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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二次多项式和的平方的系统研究
我想知道是否存在对类似于二次形式的二次形式平方和的系统研究,这实际上反映在特征值分解中(具有巨大的实际意义)。几个例子与问题的重要性有关。 主成分分析(PCA)。给定一点xi∈Rn,i=1..kxi∈Rn,i=1..kx_i \in \mathbb{R^n}, i=1..k 找到轴集 u1u1u_1,... umumu_m,写成矩阵 U∈RnxRmU∈RnxRmU \in \mathbb{R^n x R^m}和预测 ξ1ξ1\xi_1,..., ξk,ξ∘∈Rmξk,ξ∘∈Rm\xi_k, \xi_{\circ} \in \mathbb{R^m} 最小化无法解释的方差,即解决以下四次优化问题 argminu1,..,un, ξ1,..,ξk∑i(UTξi−xi)2argminu1,..,un, ξ1,..,ξk⁡∑i(UTξi−xi)2 \mathop{argmin} \limits_{u_1,.., u_n,\ \xi_1, .., \xi_k} \sum \limits_{i} \left( U^T \xi_i - x_i \right)^2 通过对称魔术,它具有奇异值分解的解决方案 广义PCA。与PCA相同,但现在有了一个精度矩阵Ai∈RnxRnAi∈RnxRnA_i \in \mathbb{R^n x R^n} 与每个可观察到的相关 xixix_i。问题变得更加复杂 argminu1,..,un, ξ1,..,ξk∑i(AiUTξi−xi)2argminu1,..,un, ξ1,..,ξk⁡∑i(AiUTξi−xi)2 \mathop{argmin} \limits_{u_1,.., u_n,\ …

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搜索树木集合的高效算法
我有大量的树木数据集,我想通过指定一个treelet(连接的子图)进行搜索。查询应返回数据集中所有小树的出现。 有有效的算法可以做到吗? 我想到的是后缀数组,但是,天真地将树编码为字符串(按其节点的固定遍历顺序)将不起作用,因为搜索小树可以是任意形状。 更新: 有关我期望的典型实例的一些详细信息: 数据集将至少包含数万棵树,每棵树包含约20至30个节点。树不会不是二叉树,但是每个节点的典型子节点数会很小(通常不大于4或5,尽管在某些退化的情况下可以达到约30)。标签的数量将是数万个。 对于NLP应用程序,我需要这样做:每棵树将成为句子的依存关系分析,每个节点代表一个单词出现,每个标签为一个字典单词(带有某种修饰)。


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数百个还原步骤是否太多而无法获得Y fac⌜3⌝的正常形式?
由于我最近一直在教授λ微积分的基础,因此我在Common Lisp中实现了一个简单的λ微积分评估器。当我问正常Y fac 3阶约简的正常形式时,它需要619个步骤,这似乎有点多。 当然,每次我在纸上进行类似的简化时,我都从未使用过无类型的λ微积分,而是增加了对其进行运算的数量和函数。在这种情况下,fac的定义如下: fac = λfac.λn.if (= n 0) 1 (* n (fac (- n 1))) 在这种情况下,考虑到=,*并-为讨好的功能,只需要大约50个步骤,以获得Y fac 3其正常形态6。 但是在评估人员中,我使用了以下方法: true = λx.λy.x false = λx.λy.y ⌜0⌝ = λf.λx.x succ = λn.λf.λx.f n f x ⌜n+1⌝ = succ ⌜n⌝ zero? = λn.n (λx.false) true mult = λm.λn.λf.m (n …

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忽略缓存的算法的起点?
我对学习更多关于缓存不了解的算法和数据结构的知识很感兴趣,但是那里有很多论文,老实说我不知道​​从哪里开始。我已经找到了Prokup关于该主题的原始论文,这似乎是一个很好的起点,但是,如果对该主题有一个简单易用的介绍,我宁愿从此开始。是否有关于该主题的标准“入门指南”? 谢谢!

