Problema da parada

Na teoria da computabilidade o experimento mental do problema da parada é um problema de decisão que pode ser declarado informalmente da seguinte forma:

Dado uma descrição de um programa e uma entrada finita, decida se o programa termina de rodar ou rodará indefinidamente, dada essa entrada.

Alan Turing provou em 1936 que um algoritmo genérico para resolver o problema da parada para todos pares programa-entrada possíveis não pode existir. Dizemos que o problema da parada é indecidível nas Máquinas de Turing.

Enunciado Informal

Um problema de decisão é um conjunto de números naturais; o "problema" é determinar se um número em particular pertence ao conjunto.

Dada uma enumeração de Gödel $\varphi$ de uma função computável (como os números de descrição de Turing) e uma função de pareamento $\langle i,x\rangle$, o problema da parada é o problema de decisão para o conjunto:

$K_{\varphi }^{0}:=\{\langle i,x\rangle |\varphi _{i}(x)\ \mathrm {existe} \}$

com $\varphi _{i}$ a i-ésima função computável na enumeração de Gödel $\varphi$.

Embora o conjunto K seja recursivamente enumerável, o problema da parada não é solúvel por uma função computável.

Existem diversas formulações equivalentes do problema da parada; qualquer conjunto cujo grau de insolubilidade da Teoria da Computação e da Complexidade Computacional (no inglês, Turing degree) é o mesmo que o do problema da parada pode ser considerado como tal formulação. Exemplos de tais conjuntos incluem:

• $\{i\mid \varphi _{i}(0)\ \mathrm {para} \}$
• $\{i\mid \exists n(\varphi _{i}(n)\ \mathrm {para} )\}$

Importância e consequências

A importância histórica do problema da parada reside no fato de que foi um dos primeiros problemas a ser provado indecidível. (A prova de Turing foi lançada em maio de 1936, enquanto a prova de Alonzo Church da indecidibilidade de um problema no cálculo lambda já havia sido lançada em abril de 1936). Subsequentemente, muitos outros problemas foram descritos; o método típico de provar que um problema é indecidível é a técnica de redução. Para isso, o cientista da computação mostra que se uma solução para o novo problema foi encontrada, ela poderia ser usada para decidir um problema indecidível (transformando instâncias do problema indecidível em instâncias do novo problema). Como sabemos de antemão que nenhum método pode decidir o problema antigo, então nenhum método pode decidir o problema novo também.

Uma consequência da indecidibilidade do problema da parada é que não pode existir um algoritmo genérico que decida se um dado enunciado sobre os números naturais é verdadeiro ou falso. A razão para isso é que a proposição que afirma que um certo algoritmo vai parar dado uma certa entrada pode ser convertido em um enunciado equivalente sobre os números naturais. Se nós tivéssemos um algoritmo que pudesse resolver todo enunciado sobre os números naturais, ele certamente poderia resolver tal enunciado; mas isso determinaria se o problema original para o que é impossível, já que o problema da parada é indecidível.

Outra consequência da indecidibilidade do problema da parada é o Teorema de Rice que enuncia que a verdade de qualquer enunciado não-trivial sobre a função definida por um algoritmo é indecidível. Então, por exemplo, o problema da parada "esse algoritmo parará para a entrada 0" já é indecidível. Perceba que esse teorema considera a função definida pelo algoritmo e não o algoritmo propriamente dito. É, por exemplo, possível decidir se um algoritmo vai parar dentro de 100 passos, mas isso não é um enunciado sobre a função que é definida pelo algoritmo.

Gregory Chaitin definiu uma probabilidade de parada, representada pelo símbolo Ω, um tipo de número real que informalmente representa a probabilidade que um programa produzido aleatoriamente pare. Esses números têm o mesmo grau de insolubilidade da Teoria da Computação e da Complexidade Computacional que o problema da parada. É um número normal e um número transcendente que pode ser definido mas não completamente computado. Isso significa que pode ser provado que não existe algoritmo que produza dígitos de Ω, embora seja possível calcular seus primeiros dígitos nos casos simples.

Enquanto a prova de Turing mostrou que não pode existir algoritmo ou método genérico para determinar se um algoritmo para, instâncias individuais de um problema podem muito bem ser suscetíveis a ataques. Dado um algoritmo específico, um pode geralmente mostrar que ele deve parar para qualquer entrada, e de fato cientistas da computação geralmente fazem isso como parte de uma prova exata. Mas cada prova tem que ser desenvolvida especificamente para o algoritmo em mãos; não existe modo mecânico ou genérico para determinar se algoritmos em Máquinas de Turing param. Entretanto, existem algumas heurísticas que podem ser usadas para tentar-se construir uma prova, que freqüentemente dão seguimento a programas típicos.

