タグ付けされた質問 「cc.complexity-theory」

P対NPおよびその他のリソースに制限された計算。

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ポイント 2つのサイズセットがあるとします。回転のみが異なる場合のテストの(時間)複雑さは何ですか?:X = OYのような回転行列が存在しますか?X 、Y ⊂ R nはmmmX,Y⊂RnX,Y⊂RnX,Y\subset \mathbb{R}^nX = O YOOT=OTO=IOOT=OTO=IOO^T=O^TO=IX=OYX=OYX=OY ここで実際の値を表す問題があります-簡単にするために、基本的な算術演算のコストをO(1)として想定できるように、各座標に(短い)代数公式があると仮定します。 基本的な質問は、この問題がPにあるかどうかです。 一見するとこの問題は単純に見えるかもしれませんが、通常は点や角度のような局所関係のノルムをテストするのに十分ですが、例えばグラフ同型問題と同等の厄介な例があります。 具体的には、強正則グラフ(SRG)の隣接行列の固有空間を見て、幾何学的解釈を行うことができます。以下は最も単純な例です。2つの16頂点SRGは、ローカルに同一に見えますが、同型ではありません。 SRGの隣接行列は常に(既知の公式の)3つの固有値のみを持ちます-上記の固有値2(カーネル)の固有空間を見ると、次元6を持ちます-上記の基底。正規直交化(Gram-Schmidt)、可能な正規直交基底の大きな空間が得られます回転によって異なり、「垂直ベクトル」を回転します:長さ6の16ベクトルのセットをとして定義します、ここで、は2番目のグラフに対応しますとが回転のみで異なる場合、グラフ同型質問を質問に変換します。O (6 )X ⊂ R 6 | X | = 16 Y X YA−2IA−2IA-2IO(6)O(6)O(6)X⊂R6X⊂R6X\subset \mathbb{R}^6|X|=16|X|=16|X|=16YYYXXXYYY 難点は、これらすべてのポイントが球体にあり、元の関係を再作成することです:すべての隣人(ここでは6)は90度未満の固定角度にあり、すべての非隣人(ここでは9)は90度以上の別の固定角度にあります上の写真。 そのため、ノルムとローカル角度に基づいたテストでは、グラフの同型問題に戻りますが、幾何学的解釈により、回転不変量などのグローバルプロパティを操作できます。 一般的に、自然な「グローバル」アプローチは、両方のセット「モジュロ回転」(自由度を含む)を記述し、両方の記述が同一であるかどうかを確認しようとします。n(n−1)/2n(n−1)/2n(n-1)/2 通常、回転不変式を定義できます-問題は、回転の侵略者の完全なセットを構築することです:モジュロ回転のセットを完全に決定します。 ポイント(?)に直接作用する実用的な回転不変式の方法を見つけることはできませんでしたが、多項式(stack)に対しては行うことができます。次数2の多項式場合、回転不変量の完全な基底は、たとえばです。図式彼らは、長さとして表すことができ、サイクル、我々は同様に構築することができるより高次の多項式のための回転不変量を、例えば、(残りの問題は、それらの独立である)程度1,2,3,4-多項式の単一の回転不変量に対応する以下の各グラフ:T r (A k)k = 1 、… 、n kxTAxxTAxx^T A xTr(Ak)Tr(Ak)Tr(A^k)k=1,…,nk=1,…,nk=1,\ldots,nkkk 問題は、多項式でポイントのセットを記述する方法です。一般に、高次多項式、たとえばが必要ですが、SRGのセットはかなりregular-次数6の多項式でのみ記述できます:p(z)=∏x∈X(x⋅(z−x))p(z)=∏x∈X(x⋅(z−x))p(z)=\prod_{x\in X} (x\cdot (z-x)) …

