タグ付けされた質問 「complexity」



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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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ライン上の並列小石ゲーム
で小石ゲームのノード上の小石私は、あなたが追加したり、ノードI + 1から小石を削除することができますがある場合にはライン上のNを介して0ノード0の小石でゲームを開始するとラベルN + 1つのノードがあります。目標は、ボードに多くの小石を同時に配置せずに、あまり多くのステップを踏むことなく、ノードNに小石を配置することです。 素朴な解決策は、小石を1、2、3のように配置することです。これは、ステップ数の観点から最適です。同時にボード上の小石の最大数が最適ではありません。最後のステップでは、ボード上にN個の小石があります(0の小石は数えません)。 このペーパーでは、ボードに同時に小石を少なくする戦略があります。それらは、一度にΘ (lg N )のΘ(lgN)\Theta(\lg N)小石を超えることなくノードNに到達しますが、ステップ数をΘ (n lg 2 3)に増やすという犠牲を払いΘ(nlg23)\Theta(n^{\lg_2 3})ます。位置Nに小石があるかどうかをトグルします。NN他の小石を残さずにN / 2を再帰的N/2N/2に切り替えます。これを開始点として使用して、NNNを別の再帰ステップで切り替え、次に3番目の半分の再帰ステップでN / 2を切り替えますN/2N/2それをクリアします。 私は、小石の追加と除去を並行して行うことができるという仮定の下で、小石の最大数とステップ数の間のトレードオフに興味があります。「並列」とは、個々の追加/削除が許可され、行われている他の動きと相互作用しない限り、各ステップで必要な数の小石を追加または削除できることを意味します。具体的には、AAAが小石を追加または削除するノードのセットであり、PPPがステップの開始時に小石を持っていたノードのセットである場合、次のようにすべての追加と削除を単一のステップで実行できます限り{ - 1 | ∈ A } ⊆ P - A{a−1|a∈A}⊆P−A\{a-1 | a \in A \} \subseteq P - A。 たとえば、ステップiの小石をiiiに配置し、√の倍数の小石をマークする戦略を考えます。iiNN−−√\sqrt{N}を「チェックポイント」として使用し、可能な場合は常に、小石の付いたチェックポイントの背後にある最高インデックスの小石を削除します。この戦略は、依然として後Nノードに達するNのNNナイーブな戦略のように、ステップが、から小石の最大数を減らすNNNに2 √N2N−−√2 \sqrt{N}。 N個のNNステップで終了し、さらに低い漸近的な最大ペブル複雑度で終了する並列ラインペブル戦略はありますか?O (N lg N )O(NlgN)O(N \lg N)ステップを許可する場合はどうなりますか?max-pebbleと時間のトレードオフが特に良い「興味深い」ポイントは何ですか?

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仮定の下で崩壊
場合ことが知られているN P ⊆ P / P O のL yは、次に多項式階層に崩壊Σ P 2及びM A = A M。NP⊆P/PolyNP\subseteq P/PolyΣP2\Sigma_2^{P}MA=AMMA = AM 何である場合に発生することが知られている最強の崩壊N E X P ⊆ P / P oをLのY?NEXP⊆P/PolyNEXP\subseteq P/Poly

