理论计算机科学

理论计算机科学家和相关领域的研究人员的问答

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对基于条件逻辑的编程语言的引用
条件逻辑是使用与其他条件概念相对应的模态运算符(例如,因果条件读入“导致“ B”或概率条件“ ”,其读为“给定 ”)。A A | B A B一种□→ BA◻→BA\; \square\!\!\!\!\to B一种AAA|BA|BA|BAAABBB 通常,这些逻辑是从模型理论上进行研究的,但是我想知道它们在编程语言设计中的应用(例如,键入命令性动作)。 我希望能参考他们的证明理论(即,演算/自然演绎)或基于这些模态运算符的类型的编程语言。 谢谢! 编辑:《斯坦福哲学百科全书》对此主题进行了很好的介绍。

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正则图和同构
我想问一下是否已经发布了结果: 我们在两个相连的规则图(假设度为d,节点数为)的每对节点之间采用所有可能的不同路径,并记下它们的长度。当然,不同路径的数量是指数的。我的问题是,如果我们对长度进行排序并进行比较(由两个图表获得的列表),并且它们完全相同,我们可以说两个图表是同构的吗?dddññn 当然,即使这是结果,我们也不能用它来表示图同构,因为如上所述,不同路径的数量是指数的 显然,通过不同的路径,我指的是具有至少一个不同节点的路径。 感谢您的帮助。

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(可能是简洁的)Nurikabe的复杂性是什么?
Nurikabe是一个基于约束的网格填充难题,与Minesweeper / Nonograms大致相似;将数字放置在网格上,该网格将为每个像元填充开/关值,每个数字指示该大小的已连接“上”像元的区域,并对“关闭”像元的区域(必须连接并且不能包含任何连续的2x2区域)。Wikipedia页面具有更明确的规则和示例难题。 通常,这类难题往往是NP完全的,Nurikabe也不例外。之所以将它们归类为NP,是因为解决方案本身是该问题的(多项式可验证的)见证。但是,与大多数类似的难题不同,Nurikabe实例可能很简洁:网格上的数独要求给定值是可解的(如果提供的给定值少于,那么就无法区分缺失的值符号),非图显然需要为每一行或每一列至少提供一个给定值,并且Minesweeper必须在至少以上的单元格中具有给定值,否则将不存在给定的单元格(因此无法确定其状态)。但是,尽管Nurikabe难题的存在必须总结为n×nn×nn\times nΘ(n)Θ(n)\Theta(n)n−1n−1n-11161161\over16Θ(n2)Θ(n2)\Theta(n^2),可能有每个大小,因此位可能足以指定大小为的Nurikabe拼图-或取反,位可能足以指定一个大小为Nurikabe的Nurikabe实例,这意味着唯一的保证是问题出在NEXP上。O(1)O(1)\mathrm{O}(1)Θ(log(n))Θ(log⁡(n))\Theta(\log(n))nnnkkkkkk 不幸的是,我发现Nurikabe硬度的证明都使用了给定大小的构造,因此它们的实例是网格大小的多项式,而不是对数,因此我不能排除所有可解的问题。 “简洁”的Nurikabe拼图具有其他结构,因此解决方案的描述和验证同样简洁。例如,我知道的一个例子中有2个给定大小的谜题,会导致打开和关闭单元格的区域,每个区域都是Θ(n2)Θ(n2)\Theta(n^2)Θ(n2)Θ(n2)\Theta(n^2)O(1)O(1)\mathrm{O}(1)矩形等,因此对它们的描述很简洁。有没有人知道除了基本的NP完整性结果之外,还针对此难题进行的其他研究,尤其是对于可能简洁的案例的进一步复杂性结果吗? (注意:这最初是在math.SE上提出的,但目前还没有任何答案,这似乎是该网站的适当研究水平)

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SHA-1碰撞攻击的研究现状
自从CRYPTO 2004首次发布用于发现冲突的算法以来,就一直讨论SHA-1的安全性,并随后对其进行了改进。 Wikipedia列出了一些参考文献,但是,有关该主题的最新研究似乎是在2009年发表的(后来被撤回了)(Cameron McDonald,Philip Hawkes和Josef Pieprzyk“具有复杂度O(2 ^ 52)的SHA-1的差分路径”)。 )。 从那时起,在减少SHA-1上的哈希冲突攻击方面是否取得了重大进展? 与特定研究的链接以及简短摘要将不胜感激。


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复杂度等级NEXP
我有一个NEXP NP中的问题,也可以通过使用指数时间和一个交替(从存在状态开始)的交替TM来解决。NPNP^{\text{NP}} 关于NEXP NP有什么已知的吗?它等于NEXP或其他同类产品吗?除了通用的问题以外,是否还有其他完整的问题(考虑到NEXP NP机器和一个词,它可以接受吗?)。NPNP^{\text{NP}}NPNP^{\text{NP}}

