Dans l'enquête "Small Depth Quantum Circuits" de D. Bera, F. Green et S. Homer (p. 36 de ACM SIGACT News, juin 2007 vol. 38, no. 2) , j'ai lu la phrase suivante: La version classique de (dans laquelle les portes et ont un fanout au plus constant) est manifestement plus …
À la lumière du récent abîme à la profondeur-3 (qui donne entre autres un circuit arithmétique de profondeur profondeur 3 pour le déterminant sur ), J'ai les questions suivantes: Grigoriev et Karpinski ont prouvé une limite inférieure de pour tout circuit arithmétique de profondeur 3 calculant le déterminant de matrices …
L'état de nos connaissances sur les circuits arithmétiques généraux semble être similaire à l'état de nos connaissances sur les circuits booléens, c'est-à-dire que nous n'avons pas de bonnes limites inférieures. D'un autre côté, nous avons des limites inférieures de taille exponentielle pour les circuits booléens monotones . Que savons-nous des …
Lorsque limité à 000 - 111 entrées, chaque {+,×}{+,×}\{+,\times\} -Circuit F(x1,…,xn)F(x1,…,xn)F(x_1,\ldots,x_n) calcule une fonction F:{0,1}n→NF:{0,1}n→NF:\{0,1\}^n\to \mathbb{N} . Pour obtenir une fonction booléenne , nous pouvons simplement ajouter une porte seuil fanin-1 comme porte de sortie. En entrée a∈{0,1}na∈{0,1}na\in\{0,1\}^n , le seuil résultant {+,×}{+,×}\{+,\times\} - lecircuitdélivre alors111 siF(a)≥tF(a)≥tF(a)\geq t et délivre000 …
C'est un résultat classique que chaque circuit fan-in 2 ET-OU-NON qui calcule la PARITÉ à partir des variables d'entrée a une taille d'au moins , ce qui est net. (Nous définissons la taille comme le nombre de portes ET et OU.) La preuve est par élimination de porte et elle …
En utilisant l'algorithme de report prospectif, nous pouvons calculer l'addition en utilisant une profondeur de taille polynomiale 5 (ou 4?) famille de circuits C 0 . Est-il possible de réduire la profondeur? Peut-on calculer l'addition de deux nombres binaires en utilisant une famille de circuits de taille polynomiale avec une …
Considérez le raisonnement suivant: Soit la complexité de Kolmogorov de la chaîne . Le théorème d'incomplétude de Chaitin dit quexK( x )K(x)K(x)Xxx pour tout cohérent et système formel suffisamment solide , il existe une constante (ne dépendant que du système formel et sa langue) de telle sorte que pour toutes …
La porte ET & OU est une porte qui reçoit deux entrées et renvoie leur ET et leur OU. Les circuits fabriqués uniquement à partir de la porte AND & OR, sans fanout, sont-ils capables de faire des calculs arbitraires? Plus précisément, l'espace de journalisation du calcul du temps polynomial …
Existe-t-il une hypothèse plausible de complexité / cryptographie qui exclut la possibilité que les circuits de taille polynomiale aient des circuits de taille sous-exponentielle (c'est-à-dire avec ϵ < 1 ) à profondeur limitée ( d = O ( 1 ) )?2O(nϵ)2O(nϵ)2^{O(n^\epsilon)}ϵ<1ϵ<1\epsilon<1d=O(1)d=O(1)d = O(1) Nous savons que chaque fonction calculable par …
Comme nous le savons, la fonction kkk -clique CLIQUE(n,k)CLIQUE(n,k)CLIQUE(n,k) prend un sous-graphe ( couvrant ) d'un graphe sommet complet , et les sorties si contient une -clique . Les variables dans ce cas correspondent aux arêtes de K n . On sait (Razborov, Alon-Boppana) que, pour 3 ≤ k ≤ …
capture l'idée d'une parallélisation efficace, et une interprétation de celui-ci est les problèmes qui peuvent être résolus dans le temps O ( log c n ) en utilisantdes processeurs parallèles O ( n k ) pour certaines constantes c , k . Ma question est de savoir s'il existe une …
(Von Neumann a donné un algorithme qui simule une pièce équitable donnant accès à des pièces biaisées identiques. L'algorithme nécessite potentiellement un nombre infini de pièces (bien qu'en attente, un nombre fini suffira). Cette question concerne le cas où le nombre de lancers autorisés est délimité.) Supposons que nous ayons …
Préambule Les systèmes de preuve interactifs et les protocoles Arthur-Merlin ont été introduits par Goldwasser, Micali et Rackoff et Babai en 1985. Au début, on pensait que le premier était plus puissant que le second, mais Goldwasser et Sipser ont montré qu'ils avaient le même pouvoir ( en ce qui …
Nous connaissons beaucoup les limites des circuits (taille polynomiale) à profondeur constante. Étant donné que les formules à profondeur constante (taille polynomiale) sont un modèle de calcul encore plus restreint, tous les problèmes connus pour ne pas être en AC 0 ne sont pas non plus calculables par une formule …
Soit REGREG\mathsf{REG} la classe de toutes les langues régulières. R E G ⊄ A C 0 A C 0 ∩ R E GAC0⊄REGAC0⊄REG\mathsf{AC}^0 \not\subset \mathsf{REG}REG⊄AC0REG⊄AC0\mathsf{REG} \not\subset \mathsf{AC}^0AC0∩REGAC0∩REG\mathsf{AC}^0 \cap \mathsf{REG}
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