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ブール関数とその分析に関する質問

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ノイズ演算子の拡張
私が現在取り組んでいる問題では、ノイズ演算子の拡張が自然に発生し、以前の仕事があったかどうかに興味がありました。まず、私は基本的なノイズオペレータ修正しましょうTεTεT_{\varepsilon}の実数値ブール関数にします。与えられた関数f:{0,1}n→Rf:{0,1}n→Rf: \{0,1\}^n \to \mathbb{R}とεε\varepsilon、ppp ST 0≤ε≤10≤ε≤10 \leq \varepsilon \leq 1、ε=1−2pε=1−2p\varepsilon = 1 - 2p、我々は定義Tε→RTε→RT_{\varepsilon} \to \mathbb{R}のような Tεf(x)=Ey∼μp[f(x+y)]Tεf(x)=Ey∼μp[f(x+y)]T_{\varepsilon} f(x) = E_{y \sim \mu_p} [f(x+y)] μpμp\mu_p上に分布されyyyの各ビットに設定することによって得られたnnnであることビットベクトルを111確率で独立pppと000そうでありません。同様に、このプロセスは、各ビットxxxを独立した確率で反転させると考えることができますppp。ここで、このノイズオペレータがあるなど、多くの有用な特性を有する乗法Tε1Tε2=Tε1ε2Tε1Tε2=Tε1ε2T_{\varepsilon_1} T_{\varepsilon_2} = T_{\varepsilon_1 \varepsilon_2}とを有する素敵な固有値と固有ベクトル(χ Sは、パリティベースに属しています)。Tε(χS)=ε|S|χSTε(χS)=ε|S|χST_{\varepsilon}(\chi_S) = \varepsilon^{|S|} \chi_SχSχS\chi_S 私は今の私の拡張を定義してみましょうTεTεT_\varepsilon Iのように表し、R(p1,p2)R(p1,p2)R_{(p_1,p_2)}。 R(p1,p2)→RR(p1,p2)→RR_{(p_1,p_2)} \to \mathbb{R}で与えられるR(p1,p2)f(x)=Ey∼μp,x[f(x+y)]R(p1,p2)f(x)=Ey∼μp,x[f(x+y)]R_{(p_1,p_2)} f(x) = E_{y \sim \mu_{p,x}} [f(x+y)]。しかし、ここで私たちの分布μp,xμp,x\mu_{p,x}、我々が反転するようなものである111のビットxxxに000確率でp1p1p_1と000のビットxxxに111の確率でp2p2p_2。(μp,xμp,x\mu_{p,x}今や明らかに分布依存しているxxx関数が評価され、もしp1=p2p1=p2p_1 = p_2、次いでR(p1,p2)R(p1,p2)R_{(p_1,p_2)}「正規」ノイズオペレータに減少させます。) この演算子すでに文献のどこかでよく研究されているのだろうか?または、その基本的な特性は明らかですか?私はブール解析から始めているので、これは私よりも理論に精通している人には簡単かもしれません。特に、固有ベクトルと固有値に優れた特性があるかどうか、または乗算特性があるかどうかに興味があります。R(p1,p2)R(p1,p2)R_{(p_1,p_2)}

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軍事政権を分割する堅牢性
ブール関数は、が最大で影響変数を持つ場合、ジャンタであると言います。F :{ 0 、1 } のn → { 0 、1 } f:{0,1}n→{0,1}f: \{0,1\}^n \to \{0,1\}K kkF ffKkk ましょうである -junta。変数の意味によって。修正 が影響変数の少なくともを含むような が存在することは明らかです。F :{ 0 、1 } のn → { 0 、1 } f:{0,1}n→{0,1}f: \{0,1\}^n \to \{0,1\}2 K 2k2k、F ff、X 1、X 2、... 、X N x1,x2,…,xnx_1, x_2, \ldots, x_nS 1 = { X …

