"İmkansız" ifadeler üzerinde biraz durmak gerekirse, işte basit bir kanıt taslağı.
Kasetlerindeki çıktıları ile durdurulan Turing Machines tarafından çıktı ile algoritmaları modelleyebiliriz. Bantlarında çıktı ile kabul ederek veya reddederek (bu durumda çıktı yoksa) durdurabilen makinelere sahip olmak istiyorsanız, bu makineleri "dur veya dur değil" reddetme makinesi yoktur.
Şimdi, bu tür iki TM'nin her giriş için aynı çıkışa sahip olup olmadığını belirlemek için bir algoritmaya P sahip olduğumu varsayın . Daha sonra, bir TM A ve bir X girişi verildiğinde , aşağıdaki gibi çalışan yeni bir TM B oluşturabilirim:
- Girişin tam olarak X olup olmadığını kontrol edin
- Evetse, sonsuz bir döngü girin
- Hayır ise, girişte A'yı çalıştırın
Şimdi çalıştırabilirsiniz P üzerinde A ve B . B , X üzerinde durmaz , ancak diğer tüm girişler için A ile aynı çıkışa sahiptir , bu nedenle ve yalnızca A X üzerinde durmazsa, bu iki algoritma her giriş için aynı çıkışa sahiptir. Ancak P'nin , iki algoritmanın her girdi için aynı çıktıya sahip olup olmadığını söyleyebileceği varsayıldı, bu nedenle P'ye sahip olsaydık, keyfi bir makinenin rastgele bir giriş üzerinde durup durmadığını söyleyebiliriz, yani Durma Sorunu. Duruş Probleminin kararsız olduğu bilindiğinden, P var olamaz.
Bu, iki algoritmanın her zaman çalışan aynı çıktıya sahip olup olmadığını belirlemek için genel (hesaplanabilir) bir yaklaşım olmadığı anlamına gelir, bu nedenle analiz ettiğiniz algoritma çiftine özellikle akıl yürütmeniz gerekir. Bununla birlikte, pratikte, büyük algoritma sınıfları için çalışan hesaplanabilir yaklaşımlar olabilir ve herhangi bir özel durum için bir kanıt oluşturmak için kesinlikle kullanabileceğiniz teknikler vardır. Dave Clarke'ın cevabı size burada bakmanız gereken bazı şeyler verir. "İmkansızlık" sonucu, yalnızca tüm algoritma çiftleri için sorunu bir kez ve herkes için çözecek genel bir yöntem tasarlamak için geçerlidir.