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クラスFP、FNP、TFNPとは正確には何ですか?
彼の著書Computational Complexityでは、PapadimitriouはFNPを次のように定義しています。 LがNPの言語であるとします。命題9.1により、多項式時間決定可能、多項式バランス関係があるのR Lすべての文字列のようにX列がある:YとR L(X 、Y )の場合に限り、X ∈ Lは。F Lで示されるLに関連付けられた関数の問題は、次の計算上の問題です。LLRLR_LxxyyRL(x,y)R_L(x,y)x∈Lx\in LLLFLFL xが与えられxx、そのような文字列が存在する場合、R L(x 、y )となる文字列yを見つけます。そのような文字列が存在しない場合、「no」を返します。yyRL(x,y)R_L(x,y) 上記のようにNPの言語に関連付けられているすべての機能問題のクラスは、FNPと呼ばれます。FPは、多項式時間で解くことができるFNPの関数問題のみを考慮した場合に生じるサブクラスです。 (...) (...)、すべての文字列xにR (x 、y )のようなyが少なくとも1つある場合、FNP 合計で問題Rを呼び出します。すべての総関数問題を含むFNPのサブクラスはTFNPで示されます。RR xxyyR(x,y)R(x,y) 章の概要でベン図において、Papadimitriouはその意味FP ⊆ TFNP ⊆ FNPを。⊆\subseteq ⊆\subseteq まさにそれが保持している理由は、私は、ハードの時間を理解しているFP ⊆ TFNPのに問題以来、FPは、それ自体が合計である必要はありません。⊆\subseteq より良い理解を得るために、私はFP、FNP、およびソートの完全な定義を見つけるために文献を探して、成功していませんでした。 私の非常に(謙虚な)意見では、これらのトピックの教訓的な資料はほとんど(正しい!)ないと思います。 決定問題の場合、クラスは言語のセット(つまり、文字列のセット)です。 関数の問題のクラスとは正確には何ですか?それらは関係、言語のセットですか...?強固な定義とは何ですか?
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計算理論における自然問題とは何ですか?
P vs NP問題に関するスティーブンクックの論文[1]で、彼は次のように述べています[2]。 実現可能性論文:自然問題には、多項式時間アルゴリズムがあれば実現可能なアルゴリズムがあります。 私の質問は、「自然な問題」によって彼(または一般的に実際には1つ)が正確に何を意味するのかということです。自然な問題について話すことは十分にありふれているようですが、私はまだ定義を見つけることができていません。何かが足りないようです。ここで私が考えているいくつかの可能な答えがあります: 最初の可能な答え クックは彼の論文で「自然」は説明されなければならないと述べています。彼は、「一般に、パラメーターがクラスであるクラスを考慮しません。たとえば、属kの表面に埋め込むことができるグラフのセット、k &gt; 1。」[3]さて、最初に、これは何と言っているようです自然」とは、それが何であるかということではありません。しかし、すべての問題が自然であるかどうかにかかわらず、これが自然ではないすべての問題を完全に説明している場合、これで自然を定義できます。(しかし、「一般的に」という修飾子は、これは自然ではない問題の十分かつ必要な説明ではないことを示唆しています。) 「パラメータを持つクラス」は、固定パラメータの扱いやすさを指していると思います。これは、実行可能性が強制されるように入力が制限されている問題を意味します。したがって、ナップザックが運ぶことができる重みを固定すれば、多項式時間アルゴリズムでナップザック問題[4]を解くことができます(ただし、一般に多項式時間の解はありません)。これを手にして、「自然」であるということは、多項式時間で解くことができない問題から多項式時間アルゴリズムを強制するような方法で問題が制限されない(「人為的に」制限されている)ことを意味します。 これがクックの「自然」の概念を理解する正しい方法であるかどうか私が確信していない理由は、「自然」の資格がここで何をしているのかが完全にわからないためです。「自然」を落とすと、「多項式時間アルゴリズムを持っている限り、問題は実行可能なアルゴリズムを持っている」ということになります。しかし、これは完全に合理的であるように見えます。ナップザック問題には多項式時間アルゴリズムがないため、実行可能なアルゴリズムはありません。knapsack-with-fixed-paramater-tractabilityには多項式時間アルゴリズムがあるため、実行可能なアルゴリズムがあります。両方の説明は、実行可能なアルゴリズムの問​​題が何であるかという概念と一致しているようです。 私はこれがクックが何を意味するのかを理解するための最良のガイドかもしれないと考えています。私はまた、この自然の概念がこのStackExchangeの質問によって捉えられていると考えています。[5} しかし、もう1つあります。 2番目の可能な答え ウィリアムガスアーチは、「問題を複雑なクラスに分類する」[6]で、「自然問題とは何かという文字どおりの議論」を行うと述べています[7]。論文の最後に、[8]対話形式のやり取りがあり、1人の講演者がこう言っています。 「問題が自然になるのは何ですか。一方で、私はPにいないことだけを目的として問題を構築しませんでした。それで、ばかげたお尻の問題ではありません。それから、自然のレベルに上がるのですか?」 したがって、Gasarchが言っていることは、Pにないと言えるように意図的に構成されていない問題がある場合、それは自然であるということです。したがって、少し独創的な解釈をすると、Gasarchは少なくともCookと整合性のある何かを言っているように見えます。一方、クック氏は、パラメータがなければ問題は自然だと言っています。しかし、単なる一貫性は定義を生み出しません。 3番目の可能な答え ウィキペディアの「適切な問題」[9]のエントリでは、ジャックアダマールの適切な問題の概念の定義が提示され、適切な問題は「自然な問題と見なされる可能性がある」と述べられています。これらの問題によってモデル化された物理プロセスがあるという点で」それで、問題が物理的なプロセスをモデル化している場合に限り、自然な問題でしょうか? ウィキペディアによると、アダマールの資格は、(i)解決策が存在する、(ii)解決策がユニークである、(iii)解決策の動作が初期条件に伴って連続的に変化する、というものです。これは他の2つの定義とは異なるようです。私の感覚では、「自然」はまったく同じ方法で使用されていません(特に、問題が物理プロセスをモデル化している場合に限り、問題が自然であるという解釈に同意する場合)が、この質問に関する私の研究ではそれがあり、連絡先があります。 だから私の質問は:自然な問題とは何ですか?これらの答えのいずれか、またはそれらのいくつかの組み合わせは正しいですか?私が見逃している他の答えはありますか?ありがとうございました。 「The Statement of the Problem」(2006年)は、Clay Mathematicsにオンラインで掲載されました。タイトル:「P vs NP問題」、http://www.claymath.org/sites/default/files/pvsnp.pdf p。3 p。4 https://en.wikipedia.org/wiki/Knapsack_problem#0.2F1_Knapsack_Problem Pで最も難しい既知の自然問題?自然な問題はこの説明に従うが、kが最大であることを制限しないと私は考える。 https://www.cs.umd.edu/~gasarch/papers/classcomp.pdf p。2。 p。47-8、セクション25 https://en.wikipedia.org/wiki/Well-posed_problem