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ソートされた
最近のプレプリントでhttps://arxiv.org/abs/1801.00776、それがあると主張しているの実数は、時間でソートすることができます O (nは√nnn および線形空間。私はアルゴリズムのソートの専門家ではありませんが、この論文は理にかなっています。O(nlogn−−−−√),O(nlog⁡n),O(n \sqrt{\log n}), 正しい場合、これは少なくとも理論的には重要だと思います。 ただし、主な議論の提示はやや非公式で非伝統的です。 この論文で誰かが気づいた/コメントしましたか?同じ著者のYijie Hanは、HanのO (n log log n )時間、線形空間、整数ソートアルゴリズムで説明されているように、整数ソートに関連する結果を公開しているようです。O(nloglogn)O(nlog⁡log⁡n)O(n \log\log n)

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DSPACEの時間階層(O(s(n)))
時間階層の定理は、チューリングマシンが(十分な)時間があれば、より多くの問題を解決できると述べています。スペースが漸近的に制限されている場合、何らかの方法で保持されますか?どのようDTISP(g(n),O(s(n)))DTISP(g(n),O(s(n)))\textrm{DTISP}(g(n), O(s(n)))に関連DTISP(f(n),O(s(n)))DTISP(f(n),O(s(n)))\textrm{DTISP}(f(n), O(s(n)))であればfgfg\frac{f}{g}は十分に速く成長しますか? s(n)=ns(n)=ns(n) = n、g(n)=n3g(n)=n3g(n) = n^3およびの場合に特に興味がありf(n)=2nf(n)=2nf(n) = 2^nます。 特に、私は、次の言語と見なさ: Lk:={(⟨M⟩,w):M rejects (⟨M⟩,w) using at most |⟨M⟩,w|3 time steps,Lk:={(⟨M⟩,w):M rejects (⟨M⟩,w) using at most |⟨M⟩,w|3 time steps, L_k := \{ (\langle M \rangle, w) \; : \; \text{M rejects } (\langle M \rangle, w) \text{ using at most } …

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密度の異なる言語間の削減?
言語Xの密度は関数d Xです。N → Nは、として定義されます 仮定とある有限アルファベット以上の言語であり、多くのワン・ログ・スペースが減少する、及びでない。関数は、すべてのに対して多項式およびが存在する場合、多項式的に関連していますXXXdX:N→NdX:N→Nd_X \colon \mathbb{N} \to \mathbb{N}A B A B B L = DSPACE (log n )f 、g :N → NdX(n)=|{x∈X∣|x|≤n}|.dX(n)=|{x∈X∣|x|≤n}|.d_X(n) = |\{x\in X \mid |x| \le n\}|.AAABBBAAABBBBBBL=DSPACE(logn)L=DSPACE(log⁡n)\textsf{L} = \text{DSPACE}(\log n)f,g:N→Nf,g:N→Nf,g \colon\mathbb{N} \to \mathbb{N}Q N ∈ Npppqqqn∈Nn∈Nn\in \mathbb{N}。f(n)≤p(g(n))f(n)≤p(g(n))f(n) \le p(g(n))および。g(n)≤q(f(n))g(n)≤q(f(n))g(n) \le q(f(n)) の密度がの密度に多項式的に関連していない場合、からへの対数空間の縮小はありますか?B B AAAABBBBBBAAA バックグラウンド 答えはノーだと思いますが、現在これを表示することはできません。 明らかに、がにある場合、からへのログスペースの削減はありません。そのため、明確な否定的な答えを提供できる例がいくつかあります。L …

