Teoría de la computabilidad

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La Teoría de la computabilidad es la parte de la computación que estudia los problemas de decisión que pueden ser resueltos con un algoritmo o equivalentemente con la llamada máquina de Turing. La teoría de la computabilidad se interesa por cuatro preguntas:

  • ¿Qué problemas puede resolver una máquina de Turing?
  • ¿Qué otros formalismos equivalen a las máquinas de Turing?
  • ¿Qué problemas requieren máquinas más poderosas?
  • ¿Qué problemas requieren máquinas menos poderosas?

La teoría de la complejidad computacional clasifica las funciones computables según el uso que hacen de diversos recursos en diversos tipos de máquina.

Conjuntos computables y no computables[editar]

La teoría de la recursión se originó en la década de 1930, con el trabajo de Kurt Gödel, Alonzo Church, Alan Turing, Stephen Kleene y Emil Post.[1]

Los resultados fundamentales que obtuvieron los investigadores estabilizó la función computable como la manera correcta de formalizar la idea sobre los cálculos efectivos.

Estos resultados llevaron a Stephen Kleene (1952) a acuñar dos nombres, "Tesis de Church" (Kleene 1952:300) y "Tesis de Turing" (Kleene 1952:376). Hoy en día ambos son considerados como una única hipótesis, la Tesis de Church-Turing, la cual establece que cualquier función que sea computable por un algoritmo es una función computable. Aunque en un principio era algo un tanto escéptico, alrededor del año 1946 Gödel defendió esta tesis:

"Tarksi ha subrayado en su lectura (y creo justamente) la gran importancia del concepto de recursividad general (o Computabilidad de Turing). En mi opinión esta importancia se debe en gran medida al hecho de que con este concepto, uno por fin ha conseguido darle una noción absoluta a una interesante noción epistemológica, es decir, una que no depende del formalismo elegido.*"(Gödel 1946 en Davis 1965:84).[2]

Con una definición sobre cálculos efectivos aparecieron las primeras pruebas de que hay ciertos problemas en las matemáticas que no pueden ser decididos de una manera efectiva. Church (1936p, 1936f) y Turing (1936), inspirados por las técnicas usadas por Gödel (1931) para probar sus teoremas sobre la incompletitud, demostraron por separado que Entscheidungsproblem no es decidible de una manera efectiva. Este resultado mostró que no existe un procedimiento algorítmico que pueda decidir de manera correcta si ciertas proposiciones matemáticas son ciertas o no.

Muchos problemas en las matemáticas han sido demostrados ser indecidibles una vez se establecieron estos primeros ejemplos. En 1947, Markov y Post publicaron por separado sus trabajos mostrando que el problema de las palabras para los semigrupos no puede ser decidido de una manera efectiva. Ampliando este resultado, Pyotr Novikov y William Boone mostraron independientemente en la década de 1950 que el problema de las palabras para los semigrupos no se puede resolver de una manera efectiva: no hay ningún procedimiento efectivo que, dada una palabra en un grupo, decida si el elemento representado por la palabra es el elemento identidad del grupo. En 1970, Yuri Matiyasevich demostró (usando los resultados deJulia Robinson) el Teorema de Matiyasevich, el cual implica que el décimo problema de Hilbert no tiene una solución efectiva; este problema preguntaba si había o no un procedimiento mediante el cual se pudiera decidir si una ecuación diofántica sobre los números enteros tiene una solución entera. La lista de problemas indecisibles contiene ejemplos adicionales sobre problemas sin soluciones computables.

El estudio sobre qué contrucciones matemáticas pueden ser llevadas a cabo de una forma efectiva se denomina a veces matemátia recursiva; El Handbook of Recursive Mathematics (Ershov et al. 1998) cubre muchos de los resultados conocidos en este campo.