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查找所有周期
我有一个有限集,一个函数,总阶数在。我想找到中不同周期的数量。小号SSF:S→ Sf:S→Sf:S\to S&lt;&lt;<小号SS小号SS 对于的给定元素我可以使用弗洛伊德(Floyd)算法(或布伦特等)来查找重复应用将发送到的周期的长度。稍加努力,我就可以确定该周期(例如,通过其 -minimal元素)。解决该问题的一种不好的方法是重复每个元素,对产生的最小元素进行排序,丢弃重复的元素,然后返回计数。但这可能涉及对相同元素的多次传递以及较大的空间需求。小号∈ 小号s∈Ss\in SFffsss&lt;&lt;< 哪些方法具有更好的时空性能?我什至不知道测量所需空间的最佳方法是什么-如果是恒等函数,那么任何存储所有周期的方法都将使用空间。FffΩ (n )Ω(n)\Omega(n)

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多少个字长
编辑:现在基本上可以回答这个问题了;请参阅此博客条目以了解更多详细信息。感谢所有在这里发表评论和回答的人。 原始问题 这是我在MathOverflow上提出的问题的一个希望更聪明,更明智的版本。当我问这个问题时,我什至不知道我的问题所在的数学领域的名称。现在,我很确定它位于部分词的算法组合中。(最近的一本书的主题在这里。) 我想列出一个单词列表 lll字母。每个字的长度正好kkk。这笔交易是,如果a◊jba◊jba \lozenge ^j b 在列表中 ◊◊\lozenge 是通配符/无关符号,然后 a◊jba◊jba \lozenge ^j b永远不会再出现在列表中。(如果a=ba=ba=b, 或者如果 j=0j=0j=0 因此,禁止的子词是 ababab) 例子在哪里 k=4k=4k=4 和 l=5l=5l=5: abcdabcdabcd bdcebdcebdce dcbadcbadcba &lt;-禁止,因为 dCdcdc 出现在上面的行中 一个ê ê daeedaeed &lt;-禁止,因为 一。◊ 。◊ da◊◊da \lozenge \lozenge d 出现在第一行 我发现的有关“可避免的偏词”的文献都是不完整的-如果单词的大小足够大,最终将不可避免地出现某些单词模式。我想找到这些定理的最终版本。所以,问题: 给出部分形式 一个◊Ĵba◊jba \lozenge^j b 用...的字母 升ll 字母,多少个单词的长度 ķkk 避免它,它们是否可以在多项式时间内显式生成? …

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双色构造微积分的作用是什么?
因此,我正在阅读一些有关阐述的内容,特别是基于双色构造演算的算法,我有些困惑。我不明白该广告的确切目的是什么CCbiCCbiCC^{bi}是。似乎与CCCCCC函数的隐式参数和显式参数之间有区别。特别是,我看不到它如何允许您编写(id0)(id0)(id\; 0) 代替 (idN0)(idN0)(id\; \mathbb{N}\; 0)。如果我们假设一个用于全局定义的系统,那么, id:(ΠA|Type.(Πx:A.A))id:(ΠA|Type.(Πx:A.A))id : (\Pi A\; |\; \mathsf{Type}\; . (\Pi x : A\; . A)) 和 id=(λA|Type.(λx:A.x))id=(λA|Type.(λx:A.x))id = (\lambda A\; |\; \mathsf{Type}\; . (\lambda x : A . x))。 规则真的允许吗 (id0)(id0)(id\; 0)?当然语法可以,但是我在键入关系中看不到它。我想念什么吗?我是否了解角色CCbiCCb一世CC^{bi} 错误地? 另外,会合的财产不会丢失吗?我想我的问题是,我在阅读有关精心制作的文章时,并没有读太多关于CCbiCCbiCC^{bi}在这之前。介绍它的好论文是什么? 编辑:更具体地说,我问(id0)(id0)(id\; 0) 被接受代替 (idN0)(idN0)(id\; \mathbb{N}\; 0) 当明确和隐含的规则 ΠΠ\Pi应用程序是相同的模语法。我认为两者之间没有区别::: 和 ||| 两者的规则似乎相同。 编辑:我不是在谈论构造的隐式演算,这是一个不同的理论,对于显式有不同的规则ΠΠ\Pi的(应用程序与生成。) …


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如果测试集合的成员资格已知为NP完全,是否可以约束集合的基数?
我想对具有个顶点的单位磁盘图集的基数有一个限制。众所周知,检查图是否是该集合的成员是NP-hard的。假设P NP ,这是否会导致基数的任何下限?ñNN≠≠\neq 例如,假设在具有个顶点的所有图上都有一个顺序。NP硬度是否意味着基数超过,否则您可以通过对集合进行二进制搜索来测试多项式时间内的从属关系?我认为这将假设您已将集合以某种方式存储在内存中...是否允许?ñNN2ñ2N2^N 定义:如果每个顶点都可以与平面中的一个单位磁盘相关联,则图就是单位磁盘图,这样只要它们的磁盘相交,就可以连接顶点。 这是有关单位磁盘图的成员资格测试的NP硬度的参考:http : //disco.ethz.ch/members/pascal/refs/pos_1998_breu.pdf

