วิทยาศาสตร์คอมพิวเตอร์เชิงทฤษฎี

คำถาม & คำตอบสำหรับนักวิทยาศาสตร์คอมพิวเตอร์เชิงทฤษฎีและนักวิจัยในสาขาที่เกี่ยวข้อง

1
วิธีการขนาดเล็กสามารถเป็นวงจรบูลชั้นสำหรับการทำงานที่มีความซับซ้อนวงจร
พิจารณาฟังก์ชันคำนวณโดยวงจรบูลีนC ที่มีอินพุตnของขนาดs ( n ) = p o l y ( n )บนพื้นฐาน{ X O R , A N D , N O T } (กับ indegree 2 สำหรับX O R , A N Dประตู)ฉffคCCnnns ( n ) = p o l y ( n )s(n)=poly(n)s(n) = \mathsf{poly}(n){ X O …

1
เครื่องตรวจจับแบบหยุดนิ่งสามารถทำได้ดีเพียงใด?
ทัวริงมีเครื่องจักรที่สามารถตัดสินใจได้ว่าทัวริงเครื่องจักรอื่นเกือบทั้งหมดหยุดชะงักหรือไม่? สมมติว่าเรามีบางแจงนับ เครื่องจักรทัวริงและความคิดของ "ขนาด" ของชุดของตัวเลขธรรมชาติบาง‖ ⋅ ‖และเรากำหนด:N→{Mi}N→{Mi}\mathbb{N} \rightarrow \{M_i\}∥⋅∥‖⋅‖\| \cdot \| f(i)=∥{n:Mi can't decide whether Mn halts}∥.f(i)=‖{n:Mi can't decide whether Mn halts}‖.f(i) = \|\{n: M_i \text{ can't decide whether }M_n \text{ halts} \}\|. อะไรลักษณะเฉพาะของมูลค่าขั้นต่ำของการมีอยู่สำหรับการที่แตกต่างกัน‖ ⋅ ‖ ? ตัวอย่างเช่นสมมติว่า‖ S ‖เป็น limsup สัดส่วนของตัวเลขขึ้นไปkที่อยู่ในS มีiที่f ( i ) = 0หรือไม่fff∥⋅∥‖⋅‖\| \cdot \|∥S∥‖S‖\| …

1
อะไรทำให้ภาษา (และระบบพิมพ์) สามารถพิสูจน์ทฤษฎีบทเกี่ยวกับเงื่อนไขของตนเองได้
ฉันเพิ่งพยายามใช้Cedille-Coreของ Aaron ซึ่งเป็นภาษาโปรแกรมมินิมอลลิสต์ที่สามารถพิสูจน์ทฤษฎีบทคณิตศาสตร์เกี่ยวกับเงื่อนไขของตัวเองได้ ฉันยังพิสูจน์การเหนี่ยวนำสำหรับประเภทข้อมูลที่เข้ารหัสบนซึ่งทำให้ชัดเจนว่าทำไมส่วนขยายของเขาจะมีความจำเป็น Nether น้อยกว่าฉันยังคงสงสัยว่าส่วนขยายเหล่านั้นมาจากไหน ทำไมพวกเขาเป็นสิ่งที่พวกเขา? อะไรที่ทำให้พวกเขาชอบธรรม ยกตัวอย่างเช่นฉันรู้ว่าส่วนขยายบางอย่างเช่นการเรียกซ้ำได้ทำลายภาษาซึ่งเป็นระบบสำหรับการพิสูจน์ ถ้าฉันตัดสินใจขยาย CoC ด้วย primitives อื่น ๆ ฉันจะปรับได้อย่างไร ฉันเข้าใจหลักฐานของการทำให้เป็นมาตรฐานเป็นสิ่งที่จำเป็น แต่นั่นไม่ได้พิสูจน์สิ่งดั้งเดิมว่า "เหมาะสม" ในระยะสั้นสิ่งที่มีคุณสมบัติพิเศษภาษา (และระบบชนิด) มีคุณสมบัติเป็นระบบที่สามารถพิสูจน์ทฤษฎีบทเกี่ยวกับเงื่อนไขของตัวเอง?

