Mon . 20 Feb 2020

hesaplanabilirlik

Hesaplanabilirlik, bir problemi etkili bir şekilde çözme yeteneğidir Matematiksel mantık içinde hesaplanabilirlik teorisi ve bilgisayar bilimlerinde hesaplama teorisi alanındaki önemli bir konudur. Bir problemin hesaplanabilirliği, çözmek için bir algoritmanın varlığı ile yakından ilgilidir. Sorun

En yaygın çalışılan hesaplanabilirlik modelleri, Turing ile hesaplanabilir ve rec-özyinelemeli işlevlerdir ve hepsi hesaplamalı olarak eşit güce sahip olan lambda hesabı, hesaplanabilirliğin diğer biçimleri de incelenmiştir: Turing makinelerine göre daha zayıf hesaplanabilirlik kavramları Turma makinelerine göre daha güçlü olan hesaplanabilirlik kavramları hiper hesaplama alanında çalışılırken
İçindekiler
1 Problemler
2 Hesaplamanın resmi modelleri
3 Otomatların gücü
31 sonlu durumlu makineler
32 İtme otomatlarının gücü
33 Turing makinelerinin gücü
331 Durma sorunu
332 Özyinelemeyle sayılabilir dillerin ötesinde
4 Eşzamanlılık- tabanlı modeller
5 Daha güçlü hesaplama modelleri
51 Sonsuz uygulama - 52 Oracle makineleri
53 Hiper hesaplamanın sınırları
6 Ayrıca bkz
7 Referanslar
Problemler
A hesaplanabilirlikteki temel fikir, hesaplanabilirliği araştırılabilecek bir görev olan bir hesaplama problemidir. İki temel problem türü vardır:
Bir karar problemi, bir dizi dizi olabilecek bir S setini düzeltir. Doğal sayılar veya bazı büyük UA kümelerinden alınan diğer nesneler, sorunun özel bir örneğinin, U öğesinin u öğesi olarak, u'nun S olup olmadığına karar vermesidir. Örneğin, U, doğal sayılar kümesi ve S'nin asal küme olmasını sağlar. sayılar Karşılık gelen karar problemi öncelik testine tekabül eder - Bir fonksiyon problemi, bir U setinden bir V setine kadar f fonksiyonundan oluşur. Problemin bir örneği, U da bir eleman verilmişse, V de karşılık gelen eleman fu hesaplamaktır. Örneğin, U ve V tüm sonlu ikili dizelerin kümesi olabilir ve f bir dize alabilir ve elde edilen dizeyi geri getirebilir giriş basamaklarını tersine çevirerek f0101 = 1010
Diğer problem türleri arasında arama problemleri ve optimizasyon problemleri var. Hesaplanabilirlik teorisinin bir amacı, hangi problemlerin veya problem sınıflarının her bir modelde çözülebileceğini belirlemektir. Hesaplama
Hesaplamanın resmi modelleri
Ana makale: Hesaplama modeli
Hesaplama modeli, belirli bir hesaplama işlemi türünün resmi bir açıklamasıdır. Açıklama, genellikle, gerçekleştirmesi amaçlanan soyut bir makinenin şeklini alır. eldeki görev Bir Turing makinesine eşdeğer hesaplamanın genel modelleri Bakınız: Kilise – Turing tezi şunları içerir:
Lambda hesabı | Bir hesaplama, işlevi ve girdisini ayırmak istiyorsanız, başlangıçtaki bir lambda ifadesinden veya ikiden oluşur. önceki bir terimden, bir Beta azaltma uygulamasıyla çıkarılmış, sonlu bir lambda terim dizisi

Kombinatoryal mantık

ile birçok benzerliği olan bir kavram



# # x03BB ;




-kalculus, fakat aynı zamanda önemli farklılıklar da vardır; örneğin, sabit nokta birleştirici Y, birleştirme mantığında normal bir forma sahiptir, ancak




