Questions tagged «reference-request»

具体来说，我要求提供资源以学习有关机器学习系统的知识，这些系统可以在操作过程中更新各自的信念网络（或同等的信念网络）。我什至遇到了一些，尽管我没有为它们添加书签。 就像您想象的那样，在互联网上搜索是一个相当具有挑战性的话题。

10 reference-request  machine-learning  lg.learning  ai.artificial-intel  online-learning 

令表示长度为的字符串，该字符串与长度为输入的停止问题的真值表相对应。H一个大号ŤñH一个大号ŤñHALT_n2ñ2ñ2^nññn 如果Kolmogorov复杂度的序列为，那么将无限次使用一个建议字符串，并且带有该字符串的TM硬编码的TM可以经常无限次均匀地求解，我们知道并非如此。ķ（高一个大号Ťñ）ķ（H一个大号Ťñ）K(HALT_n)O （1 ）Ø（1个）O(1)H甲大号ŤH一个大号ŤHALT 仔细检查对角化参数，实际上表明至少为，因此连同平凡的上限，我们有：ķ（高一个大号Ťñ）ķ（H一个大号Ťñ）K(HALT_n)ñ - ω （1 ）ñ-ω（1个）n - \omega (1) ñ - ω （1 ）≤ ķ（高一个大号Ťñ）≤2ñ+ O （1 ）ñ-ω（1个）≤ķ（H一个大号Ťñ）≤2ñ+Ø（1个）n - \omega(1) \leq K(HALT_n) \leq 2^n + O(1) Fortnow和Santhanam在最近的论文``统一复杂度类的新的非统一下界''中的介绍中指出了这个下限，他们将其归因于民间文学艺术。基本上，如果建议字符串短于输入长度，那么我们仍然可以对角线化以最多具有建议数量的机器。 （编辑：实际上，在论文的早期版本中，他们将其归因于民间文学艺术，我想现在他们只是说这是对哈特曼尼斯和斯坦斯的改编。） 实际上，在那篇论文中，他们关注的是时间层次定理，它们陈述的是与时间步长相关的资源约束，而不是不受限制的Kolmogorov复杂性。但是，在不受限制的情况下，``民俗学''结果的证明是相同的。ŤŤt 他们关心建议下限的原因之一是，它与电路下限和``硬度与随机性''范式中的去随机化有关。例如，如果规范问题可以及时解决2ñ2ñ2^n拥有需要建议真值表才能在时间进行计算，那么这些真值表也没有大小为电路，因此是因Impagliazzo和Wigderson的出色表现而获得的。2ε ñ2ϵñ2^{\epsilon n}2ε ñ2ϵñ2^{\epsilon n}2ε ñ2ϵñ2^{\epsilon n}P= B PPP=乙PPP = BPP 询问却没有任何此类应用程序，但可能更容易解决。声明起来也更容易，不依赖于时间限制参数-这是一个相当自然的问题，可能已经进行了研究。ķ（高一个大号Ťñ）ķ（H一个大号Ťñ）K(HALT_n) 除了``民俗学''结果外，还有其他更好的上下限吗？上限或下限是紧密的吗？ķ（高一个大号Ťñ）ķ（H一个大号Ťñ）K(HALT_n) 注意：关于停顿问题的电路复杂度，还有一篇不错的文章，可以通过Emil Jerabek在此处提出的论点将其视为几乎最大：https ://mathoverflow.net/questions/115275/non-uniform-complexity 停止问题 基本上，它使用了一个技巧，即我们可以（通过随机访问）按类计算（大型）电路复杂性的字典顺序第一个真值表。并且我们可以将这种计算简化为对停顿问题的查询，并且这种降低具有较低的电路复杂性。因此，必须具有较大的电路复杂度-如果没有，则此功能的复杂度也将较低。ËñPñPËñPñPE^{NP^{NP}}H甲大号ŤH一个大号ŤHALT …