A introdução de Turing do modelo de máquina que posteriormente ficou conhecido como Máquinas de Turing, introduzido no artigo, provou-se um modelo muito conveniente para a Teoria da Computação.

Histórico do problema da parada

• 1900 - David Hilbert colocou seus 23 problemas (conhecidos como problemas de Hilbert) no Congresso Internacional de Matemáticos em Paris. "Desses, o segundo foi o de provar a consistência dos "axiomas de Peano" em que, como ele tinha mostrado, o rigor da matemática o dependia" (Hodges p. 83, commentário do autor em Davis, 1965, p. 108).
• 1920-1921 - Emil Post explora o problema da parada para a máquina de Post, o considerando como candidato à insolubilidade.(Fonte: Absolutely unsolvable problems and relatively undecidable propositions – account of an anticipation, in Davis, 1965, pp. 340–433.) Sua insolubilidade não foi estabelecida até muito depois, por Marvin Minsky [1961].
• 1928 - Hilbert reformula seu segundo problema no Congresso Internacional de Bolonha. Hodges afirma que ele colocou três perguntas: i.e. #1: Era a matemática completa? #2: Era a matemática consistente? #3: Era a matemática decidível? (Hodges p.91). A terceira pergunta é conhecida como Entscheidungsproblem (Problema de decisão) (Hodges p. 91, Penrose p. 34).
• 1930 - Kurt Gödel anunciou uma prova como resposta para as duas primeiras questões de Hilbert de 1928 [cf Reid p. 198]. "No começo, ele [Hilbert] estava só com raiva e frustrado, mas depois ele começou a tentar lidar de forma construtiva com o problema... Gödel sentiu - e exprimiu o pensamento em seu trabalho - que seu trabalho não contradiz ponto de vista formalista de Hilbert" (Reid p. 199).
• 1931 — Gödel publica "On Formally Undecidable Propositions of Principia Mathematica and Related Systems I", (reimpresso em Davis, 1965, p. 5ff).
• 19 de abril de 1935 - Alonzo Church publicou "An Unsolvable Problem of Elementary Number Theory", em que ele identifica o que significa para uma função a ser efetivamente calculável. Tal função terá um algoritmo, e "... o fato de que o algoritmo tenha terminado torna-se efetivamente conhecido ..." (grifo do autor, Davis, 1965, p. 100).
• 1936 - Church publicou a primeira prova que o problema de decisão era insolúvel. [A Note on the Entscheidungsproblem, reimpresso em Davis, 1965, p. 110].
• 7 de outubro de 1936 - O artigo de Post "Finite Combinatory Processes. Formulation I" foi recebido. Post adiciona ao "processo" uma instrução "(C)Pare". Ele chamou esse processo de "Tipo 1 ... se o processo que determina termina para cada problema específico" (Davis, 1965, p. 289ff).
• 1937 - O artigo de Alan Turing "On Computable Numbers With an Application to the Entscheidungsproblem" foi impresso (reimpresso em Davis, 1965, p. 115).
• 1939 – J. Barkley Rosser observa a equivalência essencial do "método eficaz" definido por Gödel, Church e Turing (Rosser em Davis, 1965, p. 273, "Informal Exposition of Proofs of Gödel's Theorem and Church's Theorem").
• 1943 - Em um artigo, Stephen Kleene afirma que "Na criação de uma teoria completa e algoritmica, o que fazemos é descrever um procedimento ... qual o procedimento necessariamente termina, e de modo que a partir do resultado podemos ler uma resposta definitiva, 'Sim' ou 'Não' à pergunta, 'É o valor do predicado verdade?'".
• 1952 - Kleene (1952) Capítulo XIII ("funções computáveis​​") inclui uma discussão sobre a indecidibilidade do problema da parada para máquinas de Turing e reformula em termos de máquinas que "eventualmente param", ou seja: "... não há algoritmo para decidir se alguma determinada máquina, quando iniciada a partir de qualquer situação, eventualmente para" (Kleene (1952) p.382).
• 1952 - "Davis [Martin Davis] pensa que é provável que ele tenha usado pela primeira vez o termo 'problema da parada' em uma série de palestras que ele deu no Laboratório de Sistemas de Controle da Universidade de Illinois em 1952 (carta de Davis para Copeland, 12 de dezembro de 2001.)" (nota de rodapé 61 em Copeland (2004) pp.40ff).