113,996 matches
-
două zile după atac, agenția de știri Amaq, care se presupune că ar fi afiliata ISIS, l-a numit pe Bouhlel "unul din soldații Statului Islamic". Această a citat "surse de securitate" potrivit cărora Bouhlel "a executat această operațiune ca răspuns pentru cetățenii țărilor din coaliția care luptă împotriva Statului Islamic". Ministrul Apărării Jean-Yves Le Drian susține că atacurile au fost legate de ISIS, cunoscut și sub numele de Daesh. Le Drian a spus: "Vă reamintesc că ideologul Daesh, Abu Mohammed
Atentatul de la Nisa (2016) () [Corola-website/Science/336532_a_337861]
-
petrece înaintea celei din "Biblia pierdută". De această dată aventurile profesorului Charles Baker se mută pe teritorul Statelor Unite ale Americii, dar și în America Latină. Acesta trece prin noi aventuri căutând cheile a două mistere istorice reale care nu și-au găsit încă răspuns. Prima întrebare se referă la Lincoln și la schimbarea atitudinii sale privind sclavia dintr-o extremă în alta: de la un avocat de provincie ușor rasist, care nu era dispus să acorde cetățenie sau alte drepturi fundamentale cetățenilor de culoare s-
Igor Bergler () [Corola-website/Science/336551_a_337880]
-
profesorul Baker trebuie să-l rezolve se referă la retragerea Papei Benedict al XVI-lea, Joseph Alois Ratzinger. Care sunt cu adevărat motivele retragerii Papei? Implicațiile conspirațiilor vor fi mult mai îngrozitoare decât cele din Biblia pierdută. Vor declanșa oare răspunsurile la aceste întrebări o criză mondială de proporții?
Igor Bergler () [Corola-website/Science/336551_a_337880]
-
atacul de la Munkács, ambasadorul maghiar din Berlin, Döme Sztójay, a cerut suportul conducerii Germaniei pentru invazia maghiară a Transcarpatiei, explicate prin motive strategice (apărarea mai ușoară a orașelor Ungvár și Munkács). Ambasadorul german din Budapesta, a înmânat la 11 martie răspunsul favorabil al guvernului german. La 14 martie, garnizoanele maghiare la Ungvár și Munkács au pornit o ofensivă pentru ocuparea unor localități strategice, aflate în împrejurimea celor două orașe. În urma atacului, șapte sate au fost ocupate, care mai târziu au devenit
Invazia Transcarpatiei în 1939 () [Corola-website/Science/336579_a_337908]
-
fost ocupate, care mai târziu au devenit capete de pod pentru armata maghiară în ofensiva pentru cucerirea Transcarpatiei. La data de 14 martie 1939 o grupare politică s slovacilor, în fruntele cu Jozef Tiso a proclamat independența Slovaciei. Ca un răspuns, guvernul lui Voloșin tot a proclamat independența Transcarpatiei, declarând pe orașul Hust ca sediu a statului nou-create. În același timp, militanții ruteni au atacat garnizonul cehoslovac la Hust, care mai înainte a refuzat să retrage din oraș. Ca un rezultat
Invazia Transcarpatiei în 1939 () [Corola-website/Science/336579_a_337908]
-
suntem mândri de asta. Negrii din America vor înțelege ce am făcut în seara asta.” Președintele Comitetului Internațional Olimpic (CIO) a considerat gestul a fi o declarație politică internă, improprie pentru forumul internațional apolitic care trebuia să fie Jocurile Olimpice. Ca răspuns la acțiunile lor, el a cerut suspendarea lui Smith și a lui Carlos din echipa națională și i-a exclus din satul olimpic. Comitetul Olimpic American a refuzat, și atunci Brundage a amenințat că va exclude intreaga echipă de atletism
Salutul Black Power de la Jocurile Olimpice din 1968 () [Corola-website/Science/336681_a_338010]
-
aeropurtate. Ambele divizii germane fuseseră antrenați luni de zile în timpul în care așteptau sosirea noilor mașini de luptă. Germanii puseseră la punct în ultimele 15 luni, atât în timpul cursurilor teoretice cât și a exercițiilor practice, cele mai bune căi de răspuns la atacul parașutiștilor. Divizia a 9-a SS avea în rândurile sale o brigadă „Panzergrenadier”, un batalion de recunoaștere, un batalion de artilerie, două baterii de tunuri autopropulsate și o companie de tancuri. Nu este cunoscut cu exactitate numărul soldaților
Bătalia de la Arnhem () [Corola-website/Science/336668_a_337997]
-
de , care oferă un premiu de 1.000.000 de dolari pentru prima soluție corectă. Termenul informal "rapid", utilizat mai sus, se definește ca existența unui algoritm care rulează în . Clasa generală de întrebări pentru care un algoritm poate da răspuns în timp polinomial se numește „clasa de complexitate P”, sau simplu „P”. Pentru unele probleme însă, nu există o metodă de a găsi rapid un răspuns, dar dacă unui calculator i se prezintă un posibil răspuns, el îl poate verifica
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
