Новый ум короля: О компьютерах, мышлении и законах физики - [63]
{О, 2,4,6, 8…. }, множество квадратов
{0,1,4,9,16….} и множество простых чисел
{2,3,5, 7, И….}.
Очевидно, мы можем построить любое из этих множеств при помощи алгоритма. Для каждого из этих трех примеров будет справедливо следующее свойство: дополнительное по отношению к рассматриваемому множество (состоящее из всех натуральных чисел, не входящих в исходное множество) является также рекурсивно нумеруемым. Дополнительными по отношению к вышеприведенным множествам будут, соответственно:
{1,3,5,7,9….}, {2,3,5,6,7,8,10….}
и
{0,1,4,6, 8,9,10,12….}.
Было бы достаточно просто указать алгоритм и для этих дополнительных множеств. Конечно же, мы можем выяснить алгоритмическим путем, является ли произвольное натуральное число n четным, квадратом натурального числа или простым числом, соответственно. Это дает нам алгоритм для построения обоих множеств, поскольку мы можем перебирать все натуральные числа и для каждого из них решать, принадлежит ли оно к определенному множеству или же к его дополнению. Множество, которое обладает свойством рекурсивной нумеруемости вместе со своим дополнением, называется рекурсивным. Очевидно, что дополнительное по отношению к рекурсивному множество также будет рекурсивным.
А существуют ли множества, которые рекурсивно нумеруемы, но рекурсивными, тем не менее, не являются? Давайте на минутку задумаемся над тем, какие следствия могут вытекать из подобного свойства. Поскольку элементы такого множества могут быть получены алгоритмическим путем, мы имели бы способ решить, принадлежит ли некоторый элемент — который, мы предполагаем, да, принадлежит множеству, — рассматриваемому множеству или нет. Все, что от нас требуется, — это запустить алгоритм и прогонять его через все элементы множества до тех пор, пока он не найдет элемент, который мы ищем. Теперь давайте предположим, что искомый элемент не принадлежит данному множеству. В таком случае использование нашего алгоритма ничего не даст: он будет работать вечно, будучи не в состоянии прийти к решению. В этом случае нам потребуется алгоритм для построения дополнительного по отношению к исходному множества. Если этот алгоритм сможет обнаружить искомый элемент, то мы будем точно знать, что он не входит в состав исследуемого множества. Имея на вооружении оба алгоритма, мы так или иначе найдем данный элемент путем поочередного применения этих алгоритмов. Однако, такой благоприятный исход будет иметь место только в случае рекурсивного множества. Мы же предполагаем, что мы рассматриваем множество рекурсивно нумеруемое, но при этом не рекурсивное, т. е. наш предполагаемый алгоритм для построения дополнительного множества просто не существует! Таким образом, мы имеем курьезную ситуацию, когда можно определить, включен ли элемент в множество при условии, что он ему наверняка принадлежит; но в то же время нельзя гарантировать, что мы сможем это сделать посредством какого бы то ни было алгоритма для элементов, которые множеству не принадлежат.
Может ли возникнуть такая ситуация в реальности? Есть ли и вправду рекурсивно нумеруемые множества, не являющиеся рекурсивными? А как насчет множества Р ? Имеет ли это множество свойство рекурсивности? Мы знаем, что оно рекурсивно нумеруемо, так что нам остается только выяснить, будет ли также дополнительное к нему множество обладать этим свойством. Оказывается, что нет! Как мы можем сделать такой вывод? А давайте вспомним, что наряду с остальными операциями в нашей формальной системе разрешены и действия машин Тьюринга. Если мы обозначим n-ю машину Тьюринга через Т>n то выражение
«Т>n(n) останавливается»
— это утверждение — запишем его как S(n), — которое мы можем сформулировать в рамках нашей системы для любого n. Утверждение S(n) будет справедливым для одних значений n, и ложным — для остальных. Множество всех S(n), образованное перебором натуральных чисел 0,1, 2, 3…., будет представлено некоторым подмножеством N — скажем, S. Теперь учтем фундаментальный результат Тьюринга (глава 2, «Неразрешимость проблемы Гильберта»), который говорит о том, что не существует алгоритма, способного установить факт «Т>n(n) не останавливается» как раз в тех случаях, когда она действительно не останавливается. Это означает, что множество, состоящее из отрицанийS(n), не является рекурсивно нумеруемым.
Мы видим, что часть S, принадлежащая Р, состоит только из истинныхS(n). Почему это так? Понятно, что если любое конкретное S(n) доказуемо, то оно должно быть верным (ведь наша формальная система была выбрана так, чтобы иметь «смысл»!), и поэтому часть S, лежащая в Р, должна состоять исключительно из справедливых утверждений S(n). Более того, ни одно верное утверждение S(n) не должно лежать вне Р, ибо, если Т>n (n) останавливается, то мы можем отыскать доказательство этому в рамках нашей системы[82].
Теперь предположим, что дополнение Р рекурсивно нумеруемо. Тогда у нас был бы алгоритм для построения элементов этого дополнительного множества. И мы смогли бы запустить его и пометить каждое утверждение
