книги из ГПНТБ / Кушнер, Б. А. Лекции по конструктивному математическому анализу
.pdf42 |
ВВЕДЕНИЕ |
Своеобразной чертой конструктивного анализа яв ляется акцентирование внимания на вопросах эффек тивности, изучение вводимых объектов (а рассматри ваются лишь конструктивные объекты) как исходных данных алгорифмов. Эта специфическая точка зрения приводит иногда к необычным для традиционного ана лиза ситуациям, в частности, к «расщеплению понятий». Приведем несколько примеров.
A) КПРЧ а назовем псевдофундаментальной, если Vn ~] "] 3mV// (l, }>mz3 \ а (/) - а (/) | < 2"").
Как введенное выше понятие фундаментальной КПРЧ, так и это понятие укладываются в классическую концеп цию фундаментальности. Конструктивно же эти два по нятия различны: можно построить псевдофундаменталь ную КПРЧ, для которой невозможен регулятор фунда ментальности (поскольку, как легко видеть, всякая мо нотонная ограниченная КПРЧ псевдофундаментальна, то искомый пример дается уже упоминавшимся резуль
татом |
Шпекера). |
|
Б) |
Назовем |
/•'-числом запись любой фундаменталь |
ной КПРЧ. С |
традиционной точки зрения F-числа и |
КДЧ дают одну и ту же концепцию вычислимого дей ствительного числа. Ясно, однако, что КДЧ как кон структивный объект гораздо «информативнее», чем /••-число: наряду с последовательностью рациональных приближений из КДЧ извлекается и эффективная оценка скорости сходимости этой последовательности. Как по казал Г. С. Цейтин, алгорифм, находящий для каждой фундаментальной КПРЧ ее регулятор фундаментально сти, невозможен; поэтому отсутствующая в /•'-числах ин формация не может быть эффективно восстановлена. Из сказанного вытекает неравноценность ^-чисел и КДЧ как исходных данных для алгорифмов, что делает есте ственным их конструктивное различение.
B) Будем говорить, что КДЧ л; является пределом конструктивной последовательности КДЧ (сокращенно КПДЧ) а, если а сходится к х (см. стр. 41). Согласно уже упоминавшейся теореме о полноте конструктивного континуума для каждой фундаментальной КПДЧ а су ществует КДЧ, являющееся ее пределом. В традицион ной математике эта теорема является достаточным ос-
ВВЕДЕНИЕ |
43 |
нованием для введения оператора, переводящего всякую фундаментальную КПДЧ в ее предел. Вместе с тем ана лиз доказательства теоремы о полноте показывает, что при построении предела КПДЧ используется и ее регу лятор фундаментальности — конструктивная расшифров ка данной теоремы (ср. п. 7), учитывающая это обстоя тельство, состоит в осуществимости алгорифма у, пере
водящего всякое слово вида Е а 3 * ЕЭЗ> |
г Д е а |
— |
КПДЧ, р — регулятор фундаментальности а, |
в КДЧ, |
яв |
ляющееся пределом а. Упомянутый же выше оператор предельного перехода оказывается невычислимым; осу ществляющий его алгорифм невозможен из-за недоста
точности исходных |
данных. Описанного |
типа переходы |
от предикатов («х |
есть предел КПДЧ а») |
к операторам |
(оператор предельного перехода) являются часто свое образными источниками неэффективности в традицион ном анализе. Изучение подобных ситуаций с алгорифмической точки зрения приводит к появлению специфиче ских наборов исходных данных, обеспечивающих алгорифмическое выполнение тех или иных операций (такой характер носят сами КДЧ, рассмотренные только что
слова |
|
вида |
£ а 3 * ЕЭЗ» |
шифры равномерно непре |
рывных |
функций (§ 2 гл. 5), |
интегральные шифры (§ 1 |
||
гл. 7) |
и т. д.). |
|
|
Конструктивные теории дают ясную картину вычис лительных связей в анализе; доказываемые здесь тео ремы невозможности алгорифмов (подобные результаты совершенно отсутствуют в традиционных курсах ана лиза) выявляют потенциальные вычислительные тупики, представляемые некорректно поставленными алгорифмнческими задачами, а сопоставление этих теорем с поло жительными результатами о существовании алгориф мов, находящих искомые объекты по более полным дан ным, позволяет достичь отчетливой ориентировки в во просе о том, какие исходные данные необходимы для эффективного построения тех или иных объектов ана лиза. Можно надеяться, что интенсивно развивающаяся в настоящее время теория сложности алгорифмов и вы
числений (см., |
например, Т р а х т е н б р о т [3]) позволит |
|
в будущем уточнять положительные результаты |
кон |
|
структивного |
анализа, давая количественные |
оценки |
«качества» соответствующих алгорифмов. |
|
44 |