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PTIMEに否定を含まない単調なブール式の等価性を決定できますか?
PTIMEまたはcoNP-hardに次の問題がありますか? 変数 2つのブール式およびを否定なしで指定します(つまり、式はおよび介して完全に構築されます)。、つまり、変数へのすべての割り当てに対して同じ値を持つかどうかを決定します。e1e1e_1e2e2e_2バツ1、… 、xnバツ1、…、バツnx_1,\dots,x_n∧∧\wedge∨∨\veee1≡ E2e1≡e2e_1 \equiv e_2 両方の式がDNFで与えられる場合、問題はPTIMEにあります。なぜなら、最初に連言句を辞書順に並べて比較できるからです。しかし、任意の式をDNFに持ち込むと、指数関数的に爆発する可能性があります。同様の議論は、バイナリ決定図にも当てはまるようです。 明らかに、問題はcoNPにあります。 私はかなりの量をグーグルで探していましたが、答えが見つかりませんでした。 基本的な質問についておforび申し上げます。

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ランダム単調関数
Razborov-RudichのNatural Proofsペーパー、6ページで、「モノトーン回路モデルに対する強力な下限証明」とそれらが写真にどのように適合するかについて議論する部分で、次の文があります。 ここでは、問題は建設的ではありません-これらの証明で使用されるプロパティはすべて実行可能です-しかし、大きさ条件の良い形式的な類似物はないようです。特に、「ランダムな単調関数」の実行可能な定義を策定した人はいません。 単調な関数の出力とランダムな文字列を区別するのは簡単ではありませんか?強い下限の存在は、そのようなものがないことを私たちに教えてくれませんか? 私の質問は: 「ランダムな単調関数」の実行可能な定義とはどういう意味ですか?

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2つの数量詞()を使用した式の確認-2QBF
SATソルバーは、1つの数量詞でブール式の有効性をチェックする強力な方法を提供します。 たとえば、有効性を確認するには、SATソルバーを使用してが充足可能かどうかを判断できます。有効性を確認するには、SATソルバーを使用してが充足可能かどうかを判断できます。(ここではブール変数のベクトルで、はブール式です。)φ (X )∀ X 。φ (X )¬ φ (X )X = (X 1、··· 、XのN)N φ∃x.φ(x)∃x.φ(x)\exists x . \varphi(x)φ(x)φ(x)\varphi(x)∀x.φ(x)∀x.φ(x)\forall x . \varphi(x)¬φ(x)¬φ(x)\neg \varphi(x)x=(x1,…,xn)x=(x1,…,xn)x=(x_1,\dots,x_n)nnnφφ\varphi QBFソルバーは、任意の数の数量詞を持つブール式の妥当性をチェックするように設計されています。 2つの量指定子を持つ数式がある場合はどうなりますか?有効性をチェックするための効率的なアルゴリズムはありますか。QBFに一般的なアルゴリズムを使用するよりも優れたアルゴリズムですか。具体的には、という形式の式があり(または)、およびその有効性を確認したい。これに適したアルゴリズムはありますか? 編集4/8:このクラスの式は2QBFとしても知られていることがわかったので、2QBFに適したアルゴリズムを探しています。∃ X 。∀ Y 。ψ (x 、y )∀x.∃y.ψ(x,y)∀x.∃y.ψ(x,y)\forall x . \exists y . \psi(x,y)∃x.∀y.ψ(x,y)∃x.∀y.ψ(x,y)\exists x . \forall y . \psi(x,y) さらに専門化する:私の場合、という形式の式があり有効性を確認したい。ここで、はビット出力を生成する関数です。QBFの一般的なアルゴリズムよりも効率的に、この特定の種類の式の有効性をチェックするアルゴリズムはありますか?f 、g k∀x.∃y.f(x)=g(y)∀x.∃y.f(x)=g(y)\forall x . …

