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プロジェクトオイラーという数学問題の載ったサイトの問題を堀江伸一こと私がProlog言語で解いていくページ。 Prologは配列と優先順位付キューがなく、std setの自前実相も使い出が悪いのでそれらがないと効率的に解けない問題をPrologで解くことは難しいです。 そういう場合C++に逃げたりしますが基本Prologでときます。 Problem 131 「素数と立法数の関係」 † http //odz.sakura.ne.jp/projecteuler/index.php?cmd=read page=Problem%20131 いくつかの素数pでは, ある正の整数nが存在して, n^3+pn^2が立方数になる. 例えば, p = 19のときには, 8^3+19×8^2=12^3である. このような性質を持つ各素数について, nの値は一意に定まる. また, 100未満の素数では4つしかこの性質を満たさない. この性質を持つ100万未満の素数は何個あるだろうか? 解法 この問題は効率的な解法を思いつかなかったので数学掲示板で回答を教えてもらいました。 最大公約数をとることに気付けば自力でもとけたかもしれません。 らすかるさん というかたの回答。 u^3-n^3=pn^2 u=bg, n=ag, gはuとnの最大公約数で1<a<bとすると g(b^3-a^3)=pa^2 b^3-a^3はaと互いに素だからgがa^2の倍数。 g=a^2hとおくと h(b^3-a^3)=p b^3-a^3>1だから、h=1,b^3-a^3=(b-a)(b^2+ab+a^2)=p よって b-a=1,b^2+ab+a^2=p すなわち (a+1)^2+a(a+1)+a^2=p 整理して 3a^2+3a+1=p またh=1なのでg=a^2、従ってn=a^3,u=a^2(a+1) 元の式に代入すると {a^2(a+1)}^3-(a^3)^3=(3a^2+3a+1)a^6 という恒等式になります。 3a^2+3a+1<1000000 を解くと a<(√133333-1)/2<577 なので a=1~576について3a^2+3a+1が素数になるかどうかを調べればいいですね。 多少工夫するとしたら、 a≡1,5 (mod 7) のとき 3a^2+3a+1 は7の倍数になりますので 候補の数を5/7には減らせます。 また個数が412個以下であることもわかります。 a=576のとき3a^2+3a+1=997057=(素数)なので 1000000以下ではこれが最大。 でした。 これに従ったコードは以下の通り。 これはエレガントな解法であやかりたいものです。 not_prime(N) -N 2,!. not_prime(N) - Limit is floor(sqrt(N)), between(2,Limit,M), N mod M= =0, !. is_prime(N) -not(not_prime(N)). test(P) - between(1,576,A), P is 3*A^2+3*A+1, is_prime(P). main131 - findall(A,test(A),Ans), write(Ans), length(Ans,Len), write(Len). Problem 132 「巨大なレピュニットの因数」 † http //odz.sakura.ne.jp/projecteuler/index.php?cmd=read page=Problem%20132 1のみからなる数をレプユニットという. R(k) を長さ k のレプユニットとする. 例えば, R(10) = 1111111111 = 11×41×271×9091 となり, 素因数の和は9414となる. R(10^9) の最初の40個の素因数の和を求めよ. 解法 11111、、、がある桁数でpで割り切れたとき1111、、、を9倍したものは999、、、 これに1を足してpで割ると、1余る。 最小の桁数はかならずp-1の約数桁となり10^pの約数桁の余りは計算を早くできる。 かつ探す約数は2と5の倍数でなくてはいけないのでそれだけ探す。 これで結構高速化と思って実装、何か遅いと思ったらnot_prime述語を書き間違えていた。 notPrime(P) - between(2,P,N), (N*N P - !,fail;true), P mod N= =0, !. isPrime(P) - not(notPrime(P)). isOKNum(P) - isPrime(P), P mod 2 0, P mod 5 0. modPow(_,_,0,Sum,Sum) -!. modPow(P,Pow10,Num,Mult,Result) - Num mod 2= =1, !, Num1 is Num//2, Pow10_1 is (Pow10*Pow10) mod P, Mult1 is (Mult*Pow10) mod P, modPow(P,Pow10_1,Num1,Mult1,Result). modPow(P,Pow10,Num,Mult,Result) - Num1 is Num//2, !, Pow10_1 is (Pow10*Pow10) mod P, modPow(P,Pow10_1,Num1,Mult,Result). bai2or5(P,P1) -0 (P mod 5) ,P1 is P*2. bai2or5(P,P1) -P1 is P*5. f(Div,P,P,_) - P = Div, !, fail. f(_,_,MinLen,MinLen) - 10^9 mod MinLen= =0, !. f(Div,P,MinLen,Result) - PM is P-1, PM mod Div= =0, !, modPow(P,10,Div,1,Amari1), (Amari1= =1 - min(MinLen,Div,MinLen1);MinLen1 is MinLen), bai2or5(Div,Div1), f(Div1,P,MinLen1,Result). min(A,B,A) -A B,!. min(_,B,B) -!. search(_,40,AnsList,AnsList) -!. search(P,Count,AnsList,Result) - isOKNum(P), findall(Len,f(1,P,P,Len),MinLens), length(MinLens,Len), Len 0, !, Count1 is Count+1, P1 is P+1, search(P1,Count1,[P|AnsList],Result). search(P,Count,AnsList,Result) - P1 is P+1, !, search(P1,Count,AnsList,Result). sum([],0) -!. sum([X|Xs],Result) -sum(Xs,Re),Result is Re+X. main132 - search(5,0,[],AnsList), write(AnsList), sum(AnsList,Ans), write(Ans). Problem 133 「レピュニットの非因数」 † 1のみからなる数をレピュニットという. R(k) を長さ k のレピュニットとする. 