タグ付けされた質問 「optimization」

利用可能な選択肢のセットから最適な要素を選択することに関する一般的な質問。

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多項式時間で正確または近似的に解くことができる数学プログラムのクラスは何ですか?
私は、どのタイプの(連続)数学プログラム(MP)を効率的に解くことができ、どのタイプはできないかについて、連続最適化の文献とTCSの文献にかなり混乱しています。継続的最適化コミュニティは、すべての凸型プログラムを効率的に解くことができると主張しているようですが、「効率的」の定義はTCSの定義と一致しないと思います。 この質問はここ数年私を悩ませており、明確な答えを見つけることができないようです。多項式時間で正確に解くことができるMPのクラス、およびその手段によって、これを一度解決するのに役立つことを願っています。そして、多項式時間で正確に解けないMPの最適解を近似することについて何が知られていますか? 以下に、この質問に対する不完全な回答を示しますが、これは一部の場所でも間違っている可能性があります。そのため、間違っている箇所を確認して修正してください。また、答えられないいくつかの質問も述べています。 楕円体法または内点法を実行し、その後、丸め処理を実行することにより、線形計画法を多項式時間で正確に解くことができることは誰もが知っています。線形プログラミングは、「分離オラクル」を提供できる限り、任意の超大量の線形制約を持つLPファミリーに直面する場合、変数の数の時間多項式で解くことさえできます。 、そのポイントが実行可能かどうかを決定するか、実行可能なポイントの多面体からポイントを分離する超平面を出力します。同様に、これらのLPの双対に分離アルゴリズムを提供する場合、任意の超大量の変数を持つLPファミリーに直面するときの制約の数における時間多項式の線形計画法。 楕円体法は、目的関数の行列が正(半?)定である場合に、多項式時間で2次プログラムを解くこともできます。私は、分離オラクルのトリックを使用することにより、信じられないほどの数の制約を処理している場合、これを行うこともできると考えています。本当? 最近、半正定値プログラミング(SDP)は、TCSコミュニティで多くの人気を得ています。内点法または楕円法を使用して、任意の精度でそれらを解決できます。平方根を正確に計算できないという問題のために、SDPは正確に解決できないと思います。(?)SDP用のFPTASがあると言ったら正しいでしょうか?私はどこでもそれを述べたことを見なかったので、それはおそらく正しくない。しかし、なぜ? LPとSDPを任意の精度で正確に解くことができます。他のクラスの円錐プログラムはどうですか?楕円法を使用して、2次コーンプログラムを任意の精度で解くことができますか?知りません。 楕円体法を使用できるMPのクラスはどれですか?このようなMPは、任意の精度まで答えを与えるためにどのような特性を満たす必要があり、多項式時間で正確な解を得るためにどのような追加の特性が必要ですか?内点法についても同じ質問です。 ああ、そして最後に、コンティニュアスオプティマイザーが凸プログラムを効率的に解くことができると言っているのはなぜですか?凸プログラムに対する任意精度の答えが多項式時間で見つかるのは本当ですか?そうではないので、「効率的」の定義はどの面で私たちのものと異なるのでしょうか? どんな貢献でも大歓迎です!前もって感謝します。


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ペアワイズ距離の誤差の合計を最小化する丸め
次の問題の複雑さについて知られていること: 与えられた:有理数x1&lt;x2&lt;…&lt;xnx1&lt;x2&lt;…&lt;xnx_1 < x_2 < \dotso < x_n。 出力:整数y1≤y2≤…≤yny1≤y2≤…≤yny_1 \le y_2 \le \dotso \le y_n。 目的:最小限E (I 、J )= | (y j − y i)− (x j − x i)| 。∑1≤i&lt;j≤ne(i,j),∑1≤i&lt;j≤ne(i,j),\sum_{1 \le i < j \le n} e(i,j),e(i,j)=|(yj−yi)−(xj−xi)|.e(i,j)=|(yj−yi)−(xj−xi)|.e(i,j) = | (y_j-y_i) - (x_j-x_i)|. すなわち、有理数を整数に丸めて、ペアワイズ距離の誤差の合計を最小化します。各ペアi,ji,ji, jについて、丸められた距離yj−yiyj−yiy_j-y_iを真の距離できるだけ近づけたいと思いxj−xixj−xix_j-x_iます。 動機:退屈な地下鉄旅行、および1分の移動時間の解像度で駅の「場所」を示すポスター。ここでは、ポスターを使用してステーションiiiと間の移動時間を検索する場合に発生するエラーを最小限に抑え、jjjすべてのペアで平均化しますi&lt;ji&lt;ji y_ji&lt;ji&lt;ji < j 元の質問は単調整数バージョンを考慮していますが、これらのバージョンのいずれかに関連する回答は大歓迎です。