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ACC回路のBeigel-Tarui変換
私は、AroraとBarakの計算の複雑さの本で、NEXPのACC下限に関する付録を読んでいます。 http://www.cs.princeton.edu/theory/uploads/Compbook/accnexp.pdf 重要な補題の1つは、回路から、多対数次数と準多項式係数を持つ整数上の多重線形多項式への変換、または同様に、回路クラスは、多対数ファンインを備えた最下位レベルに準多項ANDゲート、最上位レベルに対称ゲートを備えた深さ2の回路のクラスです。ACC0ACC0ACC^{0}SYM+SYM+SYM^{+} 教科書の付録では、ゲートセットがOR、mod、mod、および定数構成されていると仮定して、この変換には3つのステップがあります。最初のステップは、ORゲートのファンインを多対数オーダーに減らすことです。3 1222333111 著者は、Valiant–Vazirani Isolation Lemmaを使用して、という形式の入力に対するORゲートが与えられた場合、をからまでのペアワイズ独立ハッシュ関数に選び、次にゼロ以外のに対して少なくとも確率で、ます。 OのRは、(X 1、。。。、xは2 K)H [ 2 K ] { 0 、1 } のx ∈ { 0 、1 } 2 、K 1 /(10 K )Σ I :H (I )= 1 x i mod 22k2k2^{k}O R (x1、。。。、x2k)OR(バツ1、。。。、バツ2k)OR (x_{1},...,x_{2^{k}})hhh[ 2k][2k][2^{k}]{ 0 、1 }{0、1}\{ 0,1 \}X ∈ …

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一つは、証明することができ
結果1:Linial-Mansour-Nisanの定理によれば、回路で計算される関数のフーリエ重みは、小さなサイズのサブセットに高い確率で集中します。AC0AC0\mathsf{AC}^0 結果2:フーリエ係数は次数係数に集中しています。PARITYPARITY\mathsf{PARITY}nnn 質問:(証明可能な場合)が結果1および2を使用して、または使用して回路で計算できないことを証明する方法はありますか?PARITYPARITY\mathsf{PARITY}AC0AC0\mathsf{AC}^0

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ランダムブール関数の予想される最小の影響
f:{−1,1}n→{−1,1}f:{−1,1}n→{−1,1}f\colon\{-1,1\}^n \to \{-1,1\}iiiInfi[f]=defPrx∼{−1,1}n[f(x)≠f(x⊕i)]Infi⁡[f]=defPrx∼{−1,1}n[f(x)≠f(x⊕i)] \operatorname{Inf}_i[f] \stackrel{\rm def}{=} \Pr_{x\sim\{-1,1\}^n}[ f(x) \neq f(x^{\oplus i})] I X F MinInf [ F ] のD 、EのF =分I ∈ [ N ] InfをI [ F ] 。x⊕ix⊕ix^{\oplus i}iiixxxfffMinInf[f]=defmini∈[n]Infi[f].MinInf⁡[f]=defmini∈[n]Infi⁡[f].\operatorname{MinInf}[f] \stackrel{\rm def}{=} \min_{i\in[n]}\operatorname{Inf}_i[f]. パラメータが与えられ、我々は選択し -random関数、それぞれにその値を選択することで、であることを独立してランダムに入力確率で、および確率で。そして、すべての およびfortioriPのFp∈[0,1]p∈[0,1]p\in[0,1]pppfff2n2n2^n111ppp−1−1-11−p1−p1-pi∈[n]i∈[n]i\in[n] I N(P )のD 、EのF = E F [ MinInf [ F ] ] …

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マジョリティ関数の回路の複雑さ
ましょう大部分の機能、すなわち、であるF (X )= 1の場合に限りΣ N iが= 1、X I > N / 2。次の事実の単純な証拠があるのだろうかと思っていました(「単純」とは、Valiant 84のような確率的手法やネットワークのソートに依存しないことを意味します。f:{0,1}n→{0,1}f:{0,1}n→{0,1}f: \{0,1\}^n \to \{0,1\}f(x)=1f(x)=1f(x) = 1∑ni=1xi>n/2∑i=1nxi>n/2\sum_{i = 1}^n x_i > n/2 は、 O (log (n ))深さ、poly(n)サイズの回路ファミリで計算できます。ここで、ゲートはNOTゲート、2入力ORゲート、2入力ANDゲートで構成されます。fffO(log(n))O(log⁡(n))O(\log(n))

