Часть I

Почему для понимания разума необходима новая физика?. Невычислимость сознательного мышления

Приложение A: Гёделизирующая машина Тьюринга в явном виде

Допустим, что у нас имеется некая алгоритмическая процедура A, которая, как нам известно, корректно устанавливает незавершаемость тех или иных вычислений. Мы получим вполне явную процедуру для построения на основе процедуры A конкретного вычисления C, для которого A оказывается неадекватной; при этом мы сможем убедиться, что вычисление C действительно не завершается. Приняв это явное выражение для C, мы сможем определить степень его сложности и сравнить ее со сложностью процедуры A, чего требуют аргументы §2.6 (возражение Q8) и §3.20.

Для определенности я воспользуюсь спецификациями той конкретной машины Тьюринга, которую я описал в НРК. Подробное описание этих спецификаций читатель сможет найти в названной работе. Здесь же я дам лишь краткое описание, которого вполне должно хватить для наших настоящих целей.

Машина Тьюринга имеет конечное число внутренних состояний, но производит все операции на бесконечной ленте. Эта лента представляет собой линейную последовательность «ячеек», причем каждая ячейка может быть маркированной или пустой, а общее количество отметок на ленте — величина конечная. Обозначим каждую маркированную ячейку символом 1, а каждую пустую ячейку — 0. В машине Тьюринга имеется также считывающее устройство, которое поочередно рассматривает отметки и, в явной зависимости от внутреннего состояния машины Тьюринга и характера рассматриваемой в данный момент отметки, определяет дальнейшие действия машины по следующим трем пунктам: (I) следует ли изменить рассматриваемую в данный момент отметку; (II) каким будет новое внутреннее состояние машины; (III) должно ли устройство сдвинуться по ленте на один шаг вправо (обозначим это действие через R) или влево (обозначим через L), или же на один шаг вправо с остановкой машины (STOP). Когда машина, в конце концов, остановится, на ленте слева от считывающего устройства будет представлен в виде последовательности символов 0 и 1 ответ на выполненное ею вычисление. Изначально лента должна быть абсолютно чистой, за исключением отметок, описывающих исходные данные (в виде конечной строки символов 1 и 0), над которыми машина и будет выполнять свои операции. Считывающее устройство в начале работы располагается слева от всех отметок.

При представлении на ленте натуральных чисел (будь то входные или выходные данные) иногда удобнее использовать так называемую расширенную двоичную запись, согласно которой число, в сущности, записывается в обычной двоичной системе счисления, только двоичный знак «1» представляется символами 10, а двоичный знак «0» — символом 0. Таким образом, мы получаем следующую схему перевода десятичных чисел в расширенные двоичные:

Заметим, что в расширенной двоичной записи символы 1 никогда не встречаются рядом. Таким образом, последовательность из двух или более 1 вполне может послужить сигналом о начале и конце записи натурального числа. То есть для записи всевозможных команд на ленте мы можем использовать последовательности типа 110, 1110, 11110 и т.д.

Отметки на ленте также можно использовать для спецификации конкретных машин Тьюринга. Это необходимо, когда мы рассматриваем работу универсальной машины Тьюринга U. Универсальная машина U работает с лентой, начальная часть которой содержит подробную спецификацию некоторой конкретной машины Тьюринга T, которую универсальной машине предстоит смоделировать. Данные, с которыми должна работать сама машина T, подаются в U вслед за тем участком ленты, который определяет машину T. Для спецификации машины T можно использовать последовательности 110, 1110 и 11110, которые будут обозначать, соответственно, различные команды для считывающего устройства машины T, например: переместиться по ленте на один шаг вправо, на один шаг влево, либо остановиться, сдвинувшись на один шаг вправо:

Каждой такой команде предшествует либо символ 0, либо последовательность 10, что означает, что считывающее устройство должно пометить ленту, соответственно, либо символом 0, либо 1, заменив тот символ, который оно только что считало. Непосредственно перед вышеупомянутыми 0 или 10 располагается расширенное двоичное выражение числа, описывающего следующее внутреннее состояние, в которое должна перейти машина Тьюринга согласно этой самой команде. (Отметим, что внутренние состояния, поскольку количество их конечно, можно обозначать последовательными натуральными числами 0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, …, N. При кодировании на ленте для обозначения этих чисел будет использоваться расширенная двоичная запись.)

