วิทยาศาสตร์คอมพิวเตอร์เชิงทฤษฎี

มีการอ้างเหตุผลทางปรัชญาบ่อยครั้งสำหรับการเชื่อว่า P! = NP แม้ไม่มีหลักฐาน คลาสความซับซ้อนอื่น ๆ มีหลักฐานว่าพวกเขามีความแตกต่างเพราะถ้าไม่จะมีผลที่ "น่าประหลาดใจ" (เช่นการล่มสลายของลำดับชั้นพหุนาม) คำถามของฉันคือพื้นฐานของความเชื่อที่ว่า PPAD ระดับนั้นเป็นสิ่งที่ดื้อดึง? หากมีอัลกอริธึมเวลาพหุนามสำหรับการค้นหาสมดุลของแนชนี่จะบอกอะไรเกี่ยวกับคลาสความซับซ้อนอื่น ๆ หรือไม่? มีการโต้แย้งแบบฮิวริสติกสำหรับสาเหตุที่ควรยากไหม?

32 cc.complexity-theory  complexity-classes  gt.game-theory  conditional-results 

ในขณะที่ฉันได้ผ่านหลักสูตรเกี่ยวกับทฤษฎีความน่าจะเป็นทั้งในโรงเรียนมัธยมและมหาวิทยาลัยฉันมีช่วงเวลาที่ยากลำบากในการอ่านเอกสาร TCS เมื่อพูดถึงความน่าจะเป็น ดูเหมือนว่าผู้เขียนเอกสาร TCS มีความคุ้นเคยกับความน่าจะเป็นมาก พวกมันทำงานร่วมกับสูตรความน่าจะเป็นได้อย่างน่าอัศจรรย์และพิสูจน์ทฤษฎีบทได้ง่ายมาก ในขณะที่ฉันต้องทำงานหลายชั่วโมงเพื่อทำความเข้าใจว่าได้รับสูตรมาอย่างไรและวิธีพิสูจน์ตัวตน (หรือความไม่เท่าเทียมกัน) ฉันตัดสินใจที่จะแก้ปัญหาของฉันทันทีและทั้งหมด: ฉันต้องการอ่านหนังสือจากหน้าปกเพื่อครอบคลุม ดังนั้นหากคุณถูกขอให้แนะนำหนังสือหนึ่งเล่มเกี่ยวกับความน่าจะเป็นหนึ่งเล่มคุณจะแนะนำหนังสือเล่มใด

32 reference-request  big-list  pr.probability  books 

ฉันเคยได้ยินคนพูดถึงอัลกอริทึมควอนตัมและเกี่ยวกับรัฐและความสามารถในการพิจารณาความเป็นไปได้หลายอย่างพร้อมกันในบางครั้ง เพื่อความชัดเจนฉันไม่ได้ถามว่าคอมพิวเตอร์ควอนตัมนั้นถูกสร้างขึ้นทางร่างกายอย่างไร แต่จะดูจากมุมมองการคำนวณได้อย่างไร

32 quantum-computing  big-picture 

ในคำถามนี้สูตร 3CNF หมายถึงสูตร CNF ข้อที่เกี่ยวข้องกับแต่ละตรงสามที่แตกต่างกันตัวแปร สำหรับค่าคงที่ 0 < s <1 Gap-3SAT sเป็นปัญหาสัญญาต่อไปนี้: Gap-3SAT s Instance : A 3CNF formula φ ใช่สัญญา : φเป็นที่น่าพอใจ ไม่มีสัญญา : ไม่มีการมอบหมายงานจริงตอบสนองมากกว่าsส่วนของคำสั่งของφ หนึ่งในวิธีที่เทียบเท่าในการระบุทฤษฎีบท PCP ที่มีชื่อเสียง [AS98, ALMSS98] คือมีค่า 0 < s <1 ที่คงที่เช่น Gap-3SAT sคือ NP-complete เราบอกว่าสูตร 3CNF นั้นมีขอบเขตเป็นแบบ B จับคู่ถ้าตัวแปรที่แตกต่างกันทุกคู่ปรากฏในข้อBส่วนใหญ่ ตัวอย่างเช่นสูตร 3CNF ( x 1 …