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梅林可以说服亚瑟多少钱吗?
梅林,谁拥有无限的计算资源,希望说服亚瑟 m|∑p≤N, p primepkm|∑p≤N, p primepkm|\sum_{p\le N,\ p\text{ prime}}p^k 为(N,m,k)(N,m,k)(N,m,k)与k=O(logN)k=O(log⁡N)k=O(\log N)和m=O(N).m=O(N).m=O(N). 以直接方式(模取幂和加法)计算此总和需要时间N(loglogN)2+o(1)N(log⁡log⁡N)2+o(1)N(\log\log N)^{2+o(1)}基于FFT的乘法。*但是Arthur只能执行O(N)O(N)O(N)运算。 (符号,与早期版本的这个问题的兼容性:让总和等于mαmαm\alpha ;然后,问题是是否αα\alpha是整数。) 梅林可以用长度为的字符串说服亚瑟O(N)O(N)O(N)吗?如果不是,他是否可以用交互式证明说服亚瑟(总交流,当然必须是O(N)O(N)O(N))?如果是这样,Merlin可以使用长度为的字符串o(N)o(N)o(N)吗?亚瑟可以利用o(N)o(N)o(N)时间吗? Arthur无法使用不确定性或其他特殊工具(量子方法,Merlin以外的Oracle等),但是如果需要,可以使用O(N)O(N)O(N)空间。当然,亚瑟不必直接计算总和,他只需要确信给定的三元组(N,m,k)会使方程为真或为假。 注意,与k=0k=0k=0它可以计算在时间的总和O(N1/2+ε)O(N1/2+ε)O(N^{1/2+\varepsilon})使用Lagarias-奥德里兹科方法。对于k>0k>0k>0该和是超线性的,因此无法直接存储(没有(例如,模块归约)),但是尚不清楚是否存在快速算法。 除了通过直接加电和加法运算之外,我还将对计算总和(模数或其他形式)的任何算法感兴趣。 * 要计算的数字,每次计算的时间为lg k log N (log log N )1 + o (1 ) = log N (log log N )2 + o (1 )。N/logNN/log⁡NN/\log NlgklogN(loglogN)1+o(1)=logN(loglogN)2+o(1)lg⁡klog⁡N(log⁡log⁡N)1+o(1)=log⁡N(log⁡log⁡N)2+o(1)\lg k\log N(\log\log N)^{1+o(1)}=\log N(\log\log N)^{2+o(1)}

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Escardó对PCF +超时的度量语义是否完全抽象?
MartínEscardó 在其1999年的研讨会论文“ PCF的度量模型”中指出,有可能在完整的超度量空间和非膨胀图的类别中对PCF进行简单的解释。 他证明了该模型是足够的,并且它可以对超时构造的添加进行建模(即,一个运算符,它将在有限数量的步骤中运行其参数,并且如果无法在其中终止则产生答案或发出错误信号时间限制)。然后他建议调查度量模型对于PCF +超时是否完全抽象是很自然的。 有没有人对此进行调查,如果是这样,答案是什么? PCF +超时是否实现与图灵机相同的功能,包括更高类型的功能? (顺便说一句,您如何在文本中添加重音符号?我从他的姓氏和姓氏中都删除了重音符号。编辑:姓名固定。我将其保留在括号内,以便继续对帖子发表评论感。)

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给定基数的最小权重子森林
这个问题是由关于stackoverflow的问题引起的。 假设您在节点(标记为)上得到了根树(即,有一个根并且节点具有子节点等)。TTTnnn1,2,…,n1,2,…,n1, 2, \dots, n 每个顶点都有一个关联的非负整数权重:。iiiwiwiw_i 此外,还给您一个整数,使得。kkk1≤k≤n1≤k≤n1 \le k \le n 一组节点的权重是节点的权重之和:。W(S)W(S)W(S)S⊆{1,2,…,n}S⊆{1,2,…,n}S \subseteq \{1,2,\dots, n\}∑s∈Sws∑s∈Sws\sum_{s \in S} w_s 给定输入,和,TTTwiwiw_ikkk 的任务是找到一个最小重量子森林*,中,使得 具有完全相同节点(即)。SSSTTTSSSkkk|S|=>k|S|=>k|S| = > k 换句话说,对于任何subforest的,使得,我们必须有。S′S′S'TTT|S′|=k|S′|=k|S'| = kW(S)≤W(S′)W(S)≤W(S′)W(S) \leq W(S') 如果每个节点的子节点数是有界的(例如,二叉树),则存在使用动态规划的多项式时间算法。 我觉得这对一般树木来说是NP-Hard,但我还找不到任何参考/证明。我什至看过这里,但找不到可能有帮助的东西。我觉得即使您限制,这仍将是NP-Hard (这可能更容易证明)。wi∈{0,1}wi∈{0,1}w_i \in \{0,1\} 看来这应该是一个经过充分研究的问题。 有谁知道这是否是NP-Hard问题/是否存在已知的P时间算法? *的子森林是树的节点的子集,因此,如果,则所有子代也都在。(即,它是的根子树的不交集并集)。TTTSSSTTTx∈Sx∈Sx \in SxxxSSSTTT PS:如果事实证明我错过了明显的事情,而这个问题确实是题外话,请原谅我。