10 cc.complexity-theory  reference-request  computability  lower-bounds 

关于具有样本查询且分布均匀的适当 PAC学习2-DNF公式的查询复杂性的最新结果是什么？还是任何不平凡的约束呢？ 因为我对学习理论一点都不熟悉，并且这个问题是由另一个领域提出的，所以答案可能很明显。我检查了Kearns和Vazirani的书，但他们似乎并未明确考虑此设置。 更新。尽管感兴趣的主要参数是查询复杂度，但是运行时间也很重要。如果可能，运行时间最好应与查询复杂度大致相同或最多为多项式。 更新。Balcan和Harvey的“学习亚模函数”论文的附录B（第18页的顶部）提到：“众所周知，2-DNF可以有效地进行PAC学习。” 但是，他们没有提及此结果是用于适当学习还是提供任何参考。

10 reference-request  lg.learning  boolean-functions 

引入图模块分解时，大多数作者使用11顶点图，我从Wikipedia复制了该图。 问题是谁是它的原始设计师。（我不是在问谁为维基百科绘制了这张图，而是它的原始来源。） Wikipedia页面创建于2006年12月。我可以找到的最早来源是Christophe Paul的Habilitation论文，日期为2006年5月17日。（我没有进行深入的搜索。）

9 reference-request  graph-theory 

在[1]中，Garey等人。在确定欧几里得TSP的NP完整性的过程中，找出后来被称为平方根和的问题。 给定整数 一个1个，一个2，… ，一个ña1,a2,…,ana_1, a_2, \ldots, a_n 和 大号LL，确定是否 一个1个--√+一个2--√+ ⋯ +一个ñ--√&lt; La1+a2+⋯+an&lt;L\sqrt{a_1} + \sqrt{a_2} + \cdots + \sqrt{a_n} < L 他们观察到，这个问题甚至都不在NP中，因为不清楚在平方根的计算中需要多少精度的最小位数才能将和与 大号LL。但是，他们确实引用了一个最著名的上限Ô （米2ñ）O(m2n)O(m2^n) 哪里 米mm是“原始符号表达式中的位数”。不幸的是，此上限仅归因于AM Odlyzko的个人通信。 是否有人对此上限有适当的引用？或者，在没有公开参考文献的情况下，证明或证明草图也将有所帮助。 注意：我相信这个界限可能是Bernikel等人得出的更一般性结果的推断。等 [2]大约在2000年左右开始使用更大的算术表达式。我最感兴趣的是同时期的参考文献（即1976年左右的文献）和/或专门针对平方根之和的证明。 Garey，Michael R.，Ronald L. Graham和David S. Johnson。“ 一些NP完全几何问题。” ACM第八届年度计算机理论研讨会论文集。ACM，1976年。 Burnikel，Christoph等人。“ 涉及自由基的算术表达式的边界很容易计算。” Algorithmica 27.1（2000）：87-99。

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概率可检验证明的大小最著名的渐近上限是多少？理想情况下，我正在寻找有关此广泛问题的当代调查，但如果没有，我对3-SAT的逼近度特别感兴趣。 令7/8 +ε-3-SAT为3-SAT，并承诺如果子句的7/8 +ε分数是可满足的，则实例是可满足的。用子句将3-SAT简化为7/8 +ε-3-SAT 的最著名的方法是什么？例如，使用子句是否有减少？（子句是一个未解决的问题。）减小均匀拟线性尺寸NC？对的依赖关系是什么，包括ε→0时？（1-ε）-3-SAT 是否有已知的线性大小（取决于ε）减小到7/8 +ε-3-SAT，如果没有，我们对于（1-ε）-3有更好的界线吗-SAT？即使是部分答案也会很有趣。ññnØ （ñ 日志n ）Ø（ñ日志⁡ñ）O(n \log n)O （n ）Ø（ñ）O(n)εεεε →0ε→0ε→0εεε 同样，虽然这可能会使问题变得过于笼统，但我应该指出，这里的另一个重要问题是恒定因素，由于长代码之类的技术通常不可行，因此这些因素通常不可行。

