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Rekurrente Doppelfolgen über endlichen Mengen Mihai Prunescu Bielefeld, 18. Februar 2011 Berlin, 21. Februar 2011 MOTTO .... wir haben die Kunst, damit wir nicht an der Wahrheit zugrunde gehen ..... Friedrich Nietzsche Definition (A, f, 1): A endlich, f : A3 → A, 1 ∈ A Rekurrente Doppelfolge (a(i, j)): • ∀i ∀j a(i, 0) = a(0, j) = 1 • i>0 ∧ j>0 : a(i, j) = f (a(i−1, j), a(i−1, j−1), a(i, j−1)) f (x, y, z) agiert folgendermaßen: 1 1 y >G >E y x ∨ z ∨ >H f (1, 1, 1) = A f (A, 1, 1) = B ... f (D, A, B) = E ... x z ∨ >C y x z ∨ >F y x z > ∨ x z > > 1 z y y > >D y x ∨ ∨ >B > > 1 z x z 1 > >A y x ∨ y > > 1 x z 1 ∨ >I (F5, 4x2y 4z 2 + 4x4y 3 + 4y 3z 4 + 2xy 2z + 3, 1) (F5, 4x4z 4 + 4x2y 2 + 4y 2z 2 + 4y 2, 2) (F5, 3x4z 4 + 3x2y 2 + 3y 2z 2 + 2x3yz 3 + 1, 1) (F5, 4x4z 4 + 4x2y 2 + 4y 2z 2 + 4x3y 2z 3 + 2, 1) (F5, 2x3y 3z 3 + 2x2 + 2z 2 + 4xy 3z + 4, 1) (F5, x2y 3z 2 + x4y 2 + y 2z 4 + 3x3y 3z 3 + 4, 1) (F5, 2x3y 2z 3 + 2x3y 3 + 2y 3z 3 + 3x4z 4 + 1, 1) (F5, 3x3y 2z 3 +3x3y 3 +3y 3z 3 +4x2y 2z 2 +4, 1) Turing Vollständigkeit (A, f : A2 → A, 0, 1) a(i, j) = f (a(i, j − 1), a(i − 1, j)) Theorem 1 ∀ (M, w) Turing Maschine mit Eingabe ∃ A = (A, f, 0, 1) endlich, kommutativ, sodass: (a(i, j)) letztendlich Null ⇐⇒ M hält mit leerem Band, ohne links von der Startzelle gewesen zu sein. M. P: Undecidable properties of the recurrent double sequences. Notre Dame Journal of Formal Logic, 49, 2, 143 - 151, 2008. a, b, c, d Buchstaben z Zustand δ = (c, z) neuer Buchstabe b a δ (δ, b) (a, δ) d Um eine kommutative Struktur zu bauen, verwendet man 8 Diagonalen, statt nur 2. ”Anhaltende Berechnung 1”, 625 × 625 (F5, 4x4z 4 + 4xy 3 + 4y 3z + 4xy 3z + 4, 1) ”Anhaltende Berechnung 2”, 20 × 20 (F5, x4z 4 + x2y 4 + y 4z 2 + 2xyz + 3, 1) Normierung (A, f, 1) erzeugt a, (B, g, 1) erzeugt b. M (a) = {x ∈ A | ∃ i, j a(i, j) = x}. a ≃ b: ∃ Bijektion ϕ : M (a) → M (b) so dass ∀ i, j ϕ(a(i, j)) = b(i, j). c : N2 → N die Cantorsche Paarung, d : N → N2, d = c−1. a(d(0)), a(d(1)), . . . , a(d(n)), . . . Das Startsymbol ist 0, das erste Element 6= 0, das in der Folge autritt, ist 1, u.s.w. N (a) sei die Normierung von a. a ≃ b ⇐⇒ N (a) = N (b). Chaitin Komplexität a eine rekurrente Doppelfolge. (A, f, 0) erzeugt a. Das minimale Programm von a ist die lexikographisch geordnete Liste aller f (a, b, c) = d, die in a wirklich vorkommen. ✷ RDS Menge aller rekurrenten Doppelfolgen. W Menge aller Wörter über dem Alphabet: 0 1 ... 