1
เอนโทรปีและความซับซ้อนในการคำนวณ
มีนักวิจัยแสดงให้เห็นว่าการลบบิตต้องใช้พลังงานตอนนี้มีงานวิจัยใดที่ทำเกี่ยวกับการใช้พลังงานเฉลี่ยของอัลกอริทึมที่มีความซับซ้อนในการคำนวณหรือไม่? ฉันเดาว่าความซับซ้อนในการคำนวณมีความสัมพันธ์กับการใช้พลังงานโดยเฉลี่ยหวังว่าฉันจะได้รับคำตอบที่นี่F(n)F(n)F(n)F(n)F(n)F(n)

1
ความซับซ้อนของการทดสอบหากจุด
ลองนึกภาพเรามีสองขนาดmmmชุดของจุดX,Y⊂RnX,Y⊂RnX,Y\subset \mathbb{R}^n n ความซับซ้อนของการทดสอบ (เวลา) คืออะไรหากพวกเขาแตกต่างกันเพียงการหมุน? : มีอยู่หมุนเมทริกซ์OOT=OTO=IOOT=OTO=IOO^T=O^TO=Iเช่นที่X=OYX=OYX=OY ? มีปัญหาในการแสดงค่าจริงที่นี่ - สำหรับความเรียบง่ายสมมติว่ามีสูตรพีชคณิต (สั้น) สำหรับแต่ละพิกัดเช่นค่าใช้จ่ายของการดำเนินการทางคณิตศาสตร์ขั้นพื้นฐานสามารถถือว่าเป็น O (1) คำถามพื้นฐานคือถ้าปัญหานี้อยู่ใน P? ในขณะที่มุมมองแรกปัญหานี้อาจดูเหมือนง่าย - มักจะมีเพียงพอที่จะบรรทัดฐานการทดสอบของจุดและความสัมพันธ์ในท้องถิ่นเช่นมุมมีตัวอย่างที่น่ารังเกียจที่มันเป็นเช่นเทียบเท่ากับมอร์ฟปัญหากราฟ โดยเฉพาะการมองหาที่ eigenspaces ของเมทริกซ์ถ้อยคำของกราฟปกติอย่างยิ่ง (SRG) เราสามารถให้การตีความทางเรขาคณิต ด้านล่างเป็นตัวอย่างที่ง่ายที่สุด - SRG 16 จุดยอดสองอันซึ่งมีลักษณะเหมือนกัน แต่ไม่ใช่ isomorphic: A−2IA−2IA-2IO(6)O(6)O(6)X⊂R6X⊂R6X\subset \mathbb{R}^6|X|=16|X|=16|X|=16YYYXXXYYY ความยากลำบากก็คือจุดเหล่านี้อยู่ในทรงกลมและสร้างความสัมพันธ์เดิม: เพื่อนบ้านทั้งหมด (6 ที่นี่) อยู่ในมุมคงที่ <90 องศาไม่ใช่เพื่อนบ้านทั้งหมด (9 ที่นี่) ในมุมคงที่อื่น> 90 องศาเหมือนในแผนผัง ภาพด้านบน ดังนั้นการทดสอบบนพื้นฐานของบรรทัดฐานและมุมท้องถิ่นจึงย้อนกลับไปที่ปัญหามอร์ฟิซึ่มส์กราฟ ... …

