Questions tagged «cc.complexity-theory»

P与NP以及其他资源受限的计算。

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学习(签名)错误
Background––––––––––––––Background_\underline{\bf Background} 在2005年,Regev [1]引入了带错误学习(LWE)问题,这是带错误学习奇偶性问题的概括。对于某些参数选择,此问题的难度假设现在为基于晶格密码学领域中许多后量子密码系统的安全证明奠定了基础。LWE的“规范”版本如下所述。 预备赛: 令为实数模1的加法组,即取。为正整数和,一个“秘密”矢量,概率分布上,让是对分布通过选择获得的均匀地在随机,画一个误差项,然后输出T=R/ZT=R/Z\mathbb{T} = \mathbb{R}/\mathbb{Z}[0,1)[0,1)[0, 1)nnn2≤q≤poly(n)2≤q≤poly(n)2 \le q \le poly(n)s∈Znqs∈Zqn{\bf s} \in \mathbb{Z}_q^nϕϕ\phiRR\mathbb{R}As,ϕAs,ϕA_{{\bf s}, \phi}Znq×TZqn×T\mathbb{Z}_q^n \times \mathbb{T}a∈Znqa∈Zqn{\bf a} \in \mathbb{Z}_q^nx←ϕx←ϕx \leftarrow \phi(a,b′=⟨a,s⟩/q+x)∈Znq×T(a,b′=⟨a,s⟩/q+x)∈Zqn×T({\bf a}, b' = \langle{\bf a}, s\rangle/q + x) \in \mathbb{Z}_q^n \times \mathbb{T}。 令为的“离散化” 。也就是说,我们首先从绘制一个样本,然后输出。这里表示将舍入到最接近的整数值,因此我们可以将视作。As,ϕ¯¯¯As,ϕ¯A_{{\bf s}, \overline{\phi}}As,ϕAs,ϕA_{{\bf s}, \phi}(a,b′)(a,b′)({\bf a}, b')As,ϕAs,ϕA_{{\bf s}, \phi}(a,b)=(a,⌊b′⋅q⌉)∈Znq×Zq(a,b)=(a,⌊b′⋅q⌉)∈Zqn×Zq({\bf a}, b) = …


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计数双斜度的参数化复杂度
在上一个问题中,用于找到Bicliques的参数化算法中,我询问是否存在用于找到目标的快速参数化算法。k×kk×kk\times k-biclique在 nnn 顶点图,并得知它是开放的,如果是FPT wrt kkk。对于同一真正的计数的k×kk×kk\times k-bicliques,还是已知这是#W\[1\]W\[1\]W\[1\]-硬WRT kkk (或其他一些硬度概念)? 我知道数数诱导 k×kk×kk\times k-bicliques是#W\[1\]W\[1\]W\[1\]-难,在Serge Gaspers 论文的第4.5节中扩展了一个简单的简化来找到诱发的双斜度。

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尼克级的“正确”统一性条件
DLOGTIME在http://en.wikipedia.org/wiki/DLOGTIME 定义。在http://en.wikipedia.org/wiki/L_%28complexity%29和在http://en.wikipedia.org/wiki/NC_%28complexity%29上定义 LL\operatorname{L} NCNC\operatorname{NC}NCnNCn\operatorname{NC}^n DLOGTIME似乎是最小的可行方法。 我在各个地方都读过,尽管我 发现的每个 表明一致性条件的结果都使用 -均匀性 是否存在确定性类,使得用 -uniform和 1 已知...已知持有? 2....L⊆NC2L⊆NC2\, \operatorname{L} \subseteq \operatorname{NC}^2 \,\,LL\operatorname{L}XXXL⊆NCL⊆NC\, \operatorname{L} \subseteq \operatorname{NC} \,XXXNCNC\operatorname{NC}\;X⊂LX⊂L\; X\subset \operatorname{L} \;\;X⊆LX⊆L\; X\subseteq \operatorname{L} \;已知持有,不知道持有吗?X=LX=L\, X = \operatorname{L} \, (1,或在较小程度上,2似乎暗示 -uniformity是正确的条件)LL\operatorname{L}

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与裁判员的沟通复杂性
假设一个通信复杂性的框架,我们有两个参与者A(lice)和B(ob)和一个R(eferee)。A和B不直接通信。在每一轮交流中,他们各自发送一条消息(米一个mAm_A, 米乙mBm_B)到R。R计算两个函数 F一个(米一个,米乙)fA(mA,mB)f_A(m_A,m_B) 和 F乙(米一个,米乙)fB(mA,mB)f_B(m_A,m_B)并将结果发送给他们。功能是固定的。这个想法是玩家之间的交流受到限制。而且,裁判员可能会对消息进行一些处理。 例: A和B向R发送两个(任意大号)数字,R检查其中哪个更大并通知玩家。 在此框架中,我们可以设计一个简单的协议,该协议可以单轮轻松计算以下函数。A和B发送Xxx 和 ÿyy 到R,R将答案返回给他们,然后他们输出答案。 F(x ,y)= {01个X ≤ ÿØ w ^f(x,y)={0x≤y1owf(x,y)= \begin{cases}0 & x\leq y\\ 1 & ow \end{cases} 显然,这不是一个有趣的情况,因为我们正在计算的功能与裁判功能相同。一个更有趣的情况是,当我们有一个固定的线性不等式时一个⃗ ⋅X⃗ ≤b⃗ ⋅ÿ⃗ a→⋅x→≤b→⋅y→\vec{a} \cdot \vec{x} \leq \vec{b} \cdot \vec{y} 并且变量的值在玩家之间分配(A X⃗ x→\vec{x} B有 ÿ⃗ y→\vec{y})。任务是确定不平等是否正确。在这种情况下,协议是运动员计算自己的角色,然后将其发送给裁判。 题: 是否研究了这种通信的复杂性?如果是,我在哪里可以找到更多信息? 注意1:在第49页,库什列维兹(Kushilevitz)和尼桑(Nisan)提到了一个涉及裁判的框架,但该框架与我所要求的完全不同。 注2:我不确定致电R裁判是否正确,如果您有更好的建议,请发表评论。

