证明不能（共同）递归枚举

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我想在以下问题上使用您的帮助：

$L=\{⟨M⟩ ∣ L(M) \mbox{ is context-free} \}$ 。证明。 $L \notin RE \cup CoRE$

我知道证明足以找到一种语言使得并显示从到的缩减量。 $L\notin RE$ $L'$ $L'\notin RE$ $L'$ $L$ $(L'\leq _M L)$

我开始考虑那些我已经知道它们不在，并且我知道。我想到了从减少到：。对于每：如果暂停对每个输入否则会使，但这是不正确的，是不是？如何检查每个输入的暂停？并且-这是做到这一点的方法吗？ $RE$ $Halt^* =\{⟨M⟩ ∣ M\mbox{ halts for every input} \} \notin RE$ $Halt^*$ $L$ $f(⟨M⟩)=(M')$ $⟨M⟩$ $M$ $L(M')=0^n1^n$ $o^n1^n0^n$ $M$

formal-languages computability context-free turing-machines

— 分子
source

Answers:

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我认为问题是如何证明不是re的一种方法是将停顿问题的补码减少到，因为停顿问题的补码不是re $L$ $L$

这是进行这种减少的一种方法的暗示：给定和，当且仅当不停止时，我们希望使语言成为上下文无关的语言。因此，开始模拟输入。只要不停止，我们就可以使语言类似于。但是，如果确实停止了，那么在那一点之后，我们会将生成的语言更改为某种语言，而不是上下文无关的语言。 $M$ $x$ $M(x)$ $M$ $x$ $M(x)$ $\{ 0^n : n \in \mathbb{N}\}$ $M(x)$

— 卡尔·默默特
source

谢谢你的回答。是否足以立即得出也足够？还是应该以类似的方式显示从停止问题的补充到？

\bar{L} \notin R E

$\bar{L} \notin RE$

\bar{L}

$\bar{L}$

— 分子2012年

2

要说明的是最简单的方法是不共重是减少（分别）停机问题，以。可以用与我为减少停止问题而建议的方式大致相似的方式来完成此操作，不同的是，您需要构建“不良”语言直到某些机器停止运行，然后切换为“良好”语言。

L

$L$

L

$L$

— 卡尔·穆默特

您能否解释一下从停顿问题到L的减少对我们有何帮助？我们将知道，并且我们已经知道 ..

L \notin R

$L \notin R$

L \notin R E

$L \notin RE$

— Numerator

1

@分子，如果我们将非非语言到另一种语言，那么不仅是不可确定的，它也是非非语言

A

$A$

B

$B$

B

$B$

— Kaveh 2012年

我知道。我说的是表明不在核心，我不明白建议的减少对我们有何帮助，因为从停顿问题到减少并不能使我们知道L-NOT不在Re

L

$L$

L

$L$

— Numerator

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