车载智能计算平台白皮书（自动驾驶）
车载智能计算平台白皮书（自动驾驶）版权声明本白皮书版权属于中国软件评测中心,并受法律保护。转载、摘编或利用其它方式使用本白皮书文字或者观点的,应注明“来源:中国软件评测中心”。违反上述声明者,本单位将追究其相关法律责任目录、编制概要(一)编制背景二)编制目标三)编制方法四)特别声明车载智能计算平台内涵与范畴(一)自动驾驶技术目前存在三种发展路线二)汽车智能计算平台包括“车、云、网、库”三)车载智能计算平台是。级及以上自动驾驶的必要解决方案(四)车载智能计算平合的功能定位、车载智能计算平台关键技术发展现状(一)芯片由通用走向专用,类脑芯片提供全新架构二)车载智能计算平台操作系统功能需求不断细化成为主流软件架构三)车载以太网受到广泛关注和进入竞争关键期(四)实现实时动态高精度定位需多技术融合(五)安全需求不断拓展,预期功能安全备受关注(六)测试需求不断细化,车载智能计算平台测试标准尚未形成四、车载智能计算平台相关产业发展现状(一)国内外企业纷纷布局车载智能计算平台(二)互联网企业、整车厂与半导体企业积极布局芯片领域三)车控操作系统国外占据发展先机,开源操作系统或成最大赢家四)国内外汽车网络通信技术产业蓬勃发展(五)“集中众包”成为高精度地图制图新模式五、车载智能计算平台发展现状国内外对比)车载智能计算平台性能方面国外处于领先地位二)国外部分计算平台已实现量产、国内计算平台仍处于样机阶段三)忐片性能方面国内典型产品存在优势六、车载智能计算平台中长期发展趋势(一)自主式和网联式协同推进自动驾驶发展二)电子信息、通信技术与汽车多产业交叉愈加突显三)软硬件协同开发提高车载智能计算平合的综合效率(四)高度集成是未来车载智能计算平台的发展方向五)多种数据处理模式并存的现状仍将持续七、推动车载智能计算平台发展的措施建议(一)明确发展方向前瞻规划布局(二)建立专项基金培育创新能力(三)夯实产业基础完善产业结构四)对外开放交流加强国际合作附件:缩略语、编制概要(一)编制背景汽车工业是中国产业发展的重要驱动。中国汽车工业经过近年的发展,年汽车工业总产值占全国工业总产值的比重达到%,占全国的比重达%。中国汽车市场目前已是全球最大单体汽车市场,年产销量分别占世界汽车产销量的%和%,但千人汽车保有量仅为世界平均值的%,发展空间较大。随着汽车智能化、网联化、电动化和共享化的发展,汽车产业发展面临新一轮的变革机遇,我国应该加大投入,抓住机遇,加快推进汽车强国建设。智能网联汽车从交通运输工具日益转变为新型移动智能终端。汽车功能和属性的改变导致其电子电气架构随之改变,进而需要更强的计算、数据存储和通信能力作为基础,车载智能计算平台是满足上述要求的重要解决方案。作为汽车的“大脑”,车载智能计算平台是新型汽车电子电气架构的核心,也是新犁智能汽车电子产业竞争的主战场明确车载智能计算平合的定义和范畴、关键技术、产业现状以及发展路线,在此基础之上为车载智能计算平台关键技术进步和产业化应用推广提供措施建议,对推动我国智能网联汽车产业持续健康快速发展具有重要意义。《中国公路学报》编辑部口国汽车工稈学术研究综述中国公路学报(二)编制目标通过明确车载智能计算平台的内涵与范畴,界定汽车智能计算平台基本架构和车载智能计算平台功能定位。研究车载智能计算平台的技术框架,梳理车载智能计算平台的关键技术。探索车载智能计算平合相关产业组成,分析车载智能计算平合的产业链结构,研判产业发展趋势。旨在提出促进车载智能计算平台相关技术及产业发展的可行性措施建议,为行业主管部门提供决策参考,为行业健康有序发展提供指导依据(三)编制方法是研究学习国内外相关政策文献,充分借鉴参考国内外主要研究动态和成果。是调研国内外知名车载智能计算平台相关企业,汇集整理和分析来自实践应用的相关素材。三是邀请行业专家咨询评审。(四)特别声明研究范围聚焦技术和产业发展车载智能计算平台将涉及法律、道德、伦理、文化等诸多领域。