タグ付けされた質問 「nondeterminism」

（これは以前に尋ねられたことがないといいのですが、何も見つかりませんでした。） 私の理解では、受け入れ可能パスの存在が必要であるため、非決定性は決定問題にのみ適用されます。ウィキペディアでは、クラス -easyは、NPの決定問題のオラクルにアクセスして、決定論的ポルタイムで解けるように定義されています。だからこれは私の仮定を裏付けているようです。NPNPNP 私の質問は次のとおりです。一般的な関数の問題を計算するために非決定性のチューリングマシンを定義するための認められた方法はありますか？（そして、それは常に決定問題のための神託を迂回することによってですか？）

7 turing-machines  computation-models  nondeterminism 

以下は私が行き詰まっているエクササイズです（ソース：Sanjeev AroraとBoaz Barak、その宿題ではありません）。 神託があることを示す あAAそして、ある言語は、リダクションを計算するマシンがへのアクセスを許可されている場合でも、が3SATに多項式時間に還元可能ではありません。L∈NPあL∈NPAL \in NP^ALLLあAA 私が試したのは、を問題解決のオラクルにして、。 この割り当てにより、を保証し、オラクルが還元を実行するマシンに提供されない場合、は3SATに還元できません。インスタンスをマップするには、オラクルがリダクションマシンに提供されている場合でも、文字列を検索する必要があります。しかし、これはこの場合多項式の削減がないことの証明のようには見えません。あAAL={1ん|∃⟨M、w⟩st|⟨M、w⟩|=ん そしてチューリングマシンMはwで停止します}L={1n|∃⟨M,w⟩s.t.|⟨M,w⟩|=n and Turing machine M halts on w}L=\{1^n | \;\exists \; \langle M,w \rangle \; \text{s.t.} \; |\langle M,w \rangle|=n \; \text{ and Turing machine M halts on w} \} L∈NPあL∈NPAL \in NP^{A}LLL1ん1n1^n2ん2ん2^n同じ例を使用してそれを証明する方法はありますか？より簡単な例はありますか？

7 complexity-theory  np  nondeterminism  oracle-machines  relativization 

非決定的である実際のコンピューター言語の例はありますか？ コンピュータ言語ごとに、プログラミング言語、マークアップ言語、クエリ言語、モデリング言語、変換言語などを含めます。 非確定的とは、確定的文法では解析できないことを意味します。

7 formal-grammars  programming-languages  nondeterminism 

以下からのコメント、興味深い質問がポップアップ。CFLのクラス（PDAによって認識される言語）は、非決定性の下では明らかに閉じられていません。つまり、これは、決定論的PDAは非決定論的PDAと同等ではないということです。 ただし、すべてのCFLは決定可能であり、この場合、決定論的TMのパワーは非決定論的TMと同等です。 さて、これは大きなギャップです-非決定論の下で閉じられるCFLの「上」の最小の言語は何ですか？

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ましょうk∈Nk∈Nk\in \mathbb N 私は、インデックスごとに異なる長さkの 2つの単語の連結言語用の小さなNFAビルドを探していkkkます。つまり、Lk={u⋅v∈Σ∗:|u|=|v|=k∧∀i,ui≠vi}Lk={u⋅v∈Σ∗:|u|=|v|=k∧∀i,ui≠vi}L_k=\{u\cdot v \in \Sigma^* : |u|=|v|=k\wedge \forall i, u_i\neq v_i\} kkkが固定されているため、|Lk|=(|Σ|⋅(|Σ|−1))k|Lk|=(|Σ|⋅(|Σ|−1))k|L_k|=(|\Sigma|\cdot(|\Sigma|-1))^kであり、有限言語として規則的であることに注意してください。 % 言語の自明なDFAには | \ Sigma |が含まれています \ k +1の状態を選択し、最初のk文字の間に見た文字を「記憶」しますが、k = o（| \ Sigma |）の場合、大幅に小さいNFAを作成できます。kkk(|Σ|k)(|Σ|k)|\Sigma| \choose k+1+1+1kkkk=o(|Σ|)k=o(|Σ|)k=o(|\Sigma|) % そのための「単純な」NFAのサイズはO∗(22k)O∗(22k)O^*(2^{2k})（より正確には、O(k2log|Σ|22k+O(log2k))O(k2log⁡|Σ|22k+O(log2⁡k))O(k^2 \log |\Sigma| 2^{2k+O(\log^2 k)})）： % (|Σ|,2k)(|Σ|,2k)(|\Sigma|,2k) -universal set（すなわち、一連のベクトル\ mathcal V \ subseteq \ {0,1 \} ^ {| …