Конкретная команда, к которой относится данная операция, определяется внутренним состоянием машины перед началом считывания ленты и собственно символами 0 или 1, которые наше устройство при следующем шаге считает и, возможно, изменит. Например, частью описания машины T может оказаться команда 230 → 171R, что означает следующее: «Если машина T находится во внутреннем состоянии 23, а считывающее устройство встречает на ленте символ 0, то его следует заменить символом 1, перейти во внутреннее состояние 17 и переместиться по ленте на один шаг вправо». В этом случае часть «171R» данной команды будет кодироваться последовательностью 100001010110. Разбив ее на участки 1000010.10.110, мы видим, что первый из них представляет собой расширенную двоичную запись числа 17, второй кодирует отметку 1 на ленте, а третий — команду «переместиться на шаг вправо». А как нам описать предыдущее внутреннее состояние (в данном случае 23) и считываемую в соответствующий момент отметку на ленте (в данном случае 0)? При желании можно задать их так же явно с помощью расширенной двоичной записи. Однако на самом деле в этом нет необходимости, поскольку для этого будет достаточно упорядочить различные команды в виде цифровой последовательности (например, такой: 00 →, 01 →, 10 →, 11 →, 20 →, 21 →, 30 →, …).

К этому, в сущности, и сводится все кодирование машин Тьюринга, предложенное в НРК, однако для завершенности картины необходимо добавить еще несколько пунктов. Прежде всего, следует проследить за тем, чтобы каждому внутреннему состоянию, действующему на отметки 0 и 1 (не забывая, впрочем, о том, что команда для внутреннего состояния с наибольшим номером, действующая на 1, оказывается необходимой не всегда), была сопоставлена какая-либо команда. Если та или иная команда вообще не используется в программе, то необходимо заменить ее «пустышкой». Предположим, например, что в ходе выполнения программы внутреннему состоянию 23 нигде не придется сталкиваться с отметкой 1 — соответствующая команда-пустышка в этом случае может иметь следующий вид: 231 → 00R.

Согласно вышеприведенным предписаниям, в кодированной спецификации машины Тьюринга на ленте пара символов 00 должна быть представлена последовательностью 00, однако можно поступить более экономно и записать просто 0, что явится ничуть не менее однозначным разделителем двух последовательностей, составленных из более чем одного символа 1 подряд¹⁸. Машина Тьюринга начинает работу, находясь во внутреннем состоянии 0; считывающее устройство движется по ленте, сохраняя это внутреннее состояние до тех пор, пока не встретит первый символ 1. Это обусловлено допущением, что в набор команд машины Тьюринга всегда входит операция 00 → 00R. Таким образом, в действительной спецификации машины Тьюринга в виде последовательности 0 и 1 явного задания этой команды не требуется; вместо этого мы начнем с команды 01 → X, где X обозначает первую нетривиальную операцию запущенной машины, т.е. первый символ 1, встретившийся ей на ленте. Это значит, что начальную последовательность 110 (команду → 00R), которая в противном случае непременно присутствовала бы в определяющей машину Тьюринга последовательности, можно спокойно удалить. Более того, в такой спецификации мы будем всегда удалять и завершающую последовательность 110, так как она одинакова для всех машин Тьюринга.

¹⁸ Это означает, что при кодировании машины Тьюринга каждую последовательность …110011… можно заменить на …11011… . В спецификации универсальной машины Тьюринга, описанной в НРК (см. примечание 7 после главы 2), имеется пятнадцать мест, где я этого не сделал. Чрезвычайно досадная оплошность с моей стороны, и это после того, как я приложил столько усилий, чтобы добиться (в рамках моих же собственных правил) по возможности наименьшего номера, определяющего эту универсальную машину. Упомянутая простая замена позволяет уменьшить мой номер более чем в 30 000 раз! Я благодарен Стивену Ганхаусу за то, что он указал мне на этот недосмотр, а также за то, что он самостоятельно проверил всю представленную в НРК спецификацию и подтвердил, что она действительно определяет универсальную машину Тьюринга.

