento equivalente a alguno de éstos. El modelo de Turing es, con mucho, el de mayor sencillez definitoria, pero también el más relacionado con algo que no soñaban en aquélla época: los ordenadores. 21 A. Turing. Rounding-off errors in matrix processes. Quart. J. Mech. Appl. Math. 1 (1948), A. Turing. On computable numbers, with an application to the Enscheidungsproblem. Proc. London Math. Soc., Ser. 2, 42 (1936) E. Post. Finite Combinatory processes formulation I. J. Symbolic Logic 1 (1936),12 170 L.M. PARDO Un Inciso Histórico: Computación y Criptografía, desde el principio de los tiempos. De hecho, existe una historia, cuyos datos no han sido revelados hasta finales de los años 1990, que explica la decisión de aplicar el modelo de Turing a las arquitecturas de los ordenadores más antiguos. Permítame el lector esta digresión que, por otro lado, es accesible en cualquier referencia habitual. Turing es un joven matemático brillante a finales de los años 1930 cuando comienza la Segunda Guerra Mundial. En esa época, algunos matemáticos polacos han logrado descubrir el sistema de comunicación secreto del ejército alemán: la famosa máquina Enigma con tres rotores. A partir de 1939, de poco le sirve a Polonia esta información y es Churchill quien, personalmente, se hace cargo del rescate de algunos de estos matemáticos y los traslada a Inglaterra. Allí, manteniendo el máximo secreto, Churchill ha creado el proyecto Ultra en un lugar aislado de la campiña británica (conocido como Bletchley Park). Entre los miembros del proyecto Ultra se encuentra A. Turing quien acabará dirigiendo el equipo de descodificadores. Tras conseguir la información que disponían los polacos e incorporarla al equipo, Churchill impone el más absoluto de los secretos. Se trata de poder descodificar los mensaje secretos alemanes; pero los alemanes no deben saber nunca que los ingleses conocen tal secreto. La primitiva máquina Enigma es una máquina con tres rotores de giro independiente asociados a un teclado. Las diversas combinaciones de los rotores permiten biyecciones sofisticadas entre los conjuntos de letras del teclado. Así, poseyendo una clave, normalmente asociada al día, para ajustar los rotores, se puede transmitir información confidencial por medio de la radio. Los efectos del trabajo de Turing, sobre la base del trabajo preliminar, fueron esenciales en la Batalla de Inglaterra. Churchill y la fuerza aérea británica, eran capaces de predecir los movimientos de los grupos de bombarderos de la Luftwafe, consiguiendo, en muchos casos, interceptarlos. Aunque, a fuer de sinceros, hay que darle también al radar su papel en estos eventos. Estos éxitos iniciales, hicieron que Churchill aumentara las dotaciones del proyecto Ultra, creando distintos departamentos en constante ampliación. Dos elementos eran cruciales: el secretismo de sus trabajos no debía llegar a manos alemanas; pero ni siquiera los aliados deberían saber que disponían de medios para descodificar las máquinas Enigma alemanas. Sin sospechar que todas, o muchas, de sus conversaciones estaban siendo escuchadas y transcritas, el ejército y la armada alemanes aumentaron el número de rotores por razones puramente instintivas. A. Turing también fue capaz de descodificar la nueva máquina Enigma usando simplemente lápiz y papel. A mediados de 1942, los alemanes introducen una sofisticación adicional a sus comunicaciones por radio. Se trata del codificador de Lorentz de 12 rotores. Ahora, el número de posibles biyecciones entre teclados ha aumentado considerablemente. La nueva máquina, basada en el mismo principio, se incorpora en los submarinos alemanes. Los británicos descubren bien pronto que los alemanes han cambiado su sistema criptográfico y es entonces cuando, por vez primera, observan la imposibilidad de seguir descodificando a mano. Apoyados por un alto presupuesto, por la voluntad13 P VERSUS NP 171 explícita de Churchill que considera su proyecto Ultra como la clave de la guerra, un grupo de ingenieros, con la colaboración de A. Turing, construye el primer ordenador electrónico de la historia. Se trata del ordenador Colossus y su hermano mayor Colossus 2 que entraron en servicio en 