Questions tagged «cc.complexity-theory»

P与NP以及其他资源受限的计算。

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我们对#P-完全问题的相变了解多少?
关于#P-完全问题中的相变了解多少?具体来说,#DNF-k-SAT和#CNF-k-SAT是否存在不同的相变? 更新: 据我们所知,随机k-SAT中存在一个相变,解决问题的过程从容易变难,然后又变回简单。我想知道是否也有#P-Complete问题的现象。更重要的是,如果存在相变,#CNF-k-SAT和#DNF-k-SAT是否相同?我认为#CNF-k-SAT存在某种类型的相变。另一方面,我认为#DNF-k-SAT没有相变,并且随着我们添加更多子句,问题变得更加棘手。

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整数分解中周期的下限?
1975年,米勒(Miller)展示了如何减少整数的因式分解,以找到函数的周期,使得f(x + r)= f(x)随机选择a &lt;N。众所周知,Shor算法可以在量子计算机上有效地找到r,而对于经典计算机来说,找到r是难以解决的。r f (x )= a xNNNrrrf(x)=axmodNf(x)=axmodNf(x)=a^x\;\bmod\;Na &lt; N rf(x+r)=f(x)f(x+r)=f(x)f(x+r)=f(x)a&lt;Na&lt;Na<Nrrrrrr 我现在的问题是:随机N的r是否有已知的下界?给定N = pq,就像在RSA中一样,r上是否有边界?显然,r必须为\ Omega(\ log(N)),否则可以只对O(\ log(N))的连续点求f(x)以经典地计算出r。如果有一个经典的分解因数算法仅在一定的假设下对r的分布起作用,那么打破RSA就足够了,例如r \ in \ Theta(N / \ log(N))或r \ in \ Theta(\ sqrt { N})?rrrNNNrrrN=pqN=pqN=pqrrrΩ(log(N))Ω(log⁡(N))\Omega(\log(N))F(x )f(x)f(x)O (对数(N))O(log⁡(N))O(\log(N))[Rrr[Rrr[R &Element; Θ (Ñ/日志(N))r∈Θ(N/log⁡(N))r \in \Theta(N/\log(N))[R &Element; Θ (Ñ--√)r∈Θ(N)r \in \Theta(\sqrt{N}) Carl Pomerance在“ 平均乘数阶数ñnn上的陈述引用了证据,证明在所有N上r 平均[Rrr为O(N / …

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交互式证明系统中完整性和完整性的两个定义的等价性
交互式证明系统的完整性和健全性被非正式地定义为: 完整性:如果一个语句为真,诚实的证明者能够说服诚实这个事实的验证WHP。 健全性:如果陈述是错误的,作弊证明者不能说服诚实的验证者(虚假陈述的有效性) 术语“ whp”或者被解释为“概率大于(例如)2/3,”或“概率大于任何多项式的倒数”。对于下面的讨论,选择哪种“ whp”似乎并不重要。 最棘手的部分是如何的概率计算:在一些消息来源,概率被接管的随机硬币都在证明者和核查。在其他来源中,仅对验证者的随机硬币计算概率。后者通常被证明为:“无论证明者的随机币是多少,验证者都会做出正确的决定。” 在我看来,概率的两种定义似乎是等同的;但我无法证明这一点。我对吗?你能证明它们等效吗?

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对角化是否捕获了类分离的本质?
我不记得没有看到基于对角化和相对化结果的类分离。对角化仍可用于分离其余已知的类,因为非相对论点可能仍会在对角化结论或对角化的图灵机构造中使用。以下是一些相关问题: 是否存在不基于对角化的类分离证明? 如果是这样 我们可以在它们后面找到一种自我参照的机制吗? 进一步, 每个班级分隔是否都有“规范的自然”证明(在非正式意义上)? 如果是这样,我们应该尝试找到非相对论点,而不是针对公开问题的其他证明方案。 是否可以将每个非对角证明改写成对角证明?

