フリードバーグ・ナンバリング

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フリードバーグ・ナンバリングテンプレート:Lang-en-short)は帰納的関数帰納的可算集合の単射なナンバリング(枚挙)をいう。

このようなナンバリングの存在は1958年にリチャード・フリードバーグによって0'-優先法を用いて示された(Friedberg, 1958)。マルティン・クンマーは優先法を用いない構成法を与えた(Kummer, 1990)。

性質

テンプレート:節スタブ Padding lemma により アクセプタブル・ナンバリング単射ではない。もっといえば任意の帰納的関数は可算無限個の指標を持つ。したがってフリードバーグ・ナンバリングはアクセプタブルでない。

Smn定理の成立するナンバリングはアクセプタブルである。したがってフリードバーグ・ナンバリングに対してはSmn定理が成立しない。クリーネの再帰定理も同様。このことを見るためにフリードバーグ・ナンバリング φ に対して再帰定理が成立すると仮定しよう。そこで f(x)=x+1 なる全域帰納的関数を考える。すると再帰定理より φe=φf(e) なる自然数 e が存在するはずである。ところが対応 iφi は単射であるから e=f(e) でなければならない。すなわち e=e+1 が成り立つ。これは不合理。

アクセプタブル・ナンバリングに対してはライスの定理が成立する。例えば2つの自然数が同じ関数の指標であるかは決定不能である。ところがフリードバーグ・ナンバリングは単射なので、2つの自然数が同じ関数の指標であるかは決定可能である。したがってフリードバーグ・ナンバリングに対してはライスの定理が成立しない。

ナンバリング(の同値類)の全体は還元可能性によって上半束の構造を持つ。これをロジャース半束テンプレート:Lang-en-short)という。いま φ をフリードバーグ・ナンバリングとする。また ψφ に還元可能なナンバリング、f をその還元関数とする。すなわち ψi=φf(i) である。そこで g(i)=μj.(f(j)=i) なる帰納的関数を考える。 φ は全単射であること、また ψ は全射であることより、f は全射でなければならない。ゆえに g は全域的である。 ψg(i)=φf(g(i))=φi であるから、 φψ に還元可能である。 したがって φ は還元可能性に関して極小である。

標準的なナンバリングからフリードバーグの方法で得られるフリードバーグ・ナンバリングのほかに、還元可能性の意味で同値でない別のナンバリングが存在する(Pour-El, 1964)。したがってロジャース半束は束ではない。というのも、このことと上の結果とを考え合わせると、比較不能な2つの極小元が存在することになり、それらの交わり(下限)は存在しないからである。

関連項目

参考文献

  • Nigel Cutland (1980), Computability: An Introduction to Recursive Function Theory, Cambridge University Press. ISBN 9780521294652.
  • Richard M. Friedberg (1958), Three Theorems on Recursive Enumeration. I. Decomposition. II. Maximal Set. III. Enumeration Without Duplication, Journal of Symbolic Logic 23:3, pp. 309–316.
  • Martin Kummer (1990), An easy priority-free proof of a theorem of Friedberg, Theoretical Computer Science 74(2), pp. 249-251.
  • Marian B. Pour-El (1964), Gödel Numberings Versus Friedberg Numberings, Proceedings of the American Mathematical Society 15(2), pp. 252-256.
  • Nikolaj K. Vereščagin and A. Shen (2003), Computable Functions, American Mathematical Soc.

外部リンク