例えば, R(6) = 111111 となる. R(10^n) というレピュニットについて考える. R(10), R(100), R(1000) は 17 では割り切れないが, R(10000) は 17 で割り切られる. さらに, R(10^n) が 19 で割り切られるような n は存在しない. 驚くべきことに, R(10^n) の因数となりうる100未満の素数は 11, 17, 41, 73 の4個のみである. R(10^n) の因数となりえない100000未満の素数の和を求めよ. 1111、、、を素数pで割った時割り切れる最短の長さが2と5以外の素因数を持っていたらその数は条件を満たしません。 なのですが私のコードはとても遅いのでたぶん、間違ってはないが頭の悪い解法なのでしょう。 検索して正しい解法を調べるべきですね? 割り切ったレピュニット数を9倍すると999、、、99 それに1足した数を素数pで割ると余りが1になる長さがありそれはフェルマーの小定理よりp-1桁。 すると答えは素数p-1の約数だけを調べればよい。 これで10秒まあまあの速度です。 notPrime(P) - between(2,P,N), (P N*N - !,fail;true), P mod N= =0, !. isPrime(P) - not(notPrime(P)). modPow(_,_,0,Sum,Sum) -!. modPow(P,Pow10,Num,Mult,Result) - Num mod 2= =1, !, Num1 is Num//2, Pow10_1 is (Pow10*Pow10) mod P, Mult1 is (Mult*Pow10) mod P, modPow(P,Pow10_1,Num1,Mult1,Result). modPow(P,Pow10,Num,Mult,Result) - Num1 is Num//2, !, Pow10_1 is (Pow10*Pow10) mod P, modPow(P,Pow10_1,Num1,Mult,Result). yakusu(P,Div,P1) -P mod Div= =0,P1 is P // Div. yakusu(P,Div,Div) -P mod Div= =0. f(Div,P,_) - Div2 is Div*Div, Div2 P, !, fail. f(Div,P,P1) - PM is P-1, yakusu(PM,Div,P1), modPow(P,10,P1,1,Amari), Amari= =1. f(Div,P,Result) - !, Div1 is Div+1, f(Div1,P,Result). min(A,B,A) -A B,!. min(_,B,B) -!. div2or5(P,P1) -P mod 5= =0,!,P1 is P//5. div2or5(P,P1) -P mod 2= =0,!,P1 is P//2. is2or5(1) -!. is2or5(P) -div2or5(P,P1), is2or5(P1). arrayMin([X],X) -!. arrayMin([X|Xs],Result) -arrayMin(Xs,Re),min(X,Re,Result). searchMin(P) - findall(Len,f(1,P,Len),Lens), arrayMin(Lens,MinLen), !, not(is2or5(MinLen)). all_search(P) - between(11,100000,P), isPrime(P), searchMin(P). sum([],0) -!. sum([X|Xs],Result) -sum(Xs,Re),Result is Re+X. main133_1 - findall(P,all_search(P),Ps), sum(Ps,Ans), Ans1 is Ans+2+3+5+7, write(Ans1). Problem 134 「素数ペアの結合」 † http //odz.sakura.ne.jp/projecteuler/index.php?cmd=read page=Problem%20134 連続する素数 p1 = 19, p2 = 23 について考える. 1219 は末尾の桁が p1 からなり p2 で割り切られる最小の数であることが確かめられる. 実際, p1 = 3, p2 = 5 を除けば, 全ての p2 p1 なる連続する素数のペアについて, 末尾の桁が p1 からなり p2 で割り切られる数 n が存在する. S を n の最小のものであるとする. 5 ≤ p1 ≤ 1000000 を満たす連続する素数のペア全てに対し ∑ S を求めよ. 解法 19と23なら 100*x+19と分解でき。 19 mod 23=-4 ですから100x mod 23=4となればよい。 オイラーの定理より 100^22 mod 23=1 ですから。 xの一つの答えとして 4*100^21 となる。 これをmod演算の中で解くと最小のxが見つかる この問題はPrologで速度が出なかったのでC++でもコードを書いてみた。 Prologのほうはコードのほとんどの計算時間が100万以下の素数を求める時間で消費されています。 