Получаемая в результате последовательность символов 0 и 1 представляет собой самую обыкновенную (т.е. нерасширенную) двоичную запись номера машины Тьюринга n для данной машины (см. главу 2 НРК). Мы называем ее n-й машиной Тьюринга и обозначаем T = T_n. Каждый такой двоичный номер (с добавлением в конце последовательности 110) есть последовательность символов 0 и 1, в которой нигде не встречается более четырех 1 подряд. Номер n, не удовлетворяющий данному условию, определяет «фиктивную машину Тьюринга», которая прекратит работать, как только встретит «команду», содержащую более четырех 1. Такую машину «T_n» мы будем называть некорректно определенной. Ее работа с какой угодно лентой является по определению незавершающейся. Аналогично, если действующая машина Тьюринга встретит команду перехода в состояние, определенное числом, большим всех тех чисел, для которых были явно заданы возможные последующие действия, то она также «зависнет»: такую машину мы будем полагать «фиктивной», а ее работу — незавершающейся. (Всех этих неудобств можно без особого труда избежать с помощью тех или иных технических средств, однако реальной необходимости в этом нет; см. §2.6, Q4).

Для того чтобы понять, как на основе заданного алгоритма A построить явное незавершающееся вычисление, факт незавершаемости которого посредством алгоритма A установить невозможно, необходимо предположить, что алгоритм A задан в виде машины Тьюринга. Эта машина работает с лентой, на которой кодируются два натуральных числа p и q. Мы полагаем, что если завершается вычисление A(p, q), то вычисление, производимое машиной T_p с числом q, не завершается вовсе. Вспомним, что если машина T_p определена некорректно, то ее работа с числом q не завершается, каким бы это самое q ни было. В случае такого «запрещенного» p исход вычисления A(p, q) может, согласно исходным допущениям, быть каким угодно. Соответственно, нас будут интересовать исключительно те числа p, для которых машина T_p определена корректно. Таким образом, в записанном на ленте двоичном выражении числа p пяти символов 1 подряд содержаться не может. Значит, для обозначения на ленте начала и конца числа p мы вполне можем воспользоваться последовательностью 11111.

То же самое, очевидно, необходимо сделать и для числа q, причем оно вовсе не обязательно должно быть числом того же типа, что и p. Здесь перед нами возникает техническая проблема, связанная с чрезвычайной громоздкостью машинных предписаний в том виде, в каком они представлены в НРК. Удобным решением этой проблемы может стать запись чисел p и q в пятеричной системе счисления. (В этой системе запись «10» означает число пять, «100» — двадцать пять, «44» — двадцать четыре и т.д.) Однако вместо пятеричных цифр 0, 1, 2, 3 и 4 я воспользуюсь соответствующими последовательностями символов на ленте 0,10,110,1110 и 11110. Таким образом, мы будем записывать

Под «C_p» здесь будет пониматься вычисление, выполняемое корректно определенной машиной Тьюринга T_r, где r есть число, обыкновенное двоичное выражение которого (с добавлением в конце последовательности символов 110) в точности совпадает с числом p в нашей пятеричной записи. Число q, над которым производится вычисление C_p, также необходимо представлять в пятеричном выражении. Вычисление же A(p, q) задается в виде машины Тьюринга, выполняющей действие с лентой, на которой кодируется пара чисел p, q. Запись на ленте будет выглядеть следующим образом:

где p и q суть вышеописанные пятеричные выражения чисел, соответственно, p и q.

