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\subsection{Komplexitätsklassen und die Klasse P}
\begin{definition}[]{Komplexitätsklasen}
    Für alle Funktionen $f, g : \N \rightarrow \R^+$ definieren wir:
    \begin{align*}
        \text{TIME}(f)  & = \{ L(B) \divides B \text{ ist eine MTM mit } \tc_B(n) \in \tco{f(n)} \}  \\
        \text{SPACE}(g) & = \{ L(A) \divides A \text{ ist eine MTM mit } \spc_A(n) \in \tco{g(n)} \} \\
        \text{DLOG}     & = \text{SPACE}(\log_2(n))                                                  \\
        \text{P}        & = \bigcup_{c \in \N} \text{TIME}(n^c)                                      \\
        \text{PSPACE}   & = \bigcup_{c \in \N} \text{SPACE}(n^c)                                     \\
        \text{EXPTIME}  & = \bigcup_{d \in \N} \text{TIME}(2^{n^d})
    \end{align*}
\end{definition}

\inlinelemma Für alle $t : \N \rightarrow \R^+$ gilt $\text{TIME}(t(n)) \subseteq \text{SPACE}(t(n))$
\inlinecorollary $\text{P} \subseteq \text{PSPACE}$

\begin{definition}[]{Platz- und Zeitkonstruierbarkeit}
    Eine Funktion $s : \N \rightarrow \N$ heisst \bi{platzkonstruierbar}, falls eine $1$-Band-TM $M$ existiert, so dass
    \begin{enumerate}
        \item $\spc_M(n) \leq s(n) \smallhspace \forall n \in \N$
        \item für jede Eingabe $0^n$ für $n \in \N$, generiert $M$ das Wort $0^{s(n)}$ auf ihrem Arbeitsband und hält in $\qacc$
    \end{enumerate}

    \vspace{0.25cm}

    Eine Funktion $t : \N \rightarrow \N$ heisst \bi{zeitkonstruierbar}, falls eine MTM $A$ existiert, so dass
    \begin{enumerate}
        \item $\tc_A(n) \in \tco{t(n)}$
        \item für jede Eingabe $0^n$ für $n \in \N$, generiert $A$ das Wort $0^{t(n)}$ auf dem ersten Arbeitsband und hält in $\qacc$
    \end{enumerate}
\end{definition}
Wichtig ist, dass wir hier nicht \textit{zwingend} eine $1$-Band-TM konstruieren müssen, eine MTM geht auch.

\inlinelemma Sei $s$ platzkonstruierbar und $M$ eine MTM mit $\spc_M(x) \leq s(|x|) \ \forall x \in L(M)$.
Dann existiert MTM $A$ mit $L(A) = L(M)$ und $\spc_A(n) \leq s(n)$, es gilt also $\spc_A(y) \leq s(|y|) \ \forall y \in \Sigma_M$

\inlinelemma Sei $t$ zeitkonstruierbar und $M$ eine MTM mit $\tc_M(x) \leq t(|x|) \ \forall x \in L(M)$.
Dann existiert eine MTM $A$ mit $L(A) = L(M)$ und $\tc_A(n) \in \tco{t(n)}$

\inlinetheorem Für jede Funktion $s$ mit $s(n) \geq \log_2(n)$ gilt $\text{SPACE}(s(n)) \subseteq \bigcup_{c\in \N} \text{TIME}(c^{s(n)})$

Obiger Satz trifft auch für $s(n)$-platzbeschränkten TM zu, die nicht halten, aber nur, wenn $s(n)$ platzkonstruierbar ist.

\inlinecorollary $\text{DLOG} \subseteq \text{P}$ und $\text{PSPACE} \subseteq \text{EXPTIME}$

Die Korollare \ref{corollary:6-1} und \ref{corollary:6-2} geben zusammen $\text{DLOG} \subseteq \text{P} \subseteq \text{PSPACE} \subseteq \text{EXPTIME}$


\inlinetheorem Für $s_1, s_2 : \N \rightarrow \N$ mit folgenden Eigenschaften:
\drmvspace
\begin{multicols}{3}
    \begin{enumerate}
        \item $s_2(n) \geq \log_2(n)$
        \item $s_2$ ist platzkonstruierbar
        \item $s_1(n) = o(s_2(n))$
    \end{enumerate}
\end{multicols}

\drmvspace\rmvspace
Dann gilt: $\text{SPACE}(s_1) \subsetneq \text{SPACE}(s_2)$


\inlinetheorem Für $t_1, t_2 : \N \rightarrow \N$ mit folgenden Eigenschaften:
\drmvspace
\begin{multicols}{2}
    \begin{enumerate}
        \item $t_2$ ist platzkonstruierbar
        \item $t_1(n) \cdot \log_2(t_1(n)) = o(t_2(n))$
    \end{enumerate}
\end{multicols}

\drmvspace\rmvspace
Dann gilt: $\text{TIME}(s_1) \subsetneq \text{TIME}(s_2)$

In den Sechzigerjahren entstand folgende ``Definition'' von parktisch lösbaren Problemen:
\begin{center}
    \fbox{
        \parbox{16cm}{
            \textit{Ein Problem ist praktisch lösbar genau dann, wenn ein polynomialer Algorithmus zu seiner Lösung existiert.
                Die Klasse P ist die Klasse der praktisch entscheidbaren Probleme}
        }
    }
\end{center}
