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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阈值函数的下限
在布尔函数的决策树复杂度中,众所周知的下界方法是找到一个代表该函数的(近似)多项式。Paturi用表示为的数量来描述对称布尔(部分和全部)函数:ΓΓ\Gamma 定理(大小床):设是任何非恒定对称函数,并且表示,当(即汉明权重就是)。的近似度(表示为为,其中ffffk=f(x)fk=f(x)f_k=f(x)|x|=k|x|=k|x|=kxxxkkkfffdeg˜(f)deg~(f)\widetilde{deg}(f)Θ(n(n−Γ(f))−−−−−−−−−−√)Θ(n(n−Γ(f)))\Theta(\sqrt{n(n-\Gamma(f))})Γ(f)=min{|2k−n+1|:fk≠fk+1 and 0≤k≤n−1}Γ(f)=min{|2k−n+1|:fk≠fk+1 and 0≤k≤n−1}\Gamma(f)=\min\{|2k-n+1|:f_k\neq f_{k+1}\text{ and } 0\leq k\leq n-1\} 现在让Thrt(x)Thrt(x)Thr_t(x)为阈值函数,即如果x \ geq t为Thr_t(x)= 1。在本文中(参见第15页第8节)说\ widetilde {deg}(f)= \ sqrt {(t + 1)(N-t + 1)}。Thrt(x)=1Thrt(x)=1Thr_t(x)=1x≥tx≥tx\geq tdeg˜(f)=(t+1)(N−t+1)−−−−−−−−−−−−−−√deg~(f)=(t+1)(N−t+1)\widetilde{deg}(f)=\sqrt{(t+1)(N-t+1)} 注意,对于阈值函数,我们有Γ(Thrt)=|2(t−1)−n+1|Γ(Thrt)=|2(t−1)−n+1|\Gamma(Thr_t)=|2(t-1)-n+1|,因为|x|=t−1|x|=t−1|x|=t-1函数从0变为1。 如果我直接将Paturi定理应用于\ Gamma的值ΓΓ\Gamma,则不会获得其他论文中报告的阈值函数的下界。上面的\ Gamma(Thr_t)的值Γ(Thrt)Γ(Thrt)\Gamma(Thr_t)正确吗?我想念什么? 编辑:我还尝试计算阈值的量子对手下限。首先,让我们回顾一下定理。 定理(未加权量子对手):令fff为布尔布尔函数,令A⊆f−1(0)A⊆f−1(0)A\subseteq f^{-1}(0)和B⊆f−1(1)B⊆f−1(1)B\subseteq f^{-1}(1)为(硬)输入的子集。令R⊆A×BR⊆A×BR\subseteq A\times B为关系,并为每个1 \ leq i \ leq n设置R_i = \ {(x,y)\ in R:x_i \ neq …


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通过事后选择进行互动证明?
将计算模型MPostBQP定义为与PostBQP相同,只不过我们允许在选择后和最终测量之前进行多项式量子比特测量。 我们能否提供任何证据表明MPostBQP比PostBQP更强大? 定义MPostBQP [k]以允许在进行最终测量之前进行多次测量和后选择。选择索引,以便MPostBQP [1] = PostBQP和MPostBQP [2] = MPostBQP,依此类推。(更新:下面给出正式定义。) 考虑Arthur-Merlin游戏。也许我们可以在这种计算模型中模拟它们:后选择可以扮演Merlin产生令人信服的消息的角色,中间度量可以扮演Arthur抛硬币的角色。这种可能性使我问: 我们是否有AM [k] MPostBQP [k]?⊂⊂\subset 对于,这确实是已知的,它表示MA PP。要显示,仅当AM PP 时才表示MPostBQP = PP。由于存在一个关于PP中不包含AM的预言,这可以为我的第一个问题提供肯定的答案。k=1k=1k=1⊂⊂\subsetk=2k=2k=2⊂⊂\subset 最后,对于多项式很多回合的情况, 我们有PSPACE MPostBQP [poly]吗?如果是这样,是否平等?⊂⊂\subset 从哲学上讲,这(至少对我而言)是有趣的,因为它将告诉我们,“后选巫师”的“棘手”一类问题包括(或者是)全部PSPACE。 编辑:我被要求提供MPostBQP的正式定义。(我更新了以下内容。) MPostBQP [K]是类的语言存在用于其多项式大小的量子电路的均匀家庭,使得对于所有输入,如果,则下面的过程以true的概率至少为,如果,则以最大概率条件产生真。该过程允许一些可能取决于选择(但不取决于),其定义如下:L⊂{0,1}∗L⊂{0,1}∗L \subset \{0,1\}^*{Cn}n≥1{Cn}n≥1\{C_n\}_{n \geq 1}xxx2/32/32/3x∈Lx∈Lx \in L1/31/31/3x∉Lx∉Lx \notin LLLLxxx 过程:步骤1.将与对应的运算符应用于输入状态。请注意,第一个寄存器的长度最多为多项式。第2步。对于:如果为偶数,则从第一个寄存器中测量任意数量的qubits(给定寄存器的大小,最多为多项式)。如果为奇数,则后选择,因此第一个寄存器中选定的单个qubit的度量CnCnC_n|0⋯0⟩⊗|x⟩|0⋯0⟩⊗|x⟩\left\vert 0\cdots 0\right> \otimes \left\vert x \right>|0⋯0⟩|0⋯0⟩\left\vert0\cdots 0\right>xxxi=1⋯ki=1⋯ki = 1 \cdots kiiiiii|0⟩|0⟩\left\vert 0 …