1943 y estuvieron trabajando hasta el final de la Segunda Guerra Mundial. Ambos ordenadores eran capaces de procesar las combinaciones de la máquina de Lorentz y descodificar los mensajes de radio alemanes. Cuando los norteamericanos entran en la Segunda Guerra Mundial, Churchill mantiene el secreto de su conocimiento del sistema criptográfico alemán. Sólo tras la Cumbre de Yalta, Churchill contará a Roosevelt que conoce el secreto; le transmitirá información ya descodificada; pero no le mostrará la existencia de las máquinas Colossus. En cuanto a Stalin, Churchill le transmitirá información; pero nunca llegará a informarle ni de la existencia del proyecto Ultra ni, mucho menos, de su funcionamiento. Sorprendentemente, Stalin ha conseguido infiltrar un hombre de su confianza en los barracones de Bletchley Park. Así Stalin conocerá todo el funcionamiento y evolución del proyecto Ultra sabiendo, al mismo tiempo, que sus aliados le mantienen apartado del secreto. Con el final de la Segunda Guerra Mundial, y el advenimiento de la Guerra Fría, Churchill da órdenes de desmantelar el proyecto Ultra, destruir los ordenadores Colossus y dispersar a los miembros de los equipos con la orden de guardar el secreto más absoluto. Así desaparecieron los primeros ordenadores electrónicos y su existencia no ha sido conocida hasta pasados los cincuenta años preceptivos de los Secretos Británicos. De vuelta a sus actividades académicas, no siempre muy satisfactorias por la discriminación e incomprensión de sus colegas, A. Turing participará en la creación de los ordenadores británicos Mark I y Mark II, ya metidos en la década de los cincuenta. Pensar en A. Turing reconstruyendo su modelo, casi diez años después de haberlo construido una vez, sólo por razones políticas, define un drama intelectual. En los Estados Unidos, J. von Neumann, que ha dedicado bastante tiempo a la Teoría de Autómatas y, por ende, conoce bien la obra de Turing, es nombrado consejero matemático en la construcción de los primeros ENIAC estadounidenses, proto ordenadores pensados para el desarrollo de tablas de trayectorias balísticas. Desde entonces, hasta nuestros días, todos los ordenadores han mantenido las pautas de la máquina abstracta de Turing. En ocasiones, el modelo es modificado ligeramente para crear nuevas Arquitecturas de Ordenadores, pero manteniendo siempre el concepto inicial de Turing: es el impopular lenguaje ensamblador que subyace a todos los ordenadores que conocemos. Se produce un hecho extraordinario en la Historia de la Matemática: Por vez primera un modelo teórico antecede al modelo físico, por vez primera en la Historia no hay que crear un modelo matemático de la realidad: es la realidad la que imita al modelo matemático. Las consecuencias de tal fenómeno son, obviamente, extraordinarias para la posición de un matemático. Por avanzar un poco en la historia, apresuradamente, concluyamos que, a partir de los trabajos de J. Robinson, el joven Ju. V. Matijasevic concluye en 1970 la14 172 L.M. PARDO resolución del Problema X, demostrando la equivalencia entre los conjuntos recursivamente enumerables y los Q definibles. 24 Esto se traduce diciendo que no puede existir ningún algoritmo que resuelva el Problema X de Hilbert. 3. Máquinas de Turing De los modelos de algoritmo que se encuentran involucrados en la definición de la Tesis de Church, dos de ellos han pervivido de manera notable. Las Funciones Recursivas: Constituyen el tipo de funciones a las que hay que poner mayor atención en Lógica y Teoría de Modelos. La Máquina de Turing: Además de su papel en Lógica y Teoría de Modelos, tienen un papel fundamental en Informática. Todo ordenador físico se ve modelizado por una máquina de Turing. Es uno de esos casos extraordinarios en los que el modelo matemático está perfectamente reflejado por la situación real (práctica) que modeliza. Si la máquina de Turing refleja fielmente los ordenadores físicos, se convierte así en el Patrón, en la unidad de medida de todos los fenómenos observables físicamente en un ordenador. Así, la operación básica de una máquina de Turing (la operación bit) es la unidad de medida de la velocidad, normalmente medida en términos de Mips:= millones de operaciones bit por segundo. 