# # x03BB;



-calculus Kombinatoryal mantık büyük bir hırsla geliştirilmiştir: paradoksların doğasını anlamak, matematiğin temellerini kavramsal olarak daha ekonomik hale getirmek, değişken kavramını ortadan kaldırmak ve matematikteki rollerini netleştirmek.
μ-özyinelemeli fonksiyonlar
Bir hesaplama μ-özyinelemeli fonksiyondan, yani tanımlayıcı sekansından, herhangi bir giriş değerinden ve tanımlayıcı sekansta girişler ve çıkışlarla ortaya çıkan tekrarlamalı fonksiyonlardan oluşan bir sekanstan oluşur. özyinelemeli bir işlev açıklaması





x











g

x




ve





x




görün, sonra formun şartları 'g5 = 7' veya 'h3,2 = 10' görünebilir Bu sekanstaki her giriş, temel bir fonksiyonun uygulaması olmalı veya kompozisyon, ilkel özyineleme veya μ-özyineleme kullanarak yukarıdaki girişlerden sonra gelmelidir. >


f

x

=


x
,



x





'f5 = 3' ifadesinin görünmesi için 'g5 = 6' ve 'h3,6 = 3' gibi terimler oluşmalıdır yukarıda Hesaplama ancak son terim, girdilere uygulanan özyinelemeli fonksiyonun değerini verirse sona erer.
Dize yeniden yazma sistemleri

Simgeler dizesinde işlem yapmak için gramer benzeri kurallar kullanan Markov algoritması dahil; ayrıca kanonik sistem sonrası