ВВЕДЕНИИ |
Суммируя |
изложенное (см. также два примера в |
конце п. 1), можно констатировать, что при сравнении конструктивного и традиционного анализа имеется ши рокий спектр возможностей — от почти полного совпаде ния целых разделов до фактического отсутствия анало гий. При этом различия относятся, главным образом, к общим свойствам основных понятий; при использова нии же этих понятий в конкретных вычислительных си
туациях |
они ведут себя примерно одинаково. |
9. Излагаемая система конструктивного анализа по |
|
зволяет |
достичь существенных результатов как в круге |
вопросов (1), так и в круге вопросов (2) (п. 1). Мы ста рались учесть интересы соответствующих категорий чи тателей, расценивая при этом категорию читателей, ин тересующихся вопросами (2), как более многочисленную. В этой связи мы отказались от «пересказа» ряда разде лов анализа (таких, как теория рядов, элементарные и специальные функции и т. д.), где конструктивное изло жение сравнительно слабо отличается от традиционного, а также от использования сколько-нибудь развитой системы конструктивной логики. Читатель, не интере сующийся философско-методологической стороной дела, может, пренебрегая возможными «граничными эффекта ми», практически считать, что излагаемая теория вло жена в традиционный анализ. При такой точке зрения конструктивные действительные числа и функции стано вятся частными случаями соответствующих классических понятий; в некоторых их необычных свойствах также не оказывается при ближайшем рассмотрении ничего пара доксального. Теоремы, доказанные для классического континуума и определенных на нем функций, разумеется, не обязаны сохраняться для более «редкого» конструк
тивного континуума и соответствующих ему |
функций. |
Ясно, что нарушение некоторых общих теорем |
(типа тео |
ремы Бореля о покрытиях) никоим образом |
не может |
дискредитировать идею изучения вычислимых объектов; подобное изучение практически неизбежно приводит к понятиям конструктивного анализа, предлагающего здесь систематический и последовательный подход. Чи татель, придерживающийся описанной только что пози ции, должен, однако, привыкнуть к проводимой в этой книге более сильной, чем обычно, трактовке некоторых
ВВЕДЕНИЕ |
45 |
предложений (см. пп. 6—7); в начальных разделах |
эти |
предложения будут, как правило, сопровождаться необ ходимыми пояснениями.
Принцип Маркова (п. 6) является, пожалуй, наиме нее непосредственным из всех основных установок кон структивной математики. Поэтому представляет несом ненный интерес выяснение того, в какой мере может быть развит конструктивный анализ без использования этого принципа. В первоначальном варианте книги все приме нения принципа Маркова были прослежены; при этом оказалось, что основные разделы анализа сравнительно мало от него зависят. Фактически при отказе от прин ципа Маркова теряется всего один (правда, чрезвычайно сильный) результат, — именно, теорема непрерывности. Вместе с тем применение принципа Маркова, не выводя за рамки потенциальной осуществимости, позволяет сильно упростить многие формулировки и доказатель
ства. |
Учитывая это |
обстоятельство, а |
также желая |
||
избежать параллелизмов |
в изложении, |
автор |
исклю |
||
чил |
данную линию |
из |
книги. Принцип |
Маркова |
будет применяться свободно и часто без специальных оговорок.
Поскольку предлагаемая книга должна служить пер вому знакомству с предметом, мы отобрали наиболее элементарный, устоявшийся материал конструктивного анализа (ряд интересных работ, посвященных более да леким разделам математики, уже упоминался в конце п. 2). Этими же соображениями определялась и выбран ная нами степень подробности изложения. Мы почти ни когда строго не строим нормальных алгорифмов. Такие построения, чаще всего без труда выполняемые с по
мощью теорем |
сочетания |
(гл. 1), сильно загромоздили |
бы изложение |
и отвлекали |
бы внимание читателя от бо |
лее существенных вопросов. Характер рассматриваемых алгорифмов поясняется либо с помощью указания их свойств, либо просто описанием того, что нужно делать с исходными данными, чтобы получить искомый резуль тат (в такой ситуации иногда даже не вводятся обозна чения для излагаемого алгорифма). Внимательный чи татель, во всяком случае, всегда сможет без труда сопо ставить нашим описаниям алгорифмы в интуитивном смысле слова.