C++ time 0.532sec Prolog time 13.397sec c++版 #include stdio.h #include iostream #include string.h #include time const int Limit =1000090; bool is_prime[Limit]; void prime_list(){ memset(is_prime,true,sizeof(is_prime)); is_prime[0]=is_prime[1]=false; int add; for(int i=2;i Limit;i++){ if(is_prime[i]==false)continue; if(i%2==0)add=i; else add=i*2; for(int j=i+add;j Limit;j+=add){ is_prime[j]=false; } } } __int64 base(int p1){ __int64 Base=1; while(Base p1)Base*=10; return Base; } __int64 mod_pow(__int64 p1,__int64 p2){ __int64 Base,Pow; Base=Pow=base(p1); __int64 AllPow=1,Sa=p2-p1,R=p2-2; while(R 0){ if(R % 2==1){ AllPow=(AllPow*Pow) % p2; } Pow=(Pow*Pow) % p2; R/=2; } return ((AllPow*Sa) % p2)*Base+p1; } int main(){ clock_t start,end; start = clock(); prime_list(); __int64 ans=0,T; int p2; for(int p1=5;p1 1000*1000;p1+=2){ if(is_prime[p1]==false)continue; for(p2=p1+2;is_prime[p2]==false;p2+=2){ } ans+=mod_pow(p1,p2); } end= clock(); std cout ans "\n"; std cout (double)(end-start)/CLOCKS_PER_SEC "秒かかりました"; } prolog版 not_prime(2) -!,fail. not_prime(3) -!,fail. not_prime(N) - Limit is floor(sqrt(N)), between(2,Limit,D), (N mod D)= =0, !. is_prime(N) -not(not_prime(N)). base(P,10) - P 10,!. base(P,100) - P 100,!. base(P,1000) - P 1000,!. base(P,10000) - P 10000,!. base(P,100000) - P 100000,!. base(P,1000000) -P 1000000,!. mod_pow(0,_,_,Result,Result) -!. mod_pow(R,P2,Pow,PowAll,Result) - R mod 2= =1, !, R1 is R//2, Pow1 is (Pow*Pow) mod P2, PowAll1 is (PowAll*Pow) mod P2, mod_pow(R1,P2,Pow1,PowAll1,Result). mod_pow(R,P2,Pow,PowAll,Result) - !, Pow1 is (Pow*Pow) mod P2, R1 is R//2, mod_pow(R1,P2,Pow1,PowAll,Result). searchN(P2,Base,P1,Result) - Sa is P2-P1, P22 is P2-2, %X is (Base^(P2-2)*Sa) mod P2, mod_pow(P22,P2,Base,1,T), X is (T*Sa) mod P2, Result is X*Base+P1. searchP([P1,_],Ans) -1000000= P1,!,write(Ans). searchP([P1,P2],Ans) - is_prime(P2), !, (P2 mod 1000 10- write([P2]),nl;true), base(P1,Base), searchN(P2,Base,P1,Re), Ans1 is Ans+Re, P3 is P2+1, searchP([P2,P3],Ans1). searchP([P1,P2],Ans) - P3 is P2+1, searchP([P1,P3],Ans). main134 - searchP([5,7],0). Problem 139 「ピタゴラスタイル」 † http //odz.sakura.ne.jp/projecteuler/index.php?cmd=read page=Problem%20139 ピタゴラス数を題材にした問題。 詳細はリンク先を参照のこと。 問200くらいまでは結構普通に解ける問題が多いと思うのでそこまではコードを掲載。 それ以上の問題は今後解き方や考え方だけ掲載しようと思ってる。 解法 取り合えず答えが見たかったので、最初Wikiに書いてある通りの原始ピタゴラス数の求め方で全探索しました。 取り立てて遅いというわけではないがちょっと遅い処理になりました。 出てきた答えを見ると、 Wikiの原始ピタゴラス数を求める関数a=M^2-N^2,b=2MN,c=M^2+N^2として この問題の条件を満たすMi,NiはM1=2,N1=1として Mi+1=2Mi+Ni Ni+1=Mi MiとNiの組から求まる原始ピタゴラス数が答えの元となります。 そして原始ピタゴラス数が求まればそれを自然数倍に相似拡大した三角形は全部この問題の条件を満たす。 かつ三角形が原始ピタゴラス数のとき直角の2辺が1差のものしかこの問題の条件を満たさない。 出てきた答えは以上のような不思議で単純な関係があったのでなぜこれが成り立つか考えてみたが自力ではちょっと考え付きませんでした。 以下はYahoo知恵袋でこの問題についてaerile_reさんというかたに教えていただいた内容を要約したものです。 aerile_reさんによる解説 a^2+b^2=c^2 b-a=kとしここでcがkの倍数であると仮定します。 kは既約なピタゴラス数の性質より奇数となります。 すると a^2+(a+k)^2=c^2 展開して整理すると 2a^2=c^2-2ka-k^2となりcはkの倍数であると仮定したので aはkの倍数となります。 bはa+kだったので必然的にbはkの倍数であるとなり,a,b,cがすべてkの倍数となり、既約であるという条件と矛盾します。 よってkは1しかありえません。 解説要約終わり ここから先MiとNiがペル数になるという条件もあるのですがこれはよくわかりませんでした。 解説の部分まででも十分計算量が落ちているので今のところはここで満足している状態です。 解法 辺の差が1差ですので 1 か -1=m^2-n^2-2mn としてnを任意の定数としてnを1から計算しmの2次方程式としてとくとm=n+sqrt(2n^2 (+か-) 1) あとはこれが整数かつピタゴラス数の数であり周長が10^8以下であると確認し、直角三角形の自然数倍の相似拡大の個数を数えて集計すれば答えとなります。 