Bilgisayarın teorik olarak ilginç bir idealizasyonu Birkaç değişken vardır Bunların çoğunda, her bir kayıt cihazı sınırsız sayıda doğal boyut tutabilir ve talimatlar basit ve sayıca azdır. Örneğin, sadece koşullu sıçrama ve artım ile birlikte azaltma var ve durma var ve durdurma Turing makinelerinde görülen sonsuz veya dinamik olarak büyüyen dış mağazanın eksikliği, rolünün Gödel numaralandırma teknikleriyle değiştirilmesiyle anlaşılabilir: karmaşık bir şeyi, örneğin bir sekansı veya bir matrisi vs. uygun bir devasa doğal sayı ile temsil etmenin - hem temsili hem de yorumlamanın netliği bu tekniklerin sayısının teorik temelleri ile belirlenebilir.> Turing makinesi
Ayrıca sonlu duruma benzer Turing makinesinin okuyabileceği, yazabileceği veya yazabileceği bir yürütme "kaset" üzerinde sağlanan giriş hariç okuma / yazma "başını" ileri geri ve ileri atar Kasetin keyfi büyüklükte büyümesine izin verilir Turing makinesi, keyfi süreye sahip karmaşık hesaplamalar yapabilir. Bu model, belki de bilgisayar bilimlerinde en önemli hesaplama modelidir. önceden tanımlanmış kaynak sınırlarının olmadığı durumlarda hesaplamayı simüle eder - Çok Bantlı Turing makinesi
Burada, birden fazla bant olabilir; ayrıca, bant başına çoklu kafalar olabilir. Şaşırtıcı bir şekilde, bu tür bir makine tarafından gerçekleştirilebilecek herhangi bir hesaplama, sıradan bir Turing makinesi tarafından da yapılabilir, bunun ikincisi daha yavaş olabilir veya bantının daha büyük bir toplam bölgesini gerektirebilir. İng ′
Turing makinelerinde olduğu gibi, P random random rasgele erişime sahip olmayan sonsuz bir sembol bandı ve oldukça minimalist bir talimatlar dizisi kullanır, ancak bu talimatların çok farklı olması nedeniyle, Turing makinelerinin aksine, P ′ maintain 'nin bakımına gerek yoktur. farklı bir durum, çünkü tüm “hafızaya benzer” işlevler yalnızca bantla sağlanabilir çünkü Mevcut sembolü yeniden yazmak yerine, üzerinde modüler bir aritmetik artım gerçekleştirebilir. boş sembol Minimalist doğasına rağmen, Brainfuck adında uygulamalı ve eğlence amaçlı kullanılan bir programlama dili olan ana biçimsel dil haline geldi. Genel hesaplama modellerine ek olarak, bazı Düzlemsel hesaplama modelleri, özel, kısıtlı uygulamalar için kullanışlıdır. Düzenli ifadeler, örneğin, ofis bağlamında yazılım programlarından programlama dillerine kadar birçok bağlamda dize desenleri belirtin. Düzenli ifadeler, matematiksel olarak normal ifadelere eşdeğer başka bir biçimselcilik, Sonlu otoma problem çözme Bağlamsız gramerler, programlama dili sözdizimini belirtir Belirleyici olmayan itme otomatları, bağlamsız gramerlere eşdeğer başka bir formalizmdir.
Farklı hesaplama modelleri farklı görevleri gerçekleştirme yeteneğine sahiptir. Hesaplamalı bir modelin gücünü ölçmenin bir yolu Modelin oluşturabileceği biçimsel dil sınıflarını incelemek; bu şekilde dillerin Chomsky hiyerarşisi elde edilir.
Sınırlandırılmış diğer hesaplama modelleri şunlardır:
Deterministik sonlu otomatonDFA
Sonlu durumlu bir makine olarak da adlandırılır Günümüzde mevcut olan tüm gerçek hesaplama cihazları, sonlu olarak modellenebilir tüm gerçek bilgisayarlar sınırlı kaynaklar üzerinde çalıştığı için durum makinesi Bu tür bir makinenin bir dizi durumu vardır ve giriş akışından etkilenen bir dizi durum geçişi vardır Bazı durumlar kabul edilecek şekilde tanımlanır Bir giriş akışı makineye beslenir Bir seferde karakter ve mevcut durum için durum geçişleri giriş akımıyla karşılaştırılır ve eşleşen bir geçiş varsa, makine yeni bir duruma girebilir. Girilen akımın sonunda, makine kabul durumdaysa, o zaman bütün girdi akışı kabul edilir
Nondeterministic sonlu otomatNFA
işlem sırası benzersiz bir şekilde belirlenmese de, bir başka basit hesaplama modelidir. Sınırlı sayıda durum aracılığıyla eşzamanlı olarak hesaplama yolları: Bununla birlikte, herhangi bir NFA'nın eşdeğer bir DFA'ya indirgenebilir olduğunu kanıtlamak mümkündür.
Pushdown otomat.
Sonlu durum makinesine benzer, ancak bir yürütme yığını mevcut olması dışında , isteğe bağlı olarak büyümesine izin verilen durum Geçişler ayrıca ek olarak yığına bir sembol eklenip eklenmeyeceğini veya bir sembolün yığından çıkarılıp çıkarılmayacağını belirtir. Sonsuz bellek yığını nedeniyle DFA'dan daha güçlüdür. yığının elemanı her zaman erişilebilir durumda
Otomatların gücü
Elimizdeki bu hesaplama modelleri sayesinde, sınırlarının ne olduğunu belirleyebiliyoruz. Yani, hangi dil sınıflarını kabul edebiliyorlar? Sonlu durum makinelerinin gücü
Vikipedi'nin kalite standartlarını karşılamak için bu bölümün temizlenmesi gerekebilir. Temizleme nedeni belirtilmedi Lütfen bu bölümü geliştirmeye yardım edin Nisan 2009'da yapabilirsiniz Bu şablon iletisini nasıl ve ne zaman kaldıracağınızı öğrenin
Bilgisayar uzmanları herhangi bir dile sonlu durumlu bir makine tarafından normal bir dil tarafından kabul edilebilir bir kullanım Sonlu durumlu bir makinedeki muhtemel durumların sayısının sınırlı olması nedeniyle, normal olmayan bir dil bulmak için şunu görebiliriz; sonsuz sayıda devlet gerektirir. Bu tür bir dilin örneği, eşit miktarda 'a' ve 'b' harfini içeren 'a' ve 'b' harflerinden oluşan tüm dizelerin kümesidir. neden bu dilin sonlu durumlu bir makine tarafından doğru bir şekilde tanınamadığını, ilk önce böyle bir makinenin M bulunduğunu varsayalım, M'nin bazı sayıda durumu olması gerektiğini varsayalım. Şimdi,



