Skript in PDF - Theoretische Informatik - Technische Universität ...
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142 KAPITEL 6. KOMPLEXITÄT VON ALGORITHMEN<br />
Der reguläre Ausdruck<br />
ergibt also <strong>in</strong> komprimierter Notation<br />
(aaa + b ∗ )(aaa + b ∗ )<br />
(a ↑ 11 + b ∗ ) ↑ 10.<br />
E<strong>in</strong> regulärer Ausdruck über dem Alphabet Σ heißt universal, falls die dadurch<br />
def<strong>in</strong>ierte Sprache die ganze Sprache Σ ∗ ist. Z.B. ist der obige reguläre Ausdruck<br />
(über Σ = {a, b}) nicht universal, aber (a ∗ ↑ 11 + b ∗ ) ↑ 10 ist universal. Jeder<br />
reguläre Ausdruck über Σ ist also e<strong>in</strong> Wort über dem Alphabet<br />
Σ ∪ {∗, +, (, ), 0, 1, ↑}<br />
und die Länge dieses Wortes ist dann die Größe der E<strong>in</strong>gabe.<br />
Satz 1. Das Problem, zu entscheiden, ob e<strong>in</strong> gegebener regulärer Ausdruck <strong>in</strong> komprimierter<br />
Notation über {a, b} universal ist, gehört nicht zu P.<br />
Den Beweis kann der Leser unter 13.15 im Buch von Hopcroft und Ullman (siehe<br />
E<strong>in</strong>leitung [?]) f<strong>in</strong>den.<br />
6.3 Berechnungsprobleme und Reduzierbarkeit<br />
Die Komplexitätsklasse P wurde für Entscheidungsprobleme e<strong>in</strong>geführt. Analog<br />
können wir für Berechnungsprobleme die Klasse<br />
FP<br />
e<strong>in</strong>führen, die alle <strong>in</strong> polynomialer Zeit lösbaren Probleme enthält.<br />
Beispiel 1. 2-FÄRBUNG ist das Problem, zu jedem 2-färbbaren Graphen e<strong>in</strong>e<br />
2-Färbung zu berechnen. Darunter verstehen wir, wie üblich, e<strong>in</strong>e Funktion<br />
f : {0, 1} ∗ → {0, 1} ∗ ,<br />
die jedem b<strong>in</strong>ären Code w = c(G) e<strong>in</strong>es Graphen G e<strong>in</strong>en b<strong>in</strong>ären Code f(w) se<strong>in</strong>er<br />
2-Färbung zuordnet, falls G e<strong>in</strong>e 2-Färbung hat.<br />
So e<strong>in</strong>e Funktion kann <strong>in</strong> l<strong>in</strong>earer Zeit berechnet werden, siehe Beispiel 3 <strong>in</strong> 6.1.<br />
Wir verwenden wieder TM als Berechnungsmodell. Wir sagen, dass e<strong>in</strong>e TM e<strong>in</strong>e<br />
Funktion<br />
f : Σ ∗ → Γ ∗<br />
(Σ, Γ zwei Alphabete)<br />
berechnet, falls die TM für jede E<strong>in</strong>gabe s1s2 . . . sn (aus Σ ∗ ) nach endlich vielen<br />
Schritten mit dem Wort f(s1 . . . sn) (aus Γ ∗ ) auf dem Band hält, siehe Abschnitt<br />
3.5<br />
Def<strong>in</strong>ition. Wir bezeichnen mit FP die Klasse aller Funktionen f : Σ ∗ → Γ ∗ ,<br />
die von e<strong>in</strong>er TM <strong>in</strong> polynomialer Zeit berechnet werden können. D.h., für die e<strong>in</strong>e<br />
Tur<strong>in</strong>gmasch<strong>in</strong>e M und e<strong>in</strong> Polynom p(n) existieren, so dass M auf jede E<strong>in</strong>gabe<br />
s1 . . . sn aus Σ ∗ <strong>in</strong> höchstens p(n) Schritten hält und f(s1 . . . sn) auf das Band<br />
schreibt.