1
เรียงลำดับ
ใน preprint ล่าสุดhttps://arxiv.org/abs/1801.00776มันก็อ้างว่าตัวเลขจริงสามารถเรียงลำดับในเวลา O ( n √nnn และพื้นที่เชิงเส้น กระดาษดูเหมือนว่าสมเหตุสมผล แต่ฉันไม่ใช่ผู้เชี่ยวชาญในการเรียงลำดับอัลกอริทึมO ( n บันทึกn----√) ,O(nlog⁡n),O(n \sqrt{\log n}), ถ้าถูกต้องสิ่งนี้จะเป็นสิ่งที่มีความสำคัญอย่างยิ่ง อย่างไรก็ตามการนำเสนอของอาร์กิวเมนต์หลักนั้นค่อนข้างไม่เป็นทางการและไม่ใช่แบบดั้งเดิม มีใครสังเกตเห็น / แสดงความคิดเห็นในบทความนี้? ดูเหมือนว่าผู้เขียนเดียวกัน Yijie ฮั่นมีการเผยแพร่ผลที่เกี่ยวข้องในจำนวนเต็มเรียงลำดับตามที่กล่าวไว้ในฮันเวลาพื้นที่เชิงเส้นจำนวนเต็มขั้นตอนวิธีการเรียงลำดับO ( n บันทึกเข้าสู่ระบบn )O(nlog⁡log⁡n)O(n \log\log n)

1
ภาษาปกติที่แยกแยะระหว่าง CFG ที่กำหนดได้สองอย่าง
สมมติว่าคุณจะได้รับสองกำหนดผลักดันลงออโตซึ่งตระหนักภาษาและBและความปรารถนาที่จะตรวจสอบว่ามีเป็นภาษาปกติRดังกล่าวว่า⊆ RและR ∩ B = ∅ โดยพื้นฐานแล้วความท้าทายคือการตรวจสอบว่ามี DFA ที่สามารถรับรู้ว่าสองภาษาใดที่มาจากสตริงที่กำหนดหรือไม่เนื่องจากว่ามันมาจากหนึ่งในภาษาเหล่านั้นAAABBBRRRA⊆RA⊆RA \subseteq RR∩B=∅R∩B=∅R \cap B = \emptyset สิ่งนี้สามารถตัดสินใจได้หรือไม่? ถ้าเป็นเช่นนั้นความซับซ้อนคืออะไร? DFA สามารถสร้างได้อย่างชัดเจนหรือไม่?

1
สำหรับกราฟที่ไม่ใช่ isomorphic สองอันใดมีสูตร polysize, polylog quantifier depth อันดับแรกที่เห็นสิ่งนี้หรือไม่?
ฉันต้องการที่จะเฉพาะเจาะจงมาก มีใครรู้บ้างเกี่ยวกับความไม่สมบูรณ์หรือข้อพิสูจน์ต่อไปนี้: ∃p∈Z[x],n,k,C∈N,∃p∈Z[x],n,k,C∈N,\exists p \in \mathbb{Z}[x], n, k, C \in \mathbb{N}, ∀G,H∈STRUC[Σgraph](min(|G|,|H|)=n,G≄H),∀G,H∈STRUC[Σgraph](min(|G|,|H|)=n,G≄H),\forall G, H \in STRUC[\Sigma_{graph}] (min(|G|, |H|) = n, G \not\simeq H), ∃φ∈L(Σgraph),∃φ∈L(Σgraph),\exists \varphi \in \mathcal{L}(\Sigma_{graph}), |φ|≤p(n)∧qd(φ)≤Clog(n)k∧G⊨φ∧H⊭φ.|φ|≤p(n)∧qd(φ)≤Clog(n)k∧G⊨φ∧H⊭φ.|\varphi| \leq p(n) \wedge qd(\varphi) \leq Clog(n)^k \wedge G \vDash \varphi \wedge H \nvDash \varphi. โดยสังเขปนี่ควรเป็นจริงถ้ากราฟที่ไม่ใช่ isomorphic ทั้งหมดสามารถแยกแยะได้โดยใช้คำสั่ง " Clog(n)kClog(n)kClog(n)^k local" และฉันคิดว่านี่เป็นเท็จ แน่นอนว่ากราฟใด …

1
แหล่งที่มาหลักเพื่อความเท่าเทียมกันของเวลาพหุนามที่ไม่ได้กำหนดและการตรวจสอบเวลาพหุนามที่กำหนด
ใครเป็นคนแรกที่แสดงว่าภาษาอยู่ใน NP หากใบรับรองสำหรับภาษาสามารถตรวจสอบได้ในเวลาพหุนาม เรามีกระดาษที่พิสูจน์เรื่องนี้อย่างเป็นทางการหรือไม่? ชุมชน TCS เริ่มมีการเน้นย้ำเรื่องความสามารถในการตรวจสอบได้เมื่อใด สำหรับชีวิตของฉันฉันไม่สามารถค้นหาอ้างอิงที่ดีสำหรับข้อความที่นอกเหนือจากนี้เช่น Papadimitriou และ Arora และ Barak