32 cc.complexity-theory  sat  approximation-hardness 

มีโครงสร้างข้อมูลคิวลำดับความสำคัญที่รองรับการดำเนินการต่อไปนี้หรือไม่? แทรก (x, p) : เพิ่มระเบียนใหม่ x พร้อมลำดับความสำคัญ p StableExtractMin () : การกลับมาและลบระเบียนที่มีลำดับความสำคัญต่ำสุดที่จะหมดความสัมพันธ์ตามคำสั่งแทรก ดังนั้นหลังจาก Insert (a, 1), Insert (b, 2), Insert (c, 1), Insert (d, 2), ลำดับของ StableExtractMin จะคืนค่า a, จากนั้น c จากนั้น b จากนั้น d เห็นได้ชัดว่าใครสามารถใช้โครงสร้างข้อมูลคิวลำดับความสำคัญใด ๆโดยการจัดเก็บคู่เป็นลำดับความสำคัญที่เกิดขึ้นจริง แต่ฉันสนใจในโครงสร้างข้อมูลที่ไม่ได้เก็บเวลาการแทรก (หรือลำดับการแทรก) อย่างชัดเจน .(p,time)(พี,เสื้อผมม.อี)(p, time) เท่ากัน (?): มี heapsort รุ่นเสถียรที่ไม่ต้องการพื้นที่พิเศษไหม?Ω(n)Ω(n)\Omega(n)

32 ds.data-structures 

ปล่อย L={n:the nth binary digit of π is 1}L={n:the nth binary digit of π is 1}L = \{ n : \text{the }n^{th}\text{ binary digit of }\pi\text{ is }1 \} (โดยที่คิดว่าเข้ารหัสเป็นเลขฐานสอง) แล้วสิ่งที่เราสามารถพูดเกี่ยวกับความซับซ้อนของคอมพิวเตอร์ของ ? เป็นที่ชัดเจนว่า{EXP} และถ้าฉันไม่เข้าใจผิดอัลกอริทึม "BBP-type" ที่น่าทึ่งสำหรับการคำนวณบิตของโดยใช้เวลา quasilinear และหน่วยความจำโดยไม่จำเป็นต้องคำนวณ บิตก่อนหน้านี้อัตราผลตอบแทน{}nnnLLLL∈EXPL∈EXPL\in\mathsf{EXP}nthnthn^{th}ππ\pi(logn)O(1)(log⁡n)O(1)(\log n)^{O(1)}L∈PSPACEL∈PSPACEL\in\mathsf{PSPACE} เราทำได้ดีกว่านี้แล้ววาง (พูด) ไว้ในลำดับการนับ? ในอีกทางหนึ่งมีความกระด้างใด ๆ ที่ทำให้ (แม้แต่ความอ่อนแออย่างยิ่งเช่นแข็ง) หรือไม่?LLLLLLTC0TC0\mathsf{TC}^0 ภาษาที่เกี่ยวข้องที่น่าสนใจคือ L′={⟨x,t⟩:x …

31 cc.complexity-theory  na.numerical-analysis 

ST-การเชื่อมต่อเป็นปัญหาในการระบุว่ามีอยู่เส้นทางกำกับระหว่างสองจุดที่แตกต่างและเสื้อในกราฟG ( V , E ) ว่าปัญหานี้สามารถแก้ไขได้ใน logspace เป็นปัญหาเปิดที่ยาวนาน นี้เรียกว่าN L VS Lปัญหาsssเสื้อttG ( V, E)G(V,E)G(V,E)ยังไม่มีข้อความLNLNLLLL ความซับซ้อนของ ST-Connectivity คืออะไรเมื่อกราฟที่ไม่ได้บอกทิศทางของนั้น จำกัด ขอบเขตความกังวลGGG เป็นที่รู้กันว่า NL-hard หรือไม่? มีขอบเขตบนหรือไม่o ( บันทึก2n )o(log2n)o({\log}^2n)

