Questions tagged «universal-computation»

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最简单的无争议两态通用图灵机是什么?
我想在纸牌游戏规则中编码一个简单的图灵机。我想使它成为通用的图灵机,以证明图灵的完整性。 到目前为止,我已经创建了一个游戏状态,该状态对Alex Smith的2状态,3符号图灵机进行了编码。但是,似乎(基于维基百科)似乎对(2,3)机器是否真正通用存在一些争议。 为了严格起见,我希望我的证明具有“无争议”的UTM。所以我的问题是: (2,3)机器通常被认为是通用的,非通用的或有争议的吗?我不知道在哪里可以找到理想的答案。 如果(2,3)机器没有被普遍接受为通用,那么最小的N是多少,使得(2,N)机器毫无争议地被接受为通用? 编辑添加:了解碰到的机器对无限磁带的任何要求也很有用。看来(2,3)机器要求的磁带初始状态是非周期性的,这在纸牌游戏规则中很难模拟。

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DTIME层次定理中log f的对正
如果我们看一下DTIME层次定理,由于通用机器模拟确定性Turing Machine的开销,我们得到了一个日志: DTIME(flogf)⊊DTIME(f)DTIME(flog⁡f)⊊DTIME(f)DTIME(\frac{f}{\log f}) \subsetneq DTIME(f) 对于DSPACE的NTIME,我们没有这种开销。通过考虑模拟器之间的差异,从证明的细节中得出一个基本理由。 我的问题如下:在不考虑DTIME层次定理证明的细节的情况下,是否有证明该对数成立的证据,或者仅是证明的结果,可以合理地假设,如果f=o(g)f=o(g)f = o(g)然后 DTIME(f)⊊DTIME(g)DTIME(f)⊊DTIME(g)DTIME(f) \subsetneq DTIME(g) 在我看来,考虑到模拟解释是一个很好的理由,应该通过证明如果我们有更好的结果,那么我们可以创建一个更好的模拟,就可以证明它本身是合理的。

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我们不能输出Kolmogorov复杂度吗?
让我们固定图灵机和通用图灵机的无前缀编码上输入(编码为的无前缀码随后)输出任何上输入输出(可能都永远运行)。限定的Kolmogorov复杂,,作为最短程序的长度,使得。UUU(T,x)(T,x)(T,x)TTTxxxTTTxxxxxxK(x)K(x)K(x)pppU(p)=xU(p)=xU(p)=x 是否有图灵机使得每个输入都输出整数不同于的Kolmogorov复杂度,即但吗?TTTxxxT(x)≤|x|T(x)≤|x|T(x)\le |x|xxxT(x)≠K(x)T(x)≠K(x)T(x)\ne K(x)lim inf|x|→∞T(x)=∞lim inf|x|→∞T(x)=∞\liminf_{|x|\rightarrow \infty} T(x)=\infty 这些条件是必要的,因为 (a)如果T(x)≰|x|T(x)≰|x|T(x)\not \le |x|,那么输出一个与K(x)略有不同的数字会很容易,K(x)K(x)K(x)因为它大于|x|+cU|x|+cU|x|+c_U, (b)如果允许lim inf|x|→∞T(x)&lt;Clim inf|x|→∞T(x)&lt;C\liminf_{|x|\rightarrow \infty} T(x)<C,那么我们可以通过“幸运地”猜测最多1个数字来输出几乎所有数字的000(或其他常数)。 (一定数量的数字)的值等于0(等于000其他常数),然后输出其他值。我们甚至可以通过输出x = 2 ^ n的2 \ log n来保证\ limsup_ {| x | \ rightarrow \ infty} T(x)= \ infty。lim sup|x|→∞T(x)=∞lim sup|x|→∞T(x)=∞\limsup_{|x|\rightarrow \infty} T(x)=\infty2logn2log⁡n2\log nx=2nx=2nx=2^n 还要注意,如果我们知道T(x)T(x)T(x)不是排斥性的,但是对此知之甚少,那么我们的工作将会很容易,因此答案可能取决于UUU,尽管我对此怀疑。 我知道对关系的研究很多,但是 有没有人问过类似的问题,我们的目标是给出不输出某些参数的算法? 我的动机是这个问题http://arxiv.org/abs/1302.1109。


