高频交易 中文译本
高频交易 中文译本 全面介绍高频交易方方面面，启蒙读物Ⅳ中国的金融市场在不断发展,市场参与者也逐渐成熟,在国内部分条件合适的金融市场中,高频交易是一种客观存在。但是对于普通投资者而言要想系统地了解高频交易却不是一件很容易的事。深入介绍高频交易的资料往往伴随着复杂的数学公式,而全面涵盖高频交易的文字材料并不多见。为促进中国高频交易以及市场微观结构研究的发展,我们决定将这本介绍高频交易的书籍译成中文。如果这本书能为我国的市场参与者提供一定的帮助我们将感到十分的荣幸。南华期货研究所的众多研究员参与了这本书的翻译I作。其中第1-4章的译者为姜帆、谈效俊,第5章的译者为张静静、谈效俊,第6章、第9章的译者为胡浩、谈效俊,第7~8章的译者为何炜、李晓萍、谈效俊,第10~12章的译者为王仰琪,第13~16章的译者为杨燕,第17章的译者为王珏,第18、19章的译者为谈效俊,全书由谈效俊负贲统筹审核。由于时间仓促,并且译者水平有限,书中出现不当甚至错误之处在所难免,在此恳请各位读者不吝批评指正华期货有服公司总经理罗旭峰2011年1月8日目录High-Frequency Trading推荐序第1章简介第2章高频交易的发展金融市场与技术革新交易方法的演变第3章高频交易综覽和传统交易的比较21市场参与者运作模型…经济效益高频交易系统的资金结论第4章适合高频交易的金融市场金融市场及其对高频交易的适用性结论…第5章高频交易策略表现评估收益的基本特征有可比性的比率454绩效归因策略评估中的其他考虑因素…结论第6章指令、交易者及其在裔频交易中的应用指令类型指令分布第7章不同频率下的市场无效和获利机会的元2高频下的价格波动的可预测性第8章寻找高频交易机会收益率的统计特征性计量经济学模型协整动率建模945∞非线性模型结论第9章处理分笔数据分笔数据的属性分笔数据的数量和质量买卖价差买卖价格反弹对分笔数据的到达进行建模用传统计量经济学方法处理分笔数据……结论116第10章市场微观结构下的交易——存货模型117存货交易策略概述………118指令、交易者和流动性…有利可图的做市有方向的流动性供应结论第11章市场微观结构下的交易—信息模型…度量信息不对称性信息交易模型136结论第12章事件套利开发事件套利交易策略什么构成了一次事件预测方法可用于交易的新闻宏观经济新闻事件套利的应用结论第13章高频统计套利数学基础统计套利的实际应用356结论第14章创刨建和管理高频策略投资组合投资组合优化的解析基础有效的投资组合管理实践第15章交易模型的回顾测试评估点位预测评估方向预测……205结论第16章实施高交易系统模型开发的生命周期215系统实施测试交易系统…结论第17章风险管理确定风险管理目标风险度量风险管理结论…第18章高频交易的执行和监控执行高频交易系统高频交易执行的监控第19章交易后的盈利分析交易后成本分析交易后表现分析272参考文献第1章High-Frequency Trading简介高频交易如风暴般席卷了华尔街,究其原因,无非是其巨大的盈利能力而已。根据《Aha》杂志的报道,2008年收益最高的基金经理是来自文艺复兴技术公司( Renaissance Technologies Corp.)的吉姆·西蒙斯( Jim Si-mons),他长期以来一直是高频交易的支持者。仅在2008年一年,西蒙斯博士就获得了25亿美元的利润。虽然在撰写这本书的时候,还没有哪个机构完全地跟踪过各个高频交易基金的表现,但坊间传言,2008年大部分的高频交易基金经理都取得了正的收益,而据《纽约时报》的报道,70%的低交易者在2008年都是赔钱的。这个行业指数式的增长也印证了高频交易的巨大盈利能力。根据Aite集团2009年2月的报告,目前交易所中60%的易量都来自于髙频交易。专业高频交易人才炙手可热,并且薪酬也是登峰造极。甚至在2008年金融危机最惨烈的几个月中,仍有50%的金融行业招聘的职位是与高频交易技术人员有关的( Aldridge,2008)领域的信息有巨大需求,但能帮助投资者理解和运用高频交易系统的出版物却少之又少。什么是高频交易,它的魅力何在呢?相较于低频交易而言,高频交易的主要创新之处在于其在电脑驱动之下,对变化的市场迅速做出反应,并且实现资金的快速周转。