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在马丁- LOF的类型的直觉理论：表语部分证明了类型检查是可判定受到感分型摆在首位，通过证明用于封闭分型术语标准化定理。另一方面，我已经看到它写在多个地方（维基百科，Nördstrom等），（故意的）MLTT的类型检查是可以确定的。它们是否隐含地限制了可键入的术语？a:Aa:一个a \colon Aa一个a 如果我们不限于可输入的术语，那么关于内涵式MLTT中类型推断或类型检查的可判定性是否已知？例如，也许有一个决策过程可以识别无法键入的术语，例如通过规范化为与任何构造函数都不对应的形式，或者通过显示对于任何无法键入的术语都没有非周期性的减数顺序。 我在文献中找不到很多东西。

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是否有一个框架/形式主义定义基于蛋白质的计算模型，而不是基于Adleman的DNA模型或Cherry和Qian的这项工作？

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对于固定语言 大号LL 在某些字母上 一个AA，让我们考虑以下问题，我称之为 大号LL交错： 输入：两个字 ü ，v ∈一个∗u,v∈A∗u, v \in A^* 输出：是否存在一个交错的üuu 和 vvv 在里面 LLL。 在这里，两个单词的交织uuu 和 vvv 是一个字 www 可以通过取字母来直观地获得 uuu 和 vvv同时保持其相对秩序。正式地，www 是 uuu 和 vvv 如果我们可以将其划分为两个不相交的子序列，一个等于 uuu 另一个等于 vvv。例如，“ bheleloll”是“ hello”和“ bell”的交错。 的复杂性是什么 LLL-interleaving问题，取决于语言 LLL？特别是： 如果 LLL是常规的，那么我们可以对这两个字符串使用动态算法解决问题，这表明它在NL类中。对某些常规语言来说，NL难吗？但是，对于某些常规语言，问题显然出在L（确定性日志空间）中。L中存在问题的语言是否有某种特征？ 如果 LLL 是不规则的，问题仍然存在于NL中 LLL具有多项式在线确定性空间复杂度（有关此概念，请参阅此处，或者我之前的问题）。但是，这并不包括例如所有上下文无关的语言。然而，也可以将其他一些（例如回文）显示为NL（例如，通过从头到尾同时执行动态算法）。有没有上下文无关的语言，LLL-交织问题是NP难吗？

9 cc.complexity-theory  reference-request  regular-language 

让 L⊆A∗L⊆A∗L \subseteq A^* 是一种语言，并定义 fL:A∗×A∗→{0,1}fL:A∗×A∗→{0,1}f_L\colon A^* \times A^* \to \{0, 1\} 通过 fL(x,y)=1fL(x,y)=1f_L(x, y) = 1 iff x⋅y∈Lx⋅y∈Lx\cdot y \in L。我正在寻找以下方面的参考： 主张。 LLL 如果确定性的通信复杂性是正常的 fLfLf_L 是恒定的。 换一种说法， LLL 如果存在两人协议，这是正常的 PPP 对于 fLfLf_L 这样的功能 n↦max{comm(P,x,y):|x⋅y|=n}n↦max{comm(P,x,y):|x⋅y|=n}n \mapsto \max\{\text{comm}(P, x, y) : |x\cdot y| = n\} 以一个常数为界 comm(P,x,y)comm(P,x,y)\text{comm}(P, x, y) 是当Alice收到时Alice和Bob交换的位数 xxx …

9 reference-request  communication-complexity  regular-language 

Kalai的2页SODA论文提供了一种简单高效的算法，无需关心（匹配一个字符的通配符）即可进行模式匹配。本质上，它就像卷积一样容易。 但是，如果我们随意搜索多个模式会怎样？我们还能通过基于FFT的技术以某种方式解决它吗？

