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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图分解以结合顶点标记的“局部”功能
假设我们要找到 或 最大X Π 我Ĵ ∈ È ˚F(X我,XĴ)∑X∏我Ĵ ∈ ËF(x一世,XĴ)∑X∏一世Ĵ∈ËF(X一世,XĴ)\sum_x \prod_{ij \in E} f(x_i,x_j)最大值X∏我Ĵ ∈ ËF(x一世,XĴ)最大值X∏一世Ĵ∈ËF(X一世,XĴ)\max_x \prod_{ij \in E} f(x_i,x_j) 如果对V的所有标记取max或sum VVV,则对图G = \ {V,E \}的所有边E取乘积,并且f是任意函数。对于有界树宽图,容易找到此数量;对于平面图,通常很难找到此数量。适当着色的数量,最大独立集和欧拉子图的数量是上述问题的特殊情况。我对此类问题的多项式时间逼近方案感兴趣,尤其是对于平面图。哪些图分解会有用?ËËEG = { V,E}G={V,Ë}G=\{V,E\}FFf 编辑11/1:作为示例,我想知道分解可能类似于统计物理学的聚类扩展(即Mayer扩展)。当FFf表示弱相互作用时,此类展开收敛,这意味着您可以使用ķķk项来达到给定的精度,而不管图形的大小。这是否意味着该数量存在PTAS? 更新02/11/2011 高温膨胀将分区函数Z重写žžZ为项的总和,其中高阶项依赖于高阶相互作用。当“相关性衰减”时,高阶项衰减得足够快,因此几乎所有žžZ的质量都包含在有限数量的低阶项中。 例如,对于Ising模型,请考虑其分区函数的以下表达式 ž= ∑X ∈ X经验值Ĵ∑我Ĵ ∈ ËX一世XĴ= c ∑一∈ Ç(谭Ĵ)| A |ž=∑X∈X经验值⁡Ĵ∑一世Ĵ∈ËX一世XĴ=C∑一种∈C(谭⁡Ĵ)|一种|Z=\sum_\mathbf{x\in \mathcal{X}} \exp J \sum_{ij \in E} …


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扩展器图上的NP难题?
在2006年题为EXPANDER GRAPHS的演讲中,还有什么奥秘吗? ,Nati Linial提出了以下未解决的问题: 当限制在扩展图上时,图上的哪个 hard计算问题仍然难以解决?NPNPNP 从那时起,是否有任何进展证明难题的结果?NPNPNP

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用于st-connectivity的SC ^ 2算法
Savitch提供了确定性算法来使用空间解决st-connectivity,这意味着。Savitch的算法在时间。是否可以通过多项式时间和空间中的确定性算法即解决st-连通性问题是一个主要的开放问题。位于和之间的在是已知的。因此,具有多项式混合时间的有向图的可达性在。Ñ 大号⊆ d 小号P 甲Ç ë (登录 2 Ñ)2 Ô (登录 2 Ñ) ø (登录 2O(log2n)O(log2n)O({\log}^2{n})NL⊆DSPACE(log2n)NL⊆DSPACE(log2n)NL \subseteq DSPACE({\log}^2{n})2O(log2n)2O(log2n)2^{O({\log}^2{n})}O(log2n)O(log2n)O({\log}^2{n})NL⊆SC2NL⊆SC2NL \subseteq SC^2RLRLRLLLLNLNLNLSC2SC2SC^2SC2SC2SC^2 我正在寻找具有算法的st-connectivity的特殊情况(在未知)。关于平面图,平面DAG有什么了解吗?请注意,DAG中的st-connectivity保持NL完整。S C 2LLLSC2SC2SC^2

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稀疏Walsh-Hadamard变换
该沃尔什-哈达玛变换(WHT)是傅立叶变换的概括,并且是尺寸的实数或复数的矢量正交变换。该变换在量子计算中很流行,但是最近作为一种对高维向量的随机投影的预处理器进行了研究,以用于Johnson-Lindenstrauss引理的证明。它的主要特征是,尽管它是平方矩阵,但它可以通过类似FFT的方法应用于时间为(而不是)的向量。d= 2米d=2米d = 2^md× dd×dd\times dØ (d日志d)Ø(d日志⁡d)O(d \log d)d2d2d^2 假设输入向量是稀疏的:它只有几个非零条目(例如 )。有任何方法来计算在时间上的WHT,使得和 为 ?[R « d[R≪dr \ll dF(- [R ,d)F([R,d)f(r,d)F(d,d)= O (d日志d)F(d,d)=Ø(d日志⁡d)f(d,d) = O(d \log d)F(- [R ,d)= o (d日志d)F([R,d)=Ø(d日志⁡d)f(r,d) = o(d \log d)r = o (d)[R=Ø(d)r = o(d) 注意:这些要求只是形式化想法的一种方法,即我希望小运行速度比快。d日志dd日志⁡dd \log d[R[Rr


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lambda演算有中间的eta理论吗?
lambda演算的主要研究理论有两种,即beta理论及其后期完全扩展,即beta-eta理论。 这两种理论之间是否存在一种中间eta规则,从而给出了融合的重写理论?是否存在一些与之相对应的有趣的局部可扩展性概念? 这是我追求中间eta时提出的第二个问题,前一个是lambda演算的beta理论的扩展,它导致了关于正交扩展概念的问题,即通过融合的重写规则来表征不可见的等价关系,从而试图阐明回答先前的问题。