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特性評価は良好だが、多項式時間アルゴリズムはない最適化問題
次の形式の最適化問題を検討してください。ましょう、文字列にマッピング多項式時間計算可能関数である有理数に。最適化の問題はこれです:ビット文字列上の最大値は何ですか?x f (x )n xf(x)f(x)f(x)xxxf(x)f(x)f(x)nnnxxx が成り立つよう な別の多項式時間計算可能関数がある場合、そのような問題にはミニマックスの特性があるとしましょう。ここで、xはすべてのnビット文字列で実行され、yはすべてのmビット文字列で実行されます。nとmは異なる場合がありますが、多項式的に関連しています。max x f (x )= min y g (y )x n y m n mgggmaxxf(x)=minyg(y)maxxf(x)=minyg(y)\max_x f(x) = \min_y g(y)xxxnnnyyymmmnnnmmm 多くの自然で重要な最適化問題には、このようなミニマックスの特性があります。いくつかの例(特性化の基礎となる定理を括弧内に示します): 線形計画法(LP双対性Thm)、 最大流量 (Max Flow Min Cut Thm)、 最大2部一致 (Konig-Hall Thm)、 最大非2部一致 (TutteのThm、Tutte-Berge式)、 有向グラフの最大ディスジョイントアーボレッセンス (エドモンドの分断分岐Thm)、 無向グラフの最大スパニングツリーパッキング (TutteのツリーパッキングThm)、 森林による最小被覆 (ナッシュウィリアムズThm)、 最大有向カットパッキング (Lucchesi-Younger Thm)、 最大2マトロイド交差 (マトロイド交差点) Thm)、 …

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長方形を凸ポリゴンにパックするが回転はしない
(2次元)長方形の同一のコピーを重複することなく凸(2次元)多角形に詰める問題に興味があります。私の問題では、長方形を回転させることはできず、長方形は軸と平行になっていると仮定できます。長方形のサイズとポリゴンの頂点が与えられ、長方形の同一コピーをいくつポリゴンに詰め込めるかを尋ねられます。長方形の回転を許可されている場合、この問題はNP困難であると考えられます。ただし、できない場合は何がわかりますか?凸多角形が単なる三角形の場合はどうですか?問題が実際にNP困難である場合、既知の近似アルゴリズムはありますか? これまでの要約(11年3月21日)。Peter Shorは、この問題を凸多角形のパッキング単位正方形の1つと見なすことができ、パッキングする正方形/長方形の数に多項式の境界を課す場合、NPに問題があることを観察します。Sariel Har-Peledは、同じ多項式で区切られた場合のPTASがあることを指摘しています。ただし、一般に、パックされた正方形の数は、整数のペアの短いリストのみで構成される入力のサイズで指数関数的になります。次の質問は未解決のようです。 NPには完全な無制限バージョンがありますか?無制限バージョン用のPTASはありますか?PまたはNPCの多項式境界の場合ですか?そして、私の個人的なお気に入りは、ユニットの正方形を三角形に詰めることに自分を制限する場合、問題は簡単になりますか?

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量子コンピューターによる凸多面体からの近似サンプリング
量子コンピューターは、従来のコンピューターを使用してサンプリングする方法がわからない分布のサンプリングに非常に適しています。たとえば、fが多項式時間で計算できるブール関数(から)である場合、量子コンピューターを使用すると、 fのフーリエ展開 (従来のコンピューターでそれを行う方法はわかりません。)- 1 、1{ - 1 、1 }n{−1,1}n\{-1,1\}^n- 1 、1−1,1{-1,1} 量子コンピューターを使用して、d変数のn個の不等式のシステムによって記述された多面体のランダムポイントをサンプリングまたは近似サンプリングできますか? 不等式からポイントに移動することは、「変換」に似ているように見えます。さらに、分布を変更しても、たとえば多面体の超平面または他の何かによって記述されたガウス分布の積を考慮しても、量子アルゴリズムを見ることができればうれしいです。 いくつかのコメント:Dyer、Frieze、およびKannanは、多面体の体積をほぼサンプリングしてほぼ計算する有名な古典的な多項式時間アルゴリズムを発見しました。このアルゴリズムは、ランダムウォークと高速ミキシングに基づいています。それで、同じ目的のために異なる量子アルゴリズムを見つけたいです。(OK、私たちは量子アルゴリズムがこの文脈で古典的に行うことを知らないことにもつながることを願うことができます。しかし、始めるために、私たちが望むのは異なるアルゴリズムだけです、これは可能でなければなりません。) 第二に、均一な分布をほぼサンプリングすることさえ主張しません。多面体で大まかにサポートされている他の素敵な分布をおおよそサンプリングします。Santosh Vampala(別のコンテキストでは私も)によるサンプリングから最適化までの議論があります:f(x)サンプルを最適化して、f(x)が典型的なポイントyを見つける場合。制約{f(x)&gt; = f(y)}を追加して繰り返します。