46 |
ВВЕДЕНИЕ |
Для чтения этой книги не требуется никаких особых |
|
знаний |
в математической логике и теории алгорифмов. |
Предполагается лишь, что читатель имеет самые элемен тарные навыки в обращении с логическими связками и кванторами и умеет с их помощью выражать стандарт ные языковые формы (см., например, У с п е н с к и й [3; § 3]). Необходимые сведения из теории нормальных ал горифмов и перечислимых множеств в сжатой форме
приведены в первой главе. Для понимания |
излагаемых |
||
результатов |
формально |
не требуется и |
знакомства |
с обычным |
математическим анализом; вместе с тем вла |
||
дение каким-нибудь из |
соответствующих |
стандартных |
курсов значительно улучшило бы общую ориентировку читателя.
Нумерация определений, теорем и т. д. сохраняется в пределах каждого параграфа; при ссылках внутри дан ного раздела указание на этот раздел опускается. Не которые фрагменты текста, на которые предполагается ссылаться в дальнейшем, выделяются посредством за ключенных в круглые скобки цифр. Нумерация формул и фрагментов текста сквозная в пределах каждого па раграфа.
Г Л А В А 1
НОРМАЛЬНЫЕ АЛГОРИФМЫ И ПЕРЕЧИСЛИМЫЕ МНОЖЕСТВА
В этой главе, носящей вспомогательный |
характер, |
в конспективной форме излагаются некоторые |
сведения |
из теории нормальных алгорифмов и алгорифмически пе речислимых множеств. Для более глубокого изучения
этого круга |
вопросов можно обратиться к монографиям |
|||
М а р к о в а |
[2], М а л ь ц е в а |
[1], У с п е н с к о г о |
[3] и |
|
Р о д ж е р с а |
[1]. Изложение |
§§ |
1—2 в значительной |
сте |
пени опирается на монографию |
М а р к о в а [2]. |
|
§1. Нормальные алгорифмы
1.Как уже отмечалось во введении, в большинстве случаев в качестве изучаемых конструктивных объектов фигурируют слова в том или ином алфавите. Напомним
некоторые |
относящиеся |
сюда |
понятия |
(подробнее — см. |
М а р к о в |
[2; гл. 1]). |
|
|
|
Под алфавитами мы подразумеваем конечные списки |
||||
элементарных знаков |
(букв) |
* ) . Два |
алфавита счи |
таются равными, если всякая буква первого алфавита принадлежит второму и наоборот. Алфавит Б называет ся расширением алфавита Л, если всякая буква А при надлежит Б. Естественным образом определяется объе динение A U Б произвольных алфавитов А и Б. А [) Б состоит из тех и только тех букв, которые принадлежат А или Б. Точно так же, аналогично одноименным теоре тико-множественным операциям, можно определить пе
ресечение и разность |
алфавитов. |
||
При задании конкретного алфавита мы будем писать |
|||
друг |
за |
другом в |
произвольном порядке его буквы, |
*) |
Не |
исключаются |
и пустые алфавиты, т. е. алфавиты, вовсе |
не имеющие букв. Однако в дальнейшем всюду, где специально не оговорено противное, мы предполагаем рассматриваемые алфавиты непустыми,
48 'АЛГОРИФМЫ И ПЕРЕЧИСЛИМЫЕ МНОЖЕСТВА [ГЛ. 1
начиная и оканчивая запись соответственно левой и правой фигурной скобкой. Например, алфавит, состоя щий из букв «а» и «Ь», задается записью {ab} или {Ьа}.
Под словами в данном алфавите понимаются конеч ные цепочки букв этого алфавита. При этом предпола гается, что используемые алфавиты удовлетворяют тре бованию однозначности «чтения слов», т. е. любое слово в данном алфавите должно единственным способом рас
падаться |
на буквы. Таким |
образом, слова в алфавите |
|
А — это цепочки |
вида |
|
|
(О |
|
Ч1Ч2 |
• • • tb, |
где все |
г]г- суть |
буквы (не |
обязательно различные) ал |
фавита А, причем представление (1) для каждого слова единственно. Оказывается также удобным причислить к словам в произвольном алфавите и пустое слово, т. е. слово, не содержащее ни одной буквы. В дальнейшем
пустое слово обозначается |
через |
Л . |
|
|
|
||
Число п в представлении |
(1) |
называется длиной |
сло |
||||
ва r)iT)2 . . . т]„. Длина |
пустого слова полагается |
равной |
|||||
нулю. |
|
|
|
|
|
|
|
Если два слова Р и Q *) |
составлены из одних и тех |
||||||
же букв, расположенных |
в |
одинаковом |
порядке |
(т. е. |
|||
имеют одинаковые представления ( 1 ) ) , |
то мы |
говорим, |
|||||
что Р и Q графически |
равны |
и пишем |
|
|
|
P^Q.
