Jiří Eischmann v příspěvku na svém blogu představuje typy, jak lépe chránit své soukromí na mobilním telefonu: "Asi dnes neexistuje způsob, jak se sledování vyhnout úplně. Minimálně ne způsob, který by byl kompatibilní s tím, jak lidé technologie běžně používají. Soukromí ovšem není binární věc, ale škála. Absolutního soukromí je dnes na Internetu dost dobře nedosažitelné, ale jen posun na škále blíže k němu se počítá. Čím méně dat se o vás posbírá, tím nepřesnější budou vaše profily a tím méně budou zneužitelné proti vám."
Byla vydána nová stabilní verze 25.05 linuxové distribuce NixOS (Wikipedie). Její kódové označení je Warbler. Podrobný přehled novinek v poznámkách k vydání. O balíčky se v NixOS stará správce balíčků Nix.
Multiplatformní open source spouštěč her Heroic Games Launcher byl vydán v nové stabilní verzi 2.17.0 Franky (Mastodon, 𝕏). Přehled novinek na GitHubu. Instalovat lze také z Flathubu.
Organizace Apache Software Foundation (ASF) vydala verzi 26 integrovaného vývojového prostředí a vývojové platformy napsané v Javě NetBeans (Wikipedie). Přehled novinek na GitHubu. Instalovat lze také ze Snapcraftu a Flathubu.
Klávesnice IBM Enhanced Keyboard, známá také jako Model M, byla poprvé představena v roce 1985, tzn. před 40 lety, s počítači IBM 7531/7532 Industrial Computer a 3161/3163 ASCII Display Station. Výročí připomíná článek na zevrubném sběratelském webu Admiral Shark's Keyboards. Rozložení kláves IBM Enhanced Keyboard se stalo průmyslovým standardem.
Vyšlo Pharo 13 s vylepšenou podporou HiDPI či objektovým Transcriptem. Pharo je programovací jazyk a vývojové prostředí s řadou pokročilých vlastností.
Java má dnes 30. narozeniny. Veřejnosti byla představena 23. května 1995.
1. července Mozilla vypne službu Fakespot pro detekci podvodných recenzí v internetových obchodech. Mozilla koupila Fakespot v květnu 2023.
8. července Mozilla vypne službu Pocket (Wikipedie) pro ukládání článků z webu na později. Do 8. října si uživatelé mohou vyexportovat data. Mozilla koupila Pocket v únoru 2017. Několik měsíců byl Pocket integrovanou součástí Firefoxu.
Turris OS má aktuálně problém s aktualizací související s ukončením podpory protokolu OCSP u certifikační autority Let's Encrypt.
Jaký je váš názor na P versus NP?
| P = NP |
|
75% (2833) |
| P ≠ NP |
|
11% (432) |
| Cože? |
|
14% (521) |
Celkem 3786 hlasů
Vytvořeno: 2.7.2013 12:45
Tiskni
Sdílej:
P ≠ NP, pokud řešení teprve hledám a
P = NP, jsou ty záblesky pravdy
Heuréka! :D ...
... Nefunguje to :(
7.7.2013 16:49
stativ | skóre: 54
| blog: SlaNé roury
(cimz samozrejme netvrdim, ze tam ta rovnost je)
8.7.2013 11:46
pavlix | skóre: 54
| blog: pavlix
Rozlišuj dokazuje a ukazuje spíše na.
31.7.2013 18:05
stativ | skóre: 54
| blog: SlaNé roury
P=NP vede? Lidi nevěří na šifrování?On už někdo dokázal, že faktorizace je NPC?
Pokud P=NP, tak sifrovani postavene na obtiznosti faktorizace je rozlousknutelne v polynomialnim case ...Zrovna tak je ale možné, že P≠NP, přičemž faktorizace je v P. Čili tak nebo tak, obvyklé šifrování je založeno na víře bez důkazu.
3.7.2013 17:59
Dreit | skóre: 15
| blog: Dreit a jeho dračí postřehy
| Královehradecký kraj
P+NP, to bude tranzistor
12.7.2013 17:19
stativ | skóre: 54
| blog: SlaNé roury
3.7.2013 21:10
Dreit | skóre: 15
| blog: Dreit a jeho dračí postřehy
| Královehradecký kraj
Nemůžu uvěřit, že tomu někdo nemůže uvěřit.
8.7.2013 11:51
pavlix | skóre: 54
| blog: pavlix
4.7.2013 08:18
Fluttershy, yay! | skóre: 93
| blog:
4.7.2013 21:18
Fluttershy, yay! | skóre: 93
| blog:
5.7.2013 00:05
Fluttershy, yay! | skóre: 93
| blog:
AbcLinuxu.cz
ITBiz.cz
HDmag.cz
AbcPráce.cz
8.8.2013 00:53
(forall x)(forall y)(F(x,y) <-> G(x)) <-> (forall x)( (forall y)F(x, y) <-> G(x)) (kdyz y neni volna v G(x)).