> n
+
1



'a takip etti



n
+
1



b '
M' in x okunduğu gibi, makinede tekrar eden bir durum olması gerekir. 'a'nın ilk dizisinde okunduğu gibi yavaşladı, çünkü



n
+
1





'a' nin güvercin deliği ilkesiyle yalnızca n durumu bu S olarak adlandırın ve daha sonra S nin ilk oluşumundan sonraki bazı olaylara ulaşmak için makinemizin okuduğu 'a sayısı olsun. 'a' dizisi sırasında, o zaman, S'nin ikinci oluşumunda ek bir d ekleyebileceğimizi biliyoruz.



d
& gt;
0




'a's ve yine S durumunda olacağız. Bunun anlamı bir dizi




n
+
d
+
1




'a', dize ile aynı durumda olmalıdır.





1





'a's Bu, eğer makinemiz x kabul ederse, aynı zamanda









< > + 1




'a takip etti



n
+
1




b ', eşit miktarda' a 've' b 'içeren karakter dizisinde bulunmaz. Başka bir deyişle, M, doğru şekilde ayırt edemez. 'a' ve 'b' ye eşit sayıda ve






























a 's


n
+
1



'b's
Bu nedenle, bu dilin herhangi bir sonlu durumlu makine tarafından doğru bir şekilde kabul edilemediğini ve dolayısıyla normal bir dil olmadığını biliyoruz. Bu sonucun neral formuna, geniş dil sınıflarının sonlu durumlu bir makine tarafından tanınamayacağını göstermek için kullanılabilen normal diller için Pompalama leması denir.
Push-automata'nın gücü
Bilgisayar bilimcileri, Bir push-automaton tarafından Context-free dilbilgisi olarak belirtilebilecek Context-free dil olarak kabul edilebilir. Eşit sayıdaki 'a' ve 'b' lerden oluşan düzenli bir dil olmadığını belirten diline karar verilebilir. bastırılmış bir otomat tarafından Ayrıca, genel olarak, bastırılmış bir otomat da sonlu durumlu bir makine gibi davranabilir, bu nedenle normal olan herhangi bir dile karar verebilir. Bu hesaplama modeli, sonlu durumlu makinelerden kesinlikle daha güçlüdür. > Bununla birlikte, bastırılmış otomatlarla karar verilemeyen diller var ya da sonuç Normal ifadeler için olanlara benzer ve burada ayrıntılı olmayacak. Bağlamsız diller için bir Pompalama leması var ha dil asal sayılar kümesidir.
Turing makinelerinin gücü
Turing makineleri, asal sayılardan oluşan dil gibi, aşağı açılır bir otomat tarafından reddedilmeyen dillere ek olarak, bağlamsız bir dile karar verebilir. bu nedenle kesinlikle daha güçlü bir hesaplama modelidir. Turing makineleri, giriş kasetlerinde “yedekleme” yeteneğine sahip olduklarından, bir Turing makinesinin uzun süre boyunca mümkün olmayan bir şekilde çalışması mümkündür. Daha önce tarif edilen diğer hesaplama modelleri Bazı girişlerde durma işlemini hiç bitmeyecek bir Turing makinesi yapmak mümkün. Turing makinesinin bir dilde karar verebileceğini söylüyoruz, eğer sonunda tüm girişlerde durursa ve bir cevap verirse Kararlı özyinelemeli bir dil denir Daha sonra, bir dilde herhangi bir giriş için sonunda duracak ve cevap verecek, ancak dilde olmayan giriş dizeleri için sonsuza dek çalışabilecek Turing makinelerini daha fazla tanımlayabiliriz. ines bize verilen bir dizgenin dilde olduğunu söyleyebilir, ancak böyle bir durumda sonsuza kadar çalışabildiğinden, belirli bir dizgenin bir dilde olmadığı davranışına dayanarak asla emin olamayız. Turing makinesi yinelenebilir bir şekilde numaralandırılmış bir dil olarak adlandırılıyor