25 La unidad de medida de capacidad de los ordenadores que compramos es la celda (el bit) del la máquina de Turing. 26 Por supuesto, al ser usado como Patrón y Unidad de Medida, la máquina de Turing es el entorno natural matemático para el diseño y análisis de los algoritmos. Así se muestra clásicamente en los textos básicos de Fundamentos de Informática Teórica Algunas Referencias Básicas del Texto. Entre las referencias básicas para estas notas destaquemos, antes de nada, la fuerte influencia de clásicos como [Ah-Ho-Ul, 75] (su nueva edición referenciada como [Ah-Ul, 95]) y la muy influyente serie [Kn, 68 05]. Sin embargo, deben destacarse como los textos más influyentes en la elaboración de estas páginas los dos volúmenes [Ba-Dí-Ga, 88] y [Ba-Dí-Ga, 90], así como el excelente texto [Pap, 94] y la excelente aparición del texto [Ar-Ba, 09]. Textos de gran calidad pueden ser vieja biblia [Wa-We, 86] (texto de lectura intratable, incluso para los especialistas, aunque, al mismo tiempo, debe destacarse como uno de los textos más completos del conocimiento de la época). Un pequeño texto, muy agradable para quienes provienen de un entorno matemático, son las notas para un curso semestral redactadas por D. Kozen y publicadas bajo la forma [Ko, 92]. Finalmente, no puedo menos que citar la guía de la intratabilidad [Ga-Jo, 79] que es, sin ninguna duda, uno de los textos que mejor ha sabido impulsar la investigación en Complejidad Computacional. Otros textos, 24 Ju. V. Matijasevic. Enumerable sets are definible. Soviet Math. Dokl (1970) En ocasiones encontraremos la medida equivalente dada por el Mflop:= millones de operaciones coma flotante por segundo, que es obviamente equivalente a la de Turing. 26 Con el tiempo se ha fijado como unidad el byte que equivale a 8 bits y, sucesivamente, el Kilobyte, el Megabyte, el Gigabyte y el Terabyte.15 P VERSUS NP 173 de menos agradable lectura, pero excelente reputación son los textos [Go, 99] y [Go, 08] La Noción: Máquinas de Turing. Trataremos de fijar la noción de máquina de Turing. Como ya se señaló, el comportamiento de los ordenadores físicos en términos de complejidad (tanto tiempo como espacio) sigue las pautas del modelo teórico de las máquinas de Turing, de otro lado la arquitectura de los ordenadores reales mantiene la estructura interna de las máquinas de Turing o de variantes suyas. Definición 3.1. Llamaremos máquina de Turing (una sola cinta de Input (IT.) en la que autorizamos solamente lectura, k cintas de trabajo (WT.)) a todo quíntuplo M := (Σ, Q, q 0, F, δ) donde (1). Σ es un conjunto finito (alfabeto), (2). Q es un conjunto finito (espacio de estados), (3). q 0 Q es el estado inicial, (4). F Q son los estados finales aceptadores, F 1 Q son los estados finales de rechazo. (5). Una correspondencia (llamada función de transición) δ : Q (Σ) k Q (Σ) k { 1, 0, 1} k+1. Si δ es una aplicación, la máquina de Turing M se denomina determinista, en caso contrario se denomina indeterminista. 27 Obviamente, no se puede entender el funcionamiento de una máquina de Turing sin entender su sistema de transición que presentaremos apoyándonos en su modelo gráfico El Modelo Gráfico y el Sistema de Transición. Introduciremos, para cada máquina de Turing M = (Σ, Q, q 0, F, δ), un grafo orientado infinito (S M, M ), que denominaremos sistema de transición y que representa la acción (dinámica) de una máquina de Turing. Los elementos de S M se denominan configuraciones (o snapshots) de la máquina M y representan la imagen de la máquina en un instante determinado. Las configuraciones vienen dadas por la siguiente definición: S M Q (Σ ) k+2 (N) k+2 C := (q, x, y 1,..., y k, y k+1, n 0, n 1,..., n k ) Q (Σ ) k+2 (N) k+2, diremos que C S M si y solamente si se verifican las propiedades siguientes: q Q es un estado (el estado de la configuración) x := x 1,..., x n Σ Para cada i, 1 i k, se tiene y i := y i,1... y i,si Σ 27 Volveremos sobre el concepto de indeterminismo más adelante.16 174 L.M. PARDO n 0, n 1,..., n k N son las posiciones de las unidades de control, 0 n i s i + 1, 1 i k y 0 n 0 n Modelo gráfico de una máquina de Turing. La