Требуется отыскать такие числа p и q, для которых не завершается не только вычисление C_p(q), но и вычисление A(p, q). Процедура из §2.5 позволяет сделать это посредством отыскания такого числа k, при котором вычисление C_k, производимое с числом n, в точности совпадает с вычислением A(n, n) при любом n, и подстановки p = q = k. Для того чтобы проделать это же в явном виде, отыщем машинное предписание K(= C_k), действие которого на последовательность символов на ленте

(где n есть пятеричная запись числа n) в точности совпадает с действием алгоритма A на последовательность

при любом n. Таким образом, действие предписания K сводится к тому, чтобы взять число n (записанное в пятеричном выражении) и однократно его скопировать, при этом два n разделяются последовательностью 111110 (та же последовательность начинает и завершает всю последовательность отметок на ленте). Следовательно, оно воздействует на получаемую в результате ленту точно так, как на эту же ленту воздействовал бы алгоритм A.

Явную модификацию алгоритма A, дающую такое предписание K, можно произвести следующим образом. Сначала находим в определении A начальную команду 01 → X и отмечаем для себя, что это в действительности за «X». Мы подставим это выражение вместо «X» в спецификации, представленной ниже. Один технический момент: следует, помимо прочего, положить, чтобы алгоритм A был составлен таким образом, чтобы машина, после активации команды 01 → X, никогда больше не перешла во внутреннее состояние 0 алгоритма A. Это требование ни в коей мере не влечет за собой каких-либо существенных ограничений на форму алгоритма¹⁹. (Нуль можно использовать только в командах-пустышках.)

¹⁹ Более того, сам Тьюринг первоначально предполагал вообще останавливать машину всякий раз, когда она повторно переходит во внутреннее состояние «0» из любого другого состояния. В этом случае нам не только не понадобилось бы вышеупомянутое ограничение, мы спокойно могли бы обойтись и без команды STOP. Тем самым мы достигли бы существенного упрощения, поскольку последовательность 11110 в качестве команды нам была бы уже не нужна, и ее можно было бы использовать как разделитель, что позволило бы избавиться от последовательности 111110 . Это значительно сократило бы длину предписания K, и, кроме того, вместо пятеричной системы счисления мы обошлись бы четверичной.

Затем при определении алгоритма A необходимо установить общее число N внутренних состояний (включая и состояние 0, т.е. максимальное число внутренних состояний A будет равно N - 1). Если в определении A нет завершающей команды вида (N - 1)1 → Y, то в конце следует добавить команду-пустышку (N - 1)1 → 00R. Наконец, удалим из определения A команду 01 → X и добавим ее к приводимому ниже списку машинных команд, а каждый номер внутреннего состояния, фигурирующий в этом списке, увеличим на N (символом ∅ обозначено результирующее внутреннее состояние 0, а символом «X» в записи «11 → X» представлена команда, которую мы рассмотрели выше). (В частности, первые две команды из списка примут в данном случае следующий вид: 01 → N1R, N0 → (N + 4)0R.)

Теперь мы готовы точно определить предельную длину предписания K, получаемого путем вышеприведенного построения, как функцию от длины алгоритма A. Сравним эту «длину» со «степенью сложности», определенной в §2.6 (в конце комментария к возражению Q8). Для некоторой конкретной машины Тьюринга T_m (например, той, что выполняет вычисление A) эта величина равна количеству знаков в двоичном представлении числа m. Для некоторого конкретного машинного действия T_m(n) (например, выполнения предписания K) эта величина равна количеству двоичных цифр в большем из чисел тип. Обозначим через α и κ количество двоичных цифр в a и k' соответственно, где

Поскольку алгоритм A содержит, как минимум, 2N - 1 команд (учитывая, что первую команду мы исключили) и поскольку для каждой команды требуется, по крайней мере, три двоичные цифры, общее число двоичных цифр в номере его машины Тьюринга а непременно должно удовлетворять условию

В вышеприведенном дополнительном списке команд для K есть 105 мест (справа от стрелок), где к имеющемуся там числу следует прибавить N. Все получаемые при этом числа не превышают N + 55, а потому их расширенные двоичные представления содержат не более 2 log₂(N + 55) цифр, в результате чего общее количество двоичных цифр, необходимых для дополнительного определения внутренних состояний, не превышает 210 log₂(N + 55). Сюда нужно добавить цифры, необходимые для добавочных символов 0, 1, R и L, что составляет еще 527 цифр (включая одну возможную добавочную «команду-пустышку» и учитывая, что мы можем исключить шесть символов 0 по правилу, согласно которому 00 можно представить в виде 0). Таким образом, для определения предписания K требуется больше двоичных цифр, чем для определения алгоритма A, однако разница между этими двумя величинами не превышает 527 + 210 log₂(N + 55):