calc1(N,T) -T is 2*N*N+1. calc1(N,T) -T is 2*N*N-1. gcd(0, B, G) - G is abs(B). gcd(A, B, G) - A =\= 0, R is B mod A, gcd(R, A, G). sum([],0) -!. sum([[_,Perm]|Rest],Result) -sum(Rest,Re),Result is Re+Perm. ok(N,[[M,N,A,B,C],Perm]) - calc1(N,T), T1 is floor(sqrt(T)), T= =T1*T1, M is N+T1, M N, 1= =(M-N) mod 2, gcd(M,N,1), A is M^2-N^2, B is 2*M*N, C is M^2+N^2, All is A+B+C, 10^8 All, Perm is (10^8-1)//All. roopN(N,_) - M is N+1, 10^8= 2*M*(M+N), !, fail. roopN(N,Result) - ok(N,Result). roopN(N,Result) - N1 is N+1, roopN(N1,Result). main139 - findall(Ans,roopN(1,Ans),Answers),sum(Answers,Ans1), write([ans,Ans1]).
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■ 空中分解の危機に晒される日本維新の会 「陽光堂主人の読書日記(2012.12.2)」より http //yokodo999.blog104.fc2.com/blog-entry-822.html 今度の衆院選では多数の政党が乱立し、何が何だか判らないような状態ですが、主要政党は民自公の既成政党3党に加え、日本未来の党と日本維新の会の5つに絞られてきました。 この中で最悪の政党はどれか、人によって判断が分かれると思いますが、問題外の民主党を除けば、自民党か日本維新の会のいずれかでしょう。公明党は、母体である創価学会の池田大作が寝たきり状態なので、往年の勢いは最早ありません。 自民党は安倍が総裁なのでタカ派路線を突っ走り、原発の新増設も有り得るとしていますから、最も危険です。TPPや消費増税に対しては慎重に対処する振りをしていますが、政権を取ればさっさと実現してしまうでしょう。民主党が悪者になって道筋をつけてくれたのですから、わざわざ潰すような愚を犯すはずはありません。 ここまで露骨に米国寄りの政策を並べられると、能天気な日本人も支持するのは二の足を踏んでしまいます。消去法で自民党に投票する人が多いと思いますが、過半数には届かないでしょう。そこで生きてくるのが、民自公による連立の密約です。 万が一、民自公でも過半数に届かなかった場合は、みんなの党か日本維新の会との連携を模索することになるでしょう。この両党がどれだけ議席を伸ばすかで、政局は大きく左右されます。余り大勝ちされると困ることは言うまでもありません。 マスコミに持ち上げられている日本維新の会ですが、内部の亀裂が次第に深まって来ています。下手をすると、投票前に空中分解するという前代未聞の珍事が発生する可能性もあります。維新の会が石原慎太郎という爆弾を抱えたからです。 昨日付の田中龍作ジャーナルには、30日に都内で開かれた石原慎太郎との記者会見の模様が収録されています。面白いので、以下文字起こしされた部分を引用します。 維新・石原代表 「橋下にとって竹中は神様みたいになってる」 「維新の背後に竹中平蔵あり」。マスコミが仄聞として伝えていたが、党のトップである石原慎太郎代表がそれを明らかにした。石原氏は、竹中氏がマニフェストを書いていると認め、「大阪の連中(橋下徹大阪市長ら)が竹中を神様のようにあがめ立てている」と話したのである。30日、都内で開かれた記者会見で筆者の質問に答えた。 田中と石原代表のやりとりは次の通り―― 田中:日本維新は選挙公約として「解雇規制の緩和」「最低賃金制度の廃止」をあげている。今や労働者の3割以上が非正規で、非正規労働者の半分以上が年収200万円以下。もし維新の政策が実施されれば、彼らはパンも住宅も失うことになりはしないか? 石原:「大阪の連中(橋下大阪市長、松井府知事ら)が一所懸命考えたが、非常に未熟な所があってね…(後略)」 石原:「(賃金低下に)歯止めが効かなくなるの?」「そりゃマズイわね。未熟な所がたくさんある。(選挙公約は)骨太の何項目かにして、あとは皆で討論しようということにしていたのだが…」 田中:(橋下氏らは)世間知らずにもほどがある。 石原:「そうなんだ。(橋下が)10ページもの公約集を発表するなんて言った時、『やめろ』って言ったの。『君(橋下)が(政権公約を)作ったことは多とするけど、(中略)理念に走り過ぎる所があって、実現不可能だぞ』って。(田中の)仰る通りだと思います」。 田中:竹中(平蔵)さんが書いてるからですよ。 石原:「そう(頷きながら)。俺、竹中って好きじゃないんだ。(会場爆笑) あれ(竹中)が、こういうの(選挙公約を)全部書いてあるのが分かる。これ(竹中は)ね、口説の徒でしかない」。 田中:日本をズタズタにした小泉改革と同じじゃないですか。 石原:「だからね、あんまり竹中を信じるなって。『そりゃ止めろ』って言ったの。彼らにとって神様みたいになってる。コンサルタントの堺屋太一なんか首かしげてる。発言力を認められないのかなあ。これ(竹中)に対しては批判的ですよ」。 田中:石原さんの晩節を汚すことになりますよ。 石原:「そんなことさせないよ」。 (下線は引用者による) こういうことを平気で口にするから、石原は人気があるのです。橋下らは竹中の振り付けで踊っているだけですから、今後は竹中と石原が激突することになるでしょう。間に挟まれた橋下は、今以上に支離滅裂な言い訳をするハメに陥ります。深刻な事態に陥った時、橋下らはどちらに付くのでしょうか? 橋下や松井は出馬しませんから、内部抗争に嫌気が差して選挙の途中で降りてしまうかも知れません。「地方の首長としての職務に専念する」とか何とか言って逃げてしまう可能性も充分にあります。 そうなったら哀れなのが日本維新の会の素人候補者たちで、皆枕を並べて討ち死にすることになります。幹部が路線対立で分裂したら、どう頑張っても当選などできません。 橋下らは出馬しないわけですから、石原を党首とする国政政党のコントロールなどできません。そんなことは最初から判っていたはずですが、目算が外れたということなら、石原が言うように未熟ということになります。 日本維新の会が分裂または解党すれば、石原率いる旧太陽の党(たちあがれ日本)は、維新の会を潰すのに一役買ったことになります。彼らは自民党の別働隊ですから、最初からそうした密命を帯びている可能性もあります。自民党は長いこと政権の座にありましたから謀略に長けており、チンピラにすぎない橋下らの敵う相手ではないのです。 .