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Max-Cut APX在无三角形图中是否完整?
在Max-Cut问题中,人们寻找给定简单无向图的顶点的子集S,以使S和S的补数之间的边数尽可能大。 Max-Cut在有界度图[PY91]上是APX完整的,实际上在三次图(即3度图)上是APX完整的[AK00]。 Max-Cut在最大度为3 [LY80]的无三角形图中是NP完全的(无三角形表示输入图不包含K_3,即在3个顶点上的完整图作为子图)。 问题: Max-Cut APX在无三角形图中是否完整?(注:允许任意度数) 谢谢。 更新:已经找到答案,但是如果有的话,我仍然会对此结果感兴趣。 参考文献: [AK00] P. Alimonti和V. Kann:三次图的一些APX完整性结果。理论。计算 科学 237(1-2):123-134,2000. doi:10.1016 / S0304-3975(98)00158-3 [LY80] JM Lewis和M. Yannakakis:遗传属性的节点删除问题是NP完全。J.计算机 Syst。科学 20(2):219-230,1980. doi:10.1016 / 0022-0000(80)90060-4 [PY91] CH Papadimitriou和M. Yannakakis:最优化,近似和复杂度类,J。Comput。系统科学,43(3):425-440,1991. doi:10.1016 / 0022-0000(91)90023-X

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集合覆盖的不可近似性:我可以假设m = poly(n)吗?
我试图证明通过减少覆盖范围可以解决某些问题。我的约简转换了地面大小的实例nnn 和 mmm 设置为我的问题的实例,其中某个参数 rrr 大小 O(n+m)O(n+m)O(n+m)。然后,我可以证明封面大小为s的set cover实例与我的问题的实例相对应,最优解的大小为2s2s2s(或类似的内容),反之亦然。我想援引拉兹·萨夫拉(Raz-Safra)得出的结论是,我的问题是无法解决的。clogrclog⁡rc \log{r},对于一些常数 ccc。如果我可以假设这会很好mmm 由一个固定的多项式为界 nnn。有谁知道这是犹太洁食吗?对于标准NP硬度证明(用于机套)的实例系列确实是正确的,但是我不确定Raz和Safra所采用的PCP降低类型是否仍然如此。

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最稀疏的证明是NP-hard
我所读到的关于最稀疏切割问题的所有地方,都只说该问题被认为是NP困难的。在哪里可以找到证明?哪一个已知的NP硬问题减少到最稀疏的切割问题? 在Vazirani的书《近似算法》中,我没有找到任何证据,该书介绍了Leighton Rao算法,或者在书《计算机与难处理性》中总结了许多NP完全问题。我无法通过在Google上搜索(带有明显的搜索字符串)来找到它。Chawla等人发表了一篇论文,它假设了Khot的UGC猜想,并证明了近似最稀疏切口的难度。我希望看到没有任何猜想的证明。 证明仅应将已知的NP困难问题减少到最稀疏。 谢谢, Arpita Korwar。


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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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数据库查询语言可实现高效查询
在关系数据库的流行查询语言中,似乎可以创建需要大量资源来回答的查询。在实践中,数据库管理员通过限制每个查询的内存量并检查是否存在长时间运行的查询(如果数据库速度变慢)来进行管理。这似乎是临时的,是否有TCS解决方案? 是否存在只能实现高效查询的查询语言? 如果没有这种语言,是否有理论上的原因? 我可能希望这类事物存在或至少存在的一些原因是有道理的: 我们有专门设计用于仅实现有效计算的编程语言(通常通过在其类型系统中使用一些限制性逻辑) 流行的查询语言(例如SQL)已经受到逻辑的启发,因此对于数据库用户来说,考虑使用更多限制性逻辑似乎并不困难。 一个非恶意数据库用户已经尝试准备快速执行的查询,因此我们应该期望这些限制性更强的查询语言只会阻碍恶意用户。 这个问题的灵感来自于前面两个问题的交集: 用于高效计算的编程语言 考虑到答案查找的理论指数复杂性(以查询的大小为单位),为什么关系数据库根本无法工作?

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非统一vs.统一对手
这个问题出现在密码学的背景下,但是下面我将以复杂性理论来介绍它,因为这里的人们更加熟悉后者。该问题与NP中的问题有关,但与“平均P / poly和Oracle Access克服不均匀性”无关。 非正式声明:非统一对手(即多尺寸电路系列)何时能成功突破密码方案,而统一对手(即概率多时图灵机)却无法成功? 复杂度理论声明:这与上面的非正式声明并不完全相同,但是我实际上对此版本感兴趣: 存在哪些自然问题 (NP∩P/poly)−AvgP(NP∩P/poly)−AvgP(\mathsf{NP} \cap \mathsf{P/poly}) - \mathsf{AvgP} ? 换句话说,有什么难的平均自然NPNP\mathsf{NP}多尺寸电路系列可以解决问题吗? 可以将“已解决 ”一词解释为最坏情况或平均情况(最好使用后者)。 如果不容易发现自然问题,那么人为问题也是可以接受的。


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