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永久的
让 AAA 成为 3×33×33 \times 3 或 4×44×44 \times 4 带条目矩阵 aijaija_{ij}。有人可以给我一个矩阵吗BBB 以便 per(A)=det(B)per⁡(A)=det(B)\operatorname{per}(A) = \det(B)?使得已知的最小显式是多少?对此有明确示例的参考吗?BBBper(A)=det(B)per⁡(A)=det(B)\operatorname{per}(A) = \det(B) 一些限制可能是以下情况: 情况仅允许线性函数作为条目。(1)(1)(1)BBB 情况允许使用非线性函数,前提是每一项都具有度(度是变量度的总和),其中是所涉及矩阵的大小。在我们的案例中,最高为。(2)(2)(2)O(log(n))O(log(n))O(log(n))nnn222

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欧几里得容量设施的位置问题
在容量限制的设施位置问题(CFLP)中,我们得到了一组客户CCC 和一套潜在的设施 FFF。每个客户Ĵ ∈ ÇĴ∈Cj \in C 有需求 dĴdĴd_j必须由一个或多个开放设施提供服务。每个设施我∈ ˚F一世∈Fi \in F 有开场费 fifif_i 并有能力 uiuiu_i,这是设施的最大需求 iii可以服务。服务一个客户单位需求的成本jjj 在设施中 iii 是 cijcijc_{ij}。我们希望开放一部分设施,并根据开放的设施分配客户的需求,以便满足所有客户的需求,不违反容量约束,并且最小化开放设施和服务客户​​的总成本。服务成本是非负的,对称的并且满足三角不等式。 Arora在[ 1,第21页]中指出:“ Arora,Raghavan和Rao [ 2 ]针对几何情况给出了PTAS。他们将算法扩展到有能力的情况,但最终解决方案可能会少量违反容量约束。” 他所说的“少量”是什么意思?我想这意味着他们提供的PTAS违反了因素内的能力限制(1+ϵ)(1+ϵ)(1+\epsilon) 对于任意 ϵ&gt;0ϵ&gt;0\epsilon > 0。这是正确的吗? 当我查看[ 2 ]时,发现的唯一相关结果是nO(log2(n/ϵ))nO(log2⁡(n/ϵ))n^{O(\log^2 (n / \epsilon))} 找到一个时间算法 (1+ϵ)(1+ϵ)(1+\epsilon)-Capacitated的近似解 kkk-我们拥有统一能力时的中位数问题。Arora是否在[ 1 ]中引用以上结果? [ 1 ] S. Arora。NP难几何优化问题的近似方案:一项调查。在数学中。编程,序列 B卷 97,第43-69页,2003年。 …