本白皮书的编制主要是为了给相关行业主管部门和企业提供决策参考依据,集中在技术和产业两大层面展开研究,暂未涉及其他方面。研究内容仍有待进一步丰富完善本白皮书的主要观点和内容仅代表编制组目前对车载智能计算平台的研判和思考,欢迎各方专家学者和企业代表提出宝贵意见,共同推动白皮书的及时更新和纠偏。本白皮书为《车载智能计算平合白皮书(年)》,后续中国软件评测中心将会继续推出《汽车智能计算平台白皮书(系列)。二、车载智能计算平台内涵与范畴(一)自动驾驶技术目前存在三种发展路线年(国际汽车工程师协会)发布《标准道路机动车驾驶自动化系统分类和定义》,并于年月对标准进行了修订更新。标准将自动驾驶分为共个级别。人工驾驶(),即完全由驾驶员执行全部动态驾驶任务(),包括有主动安全系统介入的情况。辅助驾驶(),即由自动驾驶系统在连续的特定设计运行工况(下执行动态驾驶任务的横向或纵向车辆运动控制子任务(但不能同时),并由驾驶员负责完成动态驾驶任务的其余内容。部分自动驾驶(),即由自动驾驶系统在连续的特定设计运行工况下执行动态驾驶任务的横向和纵向车辆运动控制子任务,并由驾驶员负责完成驾驶环境监控,并对道路目标和状态做岀有效回应。条件自动驾驶(),即由自动驾驶系统在连续的特定设计运行工况下执行所有动态驾驶任务。但是要求驾驶员具备汽车功能保障意识,并随时可以对自动驾驶系统发布的干预请求,以及与动态驾驶任务相关的其他车辆系统的故障做出有效回应。高度自动驾驶(),即自动驾驶系统在连续的特定设计运行工况下执行全部动态驾驶任务和功能保障,不要求任何用户对干预请求做出回应。完全自动驾驶(),即由自动驾驶系统在任意连续的运行环境下,执行全部动态驾驶任务和功能保障,不要求任何用户对自动驾驶系统的干颈请求做出回应。
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浙江大学计算理论复习总结
计算理论复习总结,但是考试快要结束了，估计大家也没有什么需要了。28.文法是CFG的推广,任何CFG都是文法。G=(V,∑,R,S)29.语言被文法生成ⅲ它是re的。30.所有数值函数都是原始递归的31.原始递归函数集是递归可枚举的。32.特殊语言/问题H={"M"w":M在w上停机}lH={"M"w":M是一台在"w"上不停机的TM}H1={"M":M在“M”上停机}H1={w:要么w不是一台TM的编码,要么w是M的编码,M是一台在"M"上不停机的TM}H:re.;H1:re.;-H,-H1:非r.e.;2-SAT∈P;SAT∈NPThe world as We Dont Know itreAsumming P≠APCo『eHrecursiveSATSATCO-A伊II Asumming P=Npr, eCo-r.erecursiveNP= cO-Np= p33没有算法的问题称作不可判定的or不可解的,如TM的停机问题34.证明不可判定通用图灵机U通过递归函数归约到L如果L是递归的则U是递归的ic若L1非递归,并存在L1到L2的归约,则L2也非递归。递归函数是 Turing Computable的35.语言是图灵可枚举的,证存在枚举它的图灵机。(M通过空格代开始,周期性的经过特殊状态q来枚举L,任意顺序且可重复)6.不可判定语言与递归语言互为补集,与rc语言有交集。37语言是re.,if它是图灵可枚举的;语言是递归的,i它是以字典序 turing可枚举的。8.P在并交连接和补运算下封闭NP在并、连接运算下封闭。若NP在补下封闭则NP=P39.H={M"wM在最多2w步后停机}唾P40.所有正则语言和所有CFL都属于P41.NPA.机器角度去定义:被多项式界限非确定型图灵机判定的所有语言的类。B.基于 verifier的定义:NP问题上建立的非确定机包含两步1)非确定地猜一个解2〕用一个确定的算法判定该解是否为可行解判定一个给定猜测值是否满足该问题(可满足性)的算法称作 verifier,一个问题称作NP问题当且仅当存在一个多项式时间的 verifier这两个定义是不矛盾的,因为如果一台非确定TM在多项式时间内可以判定一个非确定选择的翰入是否满足,就是基于 verifier的定义。