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アンケート OSIC内での仕事 ページ制作:藤原 アンケート期間:2011/5/11~2011/5/25 現在の部署を見直そうと思っています。 部署からの仕事内容ではなく、仕事から部署分けを行いたいと思っており、OSIC内での仕事の書き出しをご協力お願いします。 本当に小さなことでもいいので、とにかく数を出すことを優先します。 既に書いてある仕事の中で、「これはもっと細かく分解できるんじゃないか?」といった仕事があれば、書き直しをお願い致します。 役割名 内容を簡単に 会計 会計業務 広報 外部への広報 渉外(大学) 他大学との交流 渉外(法人) 証券会社やNPOエイプロシスとの交流・合同企画 HP更新 OSICHPの更新 部員勧誘 部員勧誘 渉内 スポセン・文化会等とのやりとり 学術(投資担当) 部会他での投資関係全般を担当 学術(就活担当) 部会他での就活関係全般を担当 学術(読書担当) 部会他での読書関係全般を担当 学術(考え方) 部会他でのロジシン他関係全般を担当 部会資料コピー 部会で使う資料を人数分用意する 合宿 合宿の企画・運営 部室管理 部室の備品・衛生面の管理 飲み会幹事 飲み会幹事 「渉内+資料作成・管理」=総務が現在です。 -- (い) 2011-05-11 23 49 52 就活を勉強だけでなく、インターン、セミナー情報をリンモチに任せるとか -- (濱) 2011-05-16 22 17 03 名前 コメント すべてのコメントを見る
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可解群Gの位数がmnであり,mとnとが互いに素で あるとき,Gは位数mの部分群を持つ。πをmの素因数を集合として,それらをGのホールπ部分群と呼ぶ。ホールπ部分群は互いに共役である。Gの部分群で位数がmを割るものは何れかのホールπ部分群に含まれる。 前半の証明 Gを最小位数の反例とする。 NをGの極小正規部分群とする。Gが可解であるからNは可換で準素群である。 |N|がmを割る場合はG/Nが位数m/|N|の部分群L/Pを持ち,LがGの位数mの部分群になる。 |N|がmを割らない場合はG/Nが位数mの部分群H/Nを持つ。 H≠GであればHが位数mの部分群を持つから,Gが反例であるためにはG=Hでなければならない。 K/NをG/Nの極小正規部分群とする。G/Nが可解であるからK/Nは準素群である。K/Nはp群であるとする。PをKのシローp部分群とし,フラッチニ論法によりG=NG(P)Kを得るが,位数の計算によりK=PNであるからG=NG(P)Nとなる。NG(P)≠GであればNG(P)が位数mの部分群を含むから,Gが反例であるためにはG=NG(P)でなければならない。 PがGの正規部分群であり,|P|が|G/N|=|H/N|=mの約数であるから,NをPに代えて|N|がmを割る場合に帰着する。 シロー基 |G|の各素因数pにつきシロー部分群Spが定まり,その任意の対につきSpSq=SqSpとなるとき,それらシロー部分群の集合をGのシロー基という。 これはSpSqがGの部分群であることを意味する。 可解群はシロー基を持ち,逆にシロー基を持つ有限群は可解群である。 ∵ pを|G|の各素因数とし,npをGのシローp群の位数とする。 ホールの定理により,Gは位数が|G|/npの部分群Qpを持つ。 Sp=∩q≠pQqとする。 Spは部分群の共通部分であるから部分群である。 補題2によりSpがシローp部分群であることが分かる。 また,SpSq=SpSq=∩s≠p,qQsである。 即ち,{Sp}がGのシロー基になる。 Gを最小位数の反例とし,{Spi}をGのシロー基とする。QをK=Sp1Sp2の極小正規部分群とする。Kはバーンサイドの定理により可解であるから,Qは準素群であり,Qはp2群であるとして一般性を失わない。 QがKの正規部分群であるから,Qのシローp2部分群は必ずKを含む。 HをP1の任意の補群とする。補題2を用いて|H∩K|=|P2|を得てQ≤H∩K≤Hであるが,これはHをHの共役に換えても成立するから,Hの共役の共通部分はGの自明でない正規部分群である。 位数の仮定により,NとG/Nが可解であるからGも可解である。即ち,Gは反例になりえない。 補題1 H1とH2をGの部分群とする。|H1H2|=|H1|·|H2|/|H1∩H2|である。 ∵ B=H1∩H2とする。 A1をBによるH1の左剰余類の代表系としてH1=A1Bである。 また,A2をBによるH2の右剰余類の代表系としてH2=BA2である。 従い,H1H2=(A1B)(BA2)=A1BA2 であり,|H1H2|=|A1|·|B|·|A2|である。 補題2 H1とH2をGの部分群とする。 [G H1]と[G H2]が互いに素であれば[G H1∩H2]=[G H1]·[G H2]である。 ∵ K=H1∩H2とする。nj=[G Hj]とする。 |G|=[G Hj]·[Hj K]·|K|=njmj|K|と書けるが, n1とn2が互いに素であるから|G|=n1n2m|K|と書ける。 一方,|H1H2|=|H1|·|H2|/|K|=(|G|/n1)(|G|/n2)/|K|=n1n2m2|K|であるが,当然に|H1H2|≤|G|であるからm=1であり,[G K]=|G|/|K|=n1n2である。