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验证在量子采样,仿真和扩展教堂图灵(ECT)测试中的适当作用是什么?
由于未给出答案,因此已设置标志,要求将此问题转换为社区Wiki。 Aaron Sterling,Sasho Nikolov和Vor的评论已综合为以下决议,该决议已开放给社区Wiki讨论: 已解决: 关于输出数字,样本或模拟轨迹的经典算法,严格的数学逻辑要求以下四个命题全部被接受,或者都不接受: 我们可以排除多项式时间经典算法来生成随机数。 [1] “我们可以排除多项式时间经典算法对量子计算机的输出分布进行采样的唯一假设,即多项式层次结构是无限的。” [2] “我们无法以通常的方式模拟[量子力学轨迹] ……变量太多。” ψ(t)ψ(t)\psi(t) [3] 由于经典算法无法生成随机数的严格原因,排除了扩展的Church-Turing-Thesis(ECT)。 [4] 要开始讨论,这里是肯定和否定的答复,尽管每个答复都可以辩护,但故意将其夸大了。一个强烈肯定的论点可能是: 肯定的: 这四个陈述反映了一些定理,为严格起见,这些定理要求我们永远不要说生成随机数,随机样本或量子模拟的经典算法,而只说生成伪随机数和(由扩展)伪随机样本和伪量子模拟。 可以理解,所有四个陈述都是正确的。此外,为避免歧义并防止混淆,数学家应鼓励科学家和工程师在几乎所有“随机”,“样本”和“量子模拟”的用法后加上前缀“伪”。 一个强烈否定的论点可能是: 否定的: 这些陈述(及其相关联的形式定理)是引导我们进入Lakatos式的 “红灯”数学领域的路标,我们被我们热情地拥护(可能称为)伪随机性学科,伪采样和伪模拟……由于美味可恶的原因而有趣的数学实践:它们实现了数学上的效果,而形式逻辑认为这是不可能的。因此,有什么比这个结论更神奇,更有趣的:该决议的四个陈述在形式上是正确的,但实际上是错误的? 可以理解,所有四个陈述都是错误的。此外,由于在这种神奇的环境中出现了“随机性”,“采样”和“量子模拟”的大多数实际应用,在这种环境中,故意忽略了与Kolmogorov复杂性和口述评估有关的问题,因此数学家应该改变其用法。 但是,实际上,复杂性理论家应该如何表达他们与随机性,样本和模拟相关的发现……一方面是为了保持清晰度,简洁性和严谨性的合理平衡……另一方面,是为了保持与其他STEM学科的低噪声通信?后一个目标尤其重要,因为在诸如密码学,统计测试,机器学习和量子模拟等领域中,实用能力在不断提高。 阅读合理的答案(肯定的或否定的)非常有帮助(也很有趣)。 问的问题是 验证在与抽样,模拟和测试扩展的Church-Turing(ECT)论文相关的复杂度理论定义中,验证的公认角色是什么? 首选答案是对深入讨论这些问题的文章,专着或教科书的引用。 如果该文献被证明是稀疏的或不令人满意的,那么(两天后)我将把这个问题转换为社区维基,询问: 验证在与抽样,仿真和测试扩展的Church-Turing(ECT)论文相关的复杂度理论定义中,验证的合理和适当角色是什么? 背景 提出该问题的动机是基于最近的主题“反驳Church-Turing论文意味着什么?” ,特别是Gil Kalai和Timothy Chow给出的(出色的恕我直言)答案 在提出的问题中,“适当和/或公认的复杂性理论定义”一词应解释为限制Alice提出如下不合理的主张: 爱丽丝: 这是我的(单光子)线性光学网络计算出的真实随机二进制数字的实验样本。鲍勃: 这是我用经典图灵机计算出的伪随机数的模拟样本。爱丽丝: 对不起,鲍勃...您的样本在算法上是可压缩的,而我的则不是。因此,我的实验数据表明ECT是错误的!” 在没有将验证与抽样相关联的情况下,爱丽丝的推理是无可挑剔的。换句话说,复杂性理论家是否应将ECT视为……几十年前已被正式证明? 从实践的角度来看,与各种状态空间上的量子轨迹采样相关的模拟方法已在许多科学和工程学科中得到广泛使用。这就是为什么对科学和工程学中验证的核心作用(与可复制性密不可分的)采样的复杂性理论定义非常欢迎实践的科学家和工程师……尤其是在这些定义伴随着描述定理的计算复杂性的定理的情况下经过验证的抽样。 附加编辑: 由于日内瓦大学和id Quantique公司之间的合作,在现实中完成此练习是完全可行的。 以下是1024个随机位,这些位已通过id Quantique认证为算法上不可压缩: 0110001000010111111100010111001000101110110001001100000010010110 …

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不允许每个边缘的最短路径
我希望能为我提供正确指导的任何指示或术语。 我们有向图 G = (V,E)G=(V,Ë)G=(V,E) 和长度 升我Ĵ升一世Ĵl_{ij} 对于每个边缘 我Ĵ一世Ĵij可以认为是积极的。有一个特殊的起始节点sss 和末端节点 ŤŤt。 对于每个边缘 我Ĵ一世Ĵij,我们想计算出的最短路径的长度 sss 至 ŤŤt 不使用边缘 我Ĵ一世Ĵij。 一种简单的暴力算法是为每个边缘运行最短路径算法,每次从原始图形中删除一个不同的边缘。有没有一种更有效的算法可以利用这种蛮力算法中发生大量重复计算这一事实呢? 提前致谢。

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嵌入图作为内部不相交的四面体的集合
在3D中将网格定义为内部不相交的四面体的连接集合(因此,四面体仅共享k面,)。给定任意图,是否有一种有效的方法来测试它是否可以作为网格嵌入?ķ ≤ 2ķ≤2k \le 2 此处的嵌入是图的顶点到点的映射,边缘是直线的映射,以使边缘仅在顶点处相交,而面仅在边缘处相交,并且没有两个面在其内部相交。[R3[R3R^3

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