Teď jsem si tu změť závorek prohlédl pořádně a vypadá to, že celý optický trik spočívá v tom, co přesně myslíte nejednoznačným zápisem "(forall y)F(x, y) <-> G(x)". Pokud to znamená "∀y: [F(x,y) ⇔ G(x)]", pak je sice vaše (hlavní) ekvivalence pravdivá, ale pro výše uvedený příklad jsou obě strany nepravdivé. Pokud to znamená "[∀y: F(x,y)] ⇔ G(x)", pak to pravda není a výše máte protipříklad.
Takže ještě jednou, co jsem chtěl říct: pokud napíšu "V(p,q)" bez jakékoli kvantifikace, tak se tím obvykle myslí "∀p,q: V(p,q)", ne že k nějakým podvýrazům začnu náhodně připisovat kvantifikátory tak, aby to vyšlo. Koneckonců i reakce autora toho původního příspěvku naznačuje, že i on to tak myslel.
8.7.2013 23:03
pavlix | skóre: 54
| blog: pavlix
Takže ještě jednou, co jsem chtěl říct: pokud napíšu "V(p,q)" bez jakékoli kvantifikace, tak se tím obvykle myslí "∀p,q: V(p,q)"Něco takového matfyzáci učili na predikátové logice jako pravidlo generalizace.
8.7.2013 23:14
Fluttershy, yay! | skóre: 93
| blog:
8.7.2013 23:16
pavlix | skóre: 54
| blog: pavlix
8.7.2013 23:19
Fluttershy, yay! | skóre: 93
| blog:
Něco takového matfyzáci učili na predikátové logice jako pravidlo generalizace.Ono to v prve rade vychazi uz ze semantiky formuli s volnymi promennymi. Pravidlo generalizace je pak jen syntakticke pravidlo, ktere zajistuje, aby k semanticke 'ekviplatnosti' byla i syntakticka 'ekvidokazatelnost'.
akže ještě jednou, co jsem chtěl říct: pokud napíšu "V(p,q)" bez jakékoli kvantifikace, tak se tím obvykle myslí "∀p,q: V(p,q)", ne že k nějakým podvýrazům začnu náhodně připisovat kvantifikátory tak, aby to vyšloTo je pravda, ale je treba si uvedomit dve veci: Zaprve, protoze se 'implicitne okvantifikuje' cela logicka formule, je treba vedet, kde konci logicke formule a kde uz jsou metalogicke konstrukce. Napr. formule "F(x) <-> G(x)" bude ekvivalentni "(forall x)(F(X) <-> G(x))", zatimco tvrzeni "F(x) je pravdive iff G(x) je pravdive" (kde F(x) a G(x) jsou formule, zbytek jsou metalogicke konstrukce) bude ekvivalentni "(forall x)F(x) je pravdive iff (forall x)G(x) je pravdive" . Zadruhe, je treba rozlisit symboly promennych a symboly konstant - k 'implicitnimu okvantifikovani' dojde pouze u promennych (ty maji vzdy platnost nejvyse v ramci jedne formule), zatimco konstanty si zachovavaji stejny vyznam v cele sade formuli. Co je promenna a co je konstanta je dano pouzitym jazykem (tedy defacto konvenci) a muze se lisit aplikace od aplikace. Pokud tedy interpretuji nezavisly post, zbyva akorat hadat z kontextu. To, ze druha cast puvodniho Davkolova postu (za 'iff' vcetne) je psana plaintextem a navic vyuziva konstrukce primo nepopsatelne v logice prvniho radu (odkazuje se na pouzitou operaci), svadi k interpretaci, ze formule je pouze "P=NP" a zbytek je matematicky kontext. Protoze 'N' se vyskytuje jak ve formuli tak v kontextu, tak nemuze jit o promennou (to by nedavalo smysl), ale o konstantu. Z toho vysla argumentace v postu #25.
