理論計算機科学

理論計算機科学者および関連分野の研究者のためのQ&A

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差分、パッチ、マージのカテゴリ理論的処理?
おおよそ次のようなパッチのカテゴリがあります。 オブジェクトはいくつかの基本アルファベットの文字列です モーフィズムは、文字列間の編集スクリプト(「差分」または「パッチ」)です。 私はこれらの質問に興味があります: 最小限の編集スクリプトのカテゴリ概念はありますか?パッチのカテゴリはPOセットで充実しているのでしょうか? さマージカテゴリプッシュアウトパッチの? これを文字列からツリー(ファイルシステム、または代数データ型)に一般化する方法は?



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ランダムソートネットワークが機能する確率
nnn入力与えられると、 2つの変数x i、x jをi &lt; jで繰り返し選択し、x i &gt; x jの場合にそれらを交換するコンパレータゲートを追加することによりx0,…,xn−1x0,…,xn−1x_0, \ldots, x_{n-1}、mmmゲートでランダムソートネットワークを構築します。xi,xjxi,xjx_i, x_ji&lt;ji&lt;ji < jxi&gt;xjxi&gt;xjx_i > x_j 質問1:固定nnn、ネットワークが確率&gt; 1で正しくソートされるためには、mmmがどれだけ大きくなければならないか&gt;12&gt;12> \frac{1}{2}? 少なくとも下限m=Ω(n2logn)m=Ω(n2log⁡n)m = \Omega(n^2 \log n)があります。これは、連続する各ペアがスワップされることを除いて正しくソートされた入力は、コンパレータとして選択される各ペアに対してΘ(n2logn2)Θ(n2log⁡n2)\Theta(n^2 \log n^2)時間かかるためです。それは上限であり、おそらくより多くのlognlog⁡n\log n因子を持っていますか? 質問2:コンパレータゲートの分布を達成することがありますm=O~(n)m=O~(n)m = \tilde{O}(n)、おそらく高い確率で近くのコンパレータを選択することにより?

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多項式のコドメインのBase-k表現-コンテキストフリーですか?
ジェフリーシャリットのオートマタ理論の第2コースの第4章では、次の問題が未解決としてリストされています。 ましょう、その結果有理係数を有する多項式であるすべてについて。pの次数が\ leqslant 1である場合にのみ、のすべての整数のbase-k表現の言語がコンテキストフリーであることを証明または反証します。P (N )p(n)p(n)P (N )∈ Np(n)∈Np(n) \in \mathbb{N}N ∈ Nn∈Nn \in \mathbb{N} { P (N )| N ⩾ 0 } {p(n)∣n⩾0}\{p(n) \mid n \geqslant 0\}P pp⩽ 1⩽1\leqslant 1 現在の状況はどうですか(2018年10月現在)?それは証明されていますか?特別な場合はどうですか?

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モノトーンCNFがモノトーンDNFを意味するかどうかを決定する問題
次の決定問題を考慮してください 入力:単調CNF ΦΦ\Phiと単調DNF ΨΨ\Psi。 質問: Φ→ΨΦ→Ψ\Phi \to \Psiはトートロジーですか? 確かにあなたは、この問題を解決することができるO(2n⋅poly(l))O(2n⋅poly(l))O(2^n \cdot \mathrm{poly}(l)) -timeは、ここでnnn変数の数であり、 Φ→ΨΦ→Ψ\Phi \to \Psi及びlll入力の長さです。一方、この問題はcoNP完全です。また、また、SETHが失敗しない限り、番組をCONP-完全性を確立減少は、全く存在しない O(2(1/2−ε)npoly(l))O(2(1/2−ε)npoly(l))O(2^{(1/2 - \varepsilon)n} \mathrm{poly}(l))この問題の実時間アルゴリズム(これは任意の正の当てはまりますεε\varepsilon)。これがこの削減です。してみましょうAAA(非モノトーン)CNFこととしましょうxxxその変数です。すべての正の出現置き換えるxxxすることによりyyyのすべての負の出現xxxによってzzz。すべての変数に対して同じことを行います。結果の単調なCNFをΦΦ\Phi。これは、ことを確認することは容易であるAAA IFF充足Φ→yz∨…Φ→yz∨…\Phi \to yz \lor \ldots トートロジーではありません。この削減により、変数の数が2倍になり、2n/22n/22^{n/2} (SETHベース)上記の下限。 そのため、2n/22n/22^{n/2}と2n2n2^n時間の間にギャップがあります。私の質問は、より良いアルゴリズムまたはSETHからのより良い削減が知られているかどうかです? 問題に関連すると思われる2つの発言だけです。 単調DNFが単調CNFを暗示するかどうかの逆問題は、多項式時間で簡単に解ける。 興味深いことに、ΦΦ\Phiとが同じ関数をΨΨ\Psi計算するかどうかを決定する問題は 、FredmanとKhachiyanによる準多項式時間で解くことができます(単調な選言標準形の二重化の複雑性、Journal of Algorithms 21(1996)、no.3 、pp。618–628、doi:10.1006 / jagm.1996.0062)