31 cc.complexity-theory  graph-theory  space-bounded  treewidth  logspace 

ในส่วนนำของหนังสือ Automata, ภาษาและเครื่องจักร (เล่ม A, B), ซามูเอลไอเลนเบิร์กยั่วเย้าสัญญาเล่ม C และ D ยั่วเย้าเรื่อง "ลำดับชั้น (เรียกว่าลำดับชั้นเหตุผล) ของปรากฏการณ์ที่ไม่มีเหตุผล ... ใช้ความสัมพันธ์เชิงเหตุผลเป็น เครื่องมือสำหรับการเปรียบเทียบชุดเหตุผลอยู่ที่ด้านล่างของลำดับชั้นนี้เลื่อนขึ้นหนึ่งพบ 'ปรากฏการณ์เกี่ยวกับพีชคณิต', '' ซึ่งนำไปสู่ ​​"กับไวยากรณ์ไวยากรณ์บริบทและภาษาฟรีบริบทของ Chomsky และหัวข้อที่เกี่ยวข้องหลาย." แต่ไอลีนเบิร์กไม่เคยตีพิมพ์เล่ม C เขาออกจากบันทึกย่อที่เขียนด้วยลายมือเบื้องต้นสำหรับสองสามบทแรก ( http://www-igm.univ-mlv.fr/~berstel/EilenbergVolumeC.html ) พร้อมรอยขีดข่วนเครื่องหมายคำถามบันทึกย่อด้านข้างและ ช่องว่าง แต่พวกเขาไม่ได้เปิดเผยอะไรมากไปกว่าจุดเริ่มต้นของวิธีการแบบอนุกรมพลังที่รู้จักกันดีในการใช้ไวยากรณ์ ดังนั้นคำถามที่แท้จริงของฉัน - ไม่มีใครรู้งานในบรรทัดเดียวกันเพื่อสร้างสิ่งที่ Eilenberg มีอยู่ในใจ? ถ้าไม่คิดว่าเนื้อหาใดใกล้เคียงกับความคิดของเขามากที่สุด เว็บไซต์http://x-machines.net/เป็นเรื่องเกี่ยวกับ x-machines ซึ่งเป็นหนึ่งในนวัตกรรมที่สำคัญของ Eilenberg แต่มันเกี่ยวข้องกับการใช้งานของ x-machines มากกว่าที่จะพัฒนาทฤษฎีในขณะที่ Eilenberg ดูเหมือนจะให้สัญญา นอกจากนี้ทุกคนรู้ว่าทำไม Eilenberg หยุดก่อนที่ความคืบหน้ามากเกี่ยวกับ …

31 soft-question  fl.formal-languages  automata-theory  regular-language  context-free 

ฉันรู้ว่าปัญหาการหยุดชะงักไม่สามารถตัดสินใจได้โดยทั่วไป แต่มีบางเครื่องทัวริงที่หยุดอย่างเห็นได้ชัดและบางอย่างที่ไม่ชัดเจน จากเครื่องจักรทัวริงที่เป็นไปได้ทั้งหมดสิ่งที่เล็กที่สุดที่ไม่มีใครพิสูจน์ได้ว่าหยุดหรือไม่

31 halting-problem 

มีสิ่งที่ตรงกันข้ามกับเชอร์คอฟซึ่งขอบเขตว่าความน่าจะเป็นหางนั้นน้อยมาก เช่นถ้าเป็นอิสระตัวแปรสุ่มทวินามและx_i] จากนั้นเราสามารถพิสูจน์สำหรับฟังก์ชั่นบางฉX1,X2,…,XnX1,X2,…,XnX_1,X_2,\ldots,X_nμ=E[∑ni=1Xi]μ=E[∑i=1nXi]\mu=\mathbb{E}[\sum_{i=1}^n X_i]Pr[∑ni=1Xi≥(1+δ)μ]≥f(μ,δ,n)Pr[∑i=1nXi≥(1+δ)μ]≥f(μ,δ,n)Pr[\sum_{i=1}^n X_i\geq (1+\delta)\mu]\geq f(\mu,\delta,n)fff