Antecedentes[editar]

El origen de los modelos abstractos de computación se encuadra en los años '30 (antes de que existieran los ordenadores modernos), para el trabajo de los lógicos Alonzo Church, Kurt Gödel, Stephen Kleene, Emil Leon Post, y Alan Turing. Estos trabajos iniciales han tenido una profunda influencia, tanto en el desarrollo teórico como en abundantes aspectos de la práctica de la computación; previendo incluso la existencia de ordenadores de propósito general, la posibilidad de interpretar programas, la dualidad entre software y hardware, y la representación de lenguajes por estructuras formales basados en reglas de producción.

El punto inicial de estos primeros trabajos fueron las cuestiones fundamentales que David Hilbert formuló en 1900, durante el transcurso de un congreso internacional.

Lo que Hilbert pretendía era crear un sistema matemático formal completo y consistente en el cual todas las aseveraciones fueran planteadas con precisión. Su intención era encontrar un algoritmo que determinara la verdad o falsedad de cualquier proposición en el sistema formal. Al problema en cuestión se le denominó Entscheidungsproblem. En caso de que Hilbert hubiese cumplido su objetivo, cualquier problema bien definido se resolvería simplemente al ejecutar dicho algoritmo.

Pero fueron otros los que mediante una serie de investigaciones mostraron que esto no era posible. En contra de esta idea K. Gödel sacó a la luz su conocido Primer Teorema de Incompletitud. Este viene a expresar que todo sistema de primer orden consistente que contenga los teoremas de la aritmética y cuyo conjunto de axiomas sea recursivo no es completo. Gödel construyó una fórmula que es satisfactoria pero que no puede ser probada en el sistema. Como consecuencia, no es posible encontrar el sistema formal deseado por Hilbert en el marco de la lógica de primer orden, a no ser que se tome un conjunto no recursivo de axiomas.

Una posterior versión, que resulta más general, del teorema de incompletitud de Gödel, indica que ningún sistema deductivo que contenga los teoremas de la aritmética, y con los axiomas recursivamente enumerables puede ser consistente y completo a la vez. Esto hace pensar, a nivel intuitivo, que no va a ser posible definir un sistema formal.

¿Qué problemas puede resolver una máquina de Turing?[editar]

No todos los problemas pueden ser resueltos. Un problema indecidible es uno que no puede ser resuelto con un algoritmo aun si se dispone de espacio y tiempo ilimitado. Actualmente se conocen muchos problemas indecidibles, como por ejemplo:

¿Qué otros formalismos equivalen a las máquinas de Turing?[editar]

Los lenguajes formales que son aceptados por una máquina de Turing son exactamente aquellos que pueden ser generados por una gramática formal. El cálculo Lambda es una forma de definir funciones. Las funciones que pueden ser computadas con el cálculo Lambda son exactamente aquellas que pueden ser computadas con una máquina de Turing. Estos tres formalismos, las máquinas de Turing, los lenguajes formales y el cálculo Lambda son formalismos muy disímiles y fueron desarrollados por diferentes personas. Sin embargo, todos ellos son equivalentes y tienen el mismo poder de expresión. Generalmente se toma esta notable coincidencia como evidencia de que la tesis de Church-Turing es cierta, que la afirmación de que la noción intuitiva de algoritmo o procedimiento efectivo de cómputo corresponde a la noción de cómputo en una máquina de Turing.

Los computadores electrónicos, basados en la arquitectura de von Neumann así como las máquinas cuánticas tendrían exactamente el mismo poder de expresión que el de una máquina de Turing si dispusieran de recursos ilimitados de tiempo y espacio. Como consecuencia, los lenguajes de programación tienen a lo sumo el mismo poder de expresión que el de los programas para una máquina de Turing y en la práctica no todos lo alcanzan. Los lenguajes con poder de expresión equivalente al de una máquina de Turing se denominan Turing completos.

Entre los formalismos equivalentes a una máquina de Turing están:

Los últimos tres ejemplos utilizan una definición ligeramente diferente de aceptación de un lenguaje. Ellas aceptan una palabra si cualquiera, cómputo acepta (en el caso de no determinismo), o la mayoría de los cómputos aceptan (para las versiones probabilística y cuántica). Con estas definiciones, estas máquinas tienen el mismo poder de expresión que una máquina de Turing.