P和NP的区别a problem is in P if we can decide them in polynomial time. It is in NP if we candecide them in polynomial time, if we are given the right certificate42.若存在计算函数f的多项式界限的图灵机M,则f称为多项式时间可计算的43.若τ1是L1->l2的多项式归约,τ2是L2->I3的多项式归约,则τ1τ2是L1->l3的多项式归约44.证明NP完全法一、按定义:LΣ*,若(a)L∈NP,且(b)对每个语言L∈NP,存在从L到L的多项式归约则L称为NP完全的。法二、归约,对于语言L,(a)若L∈NP(b)一个NP完全问题可以在多项式时间规约到L,ie. SAT 0 is context-free but not regular49.L=L1L2,L是CFL,则L1一定是CFL(x50. Regular-CFL不一定是CFL,如a*b*c*-anbn包含 anben51. 2-way PDalie PDa whose input heads can move both left and right] are more powerfulthan 1-way pda52. Given a PDa M1 and an fa M2, the problem l(M1)cl(M2)is decidable53.DFA/NFA识别的是 exactly正则语言54.Re.只在补和差下不封闭,CFL在交下也不封闭55.非正则语言的可能是正则语言。比如A:[W=w}及所有回文,A=*,为正则语言56.典型非正则:w=wR57.正则语言的子集可能非正则,如 anben是a*b*c*的子集;又如Σ*是正则语言,H≌Σ*58.归约:X到Y的归约可以理解为X到Y问题的映射, reduction可以解释为 at least asdifficult as….比如ⅹ可以被Y的算法解决,则 X is no more difficult than yⅩ可以约到Y,记X≤Y。e.gx2可以归约到任意两数的乘积。若有A≤B,A是不可判定问题>B不可判定A不递归->B不递归B可判定>A可判定B是递归的->A是递归的59.若X多项式时间归约到Y,Y多项式时间可解,则X多项式时间可解若X多项式时间归约到Y,Ⅹ多项式时间不可解,则Y多项式时间不可解60.X多项式时间归约到Y,Y多项式时间归约到Z,则X多项式时间归约到Z61.PRME( COMPOSITE)多项式时间归约到 Factor,但是 Factor多项式时间不能归约到PRIME COMPOSITE )o62.若A≤PB,B∈NP,则A∈NP。证明A≤PB→存在确定图灵机X,可将A归约到B。B∈NP→存在一个非确定图灵机N可判定B。我们希望构造一个新的TM(ⅹN)是的ⅹ*N非确定多项式时间求解A,则A∈NPRunning time of X*N≤1+p(mB>+qp(m)(B多项式时间非确定判定是多项式时间所以A∈NP63若AsPB,B∈P,则A∈P64.若X是NPC的,则X在多项式时间内可解ifP=NP65.SAT多项式时间归约到3SA(3AT是NPC的)66.证明语言L是R/Re, Non rea) Intuitively想想有没有半判定(判定)的TM,有则Rc、(R)。若非R执行下一步。b)用能否由Re.( Non re.)语言归约到该语言,能则Re而非R( Non re)严格用归约函数定义f:A≤B,r1∈A当且仅当r1∈Beg1∈H,M∈L证明Recg2∈非H,iM∈L证明 Non rc注意方向:是从A的实例经过递归函数推向B的实例。