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固定グラフ上のクリーク問題
知っているように、クリーク関数は、完全な頂点グラフ(スパニング)サブグラフを取り、が -cliqueを含む場合にを出力します。この場合の変数はエッジに対応します。場合、この関数は約サイズの単調な回路を必要とすることがわかっています(Razborov、Alon-Boppana)。 C L I Q U E (N 、K )G ⊆ K N N K N 1 G K K N 3 ≤ K ≤ N / 2 N KkkkCL IQ UE(n 、k )CLIQUE(n,k)CLIQUE(n,k)G ⊆ KnG⊆KnG\subseteq K_nnnnKnKnK_n111GGGkkkKnKnK_n3 ≤ K ≤ N / 23≤k≤n/23\leq k\leq n/2nknkn^k しかし、我々は取る場合は、1つの固定グラフ、及び単調ブール関数考えるかかり、サブセット頂点、および出力の一部IFFの頂点フォームAクリーク。この場合の対応の変数頂点の、および機能は、ちょうど標準クリーク関数だけに制限されているスパニング一方のサブグラフ固定グラフ。 C L I …

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大きな確率の文字がない場合、ハフマンコードはどれくらい良いですか?
確率分布のためのハフマン符号ppp最小加重平均符号語長を有する接頭コードである∑piℓi∑piℓi\sum p_i \ell_i、ここでℓiℓi\ell_iの長さでありiii番目codword。ハフマン符号のシンボルあたりの平均長は、H(p)H(p)H(p)と間であることがよく知られている定理ですH(p)+1H(p)+1H(p)+1。ここで、H(p)=−∑ipilog2piH(p)=−∑ipilog2⁡piH(p) = -\sum_i \, p_i \log_2 p_iは、確率分布のシャノンエントロピーです。 平均長がシャノンエントロピーをほぼ1超える標準的な悪い例は、ような確率分布{.999,.001}{.999,.001}\{.999, .001\}で、エントロピーはほぼ0で、平均コードワード長は1です。これによりギャップが生じます。エントロピーとほぼコードワード長の間111。 しかし、確率分布の最大確率に限界があるとどうなりますか?たとえば、すべての確率が1未満であるとします1212\frac{1}{2}。この場合に見つけることができる最大のギャップは、エントロピーが1よりわずかに大きく、平均コードワード長が1.5よりわずかに小さいなどの確率分布の場合です。0.5。これはあなたができる最善ですか?この場合、厳密に1未満のギャップの上限を指定できますか?{.499,.499,.002}{.499,.499,.002}\{.499, .499, .002\}0.50.50.5 ここで、すべての確率が非常に小さい場合を考えてみましょう。それぞれが確率1 / Mを持つMMM文字にわたる確率分布を選択するとします。あなたが選択した場合この場合、最大のギャップが発生したM ≈ 2 K LN 2を。ここでは、約1 + ln ln 2 − ln 2のギャップがあります。 1/M1/M1/MM≈2kln2M≈2kln⁡2M \approx 2^k \ln 21+lnln2−ln2ln2≈0.08607.1+ln⁡ln⁡2−ln⁡2ln⁡2≈0.08607. \frac{1 + \ln \ln 2 - \ln 2}{\ln 2} \approx 0.08607. これは、すべての確率が小さい状況でできる最善の方法ですか? この質問は、このTCS Stackexchange質問に触発されました。

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適切な誘導サブグラフを見つける
あなたはAグラフ与えられると、n個の頂点。必要に応じて、2つの部分に分かれることがあります。ありメートルのエッジの集合E 1、... 、E M ⊆ Eは(互いに素と言います)。Iは、サブセット求める問題に興味S ⊆ V誘起グラフように、可能な(またはさらに小さい)などの小さなように、G Sは各クラスからの少なくとも一つのエッジを有するE iがために、私は= 1 、... 、Mを。G = (V、E)G=(V,E)G = (V,E)nnnmmmE1、… 、Em⊆ EE1,…,Em⊆EE_1,\ldots, E_m \subseteq ES⊆ VS⊆VS \subseteq VGSGSG_SE私EiE_ii = 1 、 … 、mi=1,…,mi=1,\ldots, m 現在、私はこの問題がハードカバーされていることを知っています。また、完全には明らかではない(大まかに)近似。O (n−−√)O(n)O(\sqrt{n}) これは自然な問題のように思えます-誰でも関連する参照、またはより良いアルゴリズムを知っていますか?

