वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन

कम्प्यूटेशनल कॉम्प्लेक्सिटी सिद्धांत में, वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन (ATM) एक गैर-डिटर्मनिस्टिक ट्यूरिंग मशीन (NTM) के रूप में होता है, जिसमें कम्प्यूटेशन स्वीकार करने का एक नियम होता है, जो कॉम्प्लेक्सिटी क्लास एनपी और सह-एनपी की परिभाषा में उपयोग किए जाने वाले नियमों को सामान्य बनाता है। एटीएम की अवधारणा अशोक के. चंद्रा और लैरी स्टॉकमेयर द्वारा प्रस्तुत की गई थी और स्वतंत्र रूप से डेक्सटर कोज़ेन द्वारा 1976 में, 1981 में एक संयुक्त जर्नल प्रकाशन के साथ प्रस्तुत की गई थी।

परिभाषाएँ

इनफॉर्मल विवरण

NP की परिभाषा कम्प्यूटेशन के एक्सिस्टेंटीएल मोड का उपयोग करती है, यदि कोई विकल्प स्वीकार्य स्थिति की ओर ले जाता है, तो पूरी कम्प्यूटेशन स्वीकार हो जाती है और इस प्रकार सह-NP की परिभाषा कम्प्यूटेशन के यूनिवर्सल विधि का उपयोग करती है इस प्रकार केवल जब सभी विकल्प एक स्वीकार्य स्थिति की ओर ले जाते हैं तो पूरी कम्प्यूटेशन स्वीकार होती है। एक वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन अधिक सटीक होने के लिए ऐसी मशीन के लिए स्वीकृति की परिभाषा इन मोडों के बीच वैकल्पिक रूप में होती है।

'वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन' एक गैर-नियतात्मक ट्यूरिंग मशीन के रूप में होती है, जिसके स्टेट एक्सिस्टेंटीएल स्टेट 'और 'यूनिवर्सल स्टेट को दो सेटों में विभाजित किया जाता है और यह इस प्रकार एक एक्सिस्टेंटीएल अवस्था स्वीकार करने वाली होती है यदि कोई परिवर्तन स्वीकार करने वाली अवस्था की ओर ले जाता है और यूनिवर्सल स्टेट स्वीकार करता है, यदि प्रत्येक ट्रांजिशन एक स्वीकार्य स्टेट की ओर ले जाता है। इस प्रकार बिना किसी परिवर्तन वाला एक यूनिवर्सल स्टेट बिना किसी शर्त के स्वीकार करता है और यह बिना किसी ट्रांजिशन वाला एक एक्सिस्टेंटीएल स्टेट बिना किसी शर्त के अस्वीकार करता है। यदि प्रारंभिक स्थिति स्वीकार करती है तो मशीन पूरी तरह से स्वीकार रूप में होती है।

फॉर्मल परिभाषा

फॉर्मल रूप से, एक (एक-टेप) वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन 5-टपल के रूप में होता है $M=(Q,\Gamma ,\delta ,q_{0},g)$ जहाँ

• $Q$ स्टेट का परिमित सेट है
• $\Gamma$ परिमित टेप वर्णमाला है
• $\delta :Q\times \Gamma \rightarrow {\mathcal {P}}(Q\times \Gamma \times \{L,R\})$ इसे ट्रांज़िशन फ़ंक्शन कहा जाता है जबकि L सिर को बाईं ओर और R सिर को दाईं ओर शिफ्ट करता है,
• $q_{0}\in Q$ प्रारंभिक अवस्था है
• $g:Q\rightarrow \{\wedge ,\vee ,accept,reject\}$ प्रत्येक स्टेट का प्रकार निर्दिष्ट करता है