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永久性不在统一
这是该问题的跟进,与希瓦·金纳利(Shiva Kinali)的问题有关。 这些论文中的证明(Allender,Caussinus-McKenzie-Therien-Vollmer,Koiran-Perifel)似乎使用层次定理。我想知道证明是否为“ 纯 ”对角化定理,或者它们是否使用比通常的对角化更多的东西。所以我的问题是 是否存在合理的相对化,使变为永久统一?TC0TC0\mathsf{TC^0} 请注意,我不确定如何为统一的定义oracle访问,我知道为小型复杂性类找到正确的定义并非易事。另一种可能性是,永久不完整的#P在相对化的宇宙,在这种情况下,我应该用一些完全问题的#P代替它的相对化的宇宙,我觉得#P应该在任何合理有一个完整的问题相对论的宇宙。TC0TC0\mathsf{TC^0}#P#P\mathsf{\#P}#P#P\mathsf{\#P}#P#P\mathsf{\#P}

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NP完全问题的难解性是物理学原理吗?
我总是对缺乏针对P vs NP问题的实验数学的数字证据感到好奇。尽管黎曼假设从数值验证中获得了一些支持证据,但我不知道有关P vs NP问题的类似证据。 另外,我不知道存在无法确定的问题(或存在无法计算的功能)对物理世界的直接后果。蛋白质折叠是NP完全问题,但似乎在生物系统中非常有效地发生。斯科特·亚伦森(Scott Aaronson)提出使用NP硬度假设作为物理原理。他非正式地将该假设陈述为“ NP完全问题在物理世界中是棘手的 ”。 假设NP硬度假设,为什么很难设计一个科学实验来决定我们的宇宙是否尊重NP硬度假设? 另外,是否有来自实验数学的已知数值证据支持或反对?P≠NPP≠NPP\ne NP 编辑:这是斯科特·亚伦森(Scott Aaronson)的精彩演讲,题为“ 计算难易度为物理定律”

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是否有任何函数类别需要可证明的不同资源来进行计算和计算其逆函数?
如果这个问题太简单,请提前道歉。 基本上,我想知道的是是否存在具有以下属性的函数f(x)f(x)f(x): 采取fn(x)fn(x)f_n(x)是f(x)f(x)f(x)时域和值域被限制为nnn位字符串。然后 fn(x)fn(x)f_n(x)是单射的 fn(x)fn(x)f_n(x)是射影 在某种合理的模型下计算所需的资源(空间/时间/电路深度/门数)比 f − 1 n(y )少得多,其中 y = f n(x )。fn(x)fn(x)f_n(x)f−1n(y)fn−1(y)f^{-1}_n(y)y=fn(x)y=fn(x)y=f_n(x) 与f − 1(y )的资源差异随着n的某些严格增加函数而扩展。fn(x)fn(x)f_n(x)f−1(y)f−1(y)f^{-1}(y)nnn 我可以举出一些例子,其中函数要么是射影型的,要么是内射型的,除非我采用人为的计算模型,否则不能同时出现这两种情况。如果我选择一个允许在某个环上单位时间内向左移动但不允许向右移动的计算模型,那么当然可以提出线性开销(如果您将一些更复杂的置换作为基本图元,则可以更高) 。因此,我只对合理的模型感兴趣,我主要指的是图灵机或NAND电路或类似电路。 显然,如果,这必须是正确的,但如果P = N P,这似乎也是可能的,因此不应等于决定这个问题。P≠NPP≠NPP\neq NPP=NPP=NPP=NP 这个问题很可能是我遗漏的明显答案或明显障碍。

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本文的下界证明正确吗?
在本文的“圆包装折纸设计是很难”由Erik D. Demaine,桑德尔P.菲克特,罗伯特·朗,第15页,图13中,他们声称,最小的正方形的边长包围两个圆1/2的面积为1.471299。根据我的计算,我得到的边长为1.362,面积为1.855。我写错了还是纸上有错?

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世袭阶层的全球属性?
遗传结构类别(例如图形)是在诱导子结构下封闭的类,或者等效地在顶点移除下封闭的类。 排除未成年人的图类具有不错的属性,这些属性不依赖于特定的已排除未成年人。马丁·格罗(Martin Grohe)指出,对于不包括次要图的图类,存在用于同构的多项式算法,带有计数的定点逻辑捕获这些图类的多项式时间。(Grohe, 带有未成年人的图上的定点可定义性和多项式时间,LICS,2010年。)这些可以被认为是“全局”属性。 世袭类(图形或更一般的结构)是否有类似的“全局”属性? 最好看到每个答案都集中在一个特定的属性上。


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消除Coq证明中的cofix
在尝试使用Coq中的共归类型来证明一些基本属性时,我一直遇到以下问题,但无法解决。我将问题提炼成一个简单的Coq脚本,如下所示。 类型Tree定义了可能无限的树,这些分支带有标记为A类型的元素的分支。不必为A的所有元素定义分支。值Univ是一棵无穷树,其中所有A分支始终被定义。isUniv测试给定的树是否等于Univ。引理指出Univ确实满足isUniv。 Parameter A : Set. CoInductive Tree: Set := Node : (A -> option Tree) -> Tree. Definition derv (a : A) (t: Tree): option Tree := match t with Node f => f a end. CoFixpoint Univ : Tree := Node (fun _ => Some Univ). CoInductive isUniv …

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NP中是否包含APX?
如果存在某个常数c> 0,则说问题P出现在APX中,这样对于具有近似因子1 + c的P存在多项式时间近似算法。 APX包含PTAS(只需选择任何常数c> 0即可看到)和P。 APX是NP吗?尤其是,针对某个近似因子的多项式时间近似算法的存在是否暗示问题出在NP中?

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