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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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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&gt;0k&gt;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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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|=&gt;k|S|=&gt;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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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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FPT约简不是多项式时间约简的实例
在参数化复杂性中,人们使用固定参数可处理(FPT)简化来证明W [t]硬度。从理论上讲,FPT约简不是多项式时间约简,因为它可以在参数k中以指数形式运行。但是实际上,我所看到的所有FPT减少都是p时间减少,这意味着W [t]硬度证明几乎总是暗含NP完整性证明。 我想知道是否有人可以给我一个FPT减少量,它确实在参数以指数方式运行。谢谢。ķkk

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非确定性多方通信的下限
这是我先前关于部分布尔函数的通信下限问题的延续。 有人可以为非确定性多方通信的下限提供任何参考吗?我一直在调查该领域的论文,但是每个人似乎都表现出以下类型的分离:随机协议的下限和非确定性协议的(较小)上限。例如,参见David,Pitassi和Viola 2009,Gavinsky和Sherstov 2010,Beame,David,Pitassi和Woelfel 2010。 具体来说,我想知道是否存在一种规范(例如,方为),该规范在前额或现有数量模型中下限了不确定的多方通信。γķγķ\gamma_kķķk

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哪些2P1R游戏可能会很锋利?
两人一轮(2P1R)比赛是逼近硬度的必要工具。具体来说,两次证明单轮比赛的并行重复提供了一种增加近似问题的决策版本中差距大小的方法。有关该主题的概述,请参见Ran Raz在CCC 2010上的调查报告。 游戏的并行重复具有惊人的特性,尽管随机验证者可以独立运行,但两个玩家可以以非独立方式玩游戏,比单独玩每个游戏获得更好的成功。成功的数量在上面受Raz的平行重复定理限制: 定理:存在一个通用常数Ccc因此对于每一个2P1R游戏GGG,其值均为1 − ϵ1−ϵ1-\epsilon,答案大小为sss,平行重复游戏GñGnG^n值最高为(1 − ϵC)Ω (n /秒)(1−ϵc)Ω(n/s)(1-\epsilon^c)^{\Omega(n/s)}。 这是识别此常数的工作概述Ccc: 拉兹的原始论文证明Ç ≤ 32c≤32c \leq 32。 Holenstein改善这Ç ≤ 3C≤3c \leq 3。 饶表明,C′≤ 2C′≤2c' \leq 2就足够了(并且在依赖sss被移除)用于投影游戏的特殊情况。 拉兹(Raz)提出了一种奇数周期游戏的策略,该策略表明饶(Rao)的结果对于投影游戏很敏锐。 通过这个机构的工作,我们知道2 ≤ Ç ≤ 32≤C≤32 \leq c\leq 3。我的两个问题如下: 问题1:该领域的专家是否对的确切值有共识CCc? 如果认为c &gt; 2C&gt;2c > 2,那么有没有投影的特定游戏,但是还特别违反了Rao证明所需的投影游戏的额外属性。 问题2:如果,哪些有趣的游戏违反了饶的策略,并且有可能成为鲜明的例子?c &gt; 2C&gt;2c > 2 从我自己的阅读来看,Rao使用的投影游戏的最重要的属性似乎是,一个很好的并行重复策略不会对某些问题使用很多可能的答案。这在某种程度上与投影游戏的位置有关。

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NP vs合作NP和二阶逻辑
假设NP = co-NP并且多项式限制了3-CNF实例x的不满足证明的长度。那么有没有什么任何结果形成了不可满足的任何证明X长度≤ p (X )可以采取? 也就是说,一般来说,这样的证明必须例如在无穷大的结构上使用二阶逻辑的全部力量(我知道要证明的命题-公式是不满足的,可以用二阶逻辑来表示有限结构,但要证明的中间步骤可能需要对无限结构进行推理)。p(x)p(x)p(x)xxxxxx≤p(x)≤p(x)\leq p(x) 由于没有有效,完整和完善的二阶逻辑推理系统,是否有可能使用这样的结果来证明NP co-NP?≠≠\neq

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