यदि M, $g(q)=accept$ के साथ $q\in Q$ स्थिति में है, तो उसे कॉन्फ़िगरेशन को स्वीकार करने वाला कहा जाता है और यदि $g(q)=reject$ है तो कॉन्फ़िगरेशन को अस्वीकार करने वाला कहा जाता है। जबकि $g(q)=\wedge$ के साथ एक कॉन्फ़िगरेशन को स्वीकार करने वाला कहा जाता है कि यदि एक चरण में रीचबल सभी कॉन्फ़िगरेशन स्वीकार रूप में होते है, तो इसे स्वीकार किया जाता है और यदि एक चरण में रीचबल कुछ कॉन्फ़िगरेशन अस्वीकार किया जाता है, तो इसे अस्वीकार किया जाता है। जबकि $g(q)=\vee$ के साथ एक कॉन्फ़िगरेशन को स्वीकार करने वाला कहा जाता है जब एक चरण में रीचबल कुछ कॉन्फ़िगरेशन के रूप में उपस्थित होते है, जिसे स्वीकार या अस्वीकार करना होता है जब एक चरण में रीचबल सभी कॉन्फ़िगरेशन अस्वीकार कर रहे होते हैं, तब यह अंतिम स्थिति को छोड़कर मौलिक NTM में सभी स्टेट का प्रकार होता है। इस प्रकार कहा जाता है कि M एक इनपुट स्ट्रिंग डब्ल्यू को स्वीकार करता है यदि M का प्रारंभिक विन्यास M की स्थिति $q_{0}$,है हेड टेप के बाएं छोर पर है और टेप में w स्वीकार कर रहा है और यदि प्रारंभिक कॉन्फ़िगरेशन अस्वीकार कर रहा है तो अस्वीकार के रूप में होता है।

ध्यान दें कि किसी कॉन्फ़िगरेशन के लिए स्वीकार करना और अस्वीकार करना दोनों असंभव है, चूंकि, नॉन- टर्मिनेटीग कम्प्यूटेशन की संभावना के कारण कुछ कॉन्फ़िगरेशन न तो स्वीकार कर सकते हैं और न ही अस्वीकार कर सकते हैं।

संसाधन सीमा

उपरोक्त परिभाषा का उपयोग करते हुए यह तय करते समय कि एटीएम का कॉन्फ़िगरेशन स्वीकार या अस्वीकार कर रहा है, वर्तमान कॉन्फ़िगरेशन से रीचबल सभी कॉन्फ़िगरेशन की जांच करना हमेशा आवश्यक नहीं होता है। विशेष रूप से, एक अस्तित्वगत कॉन्फ़िगरेशन को स्वीकार करने के रूप में लेबल किया जा सकता है यदि कोई उत्तराधिकारी कॉन्फ़िगरेशन स्वीकार करने योग्य पाया जाता है, और एक यूनिवर्सल कॉन्फ़िगरेशन को अस्वीकार करने के रूप में लेबल किया जा सकता है यदि कोई उत्तराधिकारी कॉन्फ़िगरेशन अस्वीकार करता हुआ पाया जाता है।

एटीएम समय रहते फॉर्मल भाषा तय कर लेता है $t(n)$ यदि, लंबाई के किसी भी इनपुट पर n, तक ही कॉन्फ़िगरेशन की जांच कर रहा है $t(n)$ प्रारंभिक कॉन्फ़िगरेशन को स्वीकार या अस्वीकार के रूप में लेबल करने के लिए चरण पर्याप्त हैं। एक एटीएम अंतरिक्ष में एक भाषा तय करता है $s(n)$ यदि उन कॉन्फ़िगरेशनों की जांच की जा रही है जो टेप कोशिकाओं को इससे परे संशोधित नहीं करते हैं $s(n)$ बायीं ओर से सेल पर्याप्त है.

एक ऐसी भाषा जो समय के साथ कुछ एटीएम द्वारा तय की जाती है $c\cdot t(n)$ कुछ स्थिरांक के लिए $c>0$ कहा जाता है कि वह कक्षा में है ${\mathsf {ATIME}}(t(n))$, और अंतरिक्ष में एक भाषा तय की गई $c\cdot s(n)$ कहा जाता है कि वह कक्षा में है ${\mathsf {ASPACE}}(s(n))$.

