チューリングマシン

Question: チューリングマシンの名称の由来は何？


チューリングマシン () は計算模型のひとつで、計算機を数学的に議論するための単純化・理想化された仮想機械である。
歴史
1936年にイギリスの数学者アラン・チューリングの論文「計算可能数について──決定問題への応用」で発表された。同様の考え方は同年にエミール・ポスト (Emil Post) も独自に発表している。構想の理由、動機についてはポストの論文が明確だが、仮想機械自体に関する記述はチューリングの論文が詳細である。
概要
ここでは非形式的（直感的）に述べる。理論的には形式的に述べる必要がある。
チューリングマシンには、いわゆるハードウェアに相当するものとして、
その表面に記号を読み書きできるテープ。長さは無制限（必要になれば順番にいくらでも先にシークできる[注 1]）とする
（テープに記号を読み書きするヘッド）
ヘッドによる読み書きと、テープの左右へのシークを制御する機能を持つ、有限オートマトン
がある。
また、ソフトウェアに相当するものとして、以下がある。
テープに読み書きされる有限個の種類の記号
最初から（初期状態において）テープにあらかじめ書かれている記号列
有限オートマトンの状態遷移規則群。詳細は次で述べる
この有限オートマトンの状態遷移規則は、その有限オートマトンの「現在の状態」（内部状態）と、ヘッドがテープの「現在の場所」から読み出した記号の組み合わせに応じて、次のような動作を実行する。
テープの「現在の場所」に新しい記号を書き込む（あるいは、現在の記号をそのままにしてもよい）
ヘッドを右か左に一つシークする（あるいは、移動しなくてもよい）
有限オートマトンを次の状態に状態遷移させる（同じ状態に遷移してもよい）
さらに、この有限オートマトンには（一般的な有限オートマトンの「受理状態」と同様な）「受理状態」がある。計算可能性理論的には、決定問題の2種類の答えに対応する、2種類の受理状態が必要である。
現実の計算との関係
実際の計算機の基本的動作も、突き詰めて考えれば、このチューリング機械の原理に従っているといえる。実用上の電子計算機はチューリング機械よりも遥かに複雑であり、また有限の記憶領域しか持たないが、「計算機で原理上解ける問題」は「チューリング機械で解ける問題」と同じであるといわれている。このため計算理論では、算法あるいは算譜をチューリング機械と同一視する（チャーチ＝チューリングのテーゼ）。
数学の形式体系はすべてこの仮想機械の動作に還元できるといわれている。この機械で決定できない命題も存在する。例えば与えられたチューリング機械が停止するかどうかをチューリング機械で決定することはできない（停止性問題）。これはゲーデルの不完全性定理の別の表現の形とみなすことができる。
形式的な定義
この節では、チューリング機械を形式的（formal）に記述する。
あるチューリング機械は次の



7


{\displaystyle 7}

つ組



M
=
⟨
Q
,


Γ


,
b
,


Σ


,
δ
,

q


i
n
i
t



,

q


a
c
c



⟩


{\displaystyle M=\langle Q,{\mathit {\Gamma }},b,{\mathit {\Sigma }},\delta ,q_{\mathrm {init} },q_{\mathrm {acc} }\rangle }

で定義される。
Q は有限集合であり、その元を<b data-parsoid='{"dsr":[1718,1726,3,3]}'>状態</b>という。
Γ は Q に交わらない有限集合であり、字母とよばれる。その元を<b data-parsoid='{"dsr":[1799,1807,3,3]}'>記号</b>という。
b は Γ の元であり、空白記号</b>とよばれる。
Σ は Γ - {b} の部分集合であり、入力字母</b>とよばれる。その元を<b data-parsoid='{"dsr":[1898,1908,3,3]}'>入力記号</b>という。
δ は Q × Γ から Q × Γ × {left, right} への写像であり、遷移函数</b>とよばれる。δ(q, a) = (q', a', m) は、「現在の状態が q であり、着目位置にある記号が a であれば、状態を q' に移し、着目位置に記号 a' を書き込んでから、着目位置を m 方向に1つずらす」と読む。
qinit は Q の元であり、初期状態</b>とよばれる。
qacc は Q の元であり、受理状態</b>とよばれる。
M の<b data-parsoid='{"dsr":[2203,2211,3,3]}'>状況</b>とは、





Γ


∪
Q


{\displaystyle {\mathit {\Gamma }}\cup Q}

上の（片側）無限列のうち、Q の元がちょうど1度現れ、また b 以外の記号が有限回しか現れないものをいう。遷移函数 δ は、状況から状況への写像を自然に定める。M が文字列



x
∈

Σ

∗




{\displaystyle x\in \Sigma ^{*}}

を<b data-parsoid='{"dsr":[2362,2370,3,3]}'>受理</b>するとは、状況




q


i
n
i
t



x
b
b
⋯


{\displaystyle q_{\mathrm {init} }xbb\cdots }

にこの写像を有限回施すことで状況




q


a
c
c



b
b
⋯


{\displaystyle q_{\mathrm {acc} }bb\cdots }

が得られることをいう。その最小回数を M の x に対する<b data-parsoid='{"dsr":[2507,2517,3,3]}'>実行時間</b>とよぶ。その過程における状況中の q の最右位置を、M が x に対して使用する<b data-parsoid='{"dsr":[2557,2568,3,3]}'>記憶領域量</b>という。
M が言語



