Her iki modelin diğerini simüle edebileceğini , yani A modelinde bir makine verildiğini, B modelinde aynı işlevi hesaplayan bir makine olduğunu gösterirsiniz. Bu simülasyonun hesaplanabilir olması gerekmediğini (ancak genellikle) olduğunu unutmayın.
Örneğin, iki yığınlı (2-PDA) otomatik aşağı itme düşünün. Başka bir soruda , her iki yöndeki simülasyonlar özetlenmiştir. Bunu resmi olarak yapsaydınız, genel bir Turing makinesi (bir demet) alırdınız ve açıkça ilgili 2-PDA'nın ne olacağını açık bir şekilde inşa edersiniz ya da tam tersi.
Resmi olarak, böyle bir simülasyon böyle görünebilir. İzin Vermek
M=(Q,ΣI,ΣO,δ,q0,QF)
bir Turing makinesi (bir bantla). Sonra,
AM=(Q∪{q∗1,q∗2},ΣI,Σ′O,δ′,q∗1,QF)
ile Σ′O=ΣO∪.{$} ve δ′ tarafından verildi
(q∗1,a,hl,hr)→δ′(q∗1,ahl,hr) tüma∈ΣI vehr,hl∈ΣO ,
(q∗1,ε,hl,hr)→δ′(q∗2,hl,hr) tümhr,hl∈ΣO ,
(q∗2,ε,hl,hr)→δ′(q∗2,ε,hlhr) tümhr,hl∈ΣO vehl≠$ ,
(q∗2,ε,$,hr)→δ′(q0,$,hr) Tümhr∈ΣO ,
(q,ε,hl,hr)→δ′(q′,ε,hla)⟺(q,hr)→δ(q′,a,L) tümq∈Q vehl∈ΣO ,
(q,ε,$,hr)→δ′(q′,$,□a)⟺(q,hr)→δ(q′,a,L) tümq∈Q için δ ( q ′ , a , L ) ,
(q,ε,hl,hr)→δ′(q′,ahl,ε)⟺(q,hr)→δ(q′,a,R) tümq∈Q,hl∈Σ′O ,
(q,ε,hl,$)→δ′(q,hl,□$) tümq∈Q vehl∈Σ′O için δ ′ ( q , h l , ◻ $ ) ve
(q,ε,hl,hr)→δ′(q′,hl,a)⟺(q,hr)→δ(q′,a,N) için tümq∈Q,hl∈Σ′O
eşdeğeri bir 2-PDA'dır. Burada, Turing makinesinin boş sembol olarak □∈ΣO kullandığını varsayıyoruz , her iki yığın da $∉ΣO (asla çıkarılmamış) bir işaretleyici ile başlar ve (q,a,hl,hr)→δ′(q′,l1…li,r1…rj) bu araçlar AM girdi tüketen a gelen durumları anahtarlarıq -q′ ve yığınları şu şekilde günceller:
[ kaynak ]
AMx∈Σ∗I ve yalnızca M bunu yaparsa , nihai duruma girdiğini göstermek için kalır . Bu inşaat ile oldukça açıktır; resmen sen kabul eden ishal çevirmek zorunda M kabul eden ishal içine AM ve tersi.