Formalizaré una variante de esta pregunta donde "eficiencia" se reemplaza por "computabilidad".
Sea la clase de concepto de todos los lenguajes
reconocible por las máquinas de Turing en estados o menos. En general, para y , el problema de evaluar
es indecidible.donorteL ⊆ Σ∗nortex ∈ Σ∗F∈ CnorteF(x)
Sin embargo, supongamos que tenemos acceso a un oráculo de aprendizaje PAC (adecuado, realizable)
para . Es decir, para cualquier , el oráculo solicita una muestra etiquetada de tamaño
modo que, suponiendo que dicha muestra se extraiga de una distribución desconocida , el oráculo genera una hipótesis
que, con una probabilidad de al menos , tiene un error de generalización no mayor que . Mostraremos que este oráculo no es computable por Turing.ACnϵ,δ>0m0(n,ϵ,δ)DAf ∈ C n 1 - δ D εf^∈Cn1−δDϵ
En realidad, vamos a demostrar que un problema más sencillo es indecidible: Uno de determinar, dada una muestra marcada , si existe un consonancia con . Supongamos (para contradecir) que es una máquina de Turing que decide el problema de consistencia.Sf∈CnSK
Hacemos las siguientes convenciones de notación. Identifique con mediante el ordenamiento lexicográfico habitual. Para , decimos que un TM "S-imprime"
si acepta todas las cadenas en
correspondientes a los índices st
y no acepte (posiblemente no deteniendo) ninguna de las cadenas correspondientes a los índices . Dado que (por supuesto) es decidible, se deduce que la función , definida como la más pequeña, de modo que alguna TM enΣ∗N={0,1,2,…}x∈{0,1}∗MxΣ∗ixi=1xi=0KK~:x↦kkCk
S-imprime , es computable por Turing. Además, se deduce que la función
, que asigna una
a la cadena menor (lexicográficamente)
tal que , también es computable.xg:k↦xk∈Nx∈{0,1}∗K~(x)>k
Ahora defina la TM siguiente manera: S-imprime , donde
es la codificación de ,
denota longitud de la cadena, y la recursión teorema se invoca para afirmar la existencia de un tal . Entonces tiene alguna longitud de codificación,, y S-imprime alguna cadena, . Por construcción, , por lo que no puede ser impreso en S por ninguna TM con una longitud de descripciónMMg(|⟨M⟩|)⟨M⟩MEl |x|MMℓ =|⟨M⟩ |XMETRO∈ { 0 , 1 }∗K~( xMETRO) > ℓXMETROℓℓo más corto Y, sin embargo, se define como la salida de impresión S de una TM con una longitud de descripción --- una contradicción.ℓ