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ノイズの多いブール関数の硬さ
してみましょうブール関数であるn個のブール変数。ましょうG (X )= T ε(F )(xは)の期待値であるF (Y )Yがから得られるX各確率と座標反転によってε / 2。fffnnng(x)=Tϵ(f)(x)g(x)=Tϵ(f)(x)g(x)=T_\epsilon (f) (x)f(y)f(y)f(y)yyyxxxϵ/2ϵ/2\epsilon/2 を近似するのが計算上困難な場合に興味があります。私は"近似"の概念を固定してみましょう(他のものがあってもよい):ブール関数Hは近似gであれば、H (xは)= 1ときG (X )≥ 0.9とH (xは)= 0場合、G (Xは)≤を0.1ggghhhgggh(x)=1h(x)=1h(x)=1g(x)≥0.9g(x)≥0.9g(x)\ge 0.9h(x)=0h(x)=0h(x)=0 g(x)≤0.1g(x)≤0.1g(x)\le 0.1(正のレートエラー修正コードの存在に基づく)カウント引数は、そのような近似には指数サイズの回路が必要なブール関数があることを示しているようです。しかし、問題は、最初にがNPまたはその近傍にあるときに何が起こるかです。fff Q1:の例でありすべてようNP回路(またはP-空間)によって記載さhは NP困難である、またはいくつかのより弱い意味でハード。fffhhh それを参照するには、我々は大きさのクリーク持つのグラフの性質を検討することができます(私はそれについての有益な議論のためのヨハン・ハスタッドに感謝)必ずしも容易ではないかもしれませんnは1 / 4ランダムな入力のために、それが困難であると考えられます大きなクリークが存在するかどうかを検出しますが、これはノイズの多いグラフにlog nのサイズのクリークが予想以上にあることで現れます。この場合、任意のhは難しい可能性があります(ただし、証明できず、準多項式回路が伝えるほどひどく難しくありません)。hhhn1/4n1/4n^{1/4}hhh Q2:開始する複雑さが低い場合はどうなりますか。(A C 0、モノトーンT C 0、A C Cなど)fffAC0AC0AC^0TC0TC0TC^0ACCACCACC Q3:ブール関数のいくつかの基本的な例の状況はどうなっていますか。(質問は実数値関数にも拡張できます。) Q4:計算の均一(チューリングマシン)モデルについて、上記の質問を正式に求めることはできますか? 更新:アンディの答えを見て(こんにちは、アンディ)最も興味深い質問は、さまざまな特定の機能の状況を理解することだと思います。 別の質問Q5 [モノトーン関数のQ1]を更新します(これもAndyの答えを考慮して)。が単調な場合はどうなりますか?NPの完全な質問を引き続き堅牢にエンコードできます>fff

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下限を取得するためにランダムな制限を使用することは可能
ランダムな制限とスイッチング補題に基づいて、いくつかの有名なA C0AC0\mathsf{AC^0}回路サイズの下限結果があります。 T C0TC0\mathsf{TC^0}回路の下限を証明するために、スイッチング補題の結果を開発できますか(下限証明と同様A C0AC0\mathsf{AC^0})。 または証明するため、このアプローチ使用する任意の固有の障害物が存在する低境界は?T C0TC0\mathsf{TC^0} Natural Proofsのようなバリアの結果は、下限を証明するためのテクニックのようなスイッチング補題の使用に関して何かを述べていますか?T C0TC0\mathsf{TC^0}

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参照要求:サブモジュラー最小化および単調ブール関数
背景:機械学習では、グラフィカルモデルを使用して高次元の確率密度関数を表すことがよくあります。密度が1に積分(合計)されるという制約を破棄すると、正規化されていないグラフ構造のエネルギー関数が得られます。 このようなエネルギー関数がグラフで定義されていると仮定します。グラフの各頂点に1つの変数があり、実数値の単項関数およびペアワイズ関数および\ theta_ {ij}(x_i、x_j):ij \ in \ mathcal {E}。そのとき、全エネルギーはG = (V、E)X θ I(X I):I ∈ V θ I J(X I、XのJ):I 、J ∈ EEEEG = (V、E)G=(V、E)G = (\mathcal{V}, \mathcal{E})バツバツxθ私(x私):I ∈ Vθ私(バツ私):私∈V\theta_i(x_i) : i \in \mathcal{V}θ私はj(x私、xj):ij∈Eθij(xi,xj):ij∈E\theta_{ij}(x_i, x_j) : ij \in \mathcal{E} E(x)=∑i∈Vθi(xi)+∑ij∈Eθij(xi,xj)E(x)=∑i∈Vθi(xi)+∑ij∈Eθij(xi,xj)E(\mathbf{x}) = \sum_{i \in \mathcal{V}} \theta_i(x_i) + \sum_{ij \in \mathcal{E}} \theta_{ij}(x_i, …