1
การขยายตัวของกทพ. ในรูปแบบแลมบ์ดาแคลคูลัส
Klop, van Oostrom และ de Vrijer มีกระดาษบนแคลคูลัสแลมบ์ดาที่มีลวดลาย http://www.sciencedirect.com/science/article/pii/S0304397508000571 ในบางกรณีรูปแบบเป็นต้นไม้ของตัวแปร - แม้ว่าฉันแค่คิดว่ามันเป็น tuple ที่ซ้อนกันของตัวแปรเช่น ((x, y), z), (t, s) ในกระดาษพวกเขาแสดงให้เห็นว่าหากรูปแบบเชิงเส้นในแง่ที่ว่าไม่มีตัวแปรในรูปแบบซ้ำแล้วกฎ (\p . m) n = m [n/p] โดยที่ p คือรูปแบบผันแปรและ n คือ tuple ของคำศัพท์ที่มีรูปร่างเดียวกับ p คือไหลมารวมกัน ฉันอยากรู้ว่าถ้ามีการพัฒนาที่คล้ายกันในวรรณคดีสำหรับแคลคูลัสแลมบ์ดาที่มีรูปแบบและกฎการทางพิเศษแห่งประเทศไทยเพิ่มเติม โดยเฉพาะอย่างยิ่งโดยกทพ. ฉันหมายถึง m = \lambda p . m p เพิ่มเติมโดยตรงฉันอยากรู้ว่าคุณสมบัติเช่นแคลคูลัสแลมบ์ดาจะมี ตัวอย่างเช่นมันไหลมารวมกันไหม? มันบังคับให้ปิดประเภทการจัดหมวดหมู่เพราะบังคับให้คุณสมบัตินั้น m p …

1
อะไรคือข้อพิสูจน์ของความไม่เท่าเทียมกันของรุ่น Azuma นี้ที่ไม่เป็นมาตรฐาน?
ในภาคผนวก B ของการส่งเสริมและความเป็นส่วนตัวที่แตกต่างโดย Dwork และคณะผู้เขียนระบุผลลัพธ์ต่อไปนี้โดยไม่มีการพิสูจน์และอ้างถึงว่าเป็นความไม่เท่าเทียมของ Azuma: Let C1,…,CkC1,…,CkC_1, \dots, C_kจะจริงมูลค่าตัวแปรสุ่มดังกล่าวว่าสำหรับทุกi∈[k]i∈[k]i \in [k] , Pr[|Ci|≤α]=1Pr[|Ci|≤α]=1\Pr[|C_i| \leq \alpha] = 1 สำหรับทุก ๆเรามี\(c1,…,ci−1)∈Supp(C1,…,Ci−1)(c1,…,ci−1)∈Supp(C1,…,Ci−1)(c_1, \dots, c_{i - 1}) \in \text{Supp}(C_1, \dots, C_{i - 1})E[Ci∣C1=c1,…,Ci−1=ci−1]≤βE[Ci∣C1=c1,…,Ci−1=ci−1]≤β\text{E}[C_i \mid C_1 = c_1, \dots, C_{i - 1} = c_{i - 1}] \leq \beta จากนั้นสำหรับทุก ๆเรามี .z>0z>0z > 0Pr[∑ki=1Ci>kβ+zk−−√⋅α]≤e−z2/2Pr[∑i=1kCi>kβ+zk⋅α]≤e−z2/2\Pr[\sum_{i = …