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分析ツールのプロパティ 「移動平均乖離率」を作る。手順 解説 「一目均衡表」を改良する 分析ツールのプロパティ 分析ツール(テクニカル分析)のプロパティ「指標因数」各項目にはExpression(JEは表現式) という見出しが付いています。 通常、ここには算出期間などの定数(数字)が記述されていますが、そのほかにも変数、計算式、関数を記述する事が出来ます。 現在判明している変数、演算子、内部関数は以下の通りです。 変数 Open、High、Low、Close、Volume 演算子 ()、*、/、%、+、- 関数 MA()、EMA()、RSI()、MACD() ここでは、これらを組み合わせて独自のチャートを描画する方法を説明します。 ▲戻る 「移動平均乖離率」を作る。 手順 分析ツール追加で「移動平均」を選び以下の設定を行う [指標因数タブ] Price (Close - MA(Close, 10)) / MA(Close, 10) * 100※10MAの設定例。他のMAの場合は10を置換。 Length 1 [スケールタブ] スケールタイプ 画面全体 位置指定 ・新しいウィンドウに追加・一番下に新しいウィンドウ追加 ※0% の位置に水平ラインを引く場合は続いて以下の手順を行う 分析ツール追加で「移動平均」を選び以下の設定を行う [指標因数タブ] Price 0 Length 1 [スケールタブ] スケールタイプ 画面全体 位置指定 ・既存ウィンドウに追加・チャートXに追加※Xは移動平均乖離率を描画しているチャート番号。 ■「移動平均乖離率」の設定手順キャプチャー(要Flash) 解説 この「移動平均乖離率」は、 関数と計算式の結果を描画。 定数を描画(=水平ライン)。 を組み合わせて作ったものです。この方法では1行に式をまとめて書くしかないので、かなり無駄な処理をしてますが「こういう事も出来る」というサンプルとして参考にしてください。 ▲戻る 「一目均衡表」を改良する 2007/08/12(日)まで配布していました「一目均衡表 改」は削除いたしました。 当サイトよりダウンロードして利用されている方は各ツールの以下のフォルダ TP C \Program Files\Trade-Pro\SniperPro\Vmc\UserWork NSHS C \Program Files\NetStockHighSpeed\Module\SniperPro\Vmc\UserWork CS C \Program Files\CyberStockTakumi\Module\SniperPro\Vmc\UserWork JE C \Program Files\joinvestExpress\Module\SniperPro\Vmc\UserWork から次の12ファイルを手動で削除してください。 Fc10005.asc Fc10005.sat Fc10005.vmc Ic27089.asc Ic27089.sat Ic27089.vmc Ic27090.asc Ic27090.sat Ic27090.vmc Ic27091.asc Ic27091.sat Ic27091.vmc ■とりあえず拾って入れてみたが使ってない方。 ファイルの削除だけでOKです。 ■チャートに組み込んで使っている、もしくは「お気に入り」に入れて使っている。 NSHSで「一目均衡表 改」をチャートで表示させるとNSHSが異常終了します。 原因はNSHSに対抗策を組み込まれたためです。 このため、「お気に入り」や起動時に前回終了時画面を復元する設定で「一目均衡表 改」を表示しているチャートがあるとNSHSが起動できなくなる恐れがあります。この場合は C \Program Files\NetStockHighSpeed\Module\SniperPro\Screen\ にある.cifという拡張子の付いたファイルを削除してください(削除後、チャートは初期設定の空っぽのチャートになってしまいます)。 なお、「お気に入り」に「一目均衡表 改」を入れてない場合は、(「お気に入り」と同じ名前).cifを消す必要はありません。 ▲戻る
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量子力学 / 理論物理学 / コンピューター / 光量子コンピューター / パソコン ーーー リチャード・P・ファインマン / デイヴィッド・ドイッチェ 古澤明 / 武田俊太郎 / 藤井啓祐 + ニュースサーチ〔量子コンピューター〕 中国の第3世代自主開発超伝導量子コンピューター「本源悟空」、コア部品の国産化に成功(2024年5月17日)|BIGLOBEニュース - BIGLOBEニュース かつては日本が独占、量子コンピューターのコア部品を中国が完全国産化―香港メディア - Record China 第3世代独自超伝導量子コンピューターの重要モジュールが国産化―中国(2024年5月17日)|BIGLOBEニュース - BIGLOBEニュース (49)量子コンピューターからのハッキングを受けないパソコンがhpから出た|家電のことはオイラに聞いて! - 日刊ゲンダイDIGITAL 【研究成果】ニオブ系超伝導物質の構造改良で 転移温度を高めることに成功――量子コンピューターや核融合用高磁場 ... - 東京大学 スーパーコンピューター「富岳」と量子コンピュータ「叡」の連携処理を実証 理化学研究所と大阪大学 - fabcross for エンジニア NICTなど4者、量子コンピューターに最適な量子ゲートシーケンスを高速に探索する技術を開発 - クラウド Watch 量子コンピューター研究で高まる日本の存在感、今後の課題は?|ニュースイッチ by 日刊工業新聞社 - ニュースイッチ Newswitch ペンローズ・タイルを量子誤り訂正符号に変換:量子コンピューター開発の新発見 - WIRED.jp 生成AIの次 と期待、量子コンピューター関連有望11銘柄|会社四季報オンライン - 会社四季報オンライン 米IBM、「量子コンピューター」世界トップの研究現場でみた景色。「科学は成長のエンジン」 - Business Insider Japan 産総研、NVIDIAと量子計算システム 有償で民間に - 日本経済新聞 量子コンピュータってなんだろう - ダイヤモンド・オンライン マイクロソフトと Quantinuum、物理量子ビットの 800 倍優れたエラー率で、史上最も信頼性の高い論理量子ビットを ... - Microsoft News 早大、量子コンピューターで制約付き組み合わせ最適化問題を高精度で解く手法を開発 - ITpro 社会を変える次世代の技術!量子コンピューター 東京大学 川﨑雅司IBM東大ラボ長|いまからサイエンス - テレビ東京 ~テレ東BIZ エコノミストリポート:量子コンピューター開発事情 エラー修復技術や有効な用途開発が大きな“壁” 間瀬英之 | 週刊 ... - 週刊エコノミスト Online 量子もつれの伝達速度限界を解明 - 理化学研究所 周期性のない図形「ペンローズ・タイル」が量子コンピュータのエラーを訂正? 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暗号解読も楽々に? - ASCII.jp 台湾の研究機関、自主開発の量子コンピューターお披露目 蔡総統「重要な節目」(中央社フォーカス台湾) - Yahoo ... - Yahoo!