Применив полученное выше соотношение α ≥ 6N - 6, получим (учитывая, что 210 log₂6 > 542)

Затем найдем степень сложности η конкретного вычисления C_k(k), получаемого посредством этой процедуры. Вспомним, что степень сложности машины T_m(n) определяется как количество двоичных цифр в большем из двух чисел m, n. В данной ситуации C_k = T_k, так что число двоичных цифр в числе «m» этого вычисления равно κ. Для того чтобы определить, сколько двоичных цифр содержит число «n» этого вычисления, рассмотрим ленту, содержащую вычисление C_k(k). Эта лента начинается с последовательности символов 111110, за которой следует двоичное выражение числа k', и завершается последовательностью 11011111. В соответствии с предложенным в НРК соглашением всю эту последовательность (без последней цифры) следует читать как двоичное число; эта операция дает нам номер «n», который присваивается ленте машины, выполняющей вычисление T_m(n). То есть число двоичных цифр в данном конкретном номере «n» равно κ + 13, и, следовательно, число κ + 13 совпадает также со степенью сложности ту вычисления C_k(k), благодаря чему мы можем записать η = κ + 13 < α — 2 + 210 log₂(α + 336), или проще:

Детали вышеприведенного рассуждения специфичны для данного конкретного предложенного еще в НРК способа кодирования машин Тьюринга, и при использовании какого-либо иного кодирования они также будут несколько иными. Основная же идея очень проста. Более того, прими мы формализм λ-исчисления, вся операция оказалась бы, в некотором смысле, почти тривиальной. (Достаточно обстоятельное описание λ-исчисления Черча можно найти в НРК, конец главы 2; см. также [52].) Предположим, например, что алгоритм A определяется некоторым λ-оператором A, выполняющим действие над другими операторами P и Q, что выражается в виде операции (AP)Q. Оператором P здесь представлено вычисление C_p, а оператором Q — число q. Далее, оператор A должен удовлетворять известному требованию, согласно которому для любых P и Q должно быть истинным следующее утверждение:

Мы без труда можем составить такую операцию λ-исчисления, которая не завершается, однако этот факт невозможно установить посредством оператора A. Например, положим

т.е. KY = (AY)Y для любого оператора Y. Затем рассмотрим λ-операцию

Очевидно, что эта операция не завершается, поскольку KK = (AK)K, а завершение последней операции означало бы, что операция KK не завершается по причине принятой нами природы оператора A. Более того, оператор A не способен установить этот факт, потому что операция (AK)K не завершается. Если мы полагаем, что оператор A обладает требуемым свойством, то мы также должны предположить, что операция KK не завершается.

Отметим, что данная процедура дает значительную экономию. Если записать операцию KK в виде

KK = λy.(yy)(λx.[(Ax)x]),

то становится ясно, что число символов в записи операции KK всего на 16 больше аналогичного числа символов для алгоритма A (если пренебречь точками, которые в любом случае избыточны)!

Строго говоря, это не совсем законно, поскольку в выражении для оператора A может также появиться и символ «x», и с этим нам придется что-то делать. Можно усмотреть сложность и в том, что генерируемое такой процедурой незавершающееся вычисление нельзя считать операцией над натуральными числами (поскольку вторая K в записи KK «числом» не является). Вообще говоря, λ-исчисление не вполне подходит для работы с явными численными операциями, и зачастую бывает довольно сложно понять, каким образом ту или иную заданную алгоритмическую процедуру, применяемую к натуральным числам, можно выразить в виде операции λ-исчисления. По этим и подобным причинам обсуждение с привлечением машин Тьюринга имеет, как нам представляется, более непосредственное отношение к теме нашего исследования и достигает требуемого результата более наглядным путем.