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阈值全同态密码系统
最近,克雷格(Craig Gentry)发布了第一个完全同态的公钥加密方案(在纯文本空间{0,1}上),这意味着人们可以在不了解秘密解密密钥的情况下高效,紧凑地评估加密后的明文的AND和XOR。 我想知道是否有任何明显的方法可以将此公钥密码系统转变为阈值公钥密码系统,从而每个人都可以进行加密,AND和XOR,但是只有在某些(所有人)共享密钥团队的情况下才可以解密。 我会对有关该主题的任何想法感兴趣。 提前致谢 w

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语法和语义类的好处
这是一个与UP等于NP的后果分开的职位,也是语义与句法复杂性类别的后续问题。 在以上文章中,我们学习了语义和句法类。简要地说,何时可以将某个类定性为叶子语言类 L[L1|L2]L[L1|L2]\mathsf{L}[L_1|L_2],则类是句法,如果 L1∪L2=Σ∗L1∪L2=Σ∗L_1 \cup L_2 = \Sigma^*,即接受语言 L1L1L_1 是拒绝语言的补充 L2L2L_2; 否则我们将其称为语义类。可以看到PP\mathsf{P}, NPNP\mathsf{NP} 和 PPPP\mathsf{PP} 是句法类,而像 BPPBPP\mathsf{BPP} 和 IPIP\mathsf{IP} 是语义类。 经典结果如 PSPACE=IPPSPACE=IP\mathsf{PSPACE} = \mathsf{IP} 和猜想 P=?BPPP=?BPP\mathsf{P} \stackrel{?}{=} \mathsf{BPP}语义类被证明具有句法特征,因此两者都可以被视为。在我看来,语法类更容易处理,因为它们具有自然的完整问题。同样,对角化等技术也更容易应用于语法类,因为它们具有自然的机器枚举。但是还是BPPBPP\mathsf{BPP} 因为语义类似乎比语法类具有更好的属性 PPPP\mathsf{PP}。 如果我们具有语义类的语法表示形式,反之亦然,我们有什么好处?是否有仅适用于句法/语义类的结果或证明技术?


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太难实现的强大算法-如何确定它们是正确的?
我在这里指的是一个问题:功能强大的算法实在太复杂了。 如果算法功能强大,但实施起来过于复杂,那么如何确定算法正确呢?如果没有实现,您将无法在现实世界中测试该算法,并且这种复杂的算法可能包含错误,可能会使算法无效。 这是我不明白的。如果您具有证明算法正确性的技术,那么您已经有算法可以实现它,不是吗?否则我们如何确定证明技术是正确的? 对不起,我很抱歉! 来自Kaveh的更新(此处转载,因为参数更好!): 如果您可以在像Coq这样的正式系统中正式证明算法的正确性,那么您也可以提取算法(因为实际上已经实现了算法),但是关键事实是,对于大多数算法,我们没有给出对于算法的正确性,我们使用非正式的正确性证明。这些证明可能是错误的,有时会发生,即使是正式的正确性证明也不能使我们完全确定该算法是正确的。