9 f ) ( , = µ : RDS → W , µ(a) = das minimale Programm für A. µ : RDS → W total definiert µ : RDS → W nicht berechenbar N (µ(RDS)) präfixfrei TRICK: Das Normierungsverfahren ist effektiv für minimale Programme. Man benennt Buchstaben um, bis man alle Buchstaben umbenannt hat, die im minimalen Programm vorkommen. C(a) = Länge(µ(a)) Komplexitätsmass H(a) = − log P [N (µ((A, f, 0))) = N (µ(a))] Am häufigsten kommt die konstante Doppelfolge vor, die das minimale Programm f (0, 0, 0) = 0 hat. Was ist mit der inneren Entropie? Versuch, einen inneren Entropiebegriff zu definieren Die random Folgen sind normal, alle endliche Wörter kommen unendlich oft vor, uniform verteilt in der Folge. Es gibt auch berechenbare normale Folgen, wie die von Champernowne: 01234567891011121314151617 . . . Die innere Entropie will messen, wie normal eine rekurrente Doppelfolge ist. [m] = {0, 1, . . . , m − 1} ✷A = {b : [m]×[m] → A | m ∈ N} = S Am×m m≥1 b ∈ Am×m kommt regulär in d vor, falls ∃ i, j: ∀ u, v ∈ [m] b(u, v) = d(mi + u, mj + v) a | [n] × [n] := a | n H : ✷A → R αn(b) = # reguläre Kopien von b in a | n. αn (b) n→∞ (n/m)2 H(b) = lim Wenn eine Doppelfolge m-normal ist, dann 2 gilt H(b) = (#A)(−m ) für jedes b von Größe m × m. Chomski Grammatiken Typ 0, allgemein. Alle rekursiv-aufzählbaren Sprachen werden von solchen Grammatiken erzeugt. Typ 1, kontext-sensitiv. Typ 2, kontext-frei. Typ 3, regulär. Erlauben die rekurrenten Doppelfolgen solche qualitative Unterschiede? Selbstähnliche Doppelfolgen (Fq , f (x, y, z) = x + my + z, 1) F = (a(i, j) | 0 ≤ i, j < p), q = ps ϕ(x) = xp Frobenius Automorphismus Gd = (a(i, j) | 0 ≤ i, j < pd) Theorem 2 Gd = ϕd−1(F ) ⊗ ϕd−2(F ) ⊗ · · · ⊗ ϕ(F ) ⊗ F Falls Fq = Fp, gilt Gd = F ⊗d. Beginne mit 1 und wende Regeln der Gestalt element → matrix a → aF an. Die Matrixfolge (Gd) konvergiert zu einem selbstähnlichen Muster. M. P: Self-similar carpets over finite fields. European Journal of Combinatorics, 30, 4, 866 - 878, 2009. Pascalsche Dreieck mod 2 (F2, x + z, 1), d = 9 1→ ! 1 1 1 0 0→ ! 0 0 0 0 Lakhtakia - Passoja Teppich mod 23 (F23, x + y + z, 1), d = 2 G2: ∀ k ∈ F23 Farbe(k) = Farbe(23 − k) Substitution [element → matrix] ❀ [matrix → matrix] x ≥ 1 Grundkörnung s ≥ 2 Skalierung, y = xs X ⊂ Ax×x endlich Y ⊂ Ay×y endlich ∀Y ∈Y Y = (X(i, j) ∈ X | 0 ≤ i, j < s) Σ : X → Y Substitutionsregel X1 ∈ X Startsymbol (X , Y, Σ, X1) Substitutionssystem S(1) = X1, S(n) = Σn−1(X1) Expansive Substitutionssysteme (X , Y, Σ, X1) expansiv, falls Σ(X1) = (X(i, j) ∈ X ) |= X(0, 0) = X1 Lemma 3 Sei (X , Y, Σ, X1) ein expansives Substitutionssystem. Dann ist für alle n > 0 die Matrix S(n) das xsn−1 ×xsn−1 links obere Eck der Matrix S(n + 1). S(n + 1) = S(n) U V W ! Sei T ∈ Awx×zx eine Matrix. Definition: Nx = {K ∈ A2x×2x | K kommt in T vor und startet mit Koordinaten (kx, lx)} Theorem 4 (A, f, Ränder ) ❀ R (A, X , Y, Σ, X1), x → sx, ❀ S R(n) := (a(i, j) | 0 ≤ i, j < xsn−1) Falls existiert m > 1, sodaß: - R(m) = S(m) - Nx(S(m − 1)) = Nx(S(m)) - S | (i = 0) = R | (i = 0) - S | (j = 0) = R | (j = 0) Dann gilt R = S. M. P: Recurrent double sequences that can be produced by context-free substitutions. 