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SATは文脈自由言語ですか?
私はすべての充足可能な命題論理式の言語、SATを考えています(これが有限のアルファベットを持っていることを保証するために、私たちは何らかの適切な方法で命題文字をエンコードします[編集:エンコーディングが異なるため、より具体的にする必要があります。以下の私の結論を参照してください)。私の簡単な質問は あるSATは、文脈自由言語? 私の最初の推測は、今日(2017年初頭)の答えは「これは複雑性理論の未解決の問題に関連しているため、誰も知らない」ということでした。ただし、これは完全に偽ではありませんが、実際には真実ではありません(下記の回答を参照)。ここに、私たちが知っていることの簡単な要約を示します(いくつかの明らかなことから始めます)。 SATは規則的ではありません(括弧が一致するため命題論理の構文でさえ規則的ではないため) SATは状況依存です(それにLBAを与えるのは難しくありません) SATはNP完全(クック/レビン)であり、特に多項式時間で非決定的なTMによって決定されます。 SATは、一方向の非決定的スタックオートマトン(1-NSA)でも認識できます(WCラウンド、中間レベル言語での認識の複雑さ、スイッチングとオートマトン理論、1973、145-158 http://dx.doi.org/を参照してください)10.1109 / SWAT.1973.5) コンテキストフリー言語の単語の問題には、独自の複雑度クラスCFLCFL\textbf{CFL}(https://complexityzoo.uwaterloo.ca/Complexity_Zoo:C#cflを参照) 、 LOGCFLは、問題のクラスであるが、に還元LOGSPACE CFL(参照https://complexityzoo.uwaterloo.ca/Complexity_Zoo:L#logcfl)。これは、ことが知られている NL ⊆ LOGCFL。CFL⊆LOGCFL⊆AC1CFL⊆LOGCFL⊆AC1\textbf{CFL}\subseteq\textbf{LOGCFL}\subseteq\textbf{AC}^{\textbf{1}}LOGCFLLOGCFL\textbf{LOGCFL}CFLCFL\textbf{CFL}NL⊆LOGCFLNL⊆LOGCFL\textbf{NL}\subseteq\textbf{LOGCFL} これは、かどうかは知られていないまたは(実際には、でも開いている、私は思いますこれは、S。アロラ、B。バラク:計算の複雑さ:モダンアプローチ ; Cambridge University Press 2009)から入手しました。したがって、にないことがわかっている完全な問題はありません。したがって、SATがある場合は不明である必要があります。NL⊊NPNL⊊NP\textbf{NL}\subsetneq\textbf{NP}NL=NPNL=NP\textbf{NL}=\textbf{NP}NC1⊊PHNC1⊊PH\textbf{NC}^{\textbf{1}}\subsetneq\textbf{PH}NPNP\textbf{NP}LOGCFLLOGCFL\textbf{LOGCFL}LOGCFLLOGCFL\textbf{LOGCFL} ただし、この最後の点では、SATがにないことがわかっている可能性が残っています。一般に、質問の認識状態を明確にするのに役立つ可能性のあるNC階層とCFLの関係についてはあまり見つけることができませんでした。CFLCFL\textbf{CFL}CFLCFL\textbf{CFL}NCNC\textbf{NC} 備考(最初の回答を見た後):論理式が連言標準形になるとは思っていません(これは回答の本質に違いをもたらさず、CNFも数式であるため、通常は引数が適用されます。構文に括弧が必要なため、問題の変数の定数バージョンは定期的に失敗すると主張します。 結論:私の複雑性理論にヒントを得た推測に反して、SATはコンテキストフリーではないことを直接示すことができます。したがって、状況は次のとおりです。 命題変数が2進数で識別される式の「直接」エンコーディングを使用するという仮定の下で、SATはコンテキストフリーではないことが知られています(言い換えると、SATはありません)演算子および区切り文字用)。CFLCFL\textbf{CFL} SATがに含まれているかどうかはわかりませんが、「ほとんどの専門家はそうではない」と考えています。これは、P = NPを意味するからです。これはまた、SATの他の「合理的な」エンコーディングがコンテキストフリーであるかどうかが不明であることを意味します(NP困難な問題の場合、ログスペースは許容可能なエンコーディング作業であると想定します)。LOGCFLLOGCFL\textbf{LOGCFL}P = NPP=NP\textbf{P}=\textbf{NP} これら2つの点が意味するものではありませんのでご注意。これは、コンテキストフリーではない言語(たとえば、a n b n c n)がLにある(したがってLOGCFLにある)言語があることを示すことで、直接表示できます。CFL ⊊ LOGCFLCFL⊊LOGCFL\textbf{CFL}\subsetneq\textbf{LOGCFL}LL\textbf{L}LOGCFLLOGCFL\textbf{LOGCFL}anbncnanbncna^nb^nc^n