1
การบีบอัดข้อมูลเกี่ยวกับปัญหาการหยุดทำงานของเครื่อง oracle ทัวริง
ปัญหาการหยุดชะงักเป็นที่รู้จักกันดีว่าไม่สามารถคำนวณได้ อย่างไรก็ตามมันเป็นไปได้ที่จะอธิบาย "บีบอัด" ข้อมูลเกี่ยวกับปัญหาการหยุดชะงักเพื่อชี้แจงว่าการบีบอัดมันคำนวณได้ แม่นยำยิ่งขึ้นเป็นไปได้ที่จะคำนวณจากคำอธิบายของเครื่องทัวริงและคำแนะนำn- bit ระบุคำตอบของปัญหาการหยุดทำงานสำหรับเครื่องทัวริงทั้งหมด2 n - 1โดยสมมติว่าสถานะคำแนะนำนั้นน่าเชื่อถือ - เรา ให้ที่ปรึกษาของเราเลือกบิตเพื่ออธิบายจำนวนเครื่องจักรทัวริงที่หยุดในไบนารีรอจนกว่าจะมีหลายหยุดและเอาท์พุทที่เหลือไม่หยุด2n- 12n−12^{n}-1nnn2n- 12n−12^{n}-1 อาร์กิวเมนต์นี้เป็นตัวแปรที่เรียบง่ายของการพิสูจน์ว่าค่าคงที่ของ Chaitin สามารถใช้ในการแก้ปัญหาการหยุดชะงัก สิ่งที่ทำให้ฉันประหลาดใจก็คือมันคม ไม่มีแผนที่ที่คำนวณได้จากคำอธิบายของทัวริงแมชชีนและคำแนะนำn- bit ไปจนถึง2 nบิตของการหยุดการทำงานที่ได้รับคำตอบที่ถูกต้องสำหรับ tuple ของทัวริงแต่ละเครื่องสำหรับ tuple บิต หากมีเราสามารถสร้างตัวอย่างโดยการทำให้เส้นทแยงมุมกับเครื่องทัวริง2 n แต่ละเครื่องจำลองสิ่งที่โปรแกรมทำในการจัดเรียงหนึ่งใน2 n ที่เป็นไปได้ของnบิตจากนั้นเลือกสถานะการหยุดของตนเองเพื่อละเมิดการทำนาย2n2n2^nnnn2n2n2^n2n2n2^n2n2n2^nnnn มันเป็นไปไม่ได้ที่จะบีบอัดข้อมูลเกี่ยวกับปัญหาการหยุดชะงักของเครื่องจักรทัวริงด้วย oracle หยุดนิ่งเลย (โดยไม่ต้องเข้าถึง oracle บางชนิดด้วยตัวเอง) เครื่องจักรสามารถจำลองสิ่งที่คุณทำนายในอินพุตที่เป็นไปได้ทั้งหมดโดยไม่สนใจสิ่งที่คุณไม่หยุดและเลือกช่วงเวลาหยุดของพวกเขาเพื่อให้คำตอบแรกของคำศัพท์ สิ่งนี้ทำให้ฉันคิดว่าเกิดอะไรขึ้นกับออราเคิลอื่น ๆ : มีตัวอย่างของ oracle ที่ปัญหาการหยุดเครื่องจักรของทัวริงกับ oracle นั้นสามารถบีบอัดได้ที่อัตราการเติบโตปานกลางระหว่างเส้นตรงและเลขชี้กำลังหรือไม่? f(n)f(n)f(n)mmmmmmnnnmmmmmmnnnmmm111000 n&lt;f(n)&lt;2n−1n&lt;f(n)&lt;2n−1n<f(n)<2^{n}-1ω(n)=f(n)=o(2n)ω(n)=f(n)=o(2n)\omega(n)=f(n)=o(2^n)