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可以通过语法表达哪些计算模型?
这是语法程序的重新表述吗?以前由Vag提出,并有评论者的很多建议。 可以通过哪种方式将语法视为指定计算模型?例如,如果我们采用简单的无上下文语法,例如 G ::= '1' -&gt; '0' '+' '1' '1' -&gt; '1' '+' '0' '2' -&gt; '2' '+' '0' '2' -&gt; '1' '+' '1' '2' -&gt; '0' '+' '2' '3' -&gt; '3' '+' '0' '3' -&gt; '2' '+' '1' '3' -&gt; '1' '+' '2' '3' -&gt; '1' '+' '2' 假设解析器不区分终端符号和非终端符号,如我在此处所演示的,则可以对不超过3的数字执行简单的算法。 …

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最小的通用组合器
我正在寻找最小的通用组合器,该组合器是通过在lambda演算中指定这种组合器所需的抽象次数和应用程序数量来衡量的。通用组合器的示例包括: 大小23: λf.f(fS(KKKI))K 大小18: λf.f(fS(KK))K 大小14: λf.fKSK 大小12: λf.fS(λxyz.x) 大小11: λf.fSK 其中S = 大小为6的 λxyz.xz(yz)和K = 大小为2的 λxy.x 是SK组合器演算的组合器。本文描述了前4个示例。 我的问题是: 是否有尺寸更小的通用组合器? 最小的通用组合器是什么? 编辑:另请参阅/math//a/180263/76284,它具有λazbc.bc(a(λy.c))(大小为8,与SK基础的大小之和匹配)。有人知道如何从该组合器表达S和K吗?


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黑暗整数:Internet路由器上的通用计算
格雷格·埃根(Greg Egan)的小说“黑暗整数”(关于两个具有两个不同数学的宇宙的故事,通过证明数学上不一致的定理进行交流)声称可以仅使用其基本功能就可以在现有的互联网路由器上仅构建通用计算机数据包交换(准确地说是校验和校正)。 原则上可行吗? 更新。 为了使问题更精确: 路由器网络必须具备的绝对最低限度的属性集是什么?

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如果存在单向功能,可以保证单向功能吗?
写下一个古老的技巧是编写一个算法,如果P = NP,则可以在多项式时间内求解SAT。从本质上讲,它列出了所有多项式时间机器以及它们之上的多任务。 单向功能(甚至单向活板门功能)是否有类似的技巧?也就是说,如果存在单向函数,我们是否可以写下一个必须是单向函数的函数? 似乎没有简单的方法来模仿P = NP技巧。在这种情况下,当我们得到一个解决方案时,我们可以快速识别。但是,如果我在所有多项式时间函数上执行多任务,那么当我到达一个单项函数时,没有明显的方法来识别它。 如果上述问题的答案是否定的,是否有某种论点为什么我们不能做到?也许写下这样一个函数会以某种方式证明单向函数存在?

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艾伦·图灵(Alan Turing)的学生罗宾·甘迪(Robin Gandy)是否断言查尔斯·巴贝奇(Charles Babbage)没有通用计算机的概念?
罗宾甘迪(Robin Gandy)是艾伦图灵(Alan Turing)的学生。 甘迪对巴贝奇的 分析引擎进行了分析(参见“甘迪-1936年思想的汇合”,在“赫尔肯·罗尔夫- 通用图灵机-半个世纪的调查。史普林格出版社”中引用),并表示做到了(参见。第52–53页): 算术函数+,-,×,其中-表示如果y≥x,则“适当”减法x-y = 0。 任何操作序列都是一种操作。 重复操作(重复操作P的n倍)。 有条件的迭代(以测试T的“成功”为条件,将操作P重复n次)。 有条件的转移(即,有条件的“ goto”)。 然后他说 由(1),(2)和(4)可以计算出的函数正是图灵可计算的函数。 (第53页)。 然后他说: …重点是对固定的可迭代算术序列进行编程。对于计算机通用理论而言,条件迭代和条件转移的根本重要性尚未得到认可…… 甘迪p。55 我正在这里评估Gandy的索赔范围。(无论是对还是错)。他似乎在说,尽管巴贝奇似乎偶然发现了图灵完整性的概念(可以使用(1),(2)和(4)表示任何程序,但他没有可计算函数的概念。(也许甘迪说,由于巴贝奇(Babbage)的工作先于希尔伯特(Hilbert)和戈德尔(Godel)的工作,他没有数学工具来约束通用计算机的定义。) 我的问题是:艾伦·图灵(Alan Turing)的学生罗宾·甘迪(Robin Gandy)是否断言查尔斯·巴贝奇(Charles Babbage)没有通用计算机的概念?