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算術回路はブール値よりも弱いですか?
LET (非単調)演算の意味最小サイズ(+ 、× 、- )指定された多重線形多項式演算回路 F (X 1、... 、xはN)= Σ E ∈ E C 、E 、N Π I = 1 x e i iA(f)A(f)A(f)(+,×,−)(+,×,−)(+,\times,-) および B (F )示す(非単調)ブール値の最小サイズ(∨ 、∧ 、¬ )演算回路ブールバージョン F Bの Fによって定義される: F B(X 1、... 、xはN)= ⋁ E ∈ E ⋀ I :E I ≠ 0のx If(x1,…,xn)=∑e∈Ece∏i=1nxeii,f(x1,…,xn)=∑e∈Ece∏i=1nxiei, f(x_1,\ldots,x_n)=\sum_{e\in …

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ランダム化された多項式階層?
(多項式階層、たとえばここを参照)の定義で、N Pの役割がR Pに置き換えられるとしたらどうなるでしょうか。PHPHPHNPNPNPRPRPRP 同じよう我々はまだ階層を構築することができ、思わちょうど使用して、構築されているRのPどこでも代わりにN 、P、およびC O R Pの代わりに、C O N Pを。それをランダム化多項式階層(R P H)と呼びましょう。PHPHPHRPRPRPNPNPNPcoRPcoRPcoRPcoNPcoNPcoNPRPHRPHRPH 私の最初の推測では、ということである、または多分R P H = B P P。N P = R PはP H = B P Pを意味するという既知の事実に基づいています。それでも、P ≠ R Pの場合、R P Hは引き続きB P P内の適切な無限階層になる可能性があります。RPH⊆BPPRPH⊆BPPRPH\subseteq BPPRPH=BPPRPH=BPPRPH=BPPNP=RPNP=RPNP=RPPH=BPPPH=BPPPH=BPPP≠RPP≠RPP\neq RPRPHRPHRPHBPPBPPBPP もちろん、が推測される(P = B P Pでさえある)という事実によって、問題の端は鈍化され、これによりR P HがPに平坦化されます。ただし、P = R P は現時点では不明であり、これまでのすべての証明の試みに抵抗しています。したがって、 R …

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L / P / PSpace vs P / NP
1979年、Hopcroft / Ullmanは、L⊆P⊆NP⊆PSpaceは知られているが、L⊊PSpaceが知られている唯一の適切な(そして些細な)封じ込めであると書いたが、すべてが適切な封じ込めであると推測される。 それ以来、L⊊P、P⊊PSpace、P⊊NPの間に既知の接続がありますか?それらはすべて独立していると考えられていますか、それとも相互依存の兆候がありますか? 動機:この質問は、SETHをO(n 2)編集距離に結び付ける最近のBackurs-Indykの結果に一部影響を受けています。SETHは指数時間で、編集距離はPTimeです。(また、上限を証明することで下限を証明する問題も多少あります)

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単射カープ削減の下での完全性
カープ削減は、2つの計算問題間の多項式時間で計算可能な多対一の削減です。多くのカープ削減は、実際には1対1の機能です。これは、すべてのカープ削減が単射(1対1関数)であるかどうかという問題を提起します。 多1カープ削減でのみ完了し、単射カープ削減では完了しないことがわかっている自然な完全問題はありますか?単射カープ削減を使用してN P完全性を定義する場合、何を獲得(および損失)しますか?NPNPNPNPNPNP 明らかな利点の1つは、単射カープ削減ではスパースセットを完全にできないことです。

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P / poly
P/poly=NP/polyP/poly=NP/polyP/poly = NP/poly意味NP⊆P/polyNP⊆P/polyNP \subseteq P/poly順番に多項式階層の崩壊のような興味深い結果をもたらします。 に興味深い影響はありP/poly≠NP/polyP/poly≠NP/polyP/poly \neq NP/polyますか?