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给定固定的有向图（有向图） DDD， COLORING决策问题询问输入图是否与同构。（到同态是到的映射，它保留了弧，也就是说，如果是的弧，则是）DDDGGGDDDGGGDDDfffV(G)V(G)V(G)V(D)V(D)V(D)uvuvuvGGGf(u)f(v)f(u)f(v)f(u)f(v)DDD COLORING问题的类别与Feder和Vardi所说的 CSP的二分法猜想密切相关（在citeseer上可访问）。DDD 在这个2001年论文（作者的页面上访问，在这里），菲德证明二分法定理时，是一个面向周期（由面向循环我的意思是无向周期，其中每一个边缘由单个弧线取代，可以任意定向） ，换句话说，他表明对于任何定向循环，色积都是多项式时间可解的或NP完全的。DDDDDDDDD 不幸的是，费德（Feder）的分类是非常平凡且不明确的，因为许多情况的复杂性与SAT某些受限制的变体的复杂性有关，后者取决于方向。通过查看论文，我无法确定问题的答案： 问：什么是一个面向周期的最小尺寸，从而DDDDDD-颜色是否完整？ 答案可能在文献中的某个地方提出，但我找不到。 编辑：让我详细介绍一下Feder的分类。费德（Feder）指出，必须完成所有NP完全定向的循环，即在两个方向上具有相同数量的弧（因此它具有偶数阶）。然后，考虑由方向引起的“水平”（开始在任意顶点处绕周期；如果弧向右，则上升1，如果弧向左，则下降1）。然后，如果最多有一个“上下运行”，则它是多项式。如果至少有3次这样的“运行”并且该循环是一个核心，则它是NP完整的。（在András的注释示例中，有三个这样的“运行”，但循环不是核心。）最棘手的情况是具有两个“自上而下的运行”的情况。有些很难，有些多项式，Feder将它们与特殊的SAT问题联系起来以获得二分法。 作为一个中间问题：具有三个“自上而下”运行并且是核心的最小定向循环是什么？通过上面的讨论，这样的例子将是NP完全的。

9 reference-request  graph-theory  np-hardness  csp  homomorphism 

让 GGG 和 HHH 是两个 rrr-大小的规则连接图 nnn。让AAA 是排列的集合 PPP 这样 PGP−1=HPGP−1=HPGP^{-1}=H。如果G=HG=HG=H 然后 AAA 是的自同构集 GGG。 什么是最著名的上限 AAA？ 特定图类（不包含完整/循环图）是否有结果？ 注意：构造自同构组至少与解决图形同构问题一样困难（就其计算复杂度而言）。实际上，仅对自同构进行计数就相当于多项式时间，这与图形同构有关，请参阅R. Mathon，“关于图形同构计数问题的注释”。

9 reference-request  graph-theory  co.combinatorics  graph-isomorphism  gr.group-theory 

令 为图，它是集团与独立集合的不相交的并集，即 GGGG =ķñ1个+ķñ2¯¯¯¯¯¯¯¯=ķñ1个+一世ñ2。G=Kn1+Kn2¯=Kn1+In2.G = K_{n_1} + \overline{K_{n_2}} = K_{n_1} + I_{n_2} . 所有此类图的图类的特征在于禁止的诱导子，因此是聚类图和分裂（或阈值）图的交集。高 ={2ķ2，P3}H={2K2,P3}\mathcal{H} = \{2K_2, P_3\} 这个（非常简单的）图类是否有名称？我无法在ISGCI上找到图类 ，并且我所知的有关该主题的论文（例如，编辑简单图和关于集团编辑问题）未按名称引用该类。 这是一个这样的图的图：

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这个问题有两个方面，主要是面向参考的： 是否在某个地方给出了证明图次要定理的主要直觉，而又没有过多地讨论细节？我知道证明是漫长而困难的，但是肯定有一些关键思想可以用一种更轻松的方式传达。 图上是否有其他关系可以被证明是准阶，也许比次要关系更简单？（显然，我对这里的琐碎结果不感兴趣，例如比较大小）。有向图也在问题的范围内。

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