उदाहरण

शायद वैकल्पिक मशीनों को हल करने के लिए सबसे स्वाभाविक समस्या मात्रात्मक बूलियन सूत्र समस्या है, जो बूलियन संतुष्टि समस्या का एक सामान्यीकरण है जिसमें प्रत्येक चर को अस्तित्वगत या यूनिवर्सल मात्रात्मक द्वारा बाध्य किया जा सकता है। वैकल्पिक मशीन शाखाएँ अस्तित्वगत रूप से परिमाणित चर के सभी संभावित मूल्यों को आज़माने के लिए और यूनिवर्सल रूप से यूनिवर्सल रूप से परिमाणित चर के सभी संभावित मूल्यों को बाएँ से दाएँ क्रम में आज़माने के लिए, जिसमें वे बंधे हैं। सभी परिमाणित चरों के लिए एक मान तय करने के बाद, यदि परिणामी बूलियन सूत्र सत्य का मूल्यांकन करता है तो मशीन स्वीकार कर लेती है, और यदि गलत का मूल्यांकन करती है तो अस्वीकार कर देती है। इस प्रकार अस्तित्वगत रूप से परिमाणित चर पर मशीन स्वीकार कर रही है कि क्या चर के लिए एक मान प्रतिस्थापित किया जा सकता है जो शेष समस्या को संतोषजनक बनाता है, और एक यूनिवर्सल रूप से परिमाणित चर पर मशीन स्वीकार कर रही है कि क्या कोई मान प्रतिस्थापित किया जा सकता है और शेष समस्या संतोषजनक है।

ऐसी मशीन समय पर परिमाणित बूलियन सूत्र तय करती है $n^{2}$ और स्थान $n$.

बूलियन संतुष्टि समस्या को विशेष मामले के रूप में देखा जा सकता है जहां सभी चर अस्तित्वगत रूप से परिमाणित होते हैं, जो सामान्य गैर-नियतिवाद को अनुमति देता है, जो इसे कुशलतापूर्वक हल करने के लिए केवल अस्तित्वगत शाखा का उपयोग करता है।

कॉम्प्लेक्सिटी वर्ग और नियतात्मक ट्यूरिंग मशीनों से तुलना

निम्नलिखित कॉम्प्लेक्सिटी वर्ग एटीएम के लिए परिभाषित करने के लिए उपयोगी हैं:

• ${\mathsf {AP}}=\bigcup _{k>0}{\mathsf {ATIME}}(n^{k})$ क्या भाषाएँ बहुपद समय में निर्णय लेने योग्य हैं?
• ${\mathsf {APSPACE}}=\bigcup _{k>0}{\mathsf {ASPACE}}(n^{k})$ बहुपद स्थान में निर्णय लेने योग्य भाषाएँ हैं
• ${\mathsf {AEXPTIME}}=\bigcup _{k>0}{\mathsf {ATIME}}(2^{n^{k}})$ क्या भाषाएँ घातीय समय में निर्णय लेने योग्य हैं

ये एक नियतात्मक ट्यूरिंग मशीन के बजाय एटीएम द्वारा उपयोग किए जाने वाले संसाधनों पर विचार करते हुए, पी (जटिलता), पीएसपीएसीई और एक्सटाइम की परिभाषाओं के समान हैं। चंद्रा, कोज़ेन, और स्टॉकमेयरप्रमेयों को सिद्ध किया

• एलॉगस्पेस = पी
• एपी = पीस्पेस
• एपस्पेस = एक्सटाइम
• एक्सपीटाइम = एक्सस्पेस
• ${\mathsf {ASPACE}}(f(n))=\bigcup _{c>0}{\mathsf {DTIME}}(2^{cf(n)})={\mathsf {DTIME}}(2^{O(f(n))})$
• ${\mathsf {ATIME}}(g(n))\subseteq {\mathsf {DSPACE}}(g(n))$
• ${\mathsf {NSPACE}}(g(n))\subseteq \bigcup _{c>0}{\mathsf {ATIME}}(c\times g(n)^{2}),$

कब $f(n)\geq \log(n)$ और $g(n)\geq \log(n)$.

इन संबंधों का अधिक सामान्य रूप समानांतर कम्प्यूटेशन थीसिस द्वारा व्यक्त किया गया है।

परिबद्ध प्रत्यावर्तन

परिभाषा

k विकल्पों के साथ एक वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन एक वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन है जो अस्तित्वगत से यूनिवर्सल स्थिति में या इसके विपरीत k-1 बार से अधिक स्विच नहीं करती है। (यह एक वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन है जिसके स्टेट k सेट में विभाजित हैं। सम-संख्या वाले सेट में स्टेट यूनिवर्सल हैं और विषम संख्या वाले सेट में स्टेट अस्तित्वगत हैं (या इसके विपरीत)। मशीन में सेट i और सेट j <'i में एक स्टेट के बीच कोई ट्रांजिशन नहीं है।)