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感度ブロック感度推測-含意
ましょう感度とブール関数であるS (F )とブロック感度B S (F )。fffs(f)s(f)s(f)bs(f)bs(f)bs(f) が存在すること感度ブロック感度推測推測状態よう∀ F 、B S (F )≤ S (F )C。c>0c>0c>0∀f, bs(f)≤s(f)c∀f, bs(f)≤s(f)c\forall f,\mbox{ }bs(f)\leq s(f)^c この推測の真実と虚偽の意味は何ですか? 参考文献も引用してください。

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ハイパーキューブ上の畳み込みのエントロピー
我々は関数持っ言う、ようΣ X ∈ Z N 2 F (X )2 = 1(我々が考えることができるので、{ F (X )2 } のx ∈ Z N 2分布など)を。以下のように、このようなA関数のエントロピーを定義することが自然である: H (F )= - Σ X ∈ Z N 2 F (Xf:Zn2→ Rf:Z2n→Rf:\mathbb{Z}_2^n \to \mathbb{R}∑X ∈ Zn2f(x )2= 1∑バツ∈Z2nf(バツ)2=1\sum _{x\in \mathbb{Z}_2^n} f(x)^2 = 1{ f(x )2}X ∈ Zn2{f(バツ)2}バツ∈Z2n\{ f(x)^2\} _{x\in …

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所与
ここに、ジュンタの学習に似たフレーバーの問題があります。 入力: A関数、会員オラクルで表される、すなわち、Oracleの所与のx、戻りF (X )。f:{0,1}n→{−1,1}f:{0,1}n→{−1,1}f: \{0,1\}^n \rightarrow \{-1,1\}xxxf(x)f(x)f(x) 目標:サブキューブ検索の{ 0 、1 } nはボリュームとともに| S | = 2 n − kこのような| E のx ∈ S、F (X )| ≥ 0.1。そのようなサブキューブが存在すると仮定します。SSS{0,1}n{0,1}n\{0,1\}^n|S|=2n−k|S|=2n−k|S|=2^{n-k}|Ex∈Sf(x)|≥0.1|Ex∈Sf(x)|≥0.1\left|\mathbb{E}_{x \in S} f(x) \right| \ge 0.1 すべての(2 n )k個の方法でサブキューブを選択し、それぞれの平均値をサンプリングすることにより、時間で実行され、確率0.99 以上の正解を返すアルゴリズムを取得するのは簡単です。nO(k)nO(k)n^{O(k)}≥0.99≥0.99\ge 0.99(2n)k(2n)k(2n)^k 時間内に実行されるアルゴリズムを見つけることに興味があります。または、下限は大きいでしょう。この問題はフンタの学習に似た風味を持っていますが、計算の難しさの間には実際のつながりはありません。poly(n,2k)poly(n,2k)poly(n,2^k) 更新:以下の@Thomasは、この問題のサンプルの複雑さがことを証明しています。興味深い問題は、依然として、問題の計算の複雑さです。poly(2k,logn)poly(2k,log⁡n)poly(2^k,\log n) 編集:簡単にするために、サブキューブが存在すると仮定できます(予告ギャップ:私たちは、平均でサブキューブを探している≥ 0.1。)私はかなり確信してギャップを持つ問題への解決策にも隙間なく、問題を解決しますよ。|Ex∈Sf(x)|≥0.2|Ex∈Sf(x)|≥0.2\left|\mathbb{E}_{x \in S} f(x) \right| \ge 0.2≥0.1≥0.1\ge …

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