나는 모든 정규 언어가 결정할 수 있음을 증명하려고 노력하고 있습니다. 그래서 결정론적인 유한 자동 기계 (DFA)에서 튜링 가능한 기계로 이동할 수 있음을 증명하려고합니다. 그래서 원래 자동화 (DFA)를 시뮬레이트하는 튜링 기계를 만드는 방법을 모르겠습니다. 상태는합니다 (자동화하고 튜링 기계에) 오프 과정과 유사합니다 ..하지만 .. 사전에 감사를 계
전 집합을 보편적으로 정량화 된 의미로 설정 한 관계 및 연산으로 인코딩 집합입니다. 단항 조건 자 p (예 : v < 4, v> 4, ..)를 만족하는 요소를 선택하여 새 세트를 생성하는 세트에 대해 선택 연산자를 사용합니다. 이 연산자로 인해, 내 수식에 간단한 산술 술어가 있습니다. 이러한 식의 예 Z3 부호화 아래 주어진 - 예상대로 (set-opt
컴파일 할 때 -XUndecidableInstances가 필요한 하스켈 코드를 작성했습니다. 나는 왜 그런 일이 벌어지고, 어떤 조건이 위반되어 GHC가 소리를 지른다는 것을 이해합니다. 그러나 유형 검사기가 실제로 끊어 지거나 무한 루프에 빠지는 상황을 경험 한 적이 없습니다. 종료되지 않는 인스턴스 정의는 어떤 모양입니까? 예를 들려 줄 수 있습니까?
M이 허용하는 언어가 유한 한 모든 튜링 기계 설명 M으로 구성된 언어 L입니다. 나는 M이 시작과 수락 상태 사이에 루프가 존재하면 거짓을 반환하고 그렇지 않으면 true를 반환하는 함수 D (M)에서 M을 실행할 수 있기 때문에 L은 결정할 수있는 언어라고 말했다. 나는 무한 루프를 감지하는 어려움을 과소 평가하기 때문에 내가 틀렸다는 느낌이 들었습니다
G의 언어가 nil 인 문맥 자유 문법 G가있는 경우 G는 결정 가능합니까? 나는 대답이 '예'라는 것을 알고 있지만, 이것을 증명하는 데 문제가 있습니다. 나의 첫 번째 생각은 G와 같은 Turing Machine의 시작 상태와 수락 상태를 나타내는 상태가 하나만 있다고 가정하는 것입니다.이 컴퓨터는 입력을 허용하지 않고 수락에 도달 했으므로 즉시 중단하
이것은 결정할 수 있는지 여부와 관련하여 고민 중입니다. A = {x는 자연수 집합의 요소입니다. x보다 큰 모든 y에 대해 2y는 2 개의 소수의 합입니다. 튜링 머신으로 공급 될 때 결코 받아 들일 수없는 상태가 될 것이라는 사실을 감안할 때 결정할 만하다고 생각합니다. 그것은 거절하지 않는 한 무한대. 그러나, 나는 또한 결정할 수있는 언어는 결정할
undecidable 문제와 NP 어려운 문제 사이의 관계에 대해 조금 혼란스러워합니다. NP 하드 문제가 결정 불가능한 문제의 일부인지, 아니면 단순히 동일하고 동등한가요, 아니면 비교할 수없는 것입니까? 나를 위해, 나는 결정할 수없는 문제가 NP 어려운 문제의 수퍼 세트라고 내 친구들과 논쟁 해왔다. NP에는 없지만 결정할 수없는 몇 가지 문제가 존재