В разделе информатики — алгоритмической теории информации, константа Хайтина или вероятность остановки — действительное число, которое неформально называют вероятностью того, что произвольно выбранная программа остановится. Построением этих чисел мы обязаны Грегори Хайтину.

Хотя существует бесконечное множество вероятностей остановки, обычно используют букву Ω для обозначения их всех, как если бы существовало только одно такое число. Так как численное значение Ω зависит от используемого языка программирования, то если не ссылаются на какой-то определенный язык, её часто называют построением Хайтина, а не константой Хайтина.

Всякое Ω является нормальным трансцендентным числом, которое определимо, но невычислимо (то, что некое определимое число невычислимо требует обоснования!), что означает отсутствие алгоритма, который перечислял бы его цифры.

Предпосылки

Определение вероятности остановки основывается на существовании префиксных универсальных вычислимых функций. Такие функции, если наглядно, представляют собой язык программирования с тем свойством, что ни одна верная программа не может быть получена как соответствующее расширение другой верной программы.

Предположим, что функция F зависит от двух аргументов, каждый из которых является конечной двоичной строкой, и возвращает одну двоичную строку на выходе. Функция F называется вычислимой, если существует машина Тьюринга, которая её вычисляет.

Функция F называется универсальной, если выполняются следующие условия: для каждой вычислимой функции f одной переменной x существует постоянная p, такая что для любого x, F(p,x) = f(x). То есть, F может быть использована для моделирования любой вычислимой функции одной переменной. Нестрого, p представляет «программу» для вычислимой функции f, а F представляет эмулятор, которому на вход поступает программа и он её выполняет. Следует заметить, что для любого фиксированного p функция f(x) = F(p,x) является вычислимой; таким образом, свойство универсальности утверждает, что таким путём могут быть получены все вычислимые функции одной переменной.

Областью определения F является множество всех программ p, таких что хотя бы для одного значения x значение F(p,x) определенно. Функция называется префиксной, если в её области определения не существует двух элементов p, p&prime, таких что p&prime является соответствующем расширением p. Утверждение можно перефразировать следующим образом: область определения есть префиксный код на множестве двоичных строк конечной длины. Областью определения любой универсальной вычислимой функции является перечислимым множеством, но никогда не вычислимым множеством. Эта область определения всегда имеет ту же степень неразрешимости по Тьюрингу, что и проблема остановки.

Определение вероятностей остановки

Пусть PF — область определения префиксной универсальной вычислимой функции F. Константа ΩF тогда определяется как

,

где | p | обозначает длину строки p. Эта бесконечная сумма по всем p из области определения F. То требование, что область определения префиксно, совместно с неравенством Крафта, достаточны для сходимости этой суммы к действительному числу от 0 до 1. Если F ясно из контекста, тогда ΩF может быть обозначена просто как Ω, хотя различные префиксные универсальные вычислимые функции приводят к различным значениям Ω.

Применение Ω к доказательству нерешённых проблем теории чисел

Константа Хайтина, в принципе, может быть использована для решения многих выдающихся проблем теории чисел, включая проблему Гольдбаха и гипотезы Римана.[1] Формулировка проблемы Гольдбаха утверждает, что любое четное число является суммой двух простых. Пусть для заданного четного числа компьютерная программа ищет соответствующие простые числа. Если догадка Гольдбаха верна, программа переходит к следующему четному числу и поиск продолжается. Если не существует двух простых чисел, в сумме дающих требуемое четное число, то будет найден контрпример, программа остановится и догадка Гольдбаха будет опровергнута. Пусть длина этой программы N бит. Если имеются неограниченные ресурсы и время, константа Хайтина может быть использована для доказательства догадки Гольдбаха следующим образом. Пусть параллельно запущены все программы длиной N+1 бит или менее. Если такая N-битная программа останавливается, тогда будет доказано, что догадка Гольдбаха неверна. Если же, с другой стороны, достаточное число других программ остановятся, так что ещё одна остановившаяся программа приведет к числу, превышающему константу Хайтина, тогда если программа не остановилась, то она никогда не остановится и доказано. Для того, чтобы применить этот метод нам необходимы лишь первые N бит константы Хайтина.

Та же константа Хайтина может быть использована для доказательства гипотезы Римана и множества других нерешённых проблем математики.