Проблема остановки ( англ. Halting problem ) — это одна из проблем в теории алгоритмов , которая может неформально быть поставлена в виде:

Даны описание процедуры и её начальные входные данные. Требуется определить: завершится ли когда-либо выполнение процедуры с этими данными; либо, что процедура всё время будет работать без остановки.

Алан Тьюринг доказал в 1936 году , что проблема остановки неразрешима на машине Тьюринга . Другими словами, не существует общего алгоритма решения этой проблемы.

Проблема остановки занимает центральное место в теории вычислимости , поскольку представляет собой первый пример задачи, которую невозможно решить алгоритмическим путём.

В терминах функций проблему можно доступно описать следующим образом:

Для любой функции F(G, start_state), которая может определять, останавливается ли другая функция, всегда можно написать такую функцию G(start_state), при передаче которой в F результат выполнения будет противоположен тому, который предсказывает F.

Для многих других задач ^{[ каких? ]} можно доказать их алгоритмическую неразрешимость, попытавшись свести их к проблеме остановки. Это делается по схеме "от противного": пусть есть некая задача, для которой требуется установить её неразрешимость. Тогда, предположим, что она разрешима, и попытаемся, используя этот факт, написать алгоритм решения проблемы остановки. Если это удастся, то мы придем к противоречию, ведь известно, что не существует алгоритма решения проблемы остановки. А значит, предположение было неверным и исходная задача также неразрешима.

Доказательство

Рассмотрим множество ${\displaystyle S}$ алгоритмов, которые принимают на вход натуральное число и на выходе тоже выдают натуральное число. Выберем какой-нибудь полный по Тьюрингу язык программирования. Каждый алгоритм можно записать в виде конечной последовательности символов на этом языке. Упорядочим множество ${\displaystyle S}$ по алфавиту. При этом каждый алгоритм получит свой порядковый номер; более того существует алгоритм, который по номеру элемента ${\displaystyle S}$ восстанавливает его код в выбранном языке программирования. Назовем Анализатором гипотетический алгоритм, который получает на вход пару натуральных чисел ${\displaystyle (N,X)}$ , и:

• останавливается и возвращает 1, если алгоритм с номером ${\displaystyle N}$ не останавливается, получив на вход ${\displaystyle X}$
• не останавливается в противном случае (если алгоритм с номером ${\displaystyle N}$ останавливается, получив на вход ${\displaystyle X}$ ).

Проблему остановки можно переформулировать следующим образом: существует ли Анализатор?

Теорема. Анализатора не существует.

Докажем это от противного. Допустим, Анализатор существует. Напишем алгоритм Диагонализатор, который принимает на вход число ${\displaystyle N}$ , передает пару аргументов ${\displaystyle (N,N)}$ Анализатору и возвращает результат его работы. Другими словами, Диагонализатор останавливается в том и только том случае, если не останавливается алгоритм с номером ${\displaystyle N}$ , получив на вход число ${\displaystyle N}$ . Пусть ${\displaystyle K}$ — это порядковый номер Диагонализатора в множестве ${\displaystyle S}$ . Запустим Диагонализатор, передав ему это число ${\displaystyle K}$ . Диагонализатор остановится в том и только том случае, если алгоритм с номером ${\displaystyle K}$ (то есть, он сам) не останавливается, получив на вход число ${\displaystyle K}$ (какое мы ему и передали). Из этого противоречия следует, что наше предположение неверно: Анализатора не существует, что и требовалось доказать.

См. также

• Граф потока управления может быть использован для быстрой категоризации, когда программа не имеет циклов (и поэтому останавливается), имеет тривиальные циклы (и поэтому останавливается), имеет нетривиальные циклы (неразрешимо) или входит в бесконечный цикл.

Примечания

Ссылки

• (англ.)