ニュース 量子コンピューター実用化へ前進「量子ビット」の開発に成功 | NHK - nhk.or.jp 国産量子コンピューターの「次の一手」 中村泰信・理研量子コンピュータ研究センター長に聞く - 産経ニュース 「100万でFTQC実現へ」、量子ビットが増えると何ができるのか - ITpro BMWグループ、量子コンピューターの研究を加速…ドイツの大学に新たな教授職 - レスポンス 量子コンピュータ 企業が今、取り組むべき4つのこと - 日経ビジネスオンライン 伝搬する光の論理量子ビットの生成 ―大規模誤り耐性型量子計算への第一歩― - 東京大学 先端科学技術研究センター 光量子コンピューターの「量子ビット」でエラー修正する手法開発…東大など - 読売新聞オンライン 東大などが光で「GKP量子ビット」実現、量子誤り訂正に道 - ITpro 遠藤 傑:量子コンピューター実用化を「誤り抑制」で早める理論家 - MITテクノロジーレビュー 量子コンピュータの課題 「訂正」する画期的技術を開発 東大教授ら起業へ - ITmedia NEWS 量子コンピューターの課題 「訂正」する画期的技術を開発 東大教授ら起業へ - 産経ニュース 三井物産、量子コンピューター企業に出資 日本で販売権 - 日本経済新聞 共同発表:入れ子構造による量子コンピューターの新しい仕組みを提案~高効率性と高速性を両立する誤り耐性手法~ - jst.go.jp 電子の「飛行量子ビット」をNTTなどが初実証、量子計算機をつなぐ大規模化に道 - ITpro 量子コンピューターの2024年展望、量子ビット数や誤り訂正技術が進化 - ITpro “古典”融合、発展の時…量子コンピューター研究開発の現在地|ニュースイッチ by 日刊工業新聞社 - ニュースイッチ Newswitch 量子コンピューターで「2024年問題」に挑む トラック運転手不足解消に活用 - DG Lab Haus 量子ビット数2倍以上…理研が開発する量子コンピューター国産4号機の性能|ニュースイッチ by 日刊工業新聞社 - ニュースイッチ Newswitch 「量子コンピューターの性能は誇張されており実用化はまだまだ遠い」と専門家が指摘 - GIGAZINE(ギガジン) 量子コンピュータはどう進化するか 発展のロードマップ - 日本経済新聞 量子コンピュータは大きく2種類 仕組みと特徴は? 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54 32 量子コンピュータと日本の未来 01 04 07 日本の強みを生かす 01 16 01 次世代こそ量子コンピュータへ 01 28 22 エンディング 理化学研究所(理研)の国産量子コンピュータの写真 Copyright; RIKEN Center for Quantum Computing 国産超伝導量子コンピュータ初号機の公開: https //www.riken.jp/pr/news/2023/20230324_1/index.html <出演> 茂木健一郎|脳科学者、ソニーコンピュータサイエンス研究所 研究員 東京大学大学院理学研究科で博士号を取得。クオリアを中心テーマに、脳科学や心の理論、自由意志など様々な領域の論考や著作を多数発表している。東京大学大学院客員教授も務める。 <ゲスト> 藤井啓祐|大阪大学大学院教授(量子コンピューティング) 京都大学大学院で博士号を取得。大阪大学、京都大学、東京大学を経て現職。理化学研究所量子コンピュータ研究センター研究チームリーダー、株式会社QunaSysの最高技術顧問なども兼務。 ● これから量子コンピュータを学びたい人たちへ 「大阪大学基礎工学研究科 藤井研究室(2020年3月21日)」より 「量子イノベーションイニシアティブ協議会」 東大、慶應大、日本アイ・ビー・エムの他、JSR、ソニーグループ、DIC、東芝、トヨタ自動車、日立製作所、みずほフィナンシャルグループ、三井住友信託銀行、三菱ケミカル、三菱UFJフィナンシャル・グループ、横河電機の11社。 — Makoto Shibata (@bonaponta) August 1, 2021 ■ 量子コンピュータ授業 #1 量子ビットと量子ゲート 慶應義塾Keio University 量子コンピュータ授業 #2 量子テレポーテーション 量子コンピュータ授業 #3 ドイチェ・ジョザアルゴリズム 量子コンピュータ授業 #4 グローバーのアルゴリズム 量子コンピュータ授業 #5 量子回路 量子コンピュータ授業 #6 量子フーリエ変換 量子コンピュータ授業 #7 ショアの素因数分解アルゴリズム 量子コンピュータ授業 #8 量子コンピュータの歴史 量子コンピュータ授業 #9 量子力学基礎 量子コンピュータ授業 #10 量子誤り訂正 量子コンピュータ授業 #11 古典線形符号 量子コンピュータ授業 #12 安定化符号 量子コンピュータ授業 #13 対故障量子計算 量子コンピュータ授業 #14 幾何学符号 量子コンピュータ授業 #15 誤り自動訂正、抑制 ■ 動画【量子コンピューターと暗号通貨】 「深田萌絵ブログ(2019/11/03 23 14)」より / ■ グーグルが主張する「量子超越性の実証」に、IBMが公然と反論した理由 「WIRED(2019.10.24 THU 09 30)」より / グーグルが量子コンピューターによる「量子超越性」を実証したことを、最新の論文で正式に明らかにした。量子コンピューターが既存のコンピューターより優れていることを示す歴史的ともいえる研究結果だが、これに公然と反論したのがIBM。その異例ともいえる反論の真意とは。 量子コンピューティングの専門家たちの間で起きる技術的な論争が、その高尚ともいえるコミュニティの外にまで出てくることはほとんどない。だがIBMの量子チームは、公然とグーグルにけんかを吹っかけたのである。 IBMが技術論文とブログへの投稿で狙い撃ちしたのは、グーグルと米航空宇宙局(NASA)の共同研究から9月に誤って漏えいした科学的な結果である。それも歴史的な偉業となりうる成果だ。この論文の草稿には、グーグルが「量子超越性」という重要な到達点に達したと書かれていた。量子コンピューターを使って従来型のコンピューターでは不可能だったことができると証明したというのだ。 関連記事:グーグルによる「量子超越性の実証」が、本当に意味すること これに対してIBMの専門家グループは10月21日(米国時間)、量子超越性を達成したというグーグルの主張に重大な欠陥があると発表した。そもそもグーグルが、現代のスーパーコンピューターの能力を最大限に活用していないというのだ。IBMはブログでの投稿で、「このしきい値は満たされていません」と主張している。