6.7.2013 01:25
Fluttershy, yay! | skóre: 93
| blog:
19.7.2013 12:09
mirefek | skóre: 6
| blog: proc_dalsi_nazev
19.7.2013 12:11
mirefek | skóre: 6
| blog: proc_dalsi_nazev
Očísluje si všechny možné algoritmy Alg_0, Alg_1, Alg_2 ...Tohle vypada jak standardni Levinuv prohledavaci algoritmus, ten ma ale jednu teoretickou vadu - protoze je schopen validovat jen pozitivni reseni (pokud nemame konstruktivne NP=co-NP nebo horni odhad na polynom u polynomialniho algorimu pro dany NP-uplny problem), tak se zacykli v pripade, kdy odpoved ma byt negativni. Coz tedy znamena, ze nesplnuje definici polynomialnich rozhodovacich algoritmu (kde se pozaduje zastaveni vzdy) vymezujicich tridu P. Ale mozna to je nejaky vylepseny argument ktery neznam, pak bych prosil o detaily. I kdybychom ale meli takto vylepseny algoritmus, tak to striktne vzato nevylucuje, ze by samotne tvrzeni 'P=NP' bylo dokazano ciste nekonstruktivnimi metodami. On takovy univerzalni algoritmus totiz neprinasi moc vhledu do te problematiky, coz by snad explicitni konstrukce mohla.
že bude existovat algoritmus, o kterém nebude možné určit, zda v polynomiálním čase běží nebo ne, ale určitě nebude existovat algoritmus, o kterém to půjde dokázat.Tady mi neni jasne, co presne tou vetou myslis. Moznost 1 znamena, ze plati jedna z techto trech moznosti: 1a. v N plati P=NP, tedy vhodny algoritmus existuje, ale prokazatelne to o nem nejde dokazat (v pouzitem formalismu) 1b. v N neplati P=NP, ale ani tohle prokazatelne nelze dokazat 1c. nejaky novy prevratny pohled na logiku, aritmetiku a prirozena cisla. AFAIK ani jednu z techto trech moznosti nemuzu vyloucit, ale rad se necham poucit.
20.7.2013 16:17
mirefek | skóre: 6
| blog: proc_dalsi_nazev
Tohle vypada jak standardni Levinuv prohledavaci algoritmus, ten ma ale jednu teoretickou vadu - protoze je schopen validovat jen pozitivni reseni. Ale mozna to je nejaky vylepseny argument ktery neznam, pak bych prosil o detaily.Je to jen Levinuv algoritmus. Slysel jsem to kdysi od jednoho cloveka a neuvedomil jsem si tenhle zadrhel. Kdyz tak se ho zeptam, jestli k tomu vi neco vic.
On takovy univerzalni algoritmus totiz neprinasi moc vhledu do te problematiky, coz by snad explicitni konstrukce mohla.S tim souhlasim.
1a. v N plati P=NP, tedy vhodny algoritmus existuje, ale prokazatelne to o nem nejde dokazat (v pouzitem formalismu) 1b. v N neplati P=NP, ale ani tohle prokazatelne nelze dokazatTak nejak jsem si to predstavoval
. A jeste tedy (jestli ten Levinuv algoritmus nejde vylepsit) muzem k 2. dodat, ze by i v onom pripade mohlo platit 1a., zatimco v 1. by prokazatelne ani neslo dokazat, ze nastala moznost 1a.
Algoritmus ale není program.Rozdil mezi algoritmem a programem neni moc relevantni. Vsechny pouzivane formalizace pojmu 'algoritmus' jsou ve vysledku ekvivalentni beznym programum (viz Church-Turing thesis).
Například algoritmus popisující práci nedeterministického automatu operuje s orákulem, které umí rozhodnout, zda-li existuje řešení. Implementaci tohoto algoritmu – tedy program – jsem ještě neviděl.Tady ale neni rozdil v tom, ze jedno by bylo algoritmus a druhy program, ale to, ze v prvnim pripade implicitne predpokladas jiny vypocetni model nez v druhem. Pokud tvuj vypocetni model predpoklada moznost dotazu nejakeho typu orakula, tak ten dotaz muzes pouzit jak v (neformalnim) algoritmu, tak ve (formalne definovanem) programu. Pokud ne, tak ho nemuzes pouzit ani v jednom.
Mimochodem, pokud by to opravdu šlo, tak by to znamenalo částečně P==NP,Neznamenalo, protoze tridy P, NP jsou definovane pro konkretni vypocetni model (turinguv stroj bez takove periferie a modely ekvivalentni vypocetni sily). Existuji relativizovane definice, ale ty se znaci trochu jinak (napr P(X) pro turiguv stroj s orakulem pro mnozinu X). Takze spis by to znamenalo P' >= NP, kde P' je trida uloh polynomielne resitelnych na turingove stroji s tou casovou smyckou.
21.8.2013 02:14
Josef Kufner | skóre: 70
6.7.2013 23:35
Dreit | skóre: 15
| blog: Dreit a jeho dračí postřehy
| Královehradecký kraj
SECAM
19.7.2013 23:52
Petr Maleček | skóre: 29
| Plzeň - Bolevec