详细介绍http://www.cs.rice.edu/nakhleh/comp481/finalreviewsp06sol.pdf67.递归与μ递归等价68.PDA中,若每一个格局至多有一个格局接在它后面,则为确定型的。确定型CF在补下封闭69.M半判定L:w∈L,ifM在w上停机,注意半判定图灵机中不存在“拒绝”状态。只要不接受w,就不停机。70. Chomsky hierarchyElements of the Chomsky HierarchyRecursively enumerable languagesRecursive languageContext sensitive languagesContext ee languageseterministccontext free languagesRegularanguages71.俩证明7.6证明P在并、交、 Kleene*连接和补运算下封闭(1)并:对任意L,LEP,遴n时间图灵机M1和nb时间图灵机M2判定它们且c=max{ab}对L1L2构造判定器MM=“对于输入字符串w1)在W上运行M1,在w上运行M22)若有一个接受则接受,否则拒绝。时间复杂度:设M1为0(n)M2为0(m)。令c=max{ab}第一步用时0(n+n),因此总时间为Oma+n)=0(n9所以L1L2属于P类,即P在并的运算下封闭。(2)连接对任意L1,L2属于P类,设有n时间图灵机M1和m时间图灵机M2判定它们,且c=max{ab}。对L1l2构造判定器MM=“对于输入字符串w=w2灬,Wn对k=0,1,21…,n重复下列步骤。在wW2…wk上运行M1,在wk1wk+2…n上运行M若都接受,则接受。否则继续。若对所有分法都不接受则拒绝。时间复杂度:(n+1x0(n+0m-0(m+4)+0(nb+4=0(nc+),F以L1oL2属于P类,即P在连接的运算下封闭。对任意L属于P类,设有时间0(n)判定器M判定它,对构造判定器MM=“对于输入字符串〔1)在w上运行M12)若M1接受则拒绝,若M1拒绝则接受。时间复杂度为:0(m)。所以属于P类,即P在补的运算下封闭。77证明NP在并和连接运算下封闭。1)并对任意L1,L2∈NP,设分别有n时间非确定图灵机M1和n时间非确定图灵机M2判定它们,且c=max{a,b}。构造判定LL2的非确定图灵机M:M=“对于输入字符串w1)在W上运行M1,在w上运行M2。2)若有一个接受则接受,否则拒绝。对于每一个非确定计算分支,第一步用时为O(n-)+O(n),因此总时间为On+n)=0(n。所以LLz∈NP,即NP在并的运算下封闭2)连接对任意L,L2∈NP设分别有na时间非确定图灵机M1和m时间非确定图灵机M2判定它们,且c=max{ab}。构造判定L1oL2的非确定图灵机M:M=“对于输入字符串w:1〕非确定地将分成两段xy,使得w=xy。2)在x上运行M1,在y上运行M23)若都接受则接受,否则拒绝。对于每一个非确定计算分支,第一步用时O(n,第二步用时为0(n)+0(m),因此总时间为o(n+m)=0(n。所以L1oL2∈NP,即NP在连接运算下封闭。专题一一图灵机可判定性问题判定以下问题是否可判定:声明:思路—想证明B问题不可解,1.从一个不可解问题A入手(如停机问题)2.创建B的—个实例,从中推出如果能解决B,A也就可以解决了3.所以B是不可解的1.一个图灵机有至少481个状态。我们可以给出这样一个TMN进行cnc(M)a)数M中状态数,直到481b)如果达到了481,N就接受,否则拒绝2.给定图灵机在空串上走了481步还没停机。构造2带图灵机N,a)2a带:写481个0b)1s带在空串上模拟M,每走一步,第2带就删掉一个0c)如果M在所有0都删掉之后停机,则N接受,否则不接受给定图灵机,判定它是否在一些输入上经过481步还没停机?a)按字典序找出所有 length
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