18, Nr. 1, 1 - 9, 2010. Fractals, Vol Twin Peaks, 2560 × 2560. F4 = {0, 1, ǫ, ǫ2 = ǫ + 1} = {0, 1, 2, 3} (F4, y + ǫ(x + z) + ǫ2(x2 + y 2 + z 2), 1) X1 = X2 = X3 = X4 = X5 = X6 =       X7 = 1 1 1 2 1 1 0 1 0 2 0 1  0 0  1 2  1 2  2 2  1 0  1 0  2 0  0 0 −→ −→ −→ −→ −→ −→ −→       X1 X3 X2 X5 X3 X3 X7 X1 X8 X10 X11 X1  X7 X7 X2 X4  X2 X5  X6 X6  X1 X9  = 1 1 1 1 1 2 2 2 1 2 0 1 1 2 1 0 ! = 1 2 0 2 1 2 1 0 1 2 0 2 1 2 1 0 ! = 1 1 1 1 2 2 2 2 0 1 0 1 2 0 2 0 ! = 0 0 1 1 0 0 1 2 1 1 0 3 1 2 3 0 ! X1 X11  X10 X8  X7 X7  = 0 3 0 2 0 0 2 0 1 1 0 0 1 2 3 0 ! = 0 0 1 1 3 0 1 2 0 2 0 3 2 0 0 0 ! = 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 !  X8 = X9 =  X10 = X11 = X12 = X13 = X14 = X15 = 0 3 0 3      0 2 0 0 1 3 1 2 1 0  1 3  0 0  3 0  2 0  3 0  3 2  2 2  3 2  0 2 −→ −→ −→ −→ −→ −→ −→ −→   X8 X12 X9 X12      X9 X10 X11 X7 X13 X15 X13 X5 X3 X11  X2 X15 X7 X8  X12 X9 = 0 3 1 3 0 0 3 2 0 0 0 3 0 0 0 0 = 0 3 1 3 3 0 3 2 1 3 0 3 3 2 3 0 = 0 3 0 2 3 0 2 0 0 2 0 0 2 0 0 0 ! = 0 0 0 0 3 0 0 0 1 3 0 0 3 2 3 0 ! = 1 2 1 3 2 2 0 2 1 0 0 1 3 2 1 0 ! = 1 2 0 2 2 2 1 0 0 1 0 2 2 0 2 0 ! = 1 1 0 0 2 2 3 0 1 0 0 2 3 2 1 0 ! = 1 2 1 3 1 2 0 2 0 3 0 1 0 0 2 0  X10 X7  X12 X11  X14 X4  X6 X10  X14 X5  X8 X6  ! ! ! Vermutung G endliche abelsche p-Gruppe, p Primzahl f : G3 → G Gruppenhomomorphismus a ∈ G \ {0} Dann existiert ein expansives Substitutionssystem, das dieselbe Doppelfolge produziert, wie (G, f, a). Efeu, 625 × 625 (F5, x3z 3 + x4y + yz 4 + 2xyz + 4, 1) 1802 Regeln 256 → 512 Square Root, 625 × 625 (F5, 3x3y 2z 3 +3x3y 3 +3y 3z 3 +4x2y 2z 2 +4, 1) 26 Regeln 8 → 16 Ist jede rekurrente Doppelfolge ein Substitutionsmuster? NEIN! Die Gegenbeispiele interpretieren die Menge N der natürlichen Zahlen. Stairway to Heaven, 100 × 100 (F5, 4x2y 4z 2 + 4x4y 3 + 4y 3z 4 + 4y 2 + 2, 1) Stairway to Heaven, 200 × 200 (F5, 4x2y 4z 2 + 4x4y 3 + 4y 3z 4 + 4y 2 + 2, 1) Second Stairway, 58 × 58 (F5, 2x3y 3z 3 + 2xy 2 + 2y 2z + y, 1) Third Stairway, 50 × 50 (F5, 4x3yz 3 + 4x4y 2 + 4y 2z 4 + x2y 2z 2 + 4, 1) Randwerte als Eingabe Periodische Randwerte (Z/2Z, x + z,′ 100′), 512 × 512 22 Regeln 3 → 6 (Z/2Z, x + z,′ 010′), 512 × 512 88 Regeln 12 → 24 (Z/3Z, x + y + z,′ 001′), 243 × 243 23 Regeln 3 → 9 (Z/3Z, x + y + z,′ 110′), 243 × 243 23 Regeln 3 → 9 (Z/2Z, x + z,′ 00001′,′ 0100′), 512 × 512 64 Regeln 4 → 8 Randwerte als Eingabe Lineare Substitution Die Thue - Morse Folge ({0, 1}, {0 → 01, 1 → 10}, 0) 01101001100101101001011001101001 . . . tn = s2(n) mod 2 [s2(n) := #{i | ai = 1, n = ak 2k + · · · + a0}] ∞ Y i=0 i (1 − x2 ) = ∞ X j=0 ......... (−1)tj xj Pascal - Thue - Morse mod 2, 512 × 512 (Z/2Z, x + z, Thue − Morse) 15 Regeln 4 → 8 Pascal - Thue - Morse mod 4, 512 × 512 (Z/4Z, x + z, Thue − Morse) 284 Regeln 8 → 16