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有关k-SAT的信息(简介,范围,方法等)
我想知道在哪里可以对k-SAT进行良好而温和的介绍(这可能适用于可能没有良好计算机科学背景的数学家)。我还想知道一些论文,它们可能会调查或解释当前用于解决k-SAT的方法。最后,我对解决k-SAT的最著名方法感兴趣。我想了解最好的平均情况和最好的最坏情况的行为。 简而言之,我正在寻找可以帮助数学(而非计算机科学)领域的人更多地成为k-SAT专家的论文。

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多边形三角剖分的算法
我很难找到算法,也没有发表过关于自相交多边形(也有孔结构的多边形)的三角剖分的论文。 请问有人可以指导我查找已发表的论文/算法吗? PS:请有人给这个问题加上适当的标签,我没有足够的声誉积分来做。

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NP-Hardness正交堆积问题的特例
令为一组维矩形形状。对于和,描述了维度中的长度。容器使用相同的符号。的维正交装箱问题(OPP-)是决定是否配合到容器不重叠。从形式上来讲,问题在于找出是否存在函数,使得VVVDDDd∈{1,...,D}d∈{1,...,D}d \in \{1,...,D\}v∈Vv∈Vv \in Vwd(v)∈Q+wd(v)∈Q+w_d(v) \in \mathbb{Q}^{+}vvvdddCCCDDDDDDVVVCCC∀d∈{1,...,D}∀d∈{1,...,D}\forall d \in \{1,...,D\}fd:V→Q+fd:V→Q+f_d:V\rightarrow \mathbb{Q}^{+}∀v∈V,fd(v)+wd(v)≤wd(C)∀v∈V,fd(v)+wd(v)≤wd(C)\forall v \in V, f_d(v)+w_d(v) \leq w_d(C)和,,。∀v1,v2∈V∀v1,v2∈V\forall v_1,v_2 \in V(v1≠v2)(v1≠v2)(v_1 \neq v_2)[fd(v1),fd(v1)+wd(v1))∩[fd(v2),fd(v2)+wd(v2))=∅[fd(v1),fd(v1)+wd(v1))∩[fd(v2),fd(v2)+wd(v2))=∅[f_d(v_1),f_d(v_1)+w_d(v_1)) \cap [f_d(v_2),f_d(v_2)+w_d(v_2)) = \emptyset 问题是NP完全的(请参见Fekete SP,Schepers J.“关于高维包装I:建模”。技术报告97-288,zuKöln大学,1997年)。即使,问题也是NP完全的。我想知道,是否有一定数量的物品类型(即每个尺寸的大小)的正交包装问题是否仍是NP完全的。直到现在,我在一些关于将正方形打包成正方形的NP完全性的论文中发现了一个结果(请参见JOSEPH YT。LEUNG,TOMMY W. TAM和CS WONG,“将正方形打包成正方形”,《并行与分布式计算杂志》, 1990年11月,第10卷第3期)已经是一个限制,但是我仍然不知道当限制项目类型的数量时会发生什么。D=2D=2D=2 谢谢您的回答,

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VRP / VRPTW的任何SAT / SMT公式(TSP,Job-Shop-Scheduling)?
我想知道是否有任何方法可以将带有时间窗(VRPTW)的车辆路线问题(作为决策问题)制定为SAT / SMT实例?(替代:TSP) 例如: “是否有有效的解决方案在n = 10的车辆的时间窗口内拜访所有客户?” 该决策问题对于使所用车辆数量最小化的第一步可能有用。 我没有SMT方面的经验,但是我希望如果我们想将坐标/时间作为实数进行处理,则很有必要。 通常,所有TSP / VRP公式都是在混合整数编程域中完成的,但是我想知道sat / smt公式是否可以在上述决策问题上具有竞争力(就实际解决时间而言)。 所以你怎么看: 你知道参考吗? 您认为饱和/短时加工方法是否具有竞争力? 您还有什么要说的吗? 感谢您的输入。 萨沙 编辑:正如我提到的TSP是TCS中与VRPTW相关的更普遍的问题一样,我也应该提到Job Shop Scheduling问题,这是VRPTW中的另一个“部分问题”。也许这一领域的研究人员尝试了SAT / SMT。