高频交易的特征是交易次数更多,而每笔交易的平均盈利较小。很多传统的资金管理人持有交易头寸长达数周乃至数月,每笔交易高频交易的盈利为数个百分点。相比之下,高频交易的资金管理人每天都交易多次平均每笔交易的盈利不到一个百分点,并且他们基本上不持有隔夜头寸。不隔夜持仓对于投资者和投资组合经理都十分重要,这是因为以下3个方面的原因。(1)随着资本市场的全球化,大多数的交易行为都可以延长至24小时,并且,以市场现有的波动率来看,隔夜持仓是具有很高的风险的。高频交易策略则规避了这种隔夜风险。(2)高频交易策略允许账户持仓完全透明,这消除了锁定资金的必要性3)持仓过夜的头寸除了保证金之外的部分需要按照所谓的隔夜利率( overnight carry rate)来支付利息。隔夜利息通常比LBOR略高。随着BOR波动的增加以及可能到来的通货膨胀,隔夜持仓成本会变得越来越高,以至于会使得很多资金管理人感到无利可图。高频交易策略能够避免隔夜持仓成本,这在信贷收紧或者利率高企的时候,能给投资者节省下可观的成本。髙频交易还有其他的一些优势。高频交易策略与传统的长期买入并持有策略几乎不存在什么关联,因此,对于长期投资组合来说,高频交易策略是种很好的分散投资的工具。由于高频交易策路的统计学性质,高频交易略需要的评估时期也相对较短,我们在本书后续的章节中将深人讨论这个问。如果说对于一个以月度为周期的交易策略,需要6个月到2年的观察期来评估这个策略的可信程度的话,那么对很多高频交易策略而言,只需不到个月的时间就可以对策略的表现下一个统计学上的结论了除了上面所列举的优势之外,高频交易还能节约操作成本,并且给社会带来很多好处。从运营的角度来看,高频交易的全自动交易方式能够节约人力成本,并且减少因人为的犹豫或者情绪而造成的失误高频交易给社会带来的最大好处体现在以下几点提高市场效率·增加流动性第1章简介·促进计算机技术创新·稳定市场体系高频交易策略发现并消除市场暂时出现的无效率之处,并促进市场价格更快地反映市场信息。很多高频交易策略给市场提供了显著的流动性,使市场运行更加平稳,并且让每个投资者都降低了摩擦成本( frictional costs)高频交易者促进计算机技术的革新,推动找到解决网络通信瓶颈的新办法他们还刺激计算机处理器的创新,以提高计算和数字通信的速度。最后,高频交易还能纠正市场错误定价,从而稳定市场体系。在2009年3月的 FXWeek会议上, Oanda公司的首席执行官 RichardOlsen提出了一个恰当的比喻。Oken博士说,如果将金融市场比做人的身体,那么高频交易就是在人体内一天循环多次的血液。它能帮助冲洗毒素、愈合伤口,并且调节体温。相比之下,低频交易由于反应过慢,可以视为有碍于系统稳定的因素。即使是一个简单的去公园散步的决定也会给身体带来风险,比如感染疾病、失足或者摔倒等。高频交易能对这种情况进行快速反应,就像一个人重新站稳一样,高频交易使市场受到冲击后能重新稳定下来。在外汇、股票以及衍生品市场上都有很多成功的高频交易策略。高频交易本身的属性使其能应用于任何有足够流动性的金融工具之上(“有足够流动性的金融工具”是指在一个交易日中的任何时刻都有足够买家和卖家的金融资产)。高频交易策略可以全天候地执行。电子外汇市场一周交易5天,一天交易24小时。美国股票现在可以“超出常规交易时间”进行交易,每个工作日从东部标准时间早上4点开始直到午夜。对于一些期货和期权,同样存在24小时交易。许多高频交易的公司设于纽约、康奈迪克、伦敦、新加坡和芝加哥。很多设在芝加哥的公司利用其毗邻芝加哥商业交易所的优势来进行期货、期权和商品的高频交易。位于纽约和康奈迪克的公司交易范围较广,其中交易最多的是美国股票。欧洲的时区使得伦敦人在交易货币上很有优势,而新加坡
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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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