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密線形演算子のOR回路の複雑さ
次の単純なモノトーン回路モデルを考えてみましょう。各ゲートは単なるバイナリORです。関数の複雑さは何ですか?ここで、は 0のブール行列です?線形サイズのOR回路で計算できますか?f (x )= A x f(x)=Axf(x)=AxA AAn × n n×nn \times nO (n )O(n)O(n) より正式には、から関数であるまでビット。の番目の出力は(つまり、番目の行で与えられる入力ビットのサブセットのOR )です。F ffN nnN nnI iiF ff⋁ N J = 1(A I J ∧ X J)⋁nj=1(Aij∧xj)\bigvee_{j=1}^{n}(A_{ij} \land x_j)、I iiAAA 0はの行を範囲(連続した要素で構成されるサブセット分割することに注意してください。これにより、既知の範囲クエリデータ構造を使用できます。たとえば、スパーステーブルデータ構造は、サイズ OR回路に変換できます。範囲セミグループ演算子クエリ用のYaoのアルゴリズムは、ほぼ線形の回路(サイズO(\ alpha(n)\ cdot n)に変換できます。ここで、\ alpha(n)はAckermannの逆です)O (n )O(n)O(n)A AAO (n )O(n)O(n)[ n ] [n][n]O (n log …

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複雑性理論研究での証明アシスタントの使用法?
STOCのような会議で取り上げられているトピックを考慮すると、アルゴリズムまたは複雑性の研究者はCOQまたはIsabelleを積極的に使用していますか?もしそうなら、彼らは研究でそれをどのように使用していますか?証拠が低すぎるため、ほとんどの人はそのようなツールを使用しないと思います。素敵なサプリメントとは対照的に、これらの証明アシスタントを研究に不可欠な方法で使用している人はいますか? これらのツールのいずれかを学習し始める可能性があり、削減、正確さ、または実行時間の証明のコンテキストでそれらについて学ぶのが楽しいので、私は興味があります。

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回路評価問題のための小さな回路
ましょうマッピング関数である -ゲート回路にビットとビット列XのC (Xが)。回路が割り当ての非循環シーケンスとしてエンコードされると仮定します。k := g (i 、j )ここで、i 、j 、kはワイヤラベルです。 sCnnCircuitEvals,nCircuitEvals,n\mathsf{CircuitEval}_{s, n}sssCCCnnnnnnxxxC(x)C(x)C(x)k:=g(i,j)k:=g(i,j)k := g(i, j)i,j,ki,j,ki, j, k これはちょっとおかしい質問ですが、この問題の回路の複雑さの最もよく知られている上限は何ですか?この関数を計算するシングルテープTMがあるため、フィッシャー・ピッペンガーのシミュレーションでは、サイズO ((s + n )2 log (s + n ))で十分です。二次は、前後にシークしなければならないことに由来します。もっと良くすることは可能ですか?サイズO (s + n )で行うことは可能ですか?O((s+n)2)O((s+n)2)O((s + n)^2)O((s+n)2log(s+n))O((s+n)2log⁡(s+n))O((s + n)^2 \log(s + n))O(s+n)O(s+n)O(s + n)

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Hottの本では、ほとんどのタイプフォーマーは冗長ですか?もしそうなら、なぜですか?
Hottブックの第1章と付録A では、基礎を形成するために、いくつかのプリミティブ型ファミリ(ユニバース型、従属関数型、従属ペア型、連産型、空型、単位型、自然数型、およびID型)が示されていますホモトピー型理論。 ただし、ユニバース型と依存関数型を指定すると、これらすべての他の「プリミティブ」型を構築できるようです。たとえば、Empty型は代わりに次のように定義できます ΠT:U.T 他のタイプも、純粋なCCの場合と同様に構築できると仮定します(つまり、定義の帰納的部分からタイプを導き出すだけです)。 これらのタイプの多くは、第5章および第6章で紹介されているInductive / Wタイプによって明示的に冗長化されています。しかし、Inductive / Wタイプは、HoTT少なくとも本が出たとき)。 したがって、これらの追加のタイプがプリミティブとして表示される理由について非常に混乱しています。私の直感では、基礎理論は可能な限り最小限に抑える必要があり、冗長な空の型をプリミティブとして理論に再定義することは非常にarbitrary意的です。 この選択はなされましたか 私が知らないいくつかのメタ理論的な理由で? 歴史的な理由で、型理論を過去の型理論のように見せるため(必ずしも基礎的であろうとはしていなかった)? コンピュータインターフェイスの「使いやすさ」のために? 私が知らない証明検索でいくつかの利点のために? 同様:Martin-Löf型理論の最小仕様、https://cs.stackexchange.com/questions/82810/reducing-products-in-hott-to-church-scott-encodings/82891#82891

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CoqのOCamlの形式的なセマンティクス
OCamllightと呼ばれるOCamlの大きなサブセットのセマンティクスは、数年前にOwensによってHOLで形式化されました。最近、OCamlのより小さなサブセットの型理論セマンティクスが、Kreitz 、Hayden、およびHickeyによってNuprlに実装されました。 Coqに同様の開発はありますか?