L
⊆



Σ



∗




{\displaystyle L\subseteq {\mathit {\Sigma }}^{*}}

を<b data-parsoid='{"dsr":[2621,2629,3,3]}'>認識</b>するとは、M が L の元のみをみな受理することをいう。そのようなチューリング機械 M が存在するとき、L は<b data-parsoid='{"dsr":[2684,2695,3,3]}'>帰納可枚挙（recursively enumerable）あるいは<b data-parsoid='{"dsr":[2723,2734,3,3]}'>計算可枚挙（computably enumerable）であるという。L と






Σ



∗


∖
L


{\displaystyle {\mathit {\Sigma }}^{*}\setminus L}

がともに帰納可枚挙であるとき、Lは<b data-parsoid='{"dsr":[2825,2834,3,3]}'>帰納的（recursive）あるいは<b data-parsoid='{"dsr":[2849,2859,3,3]}'>決定可能（decidable）であるという。
より精細に、自然数から自然数への写像 t に対し、M が L を<b data-parsoid='{"dsr":[2911,2922,3,3]}'>時間計算量［ないし<b data-parsoid='{"dsr":[2926,2937,3,3]}'>空間計算量］t で認識するとは、M が L を認識し、かつ各



x
∈
L


{\displaystyle x\in L}

に対する



M


{\displaystyle M}

の実行時間［ないし記憶領域量］が



t
(

|
x
|

)


{\displaystyle t(\left|x\right|)}

以下であることをいう。ここで




|
x
|



{\displaystyle \left|x\right|}

は文字列 x の長さを表す。
変種
細かい相違
次の各項目について上記の定義に変更を施しても、帰納可枚挙な言語は変わらず、また時間計算量や空間計算量に対する影響も小さい。このため、チューリング機械の定義の詳細は文献によって異なっている。
字母





Γ




{\displaystyle {\mathit {\Gamma }}}

の大きさ（それが





Σ




{\displaystyle {\mathit {\Sigma }}}

を含む有限集合であるかぎり）。
遷移函数が着目位置を左右に必ず動かすか、同じ位置に留まる事を許すか。
文字列を受理するさい、テープ上の記号をすべて



b


{\displaystyle b}

にする必要があるか、受理状態へ移るだけでよいか。
テープが両方向に無限であるか、片側に終端があるか。
さらに、記憶領域が一次元のテープであるか、より複雑な形状をしているか。
テープの本数。
空間計算量を細かく調べるときには、書き換えできない入力専用テープを設けて、そこでの使用領域量を無視することがある。すなわち、遷移函数



δ


{\displaystyle \delta }

を



Q
×



Γ



2




{\displaystyle Q\times {\mathit {\Gamma }}^{2}}

から



Q
×


Γ


×
{

l
e
f
t

,

r
i
g
h
t


}

2




{\displaystyle Q\times {\mathit {\Gamma }}\times \{\mathrm {left} ,\mathrm {right} \}^{2}}

への写像とし、状況の定義も適切に変更する。
変換機
言語を認識するだけでなく、






Σ



∗




{\displaystyle {\mathit {\Sigma }}^{*}}

から






Σ



∗




{\displaystyle {\mathit {\Sigma }}^{*}}

への部分函数



f


{\displaystyle f}

を<b data-parsoid='{"dsr":[3816,3824,3,3]}'>計算</b>する機械を考えることもできる。すなわち機械



M


{\displaystyle M}

は、各



x
∈

d
o
m

(
f
)


{\displaystyle x\in \mathrm {dom} (f)}

に対しては文字列



f
(
x
)


{\displaystyle f(x)}

をテープに書いてから初めて受理状態へ移り、



x
∉

d
o
m

(
f
)


{\displaystyle x\notin \mathrm {dom} (f)}

に対しては決して受理状態へ移らない。このような



M


{\displaystyle M}

が存在するとき、



f


{\displaystyle f}

は<b data-parsoid='{"dsr":[4042,4053,3,3]}'>部分帰納的</b>あるいは計算可能（computable）であるという。
決定的と非決定的
遷移関数



δ


{\displaystyle \delta }

において、現在の状態 q と着目位置にある記号 a の、ある組 (q, a) に対し、値（すなわちその時にすべき動作）が、高々一つならば、そのチューリングマシンは「決定的」（deterministic）である。これに対し、動作が複数の場合は「非決定的」（non-deterministic）であり、受理の意味も再定義して、非決定的チューリングマシンや乱択チューリングマシンが定義される。また、未来と過去を逆にしても決定的であるのが可逆チューリングマシンである。
神託つき機械

質問状態を加える。
万能チューリングマシン
遷移規則をうまく構成することで、「いかなるチューリングマシンであろうとも、それを模倣することが可能なチューリングマシン（）」が可能である。万能チューリングマシンは、与えられた、別のチューリングマシンを記述した記号列と、そのチューリングマシンへの入力記号列を読みこみ、それに従って動く。（エミュレータの原理）

注釈

関連項目

チューリング完全
非決定性チューリングマシン
コルモゴロフ複雑性
ライフゲーム
停止性問題
可逆チューリングマシン
オートマトン
外部リンク
解説

 entry  in the Stanford Encyclopedia of Philosophy

その他