algoritm care rulează în . Clasa generală de întrebări pentru care un algoritm poate da răspuns în timp polinomial se numește „clasa de complexitate P”, sau simplu „P”. Pentru unele probleme însă, nu există o metodă de a găsi rapid un răspuns, dar dacă unui calculator i se prezintă un posibil răspuns, el îl poate verifica rapid. Clasa de astfel de probleme care pot fi "verificate" în timp polinomial se numește NP, care înseamnă „timp nedeterminist polinomial”. Fie sproblema sumei elementelor submulțimilor
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
un algoritm poate da răspuns în timp polinomial se numește „clasa de complexitate P”, sau simplu „P”. Pentru unele probleme însă, nu există o metodă de a găsi rapid un răspuns, dar dacă unui calculator i se prezintă un posibil răspuns, el îl poate verifica rapid. Clasa de astfel de probleme care pot fi "verificate" în timp polinomial se numește NP, care înseamnă „timp nedeterminist polinomial”. Fie sproblema sumei elementelor submulțimilor, un exemplu de problemă ușor de verificat, dar al cărui
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
el îl poate verifica rapid. Clasa de astfel de probleme care pot fi "verificate" în timp polinomial se numește NP, care înseamnă „timp nedeterminist polinomial”. Fie sproblema sumei elementelor submulțimilor, un exemplu de problemă ușor de verificat, dar al cărui răspuns poate fi dificil de calculat. Dată fiind o mulțime de numere întregi, există vreo submulțime nevidă a ei ale cărei elemente au suma 0? De exemplu, există o submulțime a mulțimii {−2, −3, 15, 14, 7, −10} ale cărei elemente
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
de calculat. Dată fiind o mulțime de numere întregi, există vreo submulțime nevidă a ei ale cărei elemente au suma 0? De exemplu, există o submulțime a mulțimii {−2, −3, 15, 14, 7, −10} ale cărei elemente adunate dau 0? Răspunsul este „da, pentru că submulțimea {−2, −3, −10, 15} are suma zero” și poate fi rapid verificat efectuând trei adunări; dar nu există niciun algoritm cunoscut care să găsească această submulțime în timp polinomial (există doar unul care îl găsește în
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
soluție poate fi găsită în timp polinomial pe o mașină . Evident, P ⊆ NP. Cea mai mare problemă deschisă în informatica teoretică privește relația dintre aceste două clase: Într-un sondaj efectuat în 2002 pe 100 de cercetători, 61 credeau că răspunsul este nu, 9 credeau că este da, și 22 nu erau siguri; 8 credeau că întrebarea s-ar putea să fie de axiomele actual acceptate și astfel imposibil de demonstrat într-un sens sau altul. În 2012, 10 ani mai
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
ar putea să fie de axiomele actual acceptate și astfel imposibil de demonstrat într-un sens sau altul. În 2012, 10 ani mai târziu, sondajul a fost repetat. Numărul cercetătorilor care au răspuns a fost 151: 126 (83%) credeau că răspunsul este nu, 12 (9%) credeau că este da, 5 (3%) credeau că problema este independentă de axiomele actualmente acceptate și deci imposibil de rezolvat, 8 (5%) au spus că fie nu știu, fie că nu vor ca problema să fie
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
9%) credeau că este da, 5 (3%) credeau că problema este independentă de axiomele actualmente acceptate și deci imposibil de rezolvat, 8 (5%) au spus că fie nu știu, fie că nu vor ca problema să fie rezolvată sau ca răspunsul să fie da. Pentru a aborda problema P = NP, este util conceptul de NP-completitudine. Problemele NP-complete sunt o mulțime de probleme la care poate fi redusă orice altă problemă NP în timp polinomial, și ale căror soluții pot fi verificate
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
simulând funcționarea mașinii Turing M; este NP-completă deoarece verificatorul oricărei instanțe de problemă din NP poate fi codificat ca mașină Turing M de timp polinomial care primește ca intrare soluția de verificat. Apoi întrebarea dacă instanța de problemă primește un răspuns „da” sau un răspuns „nu” se determină prin verificarea existenței unei intrări valide. Prima problemă naturală demonstrată a fi NP-completă a fost . Cum s-a arătat mai sus, aceasta este ; demonstrația că satisfiabilitatea este NP-completă conține detalii tehnice despre mașinile
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
M; este NP-completă deoarece verificatorul oricărei instanțe de problemă din NP poate fi codificat ca mașină Turing M de timp polinomial care primește ca intrare soluția de verificat. Apoi întrebarea dacă instanța de problemă primește un răspuns „da” sau un răspuns „nu” se determină prin verificarea existenței unei intrări valide. Prima problemă naturală demonstrată a fi NP-completă a fost . Cum s-a arătat mai sus, aceasta este ; demonstrația că satisfiabilitatea este NP-completă conține detalii tehnice despre mașinile Turing așa cum sunt ele