Напротив, если представления (1) слов Р и Q различны, то эти слова считаются графически неравными. Для вы ражения графического неравенства слов Р и Q будет ис пользоваться запись
P^Q.
При фиксации того или иного алфавита А естествен ным образом возникает свойство «быть словом в алфа вите А», т. е. множество всех слов в алфавите А (напом ним, что пустое слово принадлежит этому множеству). Мы будем обозначать множество всех слов в данном алфавите так же, как и сам алфавит. В соответствии
*) Мы будем использовать |
большие |
латинские |
буквы |
Р, Q, R, |
S (возможно, с индексами) в |
качестве |
переменных |
для |
слов, |
НОРМАЛЬНЫЕ АЛГОРИФМЫ |
49 |
|
с этим запись Р е Л |
(где Р — слово, А — алфавит) |
озна |
чает, что Р является |
словом в алфавите Л. |
|
Применительно к словам общее интуитивное понятие алгорифма переходит в понятие алгорифма в данном ал фавите. Именно, под алгорифмом в данном алфавите А
мы понимаем точное предписание, определяющее дис кретный детерминированный процесс преобразования слов в этом алфавите, допускающий в качестве исход ных данных произвольные слова в Л и дающий в каче стве результатов (разумеется, в тех случаях, когда соот ветствующий процесс оканчивается) также слова в Л. Упомянутое предписание должно обладать характерны
ми чертами алгорифма, указанными |
в п. 5 введения. Вво |
|
димое ниже понятие |
«нормального |
алгорифма» (М а р- |
к о в [2]) направлено |
на уточнение описанной только что |
расплывчатой интуитивной концепции «алгорифма в дан ном алфавите».
Условимся о некоторых обозначениях.
Если 21 — алгорифм в алфавите А, Р — слово в этом алфавите и процесс применения алгорифма 21 к слову Р заканчивается, то мы пишем !?l (Р) . Результат работы в этом случае обозначается через 2t(P). Таким образом, запись
21 (P) = Q
(или
Q=p3l(P))
выражает то обстоятельство, что Q является результа том работы алгорифма 21 над словом Р. В этой ситуации мы будем также говорить, что 21 перерабатывает слово Р в слово Q.
Мы будем использовать также знак условного ра венства «~»: два выражения, соединенные этим знаком, означают одно и то же слово, если хотя бы одно из них имеет смысл. Таким образом, запись
2t(P)~93(Q)
выражает то обстоятельство, что !2t(P) равносильно !23(Q) и в случае выполнения хотя бы одного из этих ус ловий алгорифмы 21 и 33 дают одинаковый результат на словах Р и Q.