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通过专用算法使SAT解算器具有竞争力
在使SAT解算器与专用图算法竞争方面有哪些障碍?换句话说,期望SAT求解器可以代替算法设计者的角色是否可行-即能够自动识别问题结构,然后像专用算法一样快速地解决问题? 在这里,我认为一些示例对于当今的SAT解算器具有挑战性: 计算大小为独立集合。编码“ x是大小为k的独立集”可得出一个大公式,很难解决。理想的SAT解算器会认识到,在有边界的树宽图上添加一个额外的“ count”变量可轻松解决此问题。kkk 寻找最小的斯坦纳树。同样,“ Steiner树”具有全局约束,但是,通过添加额外的变量,专用算法(如此处)使任务变得更容易 任何减少到平面完美匹配的问题。

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在嘈杂的PAC中,除了奇偶校验以外,是否有其他假设类别,但在SQ中没有?
Angluin和Laird('88)在“带有随机分类噪声的PAC”(或嘈杂的PAC)模型中使用随机损坏的数据对学习进行形式化。此模型类似于PAC学习,不同之处在于,给学习者的示例的标签被随机随机地破坏(翻转),概率。η&lt; 1 / 2η&lt;1个/2\eta < 1/2 为了帮助表征嘈杂的PAC模型中可学习的内容,Kearns('93)引入了用于学习的统计查询模型(SQ)。在此模型中,学习者可以查询统计oracle以获取目标分布的属性,并且他表明,可以学习SQ的任何类都可以在嘈杂的PAC中学习。Kearns还证明,对于某些常数,变量的奇偶性不能比更快地学会。ññn2n / c2ñ/C2^{n/c}CCc 然后Blum等。('00)分离嘈杂PAC从SQ通过显示在所述第一奇偶校验位是在嘈杂的PAC模型多项式时间可学习而不是在SQ模式。(日志(n )日志日志(n ))(日志⁡(ñ)日志⁡日志⁡(ñ))(\log(n) \log\log(n)) 我的问题是这样的: 在嘈杂的PAC模型中可以学习奇偶校验(在第一个变量上),而在SQ模型中则不能学习。是否有其他特定类别,与平价充分不同,已知在嘈杂的PAC中可学习但在SQ中不可学习?(日志(n)日志日志(n ))(日志⁡(ñ)日志⁡日志⁡(ñ))(\log(n) \log\log(n))

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是否存在“自反”哈希算法?
是否存在一类哈希算法,无论是理论上的还是实用的,因此根据以下给出的定义,该类中的算法可以被认为是“自反的”: hash1 = algo1(“输入文字1”) hash1 = algo1(“输入文字1” + hash1) +运算符可以是串联或任何其他指定的操作,以将输出(hash1)组合回输入(“输入文本1”),以便算法(algo1)将产生完全相同的结果。即输入和输入+输出冲突。+运算符必须合并两个输入的全部,并且算法不得舍弃部分输入。 该算法必须在输出中产生高熵。在密码上很难将输出反转回一个或两个可能的输入,但不一定如此。 我不是数学家,但是一个很好的答案可能包括为什么这样一类算法不存在的证明。但是,这不是一个抽象的问题。我真的有兴趣在系统中使用这种算法(如果确实存在)。 这是一个问题的重复副本,该问题最初发布于/programming/4823680/reflexive-hash


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Borel-Cantelli引理和非随机化
我正在阅读一篇题为“ (无)可编程随机Oracle”的论文。2.3节的最后一段为: [使用我们的新颖方法]无需应用 基于Borel-Cantelli引理的众所周知的经典渐近(和均匀)去随机化技术。据我们所知,这种方法对本文来说是新颖的。 我查看了Wikipedia的Borel–Cantelli引理条目,并几乎掌握了这个主意。但是,我仍然不知道它与去随机化有何关系。另外,我不理解上述段落中“渐近”和“均匀”的含义。 PS:对Borel-Cantelli进行谷歌搜索和去随机化将显示一些有趣的结果,但是我没有足够的背景来很好地理解它们。

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为什么NP完全问题没有相似的近似率?
由于2个NP完全问题在定义上可以彼此简化,因此可以通过使用黑盒解决另一个问题来解决其中一个问题,为什么它们的逼近率不相似(请参阅它们的优化对等物) )?我猜想也许可以理解一些常数甚至多项式漂移,但是对于某些NP完全问题,我们有常数因数近似算法的情况,另一方面,对于多项式比率近似算法甚至无法近似的其他问题,例如一般的TSP?谢谢

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