Perché le macchine di Turing limitate linearmente sono più potenti degli automi a stati finiti?

Avevo l'impressione che i nostri computer, essendo finiti, alla fine non fossero più potenti delle (straordinariamente grandi) macchine a stati finiti. Tuttavia, anche le macchine di Turing linearmente limitate sono limitate, ma sembra che le lingue regolari siano rigorosamente un sottoinsieme improprio di lingue sensibili al contesto.

Ovviamente, mi manca qualcosa qui. Cosa sta succedendo?

finite-automata computation-models linear-bounded-automata

— Ben I.
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Risposte:

La macchina di Turing con limite lineare è limitata a un nastro la cui lunghezza è una funzione lineare della lunghezza dell'ingresso.

Se il limite di lunghezza fosse una costante, la macchina non sarebbe più potente di un DFA. Tuttavia, un DFA non può far crescere più stati per far fronte a un input più lungo, cosa che in effetti LBTM può fare (assumendo che lo stato sia l'intera configurazione della macchina). Quindi LBTM è strettamente più potente.

— RICI
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o (\log \log n)

$o(\log \log n)$

@ skankhunt42, perché?

— Ben I.

k \log \log n

$k \log \log n$

2^{k \log \log n} = 2^{\log (\log^{k} n)} = \log^{k} n

$2^{k \log \log n} = 2^{\log (\log^k n)} = \log^k n$

o (n)

$o(n)$

O (1)

$\mathcal O(1)$

c \in N

$c \in \mathbb N$

c

$c$

⋃_{0 \leq i \leq c} {0, 1}^{i}

$\bigcup_{0 \leq i \leq c} \{ 0, 1 \}^i$

@Choirbean Richiede una prova usando sequenze incrociate. Puoi cercarlo qui cs.stackexchange.com/questions/7372/… .

— skankhunt42,

2^{k \log \log n}

$2^{k \log \log n}$

n 2^{k \log \log n}

$n 2^{k \log \log n}$

Penso che dobbiamo prima capire la descrizione di una macchina e le dimensioni di input, in modo che il confronto sia solo di oggetti validi. Supponiamo che N sia una dimensione di input. Ciò significa che le macchine avranno questi limiti di risorse.

\begin{array}{lll} Resource & Finite Automata: A & LBTM: M \\ Input Tape Size & O (N) & O (N) \\ Tape Operations & Read Only & Read, Write \\ Tape Movement & Left to right, One pass only & Both directions, No pass limit \\ # of Locations (States) & M & M \\ Input Alphabet & Σ & Σ \\ Acceptance Condition & Reach finite location: ℓ_{f} & Reach finite location: ℓ_{f} \end{array}

$\begin{array}{|l|l|l|} \hline \mbox{Resource} & \mbox{Finite Automata:}\quad \mathcal{A} & \mbox{LBTM:} \quad \mathcal{M}\\ \hline \mbox{Input Tape Size} & O(N) & O(N)\\ \mbox{Tape Operations} & \mbox{Read Only}& \mbox{Read, Write}\\ \mbox{Tape Movement} & \mbox{Left to right, One pass only}& \mbox{Both directions, No pass limit}\\ \mbox{# of Locations (States)} & M & M\\ \mbox{Input Alphabet} & \Sigma & \Sigma\\ \mbox{Acceptance Condition} & \mbox{Reach finite location: }\ell_f & \mbox{Reach finite location: }\ell_f\\ \hline \end{array}$

$\mathcal{M}$ $\mathcal{A}$ $\mathcal{A}$

\begin{array}{lll} Resource & Finite Automata: A^{'} & LBTM: M \\ Input Tape Size & O (N) & O (N) \\ Tape Operations & Read Only & Read, Write \\ Tape Movement & Left to right, One pass only & Both directions, No pass limit \\ # of Locations (States) & M \times 2^{N} & M \\ Input Alphabet & Σ & Σ \\ Acceptance Condition & Reach finite location: ℓ_{f}^{'} & Reach finite location: ℓ_{f} \end{array}

$\begin{array}{|l|l|l|} \hline \mbox{Resource} & \mbox{Finite Automata:}\quad \mathcal{A'} & \mbox{LBTM:} \quad \mathcal{M}\\ \hline \mbox{Input Tape Size} & O(N) & O(N)\\ \mbox{Tape Operations} & \mbox{Read Only}& \mbox{Read, Write}\\ \mbox{Tape Movement} & \mbox{Left to right, One pass only}& \mbox{Both directions, No pass limit}\\ \mbox{# of Locations (States)} & M \times 2^N & M\\ \mbox{Input Alphabet} & \Sigma & \Sigma\\ \mbox{Acceptance Condition} & \mbox{Reach finite location: }\ell'_f & \mbox{Reach finite location: }\ell_f\\ \hline \end{array}$

$\mathcal{A}'$ $\mathcal{M}$ $\mathcal{A}'$ $N$ $\mathcal{A}$ $N$ $\mathcal{M}$ $\mathcal{M}$

— Devendra Bhave
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