Questions tagged «cc.complexity-theory»

P与NP以及其他资源受限的计算。

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金融经济学中投资组合理论的复杂性分类是什么?
大家都知道,2008年金融危机的后果正在持续发生。当我意识到我不了解与金融经济学相关的基本复杂性类别时,我在考虑复杂性理论如何适应所有这些。 所以我的问题是,Markowitz投资组合理论的总体复杂度分类(如果有)是什么,特别是CAPM模型是什么?此外,任何有关复杂性理论与金融危机的关系的评论都将受到欢迎!

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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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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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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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备份问题NP是否完整?
以下决策问题是否是NP完全的: 让 GGG 成为无向图 b≤cb≤cb \le c 两个整数。是否可以为的每个顶点选择GGG 究竟 bbb 不同的邻居,因此没有选择更多的节点 ccc 次。 案子 b=1b=1b = 1 可以解决任何 ccc 在多项式时间内使用最大匹配。 动机:每个节点都想放置 bbb 备份在不同的邻居,但每个节点仅具有存储能力 ccc 备份。

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计算复杂度理论和复杂系统理论之间是否存在关系?
计算复杂度理论根据问题的内在难度对其进行分类。 复杂系统理论研究的系统表现出的行为显然不是由系统各个部分的属性引起的。示例包括混沌系统,复杂的自适应系统或非线性系统。 这些领域之间是否有正式的桥梁? 就其价值而言,使用细胞自动机执行密码学的概念并不新鲜,今年早些时候, Applebaum,Ishai和Kushilevitz确认了“复杂性”和计算难点。


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矩阵乘法的真位复杂度为
使用常规(行列内积)技术的矩阵乘法需要乘法和加法。但是,假设大小相等的条目(两个矩阵的每个条目的位数相乘),大小为位,则加法运算实际上发生在位上。O(n3)O(n3)O(n^{3})O(n3)O(n3)O(n^{3})mmmO(n3nm)=O(n4m)O(n3nm)=O(n4m)O(n^{3}nm) = O(n^{4}m) 因此,如果通过位复杂度来衡量,矩阵乘法的真正复杂度应该是。O(n4)O(n4)O(n^{4}) (1)(1)(1)正确吗? 假设如果创建一种算法将位复杂度降低到而不是总乘法和加法,那么这比说减少总乘法和加法到,例如Coppersmith和Cohn等研究人员所尝试的。O(n3+ϵ)O(n3+ϵ)O(n^{3+\epsilon})O(n2+ϵ)O(n2+ϵ)O(n^{2+\epsilon}) (2)(2)(2)这是一个有效的论点吗?

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