Turing makinesi, ortaya çıkıyor, son derece güçlü bir otomata modeli. Turing makinesi tanımını değiştirmeye çalışıyor. Daha güçlü bir makine üretmek için şaşırtıcı bir şekilde hatayla karşılaştı. Turing makinesine ekstra bir bant vererek, iki boyutlu veya üç boyutlu veya herhangi bir boyutta sonsuz bir yüzey vererek çalışmasını sağlamak için, temel tek boyutlu bantlı bir Turing makinesi ile simüle edilebilir. Kilise-Turing tezinin bir sonucu, bir Turing makinesi tarafından karar verilemeyen dillere karar verebilecek makul bir hesaplama modelinin bulunmamasıdır. Sorulması gereken soru şudur: özyineleyen diller var mı numaralandırılabilir, ancak özyinelemeli değil ve ayrıca yinelemeyle numaralandırılmamış bile diller var mı? Durma sorunu
Ana makale: Durma sorunu
Durma sorunu bilgisayar bilimlerindeki en ünlü sorunlardan biridir, hesaplanabilirlik teorisi ve günlük pratikte bilgisayarları nasıl kullandığımız üzerinde derin etkileri var çünkü problem şu şekilde ifade edilebilir:
Bir Turing makinesinin ve ilk girişinin bir açıklaması verildiğinde, programın bu girişte çalıştırılıp çalıştırılmadığını belirleyin. , hiç bitmeden tamamlandı Alternatif, durmadan sonsuza kadar sürmesidir.
Burada asal sayı veya palindrom hakkında basit bir soru sormuyoruz, fakat bunun yerine tabloları çevirip Turing makinesinden bir başkası hakkındaki soruyu cevaplamasını istiyoruz. Turing makinesi gösterilebilir Ana makaleye bakın: Bu soruyu tüm durumlarda cevaplayabilen bir Turing makinesi inşa etmenin mümkün olmadığı sorunu durdurma
Yani, bir giv olup olmadığını kesin olarak bilmenin tek genel yolu tr Program tüm durumlarda belirli bir girdiyi durduracaktır, sadece çalıştırmak ve durup durmadığına bakmaktır Durursa, o zaman durduğunu bilirsiniz Durmazsa, ancak sonunda durup durmayacağını asla bilemezsiniz. Turing makinelerinin sonunda durduracakları mümkün olan tüm giriş akışlarıyla eşleştirilen tüm Turing makine açıklamalarından oluşan dil Durma işlemi kalıcı değildir, bu nedenle durma sorununa hesaplanamayan veya hesaplanamayan denir
Durma sorununun uzantısına Rice Teoremi denir, Bu, belirli bir dilin özel, önemsiz bir özelliğe sahip olup olmadığının genel olarak kararsız olduğunu belirtir.
Özyinelemeyle numaralandırılabilir dillerin ötesinde
Durma sorununun çözülmesi kolaydır, ancak, karar veren Turing makinesinin sonsuza dek çalışmasına izin verirsek çözülmesi kolaydır. Kendiliğinden durmayan bir Turing makinesinin temsili olan giriş verildiğinde, durma dili özyinelemeli olarak sayılabilirdir. Özyinelemeyen diller oluşturmak mümkündür. Ancak, yalnızca numaralandırılabilir.
Böyle bir dilin basit bir örneği, durma dilinin tamamlayıcısıdır; Turing makinelerinin girişlerini durdurmadığı giriş dizeleriyle eşleştirilen tüm Turing makinelerinin oluşturduğu dildir. Bu dilin özyinelemeyle sayılmaz olmadığını görmek için, kesin bir cevap verebilecek bir Turing makinesi M yaptığımızı hayal edin. tüm bu tür Turing makineleri, ancak sonsuza dek durdurabilecek herhangi bir Turing makinesinde sonsuza kadar çalışabilir. Daha sonra başka bir Turing makinesi yapabiliriz