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さまざまな複雑度クラスの数論的または代数的問題のリスト
さまざまな数論的/代数的問題の既知または未知の複雑さに関するリストを探しています。例えば、 GCD は開いていますが、NC1NC1NC^1 因数分解が開いている、PPP 計算束コホモロジーは -hard#P#P\#P、 アローラとバラクは、ファクタリングのバリアントは完全であると述べています(ただし、これはファクタリングのNP完全バリアントでの議論に基づいて明確ではありません)。NPNPNP Barbulescu et alの離散対数に関する画期的な研究。 Adlemanはかつてと焦点を当てたリストを公開していましたが、時代遅れのようです。Mumfordには、複雑性に関係なく、代数幾何学で計算可能なものに関する論文があります。N PPPPNPNPNP これらのリストが公開されてからの(主要な)発見のリストを知っている人はいますか? (上記のリストが公開されたため)複雑度クラスが既に既知である可能性のある数論的/代数的フレーバーの問題点は何ですか? 問題のいくつかの経路は、補間問題(さまざまなフィールドにわたる単変量または多変量)、中国の剰余定理、曲線上のポイントカウントの複雑さなどです。

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自然証拠バリアの範囲
RazborovとRudichの自然な証明の障壁は、信頼できる暗号化の仮定の下では、建設的で大きく、有用な関数の組み合わせの特性を見つけることによってNPをP / polyから分離することは望めないと述べています。障壁をどうにかして回避するいくつかの有名な結果があります。また、3つの条件に考えられる抜け穴を議論するいくつかの論文があります。たとえば、Chowがバリアが大きな大きさの弱い違反に敏感であることを示した結果や、Chapman and Williamsの最近の論文です。有用性条件を緩和することにより、潜在的に障壁を回避する方法を提案する。私の質問は、建設的、大規模、または有用性に違反するのではなく、完全にその範囲外になることによって、自然な証明の障壁を回避する例、または可能性さえあるかどうかです。つまり、すべての潜在的な証明方法が、組み合わせの「プロパティ」を見つけて、すべての機能を、プロパティを満たすものと満たさないものに分割することに基づく必要がある理由は、私にはまったく明らかではありません。なぜこの操作のフレームワークはすべての可能な証明に適用する必要があり、そうでない場合、他のタイプの証明はどのようになるのでしょうか?

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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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厳密な包含が不明なLOGSPACEを含む大規模なクラス
PSPACEにWikipediaのページが包含することを言及して(残念ながら参照することなく)厳密であることが知られていません。NL⊂PHNL⊂PHNL\subset PH Q1:何についてとL ⊂ P #P -これらの厳格であることが知られていますか?L⊂PHL⊂PHL\subset PHL⊂P#PL⊂P#PL\subset P^{\#P} Q2:いいえの場合、確立されたクラスが存在しない含まP #Pとは、封入場合れることは知られていないL ⊂ Cは厳しいですか?CCCP#PP#PP^{\#P}L⊂CL⊂CL\subset C Q3:そのような包含物は文献で議論されていますか?

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セットカバー問題のこのバリアントは何として知られていますか?
入力は、宇宙であるの部分集合のファミリー、たとえば、。のサブセットがをカバーできると仮定します。つまり、です。U U F ⊆ 2 U F U ⋃ E ∈ F E = UUUUUF⊆2U{\cal F} \subseteq 2^UF{\cal F}UU⋃E∈FE=U\bigcup_{E\in {\cal F}}E=U インクリメンタルカバーシーケンスは、でサブセットのシーケンスである、たとえば、、満足することF A = { E 1、E 2、… 、E | A | }F{\cal F}A={E1,E2,…,E|A|}{\cal A}=\{E_1,E_2,\ldots,E_{|{\cal A}|}\} 1)、∀ E ∈ A、E ∈ F∀E∈A,E∈F\forall E\in {\cal A}, E\in {\cal F} 2)すべての新参者に新しい貢献があります。つまり、∀ I …

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