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計算可能な数が有理数か整数かをテストすることはできますか?
計算可能な数が有理数か整数かをアルゴリズムでテストすることはできますか?言い換えれば、それは道具計算数字は機能を提供するために、そのライブラリは可能でしょうisIntegerかisRational? 私はそれが不可能であると推測し、これは何らかの形で2つの数値が等しいかどうかをテストすることができないという事実に関連していると推測していますが、それを証明する方法はわかりません。 編集:計算数はxxxの関数で与えられるfx(ϵ)fx(ϵ)f_x(\epsilon)の合理的な近似値を返すことができxxx高精度でϵϵ\epsilon:|x−fx(ϵ)|≤ϵ|x−fx(ϵ)|≤ϵ|x - f_x(\epsilon)| \leq \epsilonいずれについても、ϵ&gt;0ϵ&gt;0\epsilon > 0。このような関数を考えると、それがあれば、テストすることが可能であるx∈Qx∈Qx \in \mathrm{Q}またはx∈Zx∈Zx \in \mathrm{Z}?
18 computability  computing-over-reals  lambda-calculus  graph-theory  co.combinatorics  cc.complexity-theory  reference-request  graph-theory  proofs  np-complete  cc.complexity-theory  machine-learning  boolean-functions  combinatory-logic  boolean-formulas  reference-request  approximation-algorithms  optimization  cc.complexity-theory  co.combinatorics  permutations  cc.complexity-theory  cc.complexity-theory  ai.artificial-intel  p-vs-np  relativization  co.combinatorics  permutations  ds.algorithms  algebra  automata-theory  dfa  lo.logic  temporal-logic  linear-temporal-logic  circuit-complexity  lower-bounds  permanent  arithmetic-circuits  determinant  dc.parallel-comp  asymptotics  ds.algorithms  graph-theory  planar-graphs  physics  max-flow  max-flow-min-cut  fl.formal-languages  automata-theory  finite-model-theory  dfa  language-design  soft-question  machine-learning  linear-algebra  db.databases  arithmetic-circuits  ds.algorithms  machine-learning  ds.data-structures  tree  soft-question  security  project-topic  approximation-algorithms  linear-programming  primal-dual  reference-request  graph-theory  graph-algorithms  cr.crypto-security  quantum-computing  gr.group-theory  graph-theory  time-complexity  lower-bounds  matrices  sorting  asymptotics  approximation-algorithms  linear-algebra  matrices  max-cut  graph-theory  graph-algorithms  time-complexity  circuit-complexity  regular-language  graph-algorithms  approximation-algorithms  set-cover  clique  graph-theory  graph-algorithms  approximation-algorithms  clustering  partition-problem  time-complexity  turing-machines  term-rewriting-systems  cc.complexity-theory  time-complexity  nondeterminism 

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ナンバーホッパー迷路を解く
私の8歳の子供は、従来の迷路を作成するのに飽きてしまい、次のようなバリエーションを作成することに取りかかりました。 アイデアは、xから始まり、通常のルールを介してoに到達することです。また、あなたは整数いずれかから「ホップ」することができます任意の他の整数にが、あなたが支払わなければならない特権のためのドル。目標は、最小のコストで迷路を解決することです。上記の例では、コスト5でx-14-18-27-28-oを介してxからoに行くことができますが、x-13-11-9-8-29-28-oに行く方が安くなります4。aaabbb|a−b||a−b||a-b| だからここに私の質問です:これを解決するために考えることができる(漸近的な実行時間の観点から)最良の解決策は何ですか?入力形式について合理的な仮定を行うことができます。 注:回答を念頭に置いているため、ここで「パズル」タグを使用していますが、それが最適であるかどうかはわかりません。(ここで、は迷路内の整数の数です。)O(n2)O(n2)O(n^2)nnn

