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Language Class 的包含关系

结论：

\[ \begin{aligned} \text{Regular Language} \subsetneq \newline \text{Context Free Language} \subsetneq \newline \text{Recursive Language} \subsetneq \newline \text{Recursively Enumerable Language} \subsetneq \newline \text{All Languages} \end{aligned} \]

前两个 \(\subsetneq\)，可以轻易构造出例子。

第四个 \(\subseteq\)，不妨固定其字符集为 \(\Sigma = \{0,1\}\)。因为图灵机的总数是可数的，每一个图灵机恰好对应一个 RE Language，因此 RE Language 是可数的。但是所有语言的集合 \(2^{\Sigma^\ast}\) 显然是不可数的，因此我们

第三个 \(\subsetneq\)，不妨固定其字符集为 \(\Sigma = \{0,1\}\)。我们设计这样一个语言 \(L = \{\langle M, w \rangle: M \text{ accepts or rejects } w\}\)。我们不难设计出一个通用图灵机 \(H\)，它只会 accept 或者 loop：通用图灵机“模拟”其它图灵机 \(M\)，只要 \(M\) 在输入 \(w\) 下停机，就 accept；否则只能 loop。

显然，\(H\) 半判定上面那个语言。根据假设，半判定等价于判定，那么，必然存在某个图灵机 \(H'\)，可以判定这个语言——如果 \(M\) 停机，那么就 accept；否则就是 reject（而不是 \(H\) 中的 loop）。

固定字符集，我们可以给所有该字符集下的图灵机进行 index，然后列出下表：

\(\varepsilon\) 0 1 00 \(\cdots\)
\(M_1\) A R L A \(\cdots\)
\(M_2\) A A A R \(\cdots\)
\(M_3\) A L L A \(\cdots\)
\(M_4\) L L R L \(\cdots\)
\(\vdots\) \(\vdots\) \(\vdots\) \(\vdots\) \(\vdots\) \(\ddots\)

Note: A stands for "accept", R for "reject", L for "loop".

我们构造出这样的图灵机：

def T(i):
    if H'(M_i, i) == accept:
        return ~run(M_i, i)
    else
        return accept;

显然，\(T\) 满足下列两个性质：

  1. 一定停机
  2. 一定和 \(M_i(i)\) 的输出不同（如果有输出的话）

由于 \(\exists k: M_k = T\)，因此：如果 \(T(k) = accept\)，那么 \(T(k) = ~run(T, k) = reject\); 如果 \(T(k) = reject\)，那么 \(T(k) = ~run(T, k) = accept\)。矛盾。从而 \(T\) 这个图灵机不应该存在，从而 \(H'\) 不应该存在，从而 \(L(H)\) 是递归语言，但是不是递归可枚举语言。\(\blacksquare\)

几种 R 和 RE 的语言

\(A_{CFG} = \{\langle G, w \rangle: w \in L(G)\}\) is recursive

很简单，我们将 CFG \(G\) 转换成等价的 Chomsky Normal Form (CNF)，也即：

\[ \begin{aligned} S &\to \varepsilon \newline A &\to a \newline A &\to BC \end{aligned} \]

如果 \(w = \varepsilon\)，那么 \(\langle G, w \rangle \in A_{CFG}\) 当且仅当 \(S \to \varepsilon \in G\)。

如果 \(w \neq \varepsilon\)，那么我们的策略就是：

  1. 首先，将 \(S\) 不断使用某一个第三类规则进行延长，直到延长到 \(|w|\)。我们将分别尝试每一种延长的方式。
  2. 然后，将所有 symbol，试图通过第二类规则进行转换成 \(w\)。然后根据转换的成功与否，来决定 accept 还是 reject。

这样，我们就可以在有限时间内（其实还是指数时间内）模拟 \(A_{CFG}\)。从而必然停机，从而这个语言是 recursive。

\(E_{CFG} = \{G: \exists w: w \in L(G)\}\) is recursive

我们可以直接把 CNF 规则变成逻辑：

\[ \begin{aligned} S &\to \varepsilon : x_S\newline A &\to a : x_A\newline A &\to BC: x_B \land x_C \to x_A \end{aligned} \]

\(G \in E_{CFG}\)，当且仅当 \(G\) 中规则所代表的逻辑，最终可以推出 \(x_S\)。这个判定甚至是 \(\mathcal O(n)\) 的。

\(A_{TM}\) is recursively enumerate

我们可以通过在通用图灵机上来模拟 \(A_{TM}\)。这个通用图灵机显然是 semi-decidable。

\(A_{TM}\) is NOT recursive

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