${\mathsf {ATIME}}(C,j)=\Sigma _{j}{\mathsf {TIME}}(C)$ समय के अनुसार निर्णय लेने योग्य भाषाओं का वर्ग है $f\in C$ एक मशीन द्वारा जो अस्तित्वगत अवस्था में शुरू होती है और अधिक से अधिक बदलती रहती है $j-1$ बार. इसे कहा जाता है jवें स्तर का ${\mathsf {TIME}}(C)$ पदानुक्रम।

${\mathsf {coATIME}}(C,j)=\Pi _{j}{\mathsf {TIME}}(C)$ उसी तरह से परिभाषित किया गया है, लेकिन एक यूनिवर्सल स्थिति में शुरू होता है; इसमें भाषाओं के पूरक शामिल हैं ${\mathsf {ATIME}}(f,j)$.

${\mathsf {ASPACE}}(C,j)=\Sigma _{j}{\mathsf {SPACE}}(C)$ अंतरिक्षबद्ध संकम्प्यूटेशन के लिए इसी प्रकार परिभाषित किया गया है।

उदाहरण

सर्किट न्यूनीकरण समस्या पर विचार करें: एक सर्किट ए को एक बूलियन फ़ंक्शन एफ और एक संख्या एन की कम्प्यूटेशन करते हुए, यह निर्धारित करें कि क्या अधिकतम एन गेट्स वाला एक सर्किट है जो समान फ़ंक्शन एफ की कम्प्यूटेशन करता है। एक प्रत्यावर्ती ट्यूरिंग मशीन, एक प्रत्यावर्तन के साथ, एक अस्तित्वगत स्थिति में शुरू करके, इस समस्या को बहुपद समय में हल कर सकती है (अधिकतम n द्वारों के साथ एक सर्किट बी का अनुमान लगाकर, फिर एक यूनिवर्सल स्थिति पर स्विच करके, एक इनपुट का अनुमान लगाकर, और यह जांच कर कि उस इनपुट पर बी का आउटपुट उस इनपुट पर ए के आउटपुट से मेल खाता है)।

ढहती हुई कक्षाएं

ऐसा कहा जाता है कि पदानुक्रम स्तर तक ढह जाता है j यदि प्रत्येक भाषा स्तर में है $k\geq j$ पदानुक्रम का स्तर अपने स्तर पर है j.

इमरमैन-स्ज़ेलेपेसेनी प्रमेय के परिणाम के रूप में, लॉगरिदमिक अंतरिक्ष पदानुक्रम अपने पहले स्तर तक ढह जाता है। एक परिणाम के रूप में ${\mathsf {SPACE}}(f)$ जब पदानुक्रम अपने पहले स्तर तक ढह जाता है $f=\Omega (\log )$ स्थान निर्माण योग्य है.

विशेष मामले

K विकल्पों के साथ बहुपद समय में एक वैकल्पिक ट्यूरिंग मशीन, अस्तित्वगत (क्रमशः, सार्वभौमिक) स्थिति में शुरू होकर कक्षा की सभी समस्याओं का समाधान कर सकती है $\Sigma _{k}^{p}$ (क्रमश, $\Pi _{k}^{p}$). इन क्लास को कभी-कभी निरूपित किया जाता है $\Sigma _{k}{\rm {P}}$ और $\Pi _{k}{\rm {P}}$, क्रमश। विवरण के लिए बहुपद पदानुक्रम लेख देखें।

समय पदानुक्रम का एक और विशेष मामला एलएच (जटिलता) है।

अग्रिम पठन

• Michael Sipser (2006). Introduction to the Theory of Computation (2nd ed.). PWS Publishing. ISBN 978-0-534-95097-2. Section 10.3: Alternation, pp. 380–386.
• Christos Papadimitriou (1993). Computational Complexity (1st ed.). Addison Wesley. ISBN 978-0-201-53082-7. Section 16.2: Alternation, pp. 399–401.
• Bakhadyr Khoussainov; Anil Nerode (2012). Automata Theory and its Applications. Springer Science & Business Media. ISBN 978-1-4612-0171-7.