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最小累積セット合計
この問題を考えてみましょう:有限集合のリストが与えられたら、最小化する順序s1、s2、s3、…s1,s2,s3,…s_1, s_2, s_3, \ldotsを見つけます| s1| + | s1∪ S2| + | s1∪ S2∪ S3| +…|s1|+|s1∪s2|+|s1∪s2∪s3|+…|s_1| + |s_1 \cup s_2| + |s_1 \cup s_2 \cup s_3| + \ldots。 このための既知のアルゴリズムはありますか?その複雑さは何ですか?私はまだ効率的な最適なアルゴリズムを考えることができませんでしたが、NP-Hardでも明らかにそうではありません。

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DFAの最小NFAの計算
何年も前に、DFA(決定論的)から最小NFA(非決定的有限オートマトン)を計算することは未解決の問題であり、逆の方向は何十年も知られており、効率的なアルゴリズム。誰かがアルゴリズムを考え出しましたか?O(nlgn)O(nlg⁡n)O(n \lg n) 簡単な検索で、この論文は私にとって間違いなく難しい問題であることを証明しました。どうやら、アルゴリズムが指定されていません。 [1] NFAの最小限の問題は難しい/ Tao JiangとB. Ravikumar この問題を思い出したのは、DFA-&gt; NFA最小化アルゴリズムが密接に関連しているCS.SEサイトに関する次の質問です。この次の質問は研究レベルのようです。TCSに移行することを提案し、統計的/経験的攻撃を示唆する回答を書きました。 [2] 同等のDFAが最大サイズになるためのNFAの条件は何ですか?

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線形ディオファンチン方程式をおよそ解く
次の問題を考慮してください。 入力:超平面、ベクトルで与えられるおよび(標準バイナリ表現)。H = { Y ∈ R N:T 、Y = B } ∈ Z N B ∈ ZH={y∈Rn:aTy=b}H = \{ \mathbf{y} \in \mathbb{R}^n: \mathbf{a}^T\mathbf{y} = {b}\}a∈Zn\mathbf{a} \in \mathbb{Z}^nb∈Zb \in \mathbb{Z} 出力:X ∈ Z N = argを分D (X、H )x∈Zn=argmind(x,H)\mathbf{x} \in \mathbb{Z}^n = \arg \min d( \mathbf{x}, H) 上記の表記では、およびはとして定義されます、つまり、点の集合と単一の点の間の自然なユークリッド距離。D (X、S )d(x,S)d(\mathbf{x}, S)のx …

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Bob's Sale(製品の合計を最小化するための制約付きペアの並べ替え)
私は少し前にStack Overflowでこの質問をしました:問題:Bob's sale。誰かが質問をここに投稿することも提案しました。 誰かがすでにこの問題に関連する質問をしています- 特定のカーディナリティの最小重みサブフォレスト -しかし、私が理解している限り、それは私の問題に役立ちません。StackOverflowで最も評価の高い回答もご覧ください。 StackOverflowの質問の逐語的なコピーを次に示します。おそらく、このサイトには不適切に定式化されているので(ちなみに、ここで質問するだけでは教育を受けられないと感じます)、自由に編集してください。 注:これは、SWFファイル内のレコードの順序に関する実際の問題を抽象的に言い換えたものです。ソリューションは、オープンソースアプリケーションの改善に役立ちます。 ボブは店を持ち、販売をしたいと考えています。彼の店には多くの製品があり、在庫がある各製品の単位の特定の整数量を持っています。彼はまた、多くの棚に取り付けられた価格ラベル(製品の数と同じ数)を持ち、価格はすでに印刷されています。彼はどの製品にも価格ラベルを付けることができます(その製品の在庫全体に対する1つのアイテムの単価)。ただし、一部の製品には追加の制限があります。 すべてのBobの製品の総コストが可能な限り低くなるように、価格ラベルを配置する方法を見つける必要があります。総コストは、各製品に割り当てられた価格ラベルにその製品の在庫数を掛けた合計です。 与えられた: N –製品と価格ラベルの数 S I、0≤ I &lt;N -インデックスを有する製品の在庫の数量I(整数) PのJ、0≤ J &lt;N -インデックス付き価格ラベル上の価格J(整数) K –追加の制約ペアの数 K、BはK、0≤ K &lt;K -追加の制約のために、製品インデックス どの製品インデックスもBに1回しか表示されません。したがって、この隣接リストによって形成されるグラフは、実際には有向木のセットです。 プログラムは以下を見つける必要があります。 M I、0≤ I &lt;N -価格ラベルインデックス製品インデックスからマッピング(P M iは、製品の価格であるI) 条件を満たすには: P M A K ≤P M BがK、0≤ためのK &lt;K Σ(S I ×P M …

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