M
& # x2032; < Bu makinenin çalışmasını simüle eden br>



iki programın çalışmasını birleştirerek, girişte verilen makinenin çalışmasını doğrudan simüle eder. eğer program durursa doğrudan simülasyon durur ve eğer girdi programı hiç durmazsa, varsayımla M simülasyonu durur çünkü, bunu biliyoruz.



> M
& # x2032;




sonunda paralel sürümlerinden birine sahip olur.



M
& # x2032;



bu nedenle durdurma problemi için bir karar vericidir. Daha önce göstermiş olduğumuz gibi, durdurma probleminin çözülemez olduğunu Bu nedenle, M'nin var olduğuna dair varsayımımızın yanlış olduğunu gösterdik. Durma dilinin tamamlayıcısı bu nedenle yinelemeli olarak numaralandırılamaz.
Eşzamanlılık-tabanlı modeller ve Petri net Bu eşzamanlı hesaplama modelleri, hala Turing makineleri tarafından uygulanamayan hiçbir matematiksel işlevi yerine getirmiyor.
Daha güçlü hesaplama modelleri
Kilise-Turing tezi, hesaplayabilecek etkili bir hesaplama modelinin olmadığını varsayıyor daha matematiksel fonksiyonlar tha na Turing makinesi Bilgisayar bilimcileri birçok hiper bilgisayar çeşidi, hesaplama modellerinin ötesine geçen hesaplama modelleri hayal ettiler
Sonsuz yürütme
Ana madde: Zeno makinesi
Hesaplamanın her adımının yarılanma süresi gerektiren bir makine hayal edin önceki adım ve umarım önceki adımın enerjisinin yarısı İlk adım için gerekli zaman miktarını 1/2 zaman birimine ve ilk adım için gereken enerji miktarını 1 / 2'ye normalleştirirsek, uygulama gerektiren



1
=

# # x2211;

n
=
1


& # x221E;


1

2

n



=


1
2




1 - 1 4


+

1 1 8


+

1
16

+
& # x22EF;


^ = ++++ cdots

zaman birimi ve çalıştırılacak 1 enerji birimi Bu sonsuz seri 1'e yaklaşır, bu Zeno makinesinin 1 zaman birimi içinde 1 enerji birimi kullanarak sayılabilir sayıda sonsuz sayıdaki adımı gerçekleştirebileceği anlamına gelir. Bu makine, söz konusu makinenin çalışmasını doğrudan simüle ederek durdurma problemini belirleme yeteneğine sahiptir. Uzatma ile, herhangi bir yakınsak sonsuz [muhtemelen sınırsız olmalıdır] seri çalışacaktır Sonsuz serinin n değerine yakınsayacağı Zeno makinesinin tamamlayacağı varsayılmıştır. n zaman birimlerinde sayılabilir bir şekilde infaz edilebilir bir uygulama