31 pr.probability  chernoff-bound 

ฉันค่อนข้างสับสนกับวรรณกรรมการหาค่าเหมาะที่สุดอย่างต่อเนื่องและวรรณกรรม TCS เกี่ยวกับประเภทของโปรแกรมคณิตศาสตร์ (ต่อเนื่อง) (MPs) ที่สามารถแก้ไขได้อย่างมีประสิทธิภาพและไม่สามารถทำได้ ชุมชนการปรับให้เหมาะสมอย่างต่อเนื่องดูเหมือนจะอ้างว่าโปรแกรมนูนทุกตัวสามารถแก้ไขได้อย่างมีประสิทธิภาพ แต่ฉันเชื่อว่าคำจำกัดความของพวกเขาของ "ประสิทธิภาพ" ไม่ตรงกับข้อกำหนด TCS คำถามนี้รบกวนฉันมากในช่วงไม่กี่ปีที่ผ่านมาและฉันไม่สามารถหาคำตอบที่ชัดเจนได้ ฉันหวังว่าคุณจะสามารถช่วยฉันจัดการสิ่งนี้ครั้งเดียวและสำหรับทุกคน: สมาชิกสภาผู้แทนราษฎรประเภทใดที่สามารถแก้ไขได้อย่างแน่นอนในเวลาพหุนามและโดยวิธีการใด และสิ่งที่เป็นที่รู้จักเกี่ยวกับการประมาณทางออกที่ดีที่สุดของสมาชิกสภาผู้แทนราษฎรที่เราไม่สามารถแก้ไขได้อย่างแน่นอนในเวลาพหุนาม ด้านล่างนี้ฉันให้คำตอบที่ไม่สมบูรณ์สำหรับคำถามนี้ซึ่งอาจไม่ถูกต้องในบางสถานที่ดังนั้นฉันหวังว่าคุณจะสามารถตรวจสอบและแก้ไขฉันในจุดที่ฉันผิด มันยังระบุคำถามบางอย่างที่ฉันไม่สามารถตอบได้ เราทุกคนรู้ว่าการเขียนโปรแกรมเชิงเส้นสามารถแก้ไขได้อย่างแน่นอนในเวลาพหุนามโดยใช้วิธีการทรงรีหรือวิธีการจุดภายในและจากนั้นใช้ขั้นตอนการปัดเศษบางอย่าง การเขียนโปรแกรมเชิงเส้นยังสามารถแก้ไขได้ในเวลาพหุนามในจำนวนตัวแปรเมื่อเผชิญกับครอบครัวของ LPs ที่มีข้อ จำกัด เชิงเส้นจำนวนมากเป็นพิเศษตราบใดที่เราสามารถให้ "oracle แยก" สำหรับมัน: algoritm ที่ให้จุด ทั้งกำหนดว่าจุดนั้นเป็นไปได้หรือส่งออกไฮเปอร์เพลนที่แยกจุดจากรูปหลายเหลี่ยมของจุดที่เป็นไปได้ ในทำนองเดียวกันการเขียนโปรแกรมเชิงเส้นในเวลาพหุนามในจำนวนข้อ จำกัด เมื่อเผชิญกับครอบครัวของ LPs ที่มีตัวแปรจำนวนมากเป็นพิเศษหากมีวิธีการแยกอัลกอริทึมสำหรับคู่ของ LP เหล่านี้ วิธีรีนั้นยังสามารถแก้โปรแกรมสมการกำลังสองในเวลาพหุนามในกรณีที่เมทริกซ์ในฟังก์ชันวัตถุประสงค์มีค่าเป็นบวก (กึ่ง?) แน่นอน ฉันสงสัยว่าด้วยการใช้กลอุบายการแยกในบางกรณีเราสามารถทำเช่นนี้ได้หากเรากำลังเผชิญกับข้อ จำกัด จำนวนมากอย่างไม่น่าเชื่อ มันเป็นเรื่องจริงเหรอ? เมื่อเร็ว ๆ นี้การเขียนโปรแกรม semidefinite (SDP) ได้รับความนิยมอย่างมากในชุมชน TCS …

31 ds.algorithms  optimization  linear-programming  semidefinite-programming  polynomial-time 

ฉันอ่านบทความเกี่ยวกับประเภทและสัญญาการเขียนโปรแกรม จากส่วนใหญ่ของสิ่งที่ฉันได้อ่านดูเหมือนว่าสัญญาจะถูกตรวจสอบข้อ จำกัด แบบไดนามิกและประเภทขึ้นอยู่กับการตรวจสอบแบบคงที่ มีเอกสารบางฉบับที่ทำให้ฉันคิดว่าเป็นไปได้ที่จะมีสัญญาที่ตรวจสอบบางส่วนแบบคงที่: การตรวจสอบประเภทลูกผสม (C. Flanagan - 2006) การรวมประเภทและสัญญาแบบผสมผสาน (J. Gronski, C. Flanagan - 2007) ด้วยสิ่งนี้ดูเหมือนว่าจะมีการทับซ้อนจำนวนมากและการจัดประเภทสัญญาของฉันกับประเภทที่ขึ้นต่อกันเริ่มหายไป มีบางอย่างที่ลึกซึ้งยิ่งขึ้นในแนวคิดที่ฉันขาดหายไปหรือไม่? หรือเป็นเพียงหมวดหมู่คลุมเครือจริง ๆ ของการแสดงแนวคิดพื้นฐานเดียวกันหรือไม่

31 pl.programming-languages  type-theory  program-verification  dependent-type 

ฉันยังใหม่กับฟิลด์ CS และฉันสังเกตว่าในเอกสารที่ฉันอ่านจำนวนมากไม่มีผลลัพธ์เชิงประจักษ์ (ไม่มีรหัสเพียงบทแทรกและบทพิสูจน์) ทำไมถึงเป็นอย่างนั้น? เมื่อพิจารณาว่าวิทยาศาสตร์คอมพิวเตอร์เป็นวิทยาศาสตร์ไม่ควรทำตามวิธีการทางวิทยาศาสตร์ใช่หรือไม่