7 formal-languages  finite-automata  nondeterminism 

私はNFAとそれらの包含問題に関していくつかの研究をしています。一般に、包含の問題と明確なNFAへの変換はどちらもPSPACEで完全であることを知っています。 これらを効率的に決定できるNFAのサブクラスはありますか？特に、私が見ているNFAは、すべての単語が同じParikhベクトルを持つ有限言語を受け入れます。

7 complexity-theory  formal-languages  automata  finite-automata  nondeterminism 

だから私は長い間これを解読しようとしてきました、そして私はこの質問についてループに入っているようにほとんど感じます。 次のNFAがあるとします。 GNFAアルゴリズムを使用して、正規表現を取得します。 私はあなたが最初のステップ（空の状態を追加する）のために以下を持っていることを理解しています： 次のステップは、状態[q1]を削除することです。 最後に[q2]を削除すると、次のようになります。 しかし、他の人が持っている答えがある： 私が得たとして意味をなさない、？GNFA（一般化非決定性有限オートマトン）は次のように記述されます。（∪ Bb∗a）∗bb∗（a∪bb∗a）∗bb∗(a \cup bb^*a)^*bb^*a∗B （B ∪ Aa∗b）∗a∗b（b∪aa∗b）∗a^*b(b \cup aa^*b)^* GNFAはNFAに似ていますが、特定のルールに従う必要があります。 受け入れ状態は1つだけです 初期状態には遷移がありません 受け入れ状態には、そこから出てくる遷移はありません。 遷移は、アルファベットの記号だけでなく、任意の正規表現を表すことができます。記号は、正規表現の一種であることに注意してください。 さらに、次のようにNFAをGNFAに変換する場合があります。 ε遷移を伴う新しい開始状態を古い開始状態に追加する 古い受け入れ状態からのε遷移を持つ新しい受け入れ状態を追加します。 矢印に複数のラベルがある場合、または2つの状態の間に複数の矢印がある場合は、それらをそれらのラベルの和集合（または）に置き換えます

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Michael Sipserからの私のテキストをここで見ています。彼は、すべての計算ブランチがすべての入力で停止する場合、非決定論的チューリングマシンが決定者であると述べています。すべての入力に対して少なくとも1つの分岐で停止するが、他のループではループする可能性のある非決定性チューリングマシンと呼ばれる場所をどこかで見たのを覚えていると思います。そのようなものの名前はありますか？この章の後半で「ベリファイア」という単語を参照していますが、これは適合していないようです...これはアルゴリズムを指していると思います。 言語Aのベリファイは、アルゴリズムです ベリファイアの時間はの長さでのみ測定するため、多項式時間ベリファイアはの長さの多項式時間で実行されます。言語は、多項式の時間検証器があれば、多項式で検証可能です。あAAVVVA = { w ∣ V 受け付け ⟨ wは、C ⟩ いくつかの文字列cの} 。A={w∣V accepts ⟨w,c⟩ for some string c}.A=\{w\mid V\text{ accepts }\langle w,c\rangle\text{ for some string c}\}.wwwwwwあAA

7 turing-machines  nondeterminism 

私はコンパイラでCourseraクラスを受講していますが、レクサーに関するレッスンでは、非決定性有限オートマトン（NFA）を使用して正規表現を解析する間に、決定論的有限オートマトン（DFA）との間に時空間トレードオフがあることを示唆しています。私が正しく理解している場合、トレードオフはNFAが小さいことですが、すべての可能な状態を同時に考慮する必要があるため、ほとんどの場合DFAに変換されるため、トラバースに時間がかかります。「実際の」生活でDFAの代わりにNFAを使用するレクサー、つまり、単なる概念実証ではなく、本番環境で使用されるコンパイラーはありますか？

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