50 |
АЛГОРИФМЫ И |
ПЕРЕЧИСЛИМЫЕ МНОЖЕСТВА |
[ГЛ. 1 |
|
Алгорифм 91 будем |
называть алгорифмом над |
алфа |
витом Л, если он является алгорифмом в некотором рас
ширении алфавита |
А. |
|
|
А. Будем |
|||
Пусть |
91ь |
912 — алгорифмы над алфавитом |
|||||
говорить, что эти алгорифмы |
эквивалентны относительно |
||||||
алфавита |
А, |
если выполнены |
условия |
|
|||
1) |
всякий |
раз, |
когда |
911 перерабатывает |
какое-ни |
||
будь |
слово Р в алфавите А |
в некоторое слово Q в том |
|||||
же алфавите, алгорифм 912 также перерабатывает Р в Q; |
|||||||
2) |
то же с переменой |
ролей 91[ и 912. |
|
||||
Алгорифмы $1 |
и 9t2 называются вполне |
эквивалент |
|||||
ными |
относительно |
алфавита |
А, если |
|
|||
1) всякий раз, когда 9ii применим к какому-нибудь |
|||||||
слову |
Р |
в А, |
912 также применим к этому слову и дает |
||||
тот же самый результат, что и 9li; |
|
||||||
2) |
то |
же |
с переменой |
ролей 9U и 91г. |
|
С помощью знака условного равенства свойство полной
эквивалентности алгорифмов 9li, 912 относительно |
алфа |
|||||
вита Л, очевидно, выражается так: |
|
|
|
|||
|
|
91, (Р)с±%(Р) |
|
|
|
|
для любого слова Р в алфавите |
А. |
|
|
|
||
Пусть Ли |
Мг — множества |
слов |
в |
некотором |
алфа |
|
вите А. Алгорифм |
91 будем называть |
алгорифмом |
типа |
|||
(Ж\~г>- JCi), |
если |
91 перерабатывает |
всякое слово |
из Ли |
к которому он применим, в слово из Л?.. Если, сверх того,
91 применим к любому слову из |
Ли то |
мы |
будем |
гово |
рить, что 91 является алгорифмом |
типа |
(Л\-+ Л%). |
От |
|
метим, что в соответствии с принятым нами |
соглашением |
обозначать множество всех слов в данном алфавите так
же, как и сам алфавит, |
утверждение «алгорифм |
91 |
яв |
ляется алгорифмом типа |
( Л т * Л ) » означает, что |
91 |
пе |
рерабатывает всякое слово в алфавите А, к которому он применим, в слово в алфавите А.
Очевидно, что для алгорифмов |
типа |
( Л т * Л ) |
эквива |
|
лентность относительно |
алфавита |
Л |
равносильна пол |
|
ной эквивалентности относительно |
А. |
|
|
|
Ясно, что в тех случаях, когда |
нас интересует |
работа |
||
данного алгорифма не |
на всех словах |
его алфавита * ) , |
*) Как увидит читатель, в большинстве случаев именно гак и обстоит дело,
НОРМАЛЬНЫЕ АЛГОРИФМЫ |
51 |
а лишь на словах более узкого алфавита А, можно дан ный алгорифм заменить любым алгорифмом, вполне эк вивалентным ему относительно Л. Если, сверх того, мы интересуемся лишь теми результатами работы исход ного алгорифма, которые являются словами в Л, то при упомянутой замене можно удовлетвориться алгориф
мами, |
эквивалентными |
данному относительно А. |
|
|||||||||
2. |
Будем |
говорить, |
что слово Р входит в слово |
Q, |
||||||||
если существуют слова R] и R2 |
такие, что *) |
|
|
|
||||||||
(2) |
|
|
|
|
Q == |
R,PR2. |
|
|
|
|
|
|
Например, слово «ба» входит в слово «баобаб». |
Из |
|||||||||||
этого примера видно, что при фиксированных Р и Q |
||||||||||||
слова R\, R2 в представлении (2) определяются, вообще |
||||||||||||
говоря, неоднозначно. |
Чтобы различать |
|
возникающие |
|||||||||
здесь |
возможности, поступим |
следующим |
образом |
(ср. |
||||||||
М а р к о в |
[2]). |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
||
Пусть |
мы |
рассматриваем |
слова |
в некотором |
алфа |
|||||||
вите А. Обозначим через |
ос какую-нибудь |
букву, |
не при |
|||||||||
надлежащую Л, и рассмотрим слова вида |
|
|
|
|
||||||||
(3) |
|
|
|
|
|
RtaPaR2, |
|
|
|
|
|
|
которые |
будем |
называть |
вхождениями |
в |
алфавите |
А. |
||||||
При этом слова Ri и |
Р |
называются соответственно |
ле |
|||||||||
вым крылом |
и |
основой |
вхождения |
(3). Вхождения |
(3), |
|||||||
для которых имеет место |
|
|
|
|
|
|
|
|||||
|
|
|
|
|
Q = |
R{PR2, |
|
|
|
|
|
мы называем вхождениями в слово Q, или, более под робно, вхождениями слова Р в слово Q.
Совершенно очевидно, что слово Р тогда и только
тогда |
входит в слово Q, когда существует по крайней |
|
мере одно вхождение Р в Q. |
|
|
Возвращаясь к приведенному выше примеру, напи |
||
шем |
все вхождения слова «ба» в слово «баобаб». Этих |
|
вхождений два, именно: |
|
|
(4) |
абаао |
баб |
и |
баоа |
бааб. |
|
*) Если Р и Q — слова, то PQ означает слово, получающееся приписыванием к Р справа слова Q.