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EXP完全問題とサブ指数アルゴリズム
問題がEXP時間完全であることは、がないことを意味しますか?AAAAAADTIME(2o(n))DTIME(2o(n))DTIME(2^{o(n)}) 時間階層の定理により、は含まれないことを知っています。それにもかかわらず、これはすぐにすべてのEXP完全問題のためのサブ指数時間アルゴリズムが存在除外していないようですインスタンス減らしたとき以来、問題の問題のインスタンスyに、私たちは多項式を有することができますサイズが爆破します。つまり、です。EXP=DTIME(2nO(1))EXP=DTIME(2nO(1))EXP=DTIME(2^{n^{O(1)}})E=DTIME(2O(n))E=DTIME(2O(n))E=DTIME(2^{O(n)})AAAxxxB∈EXPB∈EXPB\in EXPAAA|y|=|x|O(1)|y|=|x|O(1)|y|=|x|^{O(1)} だから私の質問は、無条件にEXP完全問題の指数以下の時間アルゴリズムの存在を除外するいくつかの議論があるかどうかです。

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MAJ3SATのPP完全性のステータス
短い質問:MAJ-3CNFは多対1の削減ではPP完全な問題ですか? より長いバージョン:MAJSAT(命題文の割り当ての大部分が文を満たすかどうかを決定する)は多項削減ではPP完全であり、#SATは節約削減では#P完全であることはよく知られています。#3CNF(つまり、#SATが3-CNF数式に制限されている)が#P完全であることも明らかです。クック・レビンの削減は節約的で、3-CNFを生成します(この削減は実際にPapadimitriouの本で使用されています) #SATの#P完全性を示す)。 同様の議論は、MAJ-3CNFが多項削減のもとでPP完全であることを証明するようです(MAJ-kCNFはkJSNF式に制限されたMAJSATです。つまり、各句にはkリテラルがあります)。 ただし、ベイリー、ダルマウ、コライティスによるプレゼンテーション「PP完全な充足可能性の問題の相転移」では、著者は「MAJ3SATはPP完全ではない」と述べています(https://users.soe.ucscでのプレゼンテーション).edu /〜kolaitis / talks / ppphase4.ppt)。この文は彼らのプレゼンテーションにのみ出て、関連する論文には出てこないようです。 質問:#3CNFが#P完全であることの証明は、MAJ3CNFがPP完全であることを証明するために実際に適用できますか?ベイリーらの発言を考えると、そうではないようです。証拠が運ばない場合:MAJ-3CNFがPP完全であることの証拠はありますか?そうでない場合、この結果に関してPPと#Pの違いについて直観はありますか?