¿Qué problemas requieren máquinas más poderosas?[editar]

Se considera que algunas máquinas tienen mayor poder que las máquinas de Turing. Por ejemplo, una máquina oráculo que utiliza una caja negra que puede calcular una función particular que no es calculable con una máquina de Turing. La fuerza de cómputo de una máquina oráculo viene descrita por su grado de Turing. La teoría de cómputos reales estudia máquinas con precisión absoluta en los números reales. Dentro de esta teoría, es posible demostrar afirmaciones interesantes, tales como «el complemento de un conjunto de Mandelbrot es solo parcialmente decidible».

Ejemplos de funciones recursivas primitivas[editar]

EJEMPLO 1. Sea k ∈, Y sea k la función constante. Definido por k (x) = k para todo x ∈. Demuestre que k está en prim.

SOLUCIÓN Lo mostramos por inducción sobre k. Puesto que 0 es una función inicial, tenemos 0 ∈ prim. Dígase k ∈ prim, algo dado k. Entonces (k + 1) (x) = (k (x)) 0, para cada x ∈ ℕ. Asi que K + 1 ∈ prim (por sustitución de k en 0).

EJEMPLO 2. Demuestre que la diferencia absoluta, definida por


                   
              

SOLUCIÓN. En este caso, obtenemos la función mediante la sustitución usando ya Funciones recursivas primitivas probadas: |m − n| = (m−· n) + (n−· m). ¡No todos los ejemplos necesitan un esquema recursivo primitivo!

Podemos esperar que este proceso de construcción cada vez sea más complicado. Debemos usar funciones anteriores hasta que tengamos todas las funciones computables, en la medida en que a partir de 1928 Wilhelm Ackermann definió una función computable que no es primitivo recursivo. Para definir la función de Ackermann A, utilizó un anidado recursivo. Aquí está una versión simplificada debido al matemático húngaro R'osza P'eter, un cofundador en gran medida olvidado de la teoría de la computabilidad:

A(m, 0) = m + 1 A(0, n + 1) = A(1, n) A(m + 1, n + 1) = A(A(m, n + 1), n).

El anidamiento en la última línea conduce a que A (m, m) sea mucho más rápido que el crecimiento de cualquier función recursiva primitiva f (m) podría ser. Uno puede obtener una impresión de la rapidez con la computación sólo unos pocos valores. Para ello, utilice el hecho de que la recursión anidada antedicha da las ecuaciones equivalentes:

A(m, 0) = m + 1 A(m, 1) = 2 + (m + 3) − 3 A(m, 2) = 2 × (m + 3) − 3 A(m, 3) = 2(m+3) − 3 A(4, n) = 22 ... 2− 3 (m + 3 terms)

De donde obtendremos los valores: A(0,0)=1, A(1,1)=3, A(2,2)=7, A(3,3)=61, A(4,4)= 65536. Podemos remediar esta insuficiencia de prim añadiendo sólo una regla más para obtener nuevas funciones.

Bibliografía[editar]

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    • Muchos de estos trabajos fundamentales están recogidos en The Undecidable (1965) por Martin Davis.
    • El trabajo completo también puede encontrarse en las páginas 150 y posteriores (con comentarios por Charles Parsons en las páginas 144 y posteriores) en Feferman et al. edición de 1990 Kurt Gödel Volume II Publications 1938-1974, Oxford University Press, New York, ISBN 978-0-19-514721-6. Ambas reimpresiones tienen la siguiente nota a pie de página * añadida al volumen de Davis por Gödel en 1965: "Para ser más precisos: una función de enteros es computable por cualquier sistema formal conteniendo aritmética si y solo si es computable en la aritmética, donde una función f se denomina computable en S si hay en S un término computable representando f (p. 150).