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ユニークなソリューションの約束の下で効率的なアルゴリズムを認めるNP完全問題
私は最近、ValiantとVaziraniの非常に素晴らしい論文を読んでいた。それは、場合、SATを解決するための効率的なアルゴリズムは満足できないか、独自の解決策があるという約束があってもできないことを示しています。したがって、SATは最大で1つの解決策が存在することを約束しても、効率的なアルゴリズムを認めないことを示します。N P ≠ R PNP≠RP\mathbf{NP \neq RP} par約的な削減(解決策の数を保存する削減)を通じて、NP完全な問題(考えられる)のほとんどは、解決策が1つしか存在しないという約束の下でも、効率的なアルゴリズムを認めないことが容易にわかります。 (ない限り)。例としては、VERTEX-COVER、3-SAT、MAX-CUT、3D-MATCHINGなどがあります。N P = R PNP=RP\mathbf{NP = RP} したがって、一意性の約束の下でポリタイムアルゴリズムを認めることが知られているNP完全問題があるかどうか疑問に思っていました。

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熱帯半環上の多項式のVC次元?
以下のように、この質問、私が興味を持って対 /問題のための熱帯および(\分、+)回路。この問題は、熱帯半環上の多項式のVC次元の上限を表示することになります(以下の定理2を参照)。 BPPBPP\mathbf{BPP}PP\mathbf{P}polypoly\mathrm{poly} (max,+)(max,+)(\max,+)(min,+)(min,+)(\min,+) ましょRRR半環なります。ゼロパターン配列の(f1,…,fm)(f1,…,fm)(f_1,\ldots,f_m)のmmmの多項式R[x1,…,xn]R[x1,…,xn]R[x_1,\ldots,x_n]であるA部分集合S⊆{1,…,m}S⊆{1,…,m}S\subseteq \{1,\ldots,m\}が存在しているx∈Rnx∈Rnx\in R^nとy∈Ry∈Ry\in R全てに対してようi=1,…,mi=1,…,mi=1,\ldots,m、 fi(x)=yfi(x)=yf_i(x)= y IFF i∈Si∈Si\in S。すなわち、これらの多項式は正確のグラフであるfifif_iとi∈Si∈Si\in S点を打つ必要があり(x,y)∈Rn+1(x,y)∈Rn+1(x,y)\in R^{n+1}。(条件f私(x )= yfi(x)=yf_i(x)=yをf_i(x)-y = 0に置き換えることができるため、「ゼロパターン」f私(x )− y= 0fi(x)−y=0f_i(x)-y=0。)Z(m )Z(m)Z(m) =最大dの次数のmmm多項式のシーケンスのゼロパターンの最大可能数。したがって、0 \ leq Z(m)\ leq 2 ^ mです。次数d多項式の Vapnik-Chervonenkis次元は VC(n、d):= \ max \ {m \ colon Z(m)= 2 ^ m \}です。 ddd0 ≤ Z(M )≤ 2m0≤Z(m)≤2m0\leq Z(m)\leq …

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ハミルトニアンパスにマッチングを追加して、指定された頂点のペア間の最大距離を短縮します
次の問題の複雑さは何ですか? 入力: K nHHHハミルトン経路でKnKnK_n R ⊆ [ N ]2R⊆[n]2R \subseteq [n]^2頂点のペアのサブセット 正の整数kkk クエリ:すべての、一致する がありますか? (ここで)(V 、U )∈ R D G(V 、U )≤ K G = ([ N ] 、M ∪ H )MMM(V 、U )∈ R(v、あなたは)∈R(v,u) \in RdG(V 、U )≤ KdG(v、あなたは)≤kd_G(v,u) \leq kG = ([ n ] 、M∪ H)G=([n]、M∪H)G = ([n], …

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高度に対称なNPまたはP完全言語がありますか?
そこに存在する、対称性基の一部ファミリー有するNP-またはP-完全言語G N(またはgroupoidをセットに(多項式時間で)が、その後、アルゴリズムの質問がよりオープンになる)作用L N = { L ∈ L ∣ | l | = n }軌道がほとんどない、つまり| L n / G n | &lt; n cは十分な大きさのnといくつかのcであり、G nLLLGnGnG_nLn={l∈L∣|l|=n}Ln={l∈L∣|l|=n}L_n = \{ l \in L \mid |l| = n \}|Ln/Gn|&lt;nc|Ln/Gn|&lt;nc|L_n / G_n| < n^cnnncccGnGnG_n効率的に生成できますか?nnn ここでのポイントは、このような言語/グループを見つけ、で多項式時間グループのアクションの下で正規形を見つけることができる場合、P T I M EによってLをスパース言語に減らすことができる特定のNの正規形を計算し、P = N PまたはL = Pであることを意味しますFPFP\mathrm{FP}LLLPTIMEPTIME\mathrm{PTIME}NNNP=NPP=NP\mathrm{P = …

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