interpretación de una configuración debe hacerse del modo siguiente. Utilizaremos un modelo gráfico que representa la dinámica de la máquina de Turing. Para ello, observaremos la siguiente descripción de una máquina de Turing: Dispondremos de una cinta de input y k cintas de trabajo. Cada cinta está dividida en unidades de memoria (o celdas) que son capaces de contener un símbolo del alfabeto Σ (o el símbolo auxiliar ). Cada cinta tiene adosada una unidad de control, con una memoria finita. En esa unidad de control podemos guardar un estado (la idea es que las unidades de control tienen la capacidad de almacenar una cantidad finita de información). La configuración C anterior queda descrita mediante la figura siguiente: IT. x 1 x 2 x n0 x n λ q WT1 y 1 1 y 1 n1 y 1 s1 λ... q. WTk y k 1 y k nk y k tk λ... q Para poder interpretar la figura, debemos hacer las siguientes consideraciones: El estado q es el indicador de la fase de cálculo en la que nos encontramos. El estado q está guardado en las unidades de control (todas con el mismo estado, aunque en diferentes posiciones). Cada unidad de control está apuntando una celda de cada cinta. El número n i representa el lugar al que está apuntando la unidad i. En realidad, estamos indicando el número del registro de memoria que debemos atender en la fase de Lectura. Cada cinta actúa como un disco duro (o, si se prefiere, una partición del disco duro en k + 1 trozos). La información completa contenida en el disco duro no será utilizada simultáneamente. La cantidad de información utilizable es marcada por las unidades de control.17 P VERSUS NP 175 El símbolo es el cursor: va a ser el representante del principio de cinta y sirve para prohibir (en la fase de Movimientos) el ir un paso a la izquierda del cursor. Lo que cuenta es la palabra que está descrita justo después Un paso de cálculo: Cuando una máquina de Turing se encuentra frente a una configuración como la descrita por la representación gráfica anterior, actúa del modo siguiente. Hay que dividir su acción en cinco etapas (el conjunto de todas ellas configura un paso de cálculo o, en términos técnicos, una operación bit). (1). Parada. (2). Lectura (3). Transición (4). Escritura (5). Movimientos Parada. Se trata de verificar la Condición de Parada: que viene marcada por los estados finales del modo siguiente: while el estado q no es un estado final aceptador (i.e. q F ) do Lectura Transición Escritura Movimientos od Output el contenido de la cinta de trabajo k ésima y termina la computación. fi Lectura. La fase de Lectura consiste en recuperar los contenidos de las celdas de las cintas señaladas por las unidades de control. Así, tras verificar la condición de parada, procedemos a leer los contenidos de las distintas cintas de trabajo: Lectura: = (q, x n0, y 1,n1,..., y k,nk ) Q Σ. go to Transición Transición. La máquina acude con el resultado de Lectura a la función de transición δ (o, para ser más precisos, al grafo de la función de transición). Se obtiene el resultado de la transición mediante: Transición:= δ(lectura) = (q, w 1,..., w k, ε 0,..., ε k ) Q Σ k { 1, 0, 1} k+1. go to Escritura18 176 L.M. PARDO Escritura. El proceso de escritura contiene dos etapas. La primera es cambiar el contenido de las unidades de control (esto es cambiar el estado q que estaba en las unidades de control por el nuevo estado q ). La segunda es cambiar el contenido de cada celda de cada cinta de trabajo (en el lugar donde estaba señalado) escribiendo el símbolo w i. Esto se expresa diciendo: Nuevo Estado: q := q for i = 1 to k do y i,ni := w i od go to Movimientos Movimientos. Ahora se trata de mover las unidades de control conforme a las reglas indicadas en la lista de movimientos conforme a las reglas siguientes: (ε 0,..., ε k ) { 1, 0, 1} k+1, ε = 1 Un paso a la izquierda ε = 0 No te muevas ε = 1 Un paso a la derecha En otras palabras, la unidad de control se mueve a la celda inmediatamente a su izquierda si ε = 1, no se mueve si ε = 0 y se mueve a la celda inmediatamente a su derecha si ε = 1. Así, las posiciones de las unidades de control se modifican mediante el siguiente proceso: for i = 0 to k do n i := n i + ε i od go to Parada