1
ลำดับชั้นเวลาใน DSPACE (O (s))
ทฤษฎีลำดับชั้นของเวลาระบุว่าเครื่องทัวริงสามารถแก้ปัญหาได้มากขึ้นหากมีเวลามากพอ มันถือในบางวิธีถ้าพื้นที่ จำกัด asymptotically? วิธีการที่ไม่DTISP (g( n ) , O ( s ( n ) ) )DTISP(g(n),O(s(n)))\textrm{DTISP}(g(n), O(s(n)))ที่เกี่ยวข้องกับDTISP (f( n ) , O ( s ( n ) ) )DTISP(f(n),O(s(n)))\textrm{DTISP}(f(n), O(s(n)))ถ้าฉก.fg\frac{f}{g}โตเร็วพอไหม ฉันสนใจโดยเฉพาะอย่างยิ่งในกรณีที่s ( n ) = ns(n)=ns(n) = n , ก.( n ) = n3g(n)=n3g(n) = n^3และf(n)=2nf(n)=2nf(n) = 2^n n …

1
การลดลงระหว่างภาษาที่มีความหนาแน่นต่างกัน
ความหนาแน่นของภาษาเป็นฟังก์ชันd X : N → Nกำหนดเป็นd X ( n ) = | { x ∈ X ∣ | x | ≤ n } | . สมมติว่าAและBเป็นภาษาที่มีตัวอักษร จำกัด บางตัวพื้นที่บันทึกการทำงานหลายรายการลดลงเป็นBและBไม่อยู่ในL = DSPACE ( log n )XXXdX:N→NdX:N→Nd_X \colon \mathbb{N} \to \mathbb{N}dX(n)=|{x∈X∣|x|≤n}|.dX(n)=|{x∈X∣|x|≤n}|.d_X(n) = |\{x\in X \mid |x| \le n\}|.AAABBBAAABBBBBBL=DSPACE(logn)L=DSPACE(log⁡n)\textsf{L} = \text{DSPACE}(\log n). ฟังก์ชั่นมีความเกี่ยวข้องกับพหุนามหากมีพหุนามpและqเช่นนั้นสำหรับทุกn ∈ …

2
SAT เป็นภาษาที่ไม่มีบริบทหรือไม่
ฉันกำลังพิจารณาภาษาของสูตรตรรกะเชิงประพจน์ที่น่าพอใจทั้งหมดSAT (เพื่อให้แน่ใจว่านี่มีตัวอักษรที่ จำกัด เราจะเข้ารหัสตัวอักษรเชิงประพจน์ในวิธีที่เหมาะสม[แก้ไข: การตอบกลับชี้ให้เห็นว่าคำตอบของคำถามอาจไม่แข็งแกร่งภายใต้ การเข้ารหัสที่แตกต่างกันดังนั้นเราต้องเจาะจงมากขึ้น - ดูข้อสรุปของฉันด้านล่าง] ) คำถามง่ายๆของฉันคือ คือSATภาษาบริบทฟรีหรือไม่ การคาดเดาครั้งแรกของฉันคือคำตอบของวันนี้ (ต้นปี 2560) ควรเป็น "ไม่มีใครรู้เพราะสิ่งนี้เกี่ยวข้องกับคำถามที่ไม่ได้รับการแก้ไขในทฤษฎีความซับซ้อน" อย่างไรก็ตามสิ่งนี้ไม่เป็นความจริง (ดูคำตอบด้านล่าง) แต่ก็ไม่ได้ผิดทั้งหมด นี่คือบทสรุปสั้น ๆ ของสิ่งที่เรารู้ (เริ่มจากสิ่งที่ชัดเจน) SATไม่ปกติ (เนื่องจากไวยากรณ์ของแคลคูลัสเชิงประพจน์นั้นไม่ปกติเนื่องจากวงเล็บที่ตรงกัน) SATไวต่อบริบท (ไม่ยากที่จะให้ LBA แก่มัน) SATคือ NP-complete (Cook / Levin) และโดยเฉพาะอย่างยิ่งการตัดสินใจโดย nondeterministic TMs ในเวลาพหุนาม SATสามารถรับรู้โดยทางเดียว nondeterministic stack automata (1-NSA) (ดู WC Rounds, ความซับซ้อนของการรับรู้ในภาษาระดับกลาง , การสลับและทฤษฎีออโตมาตา, 1973, …

โดยการใช้ไซต์ของเรา หมายความว่าคุณได้อ่านและทำความเข้าใจนโยบายคุกกี้และนโยบายความเป็นส่วนตัวของเราแล้ว
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.