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
decât exponențial pentru a fi rezolvată. Chiar și mai grele sunt, cum ar fi . Ele nu pot fi complet rezolvate de un algoritm, în sensul că pentru orice algoritm există cel puțin o intrare pentru care algoritmul nu va produce răspunsul corect; el va produce fie răspunsul greșit, fie se va opri fără a da un răspuns concludent, sau în caz contrar, se va executa fără a se opri și fără a produce vreun răspuns. S-a demonstrat de către Ladner că
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
Chiar și mai grele sunt, cum ar fi . Ele nu pot fi complet rezolvate de un algoritm, în sensul că pentru orice algoritm există cel puțin o intrare pentru care algoritmul nu va produce răspunsul corect; el va produce fie răspunsul greșit, fie se va opri fără a da un răspuns concludent, sau în caz contrar, se va executa fără a se opri și fără a produce vreun răspuns. S-a demonstrat de către Ladner că dacă P ≠ NP atunci există probleme
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
pot fi complet rezolvate de un algoritm, în sensul că pentru orice algoritm există cel puțin o intrare pentru care algoritmul nu va produce răspunsul corect; el va produce fie răspunsul greșit, fie se va opri fără a da un răspuns concludent, sau în caz contrar, se va executa fără a se opri și fără a produce vreun răspuns. S-a demonstrat de către Ladner că dacă P ≠ NP atunci există probleme în NP care nu sunt nici în P nici NP-complete
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
pentru care algoritmul nu va produce răspunsul corect; el va produce fie răspunsul greșit, fie se va opri fără a da un răspuns concludent, sau în caz contrar, se va executa fără a se opri și fără a produce vreun răspuns. S-a demonstrat de către Ladner că dacă P ≠ NP atunci există probleme în NP care nu sunt nici în P nici NP-complete. Astfel de probleme se numesc probleme NP-intermediare. , și sunt exemple de probleme considerate a fi NP-intermediare. Acestea sunt
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
se știe dacă sunt în P sau NP-complete. Problema izomorfismului grafurilor este problema computațională de a determina dacă două grafuri finite sunt . O importantă problemă nerezolvată în teoria complexității este dacă problema izomorfismului grafurilor este în P, NP-completă, sau NP-intermediară. Răspunsul nu este cunoscut, dar se crede că problema cel puțin nu este NP-completă. Dacă izomorfismul grafurilor ar fi NP-completă, s-ar plia la al doilea nivel. Deoarece se crede că ierarhia polinomială nu se pliază la niciun nivel finit, se
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
P ≠ NP este exagerată și că cercetătorii ar trebui să caute demonstrații că P = NP . De exemplu, în anul 2002, s-au făcut următoarele afirmații: Unul dintre motivele pentru care problema atrage atât de multă atenție îl constituie consecințele unui răspuns. În orice sens ar fi răspunsul, teoria ar face un salt enorm, iar consecințele practice ar fi epocale. O demonstrație că P = NP ar putea avea uimitoare consecințe practice, dacă dovada conduce la metode eficiente pentru rezolvarea unora dintre cele
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
cercetătorii ar trebui să caute demonstrații că P = NP . De exemplu, în anul 2002, s-au făcut următoarele afirmații: Unul dintre motivele pentru care problema atrage atât de multă atenție îl constituie consecințele unui răspuns. În orice sens ar fi răspunsul, teoria ar face un salt enorm, iar consecințele practice ar fi epocale. O demonstrație că P = NP ar putea avea uimitoare consecințe practice, dacă dovada conduce la metode eficiente pentru rezolvarea unora dintre cele mai importante probleme din NP. Este
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]
-
de exemplu. El acceptă limbajul NP-complet SUBSET-SUM. Rulează în timp polinomial dacă și numai dacă P = NP: Dacă, și numai dacă, P = NP, atunci acesta este un algoritm în timp polinomial care acceptă orice limbaj NP-complet. „Acceptarea” înseamnă că dă răspunsuri „da” în timp polinomial, dar poate rula la nesfârșit atunci când răspunsul este „nu” (ceea ce se mai numește și "semi-algoritm"). Acest algoritm este extrem de nepractic, chiar și dacă P = NP. Dacă cel mai scurt program care poate rezolva SUBSET-SUM în timp
Clasele de complexitate P și NP () [Corola-website/Science/336745_a_338074]