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将单一运算符的输入限制为实数和通用门集
在Bernstein和Vazirani的开创性论文“量子复杂性理论”中,他们表明维单一变换可以通过它们所谓的“近平凡旋转”和“近平凡相移”的乘积有效地近似。ddd “近平凡旋转”是维单一矩阵,在除2维之外的所有维上均充当标识,但在由这两个维跨过的平面中充当旋转(即具有2x2子矩阵,其形式为:ddd (cosθ罪θ− 罪θcosθ)(cos⁡θ−sin⁡θsin⁡θcos⁡θ) \begin{pmatrix} \cos{\theta} & -\sin{\theta} \\ \sin{\theta} & \cos{\theta} \\ \end{pmatrix} 对于一些)。θθ\theta “近琐碎相移”是维酉矩阵充当针对所有未1个维的身份,但适用的因子ë 我θ一些θ于一个维度。dddË我θeiθe^{i\theta}θθ\theta 此外,它们显示,仅一个旋转角度需要(对于旋转和相移unitaries两者),给定角度是一个不合理的多个(BV设置角度为2 π &Sigma; ∞ Ĵ = 1 2 - 2 Ĵ。2π2π2\pi2π∑∞j=12−2j2π∑j=1∞2−2j2\pi\sum_{j=1}^{\infty}{2^{-2^j}} 随后的有关量子复杂性理论的论文(如Adleman等人或Fortnow和Rogers的论文)声称BV结果表明,通用量子计算可以使用条目在 unit算子完成。RR\mathbb{R} 这是怎么回事?我可以理解,近平凡旋转矩阵的乘积将为您提供带实数项的unit矩阵,但是相移矩阵又如何呢? 也就是说:如果您只能执行近乎平凡的旋转,并且相移矩阵的矩阵项为,我们是否可以有效地近似所有其他相移矩阵?0,±10,±10,\pm 1 我怀疑这种暗示不是立即显而易见的,而对其的正确证明将类似于证明类似德意志托菲利之门的通用性证据-或者我是否遗漏了非常明显的东西?

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是否有“可重复使用的通用”概念的正式名称?
有几种不同的(可能是等效的)计算通用性概念(例如,请参见http://www.dna.caltech.edu/~woods/download/WoodsNearyTCS07-DRAFT.pdf的最后几页),有关哪些概念最正确的专家(请参阅例如http://cs.nyu.edu/pipermail/fom/2007-October/012148.html)。 我想说一些有关生物分子计算的特定模型。我想证明它比其他一些模型“更通用”或“更有用地通用”,因为您可以构造一个通用计算机,该通用计算机运行一个程序,然后在最后删除输入,并准备运行另一个程序。与此相比,例如,蜂窝自动机可以模拟任何图灵机,但是在计算结束时,您将拥有最终的,不变的配置。要模拟另一个TM,您需要定义一个完全独立的CA。因此,我想说的是,如果行为类似于您的桌面而不是CA,则它是“可重复使用的通用”(即,可以执行多个程序而无需重新创建Universe)。这个概念在任何地方都已正式化吗?

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Kolmogorov复杂度是一种射影功能吗?
让我们确定图灵机和通用图灵机U的编码,该编码在输入(T,x)上输出输入T上的T输出(可能永远运行)。将x的Kolmogorov复杂度K(x)定义为最短程序的长度p,使得U(p)= x。 是否存在一个N,使得对于所有n&gt; N都存在一个K(x)= n的x? 备注。如果我们以不同的方式定义通用图灵机,答案可能是否定的。例如,考虑一个U,如果(T,x)的长度可以被100整除,则输入(T,x)上的x上模拟T,否则不执行任何操作。可以用几种方式修改此示例,以获得通用图灵机不同定义的反例。
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