31 soft-question  research-practice  writing 

มีปัญหาที่ทำให้เกิดปัญหาเสร็จสมบูรณ์จำนวนมากและแหล่งรวบรวมเช่นดูหนังสือของ Garey และ Johnson ฉันสนใจที่จะดูรายการปัญหาที่สมบูรณ์ของ NEXP ด้วย มีอยู่ไหม เนื่องจากฉันคิดว่าไม่มีฉันเปิดคำถามนี้ (ควรจะเป็น wiki ชุมชนหรือไม่ฉันไม่รู้เกี่ยวกับสิ่งนี้) รายการควรจะครอบคลุม "ประเภท" ที่แตกต่างกันของปัญหาที่สมบูรณ์ของ NEXP บางทีด้วยความซ้ำซ้อนที่ดีต่อสุขภาพเพื่อให้ได้ภาพใหญ่ แต่ไม่มีการทำซ้ำตัวเองมากเกินไป ตัวอย่างเช่นเป็นการดีที่จะมีปัญหารวบรัด NP ที่สมบูรณ์แบบสองหรือสามฉบับเป็นตัวอย่างถ้าการเข้ารหัสรวบรัดรวบรัดมาในรูปแบบที่แตกต่างกันเล็กน้อย ไม่โหล วิธีที่สะอาดในการเพิ่มความซ้ำซ้อนคือการเพิ่มส่วนคำสั่ง "กรอก NEXP ให้สมบูรณ์ถ้า BLAH" ส่วนคำสั่งของแบบฟอร์ม "คงความสมบูรณ์ของ NEXP หากกราฟอินพุตมีระดับสูงสุด BLAH" ก็ยินดีต้อนรับ สุดท้ายให้ฉันเพิ่มความชอบส่วนตัว ฉันส่วนใหญ่ของทั้งหมดที่สนใจในปัญหาที่สมบูรณ์ของรสชาติ "พีชคณิต" ถ้ามี ตัวอย่างเช่นปัญหา # P-complete ที่ฉันโปรดปรานคือการถาวรสำหรับรสชาติเกี่ยวกับพีชคณิต ฉันหวังว่าความเท่าเทียมกัน NEXP = MIP ยังสามารถให้ปัญหาพีชคณิต NEXP แบบสมบูรณ์ที่ดีที่ฉันไม่ทราบด้วย

31 cc.complexity-theory  complexity-classes  big-list  nexp 

ฉันต้องการเข้ารหัสเครื่องทัวริงธรรมดาในกฎของเกมไพ่ ฉันต้องการทำให้เป็นเครื่องจักรทัวริงสากลเพื่อพิสูจน์ความสมบูรณ์ของทัวริง จนถึงขณะนี้ผมได้สร้างรัฐเกมซึ่ง encodes 2 รัฐ 3 สัญลักษณ์เครื่องทัวริงอเล็กซ์สมิ อย่างไรก็ตามดูเหมือนว่า (เป็นที่ยอมรับบนพื้นฐานของ Wikipedia) ว่ามีข้อโต้แย้งว่าเครื่องจักร (2, 3) นั้นเป็นสากลหรือไม่ เพื่อประโยชน์ของฉันอย่างเข้มงวดฉันต้องการหลักฐานของฉันที่จะแสดง UTM "ที่ไม่มีข้อโต้แย้ง" ดังนั้นคำถามของฉันคือ: โดยทั่วไปแล้วเครื่องจักร (2,3) จะถือว่าเป็นสากลไม่ใช่สากลหรือขัดแย้ง? ฉันไม่รู้ว่าสถานที่ที่มีชื่อเสียงควรมองหาคำตอบนี้ได้ที่ไหน หากเครื่อง (2,3) ไม่ได้รับการยอมรับอย่างกว้างขวางว่าเป็นสากลอะไรคือ N ที่เล็กที่สุดที่เครื่องจักร (2, N) นั้นไม่ได้รับการยอมรับว่าเป็นสากล แก้ไขเพื่อเพิ่ม: มันจะมีประโยชน์เมื่อต้องการทราบข้อกำหนดใด ๆ สำหรับเทปที่ไม่มีที่สิ้นสุดสำหรับเครื่องที่กล่าวถึงหากคุณรู้จักพวกเขา ดูเหมือนว่าเครื่อง (2,3) ต้องการสถานะเริ่มต้นของเทปที่ไม่ใช่แบบไม่ต่อเนื่องซึ่งจะเป็นการยากที่จะจำลองภายในกฎของเกมไพ่

31 computability  turing-machines  universal-computation