El resultado de un paso (esto es, de las cuatro etapas descritas) es la configuración C := (q, x, y 1,..., y k; n 0,..., n k), donde q es el nuevo estado, el input x no ha sido modificado, y i es como y i salvo en el lugar n i donde y i,ni ha sido reemplazado por w i las nuevas posiciones han sido cambiadas de acuerdo a los movimientos, esto es, n i := n i + ε i.19 P VERSUS NP 177 Gráficamente, la nueva configuración tendrá el siguiente aspecto, donde hemos supuesto que el ε 0 = 1, ε 1 = 0 y ε k = 1. IT. x 1 x 2 x n0 1 x n0 x n0+1 x n λ q WT1 y 1 1 y 1 n1 1 w 1 y 1 n1+1 y 1 s1 λ... q. WTk y k 1 y k nk 1 w k y k nk +1 y k tk λ... q Observación 3.2. Un ejercicio para entender cómo funciona una máquina de Turing consiste en definir las máquinas de Turing asociadas a las operaciones elementales de la aritmética (en base 2 para simplificar las tablas de cálculo) al modo escolar: Suma de naturales, Producto de naturales, División euclídea, etc Algoritmos, funciones computables. Indecidibilidad. Dadas dos configuraciones C y C de una máquina de Turing M, escribiremos C M C para denotar que C se obtiene desde C en un paso de cálculo (un paso de deducción o una operación bit). Escribiremos C M C para denotar que C se puede obtener de la configuración C en un número finito de pasos de cálculo de la máquina de Turing M (es decir, alcanzable por un camino finito dentro del grafo del sistema de transición asociado). Definición 3.3 (Tesis de Church). Se llama algoritmo o programa a toda máquina de Turing. Definición 3.4 (Terminología Básica). Dada una palabra x Σ llamaremos configuración inicial sobre x a la configuración I(x) := (q 0, x,,...,, 1,..., 1) S M, esto es, todas las cintas de trabajo están vacías salvo la cinta de Input donde aparece la palabra x. Las unidades de control están sobre el cursor para empezar a trabajar. Una palabra x Σ se dice aceptada por una máquina de Turing M si a partir de la configuración inicial I(x) se alcanza una configuración C (i.e. I(x) M C20 178 L.M. PARDO en la que el estado es un estado final aceptador (i.e. el estado de C está en F ). El conjunto de las palabras aceptadas por M se llama lenguaje aceptado por M y es un subconjunto de Σ que se denota por L(M). Si x L(M), existe C configuración final aceptadora tal que I(x) M C. En ese caso, el output es el contenido de la k ésima cinta de trabajo y se dice que Res M (x) := y k Σ, es el resultado (output) de la máquina de Turing sobre el input aceptado x. Definición 3.5. Un lenguaje L Σ se llama recursivamente enumerable si es el lenguaje aceptado por alguna máquina de Turing (i.e. L = L(M) para alguna máquina M). Se llama recursivo si tanto L como su complementario Σ \ L son recursivamente enumerables. Definición 3.6 (Funciones Computables). Una función computable es una función f : D(f) Σ Σ, tal que existe una máquina de Turing M sobre Σ tal que: (1). L(M) = D(f), (2). Res M = f La máquina Universal y el Problema de Parada. En su trabajo de 1936, A. Turing introdujo un ejemplo de problema recursivamente enumerable que no es recursivo. Ya se conocían los resultados de K. Gödel y A. Church; pero resulta interesante señalarlo aquí. Un problema recursivamente enumerable que no es recursivo es un problema que se puede enunciar, pero no se puede resolver por métodos algorítmicos. Dado que el ejemplo es notable, insistiremos en enunciarlo del modo siguiente: Teorema 3.7 (A. Turing, 1936). Existe una máquina de Turing U sobre el alfabeto {0, 1} de tal modo que el lenguaje aceptado es dado por la siguiente definición: { L(U) := (c M, x) : tales que: c M es el código binario de una máquina de Turing M, x es una palabra sobre el alfabeto de M tal que x es aceptada por M (i.e. x L(M)), el resultado de U sobre (c M, x) es el mismo que el resultado de M sobre x, i.e. } Res U (c m, x) = Res M (x), x L(M). La máquina U se denomina la Máquina de Turing Universal. Junto a esta máquina Universal, A. Turing presentó el siguiente enunciado: Teorema 3.8 (Problema de Parada). El siguiente lenguaje HP {0, 1} es un lenguaje recursivamente enumerable que no es recursivo: HP := {(c M, x) : x L(M)}. Mostrar más
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