denilen Oracle makineleri, belirli çözülemeyen sorunlara çözüm sağlayan çeşitli "oluklara" erişebilir. Örneğin, Turing makinesinde, belirli bir Turing makinesinin belirli bir girişte durup durmayacağına hemen cevap veren bir "durma oracle" olabilir. özyineleme teorisinde merkezi çalışma konusu
Hiper-hesaplamanın sınırları
Sanırım hayal edebileceğimiz otomatların sınırını temsil eden bu makineler bile, kendi sınırlamalarına maruz kalıyorlardı. Makine döndüğünde, durma sorununun kendi versiyonunu çözemezler Örneğin, bir Oracle makinesi, belirli bir Oracle makinesinin hiç durup durmayacağı sorusuna cevap veremez
Ayrıca bkz.
Automata teorisi
Özet makinesi
Kararsız sorunların listesi
Hesaplamalı karmaşıklık teorisi
Hesaplanabilirlik mantığı
Hesaplanabilirlik ile ilgili önemli yayınlar
Referanslar
Michael Sipser 1997 Hesaplama Teorisine Giriş PWS Yayıncılık ISBN 0-534-94728-X İkinci Bölüm: Hesaplanabilirlik Teorisi, Bölüm 3–6, s. 123–222
Christos Papadimitriou 1993 Hesaplama Karmaşıklığı 1. baskı Addison Wesley ISBN 0-201-53082-1 Bölüm 3: Hesaplanabilirlik, sf 57 –70
S Barry Cooper 2004 Hesaplanabilirlik Teorisi 1. ed Chapman & amp; Hall / CRC ISBN 978-1-58488-237-4
v
e





Konular ve kavramlar
İnsan düşüncesinin alfabesi
Yetki kontrolü
Otomatik muhakeme
Commonsense bilgisi
Commonsense muhakeme
Hesaplanabilirlik
Formal sistem
Sonuç motoru
Bilgi bankası
Bilgi tabanlı sistemler
Bilgi teknolojisi
Bilgi alma
Bilgi sunumu
Bilgi alma
Kütüphane sınıflandırması
Mantık programlama
Ontoloji
Kişisel bilgi tabanı
Soru cevaplama
Anlambilimsel muhakeme
Öneriler ve
uygulamalar
Zairja
Ars Magna 1300
Gerçek Bir Karaktere ve Felsefe Diline Bir Deneme 1688
Calculus ratiocinator & amp; Characteristica universalis 1700
Dewey Onlu Sınıflandırma 1876
Begriffsschrift 1879
Mundaneum 1910
Mantıksal atomizm 1918
Tractatus Logico-Philosophicus 1921
Hilbert'in programı 1920'ler
Eksiklik teoremi 1931
Dünya Beyin 1938
Memex 1945
Genel Sorun Çözücü 1959
Prolog 1972
Döngü 1984
Semantik Web 2001
Evi 2007
Wolfram Alpha 2009
Watson 2011
Siri 2011
Bilgi Grafiği 2012
Wikidata 2012
Cortana 2014
Viv 2016
Kurgu
Motor Gulliver'in Seyahatleri, 1726
Joe "Joe Adlı Bir Mantık", 1946
Kütüphaneci Kar Kazası, 1992
Dr Know Yapay Zeka, 2001
Waterhouse Barok Döngüsü, 2003
Ayrıca bakınız: Kurgudaki mantık makineleri ve kurgusal bilgisayarların listesi


Computability

Random Posts

Ralph Neville, 2nd Earl of Westmorland

Ralph Neville, 2nd Earl of Westmorland

Ralph Neville, 2nd Earl of Westmorland 4 April 1406 – 3 November 1484 was an English peer Content...
Mamprusi language

Mamprusi language

The Mamprusi language, Mampruli Mampelle, Ŋmampulli, is a Gur language spoken in northern Ghana by t...
Singapore Changi Airport

Singapore Changi Airport

Singapore Changi Airport IATA: SIN, ICAO: WSSS, or simply Changi Airport, is the primary civili...
Christian Siriano

Christian Siriano

Christian Siriano born November 18, 1985 is an American fashion designer and member of the Council o...