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2-NEXPTIME完全問題
問題が発生し、2-nexptimeのように見えるアルゴリズムが見つかりました。 下限を見つけるために、既知の2-nexptime-complete問題を見つけたいと思います。 私は文献で主にそのような2つの問題を見つけました: PCPが2 2 n未満のサイズの解かどうか22ん22ん2^{2^n} サイズ2 2 nの正方形のティリング問題22ん22ん2^{2^n} しかし、私はこれらの問題を自分でエンコードすることができませんでした。したがって、私は他の2-NEXPTIME完了問題を知りたいと思います。最初にこのクラスにもっと直感を持ち、次に良いケースでは下限を証明します。 ここでは、2-NEXPTIMEの概要を理解するために、わざわざ問題を説明しません。 ありがとう

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P / Polyと均一複雑度クラス
NEXPがP / polyに含まれているかどうかは不明です。実際、NEXPがP / polyに含まれていないことを証明すると、ランダム化解除にいくつかのアプリケーションが含まれることになります。 CがP / polyに含まれていないことを証明できる最小の均一クラスCは何ですか? co-NEXPがP / polyに含まれていないことを示すと、NEXPとP / polyの場合のように、他のいくつかの複雑な理論上の影響がありますか? 注:SP2SP2SP_2は、各固定定数kのSize[nk]Size[nk]Size[n^k]に含まれていないことがわかっていることを知っています(これは、1ビットのアドバイスでMAにも表示されました)。しかし、この質問では、固定されたkの結果には興味がありません。これらのクラスが非常に大きくても、P / Polyとは異なるクラスに本当に興味があります。kkkkkk

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Pの凸最適化はありますか?
フォームの凸最適化問題を考えます f0(x1,…,xn)fi(x1,…,xn)→min≤0,i=1,…,mf0(x1,…,xn)→minfi(x1,…,xn)≤0,i=1,…,m\begin{align} f_0(x_1, \ldots, x_n) &\to \min \\ f_i(x_1, \ldots, x_n) & \leq 0, \quad i = 1, \ldots, m \end{align} ここで、f0,f1,…,fmf0,f1,…,fmf_0, f_1, \dots, f_mは凸関数です。一般性を失うことなく、f0f0f_0は線形であると仮定できます。 NesterovとNemirovskiiは、彼らの著書「凸型プログラミングの内点多項式アルゴリズム」で、次の意味で多項式時間の凸型プログラムを解くことができるアルゴリズムがあると述べています。我々は、相対精度内で溶液を持ちたいεε\varepsilonのコストでO(p(n,m)ln(n/ε))O(p(n,m)ln⁡(n/ε))O(p(n,m) \ln (n/\varepsilon))の値の計算とO(q(n,m)ln(n/ε))O(q(n,m)ln⁡(n/ε))O(q(n,m) \ln(n/\varepsilon))部分勾配の計算。次に、楕円体法では、 p(n,m)=n3(m+n),q(n,m)=n2p(n,m)=n3(m+n),q(n,m)=n2p(n,m) = n^3 (m+ n), \qquad q(n,m) = n^2 一見すると、これは、楕円体法を使用して多項式時間で凸最適化問題を解くことができることを意味しているように見えます(簡単にするために、値と部分勾配を計算するためのオラクルは、考慮されるクラスのO(1)O(1)O(1)時間を必要とすると仮定します凸最適化問題)。 ただし、O(⋅)O(⋅)O(\cdot)式が何らかの方法で関数fifif_i依存しているかどうか、たとえばヘッシアンに依存しているかどうかは、まったくわかりません。この場合、関数の曲率特性により、複雑さは指数関数的に増大する可能性があります。さらに、「楕円体法は実際にはうまく機能しない」と不思議に主張されています。私の質問への回答が肯定的であるか否定的であるかは、インターネットでコンセンサスがないようです。たとえば、MathOverflow に関するこの議論を参照してください。 私は見つけることができる凸最適化に関するすべての本を検索しましたが、この確かに問題に依存しているという印象を受けましたが、この推測の明確な確認は見つかりませんでした。だから私の唯一の希望は、この分野で研究をしている人々に直接尋ねることです。O(⋅)O(⋅)O(\cdot) 後で開発された内点法は、自己整合バリアの概念を使用して曲率を明示的に説明しているようです。しかし、人々がこれらの方法が実際には効率的であると言うとき、彼らは通常、複雑さのレベルでこれを指定しません。
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