turing-machines

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与えられた言語はですL = {a^nb^nここでn> = 0} 私はそれのチューリングマシンを開発する必要がありますが、論理。 aの後にaが続いていない場合にはbの場合は拒否状態を止めるが、aとbの数が等しいかどうかチェックする方法は？はどんな応答に対しても非常に感謝します

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証明方法E_tm = {M | Mは何も受け入れないチューリングマシンです}はNP-Hardですか？

私は始める方法もわかりません。私の考えは、いくつかのNP完全な問題から多時間短縮を提供することです。 E_tm 私が理解できないことは、E_tmは決定できないが、NP-Hardクラスは決定可能であることを知っていることです。

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クリーネスター決定不能

私はトラブルこれを解決持っていますLが決定可能であるならば、我々はそのL *はまた、チューリングマシンを構築することにより決定可能であることを証明できることを知っているが、：Lが決定不能である場合には、L *はまた、決定不能であるを。この文は真か偽ですか？

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再帰的に決定可能な言語、無限の言語の受け入れ

再帰的に決定可能な言語は、その言語の入力wが与えられたときにチューリングマシンを構築できる言語であり、チューリングマシンは常に受け入れ、停止または拒否する停止します。私が混乱しているのは無限に成長する言語です。たとえば、L = {0^p | pは素数です}。したがって、数が線形空間で素数であるかどうかを決定するアルゴリズムを書くことができます。だから私の理解は、このアルゴリズムは素数であるか、素数

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シミュレーション非決定性チューリングマシン[JFLAP]

問題：開始状態Q0、と＃記号で1平方以外は完全に空のテープを考えると、それに＃や停止を見つけます。非決定：このマシンには、左の検索または開始状態の右側するか選択し、次のシンボルは、それがままに＃記号、されるまで、その方向にいっています。決定論：？は、どのように私は決定論の形でこのマシンを複製するのですか？あなただけの上で実行していない...

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この言語は決定可能ですか

L = {（、、x）| M1（x）はM2（x）より厳密に多くのステップで実行されます。（両方の計算が永遠に実行される場合、どちらも厳密に他のものよりも多くのステップを要しません）。この言語は決定可能ですか？それを証明する方法？

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チューリングマシン：2つの数値のモッズを取る？

mod（3,7）= 3とmod（7,3）= 1のように、2つの非負の数値を入力してmod演算を実行するチューリングマシンを設計します。明らかに、TMの入力と出力に関する仮定と形式を指定します。

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オートマチックチューリング

誰かが段階的に質問を説明できますか？ Σは有限集合であり、L1、L2及びL3は、以下の特性満足Σ^ *の許容されるサブセットチューリングされていることを仮定する： L1∪L2∪L3 =Σ^ * と、 L1∩L2 = L2∩L3 = L3∩L1 =∅である。 L1、L2、L3はすべて再帰的でなければならないことを示します。

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何も受け入れないチューリングマシンは再帰的に列挙できません。

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n> = 1チューリングマシンの場合1^3^n

3の長さの1の弦を受け入れるチューリングマシンを作りたい。111,111111111,111111111111111111111111111など。しかし、私はこのためのアルゴリズムを作ることができません。これまで私は3の倍数を受け入れる機械を作ることができました。親切に助けてください