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如何随机生成有界的高度生成树?
对于我正在从事的项目,我应该生成具有有限高度的随机生成树。 基本上,我执行以下操作:1)生成生成树2)检查可行性,如果可行,请保留它。 1)从最小生成树(Prim或Kruskal的树)开始,我添加一个不存在的边,这创建了一个循环,我检测到此循环并删除了该循环的边之一,这给了我新的生成树,然后我继续通过添加新边来生成树... 2)假设有一个特殊的顶点。对于每个顶点,从到的路径的长度应小于,其中是给定的参数。vÇ È Ñ 吨Ë řvcente[Rv_{center}vvvvvvVÇ È Ñ 吨Ë řVcente[RV_{center}δδ\deltaδδ\delta 有什么更好的(聪明的)方法吗? PS我忘了指定另一个约束(我的错误):顶点的度也应定界。

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TSP的Held-Karp算法的时间复杂度
当我看完Michael Held和Richard M. Karp的“解决问题的动态编程方法 ”时,我想到了以下问题:为什么他们用于TSP的算法的复杂性是(第199页),我的意思是它们在哪里取因子?如果我理解正确,表示每个城市子集的增加数量。那么,为什么每次添加操作再加上不知道的我操作?我想它以某种方式与取最小值有关,但是计算最小值似乎不需要这么多操作。(∑n−1k=2k(k−1)(n−1k))+(n−1)(∑k=2n−1k(k−1)(n−1k))+(n−1)(\sum_{k=2}^{n-1}k(k-1)\binom{n-1}{k})+(n-1)kkkk−1k−1k-1kkk 由Held和Karp以及独立的Bellman进行的动态编程算法运行如下:对于每对,这意味着经过的路径,所有元素并终止于计算(S,ci)(S,ci)(S,c_i)c1c1c_1SSScicic_i OPT[S,ci]=min{OPT[S∖{ci},cj]+d(cj,ci):cj∈S∖{ci}},OPT[S,ci]=min{OPT[S∖{ci},cj]+d(cj,ci):cj∈S∖{ci}},OPT[S,c_i]=min\{OPT[S\setminus\{c_i\},c_j]+d(c_j,c_i):c_j\in S\setminus\{c_i\}\}, 其中表示城市和之间的距离。然后在纸的公式中表示的大小。d(cj,ci)d(cj,ci)d(c_j,c_i)cjcjc_jcicic_ikkkSSS

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没有活板门的单向排列
简而言之:假设存在单向排列,我们可以构造一个没有活板门的排列吗? 更多信息: 单向排列是排列 ππ\pi它易于计算,但难于反转(有关更正式的定义,请参见单向功能标签Wiki)。我们通常考虑单向排列的家庭,π={πn}n∈Nπ={πn}n∈N\pi = \{\pi_n\}_{n \in \mathbb{N}},每个 πnπn\pi_n是单向排列,作用于有限域DnDnD_n。甲陷门单向置换如上定义,不同之处在于存在一个活板门组{tn}n∈N{tn}n∈N\{t_n\}_{n \in \mathbb{N}} 和多重时间反转算法 III,这样对所有人 nnn, |tn|≤poly(n)|tn|≤poly(n)|t_n| \le {\rm poly}(n)和 III 可以反转 πnπn\pi_n 只要给出 tntnt_n。 我知道这会产生这样它是单向排列不可行找到暗门(但暗门存在)。此处提供了一个基于RSA假设的示例。问题是, 是否存在不带活板门(集合)的单向排列(系列)? 编辑:(更多形式化) 假设存在一些单向排列 ππ\pi 具有(无限)域 D⊆{0,1}∗D⊆{0,1}∗D \subseteq \{0,1\}^*。也就是说,存在一个概率多项式时间算法DD\mathcal{D} (根据输入 1n1n1^n,在 Dn=0,1n∩DDn=0,1n∩DD_n=\\{0,1\\}^n \cap D),这样对于任何多项式时间的对手 AA\mathcal{A}, 任何 c>0c>0c>0,以及所有足够大的整数 nnn: Pr [ x ← D(1个ñ):一个(π((x ))= x ] <ñ− …

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