グーグルはコメントを控えている[編註:本記事の原文は10月21日公開。グーグルは10月23日付の『Nature』に査読済み論文を掲載した]。 グーグルの主張の意味すること (※mono....詳細は略) / 激化する国際競争 (※mono....詳細は略) / 研究者たちの本音 グーグルはSycamoreによる量子超越性の達成に関する査読済みの論文を公開し、同社の主張を科学的な記録として残すとみられている[編註:10月23日付の『Nature』に査読済み論文を掲載]。IBMが21日に発表した論文も査読が済んでいないが、IBMは査読を実施して改めて公開する予定だという。IBMに在籍するトップクラスの量子研究者のひとりで論文の共著者でもあるジェイ・ガンベッタは、グーグルの主張が最終的に技術者の間で受け入れられるかどうかという議論に、IBMの論文が影響を及ぼすことを期待していると言う。 IBMは今回、グーグルに対して技術的な懸念を表明するうえで挑発的ともいえる手法を選んだ。しかしガンベッタによると、IBMの動機はグーグルを敵に回すことではなく、「量子超越性」という用語への無益な期待をなくしていくことにあるのだという。 「量子コンピューティングは重要な技術であり、コンピューティングの方法を変えるはずです」と、ガンベッタは言う。「もう大げさに語るのはやめて、量子コンピューティングのロードマップにフォーカスしていきましょう」 量子コンピューティングの研究に取り組んでいるほかの物理学者たちも、量子超越性が最優先事項ではないことに同意している。それどころか、IBMとグーグルの争いも優先事項ではないという。 「わたしは量子超越性に関するこういった主張はあまり好きではありません。一度は“量子超越”とされた結果が、翌日にはひっくり返って古典的かつ劣った結果にもなりうるわけですから」と、ルイジアナ州立大学のダウリングは言う。「むしろ、特定の問題に対してマシンがどのように役立つのかに興味があります」 メリーランド大学の教授で量子コンピューティングのスタートアップであるIonQの共同創業者、クリストファー・モンローも同じ意見だ。IonQは巨大テック企業2社の学術的な論争よりも、初期の量子コンピューターの実用的な用途を提示していくことのほうに関心があるという。モンローは「今回の量子超越性を巡る議論によって、眠れない日々を過ごすようなことはないと思いますよ」と語っている。 ※『WIRED』による量子コンピューターの関連記事はこちら。 ■ 【図解】量子コンピューター開発競争、日本の現状は?なぜ米中に負けないと言えるのか 「ビジネス+IT(2019/07/03)」より / 現在、欧米諸国とともに、日本でも従来型のコンピューターとは異なる仕組みで動作する「次世代コンピューター」の開発競争が巻き起こっている。その分野の1つが量子コンピューターだ。なぜ日本は量子コンピューター開発に挑むのか。経産省の担当者に聞いた。 経済産業省 商務情報政策局情報産業課 課長補佐 門田 裕一郎 (※mono....以下略) .
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リースリット・サクリファイス 【人化形態】 種族:精霊? 性別:女 年齢:不明(外見年齢17) 身長:163cm 体重:49kg クラス:魔剣?の精霊、嘉神家の居候 属性:命、草、毒、光、闇、時、太陽、月、星 属性均衡:『悠』タイプ 戦闘スタイル: イメージCV: 【剣形態】 ランク:EX 種別:剣、魔剣? 刃渡り:75cm 属性:命、草、毒、光、闇、時、太陽、月、星の複合属性。 「私は主の為だけの剣。主が望むのなら…私はその望みのままに動きましょう」 設定 ベアトリス・ウェイトリーの武器屋にて保管されていた、正体不明の剣。自我を持つインテリジェンスソード。 一見して煌びやかな、実戦には向いてなさそうな剣だが、見る者が見れば、明らかに実戦用の剣であることが分かる。 纏うオーラからして禍々しい雰囲気を一切持たない、寧ろ聖剣や神剣の類に分別される剣であるのだが、その実は今まで一切の所持者を拒絶、喰らい尽くしてきた代物であり、神器と魔剣の特性を持ち合わせる。 剣は『吸収』、鞘は『封印』に特化した代物であり、如何なる概念防御すらも、この剣の前では容易に吸われ、貫かれてしまう。 この剣で斬り裂いた存在・概念・エネルギーといったものを分解…生命エネルギーへと変換し、剣そのものと担い手に供給する特性を持つ……とはいえ、元々生命エネルギーを生成する永久機関としての特性がある為、実の所はあまり使う必要が無い。ただし、何者かによって製作された当初は、本来の担い手以外には扱えないようにする為の防護策と、生命エネルギーを生成する為の初動の為の駆動エネルギーが必要であった為に、担い手以外の者を問答無用で分解して喰らい、エネルギーへと変換する仕掛けを施されている。 生成された生命エネルギーは常に剣そのものを満たし、その生命エネルギーを生み出し続ける永久機関を駆動させ続ける。余剰するエネルギーは常に担い手に供給され、担い手の傷や疲労を消し去り続け、最盛・最良の状態に保ち続ける。その特性の為に、担い手は極端に老化が停滞する。 また、鞘は鞘で武器として扱う事が出来、鞘で殴った存在を悉く鞘に吸収して封印する事が可能。鞘に封印された生命体は、剣が収められている状態で分解され、剣に吸収される。 剣と適合しない者……つまりは担い手以外がこの剣に触れた場合、剣による拒絶反応から、触れてから数秒以内(何らかの手段で押さえつけたとしても数分が限度)で全身が剣に侵食・分解され、魂以外の魔力、霊的素子ごと完全吸収されてしまう。(尚この際、魂は異物として除外され、強制成仏させられてしまう) また、この剣の鞘は触れた者を強制的に封印、閉じ込めてしまう力を持ち、剣が選んだ担い手以外が触れればあっさりと鞘に封印されてしまうという危険物。普段は剣と鞘が互いの力をぶつけ合う事で、その力を相殺している。 『彼女』が何時、どのような形で創造されたのかは不明。 剣として創造された当初から今の今まで、『彼女』に適合する担い手が現れず、『彼女』の力を求めた者、『彼女』に不用意に触れた愚者は悉く剣の拒絶反応で分解され、喰われていった。 現在は担い手を得た事から、触れた者を見境無く喰らう特性は収まっている。だが、担い手以外の者が『彼女』を扱おうとした場合の拒絶反応は相変わらず存在し、担い手以外が『彼女』を扱おうとすると、問答無用で分解して喰らう特性は相変わらずである。 現在は、『彼女』に唯一適合した嘉神凪に、ベアトリスの武器屋で出会った時から一目惚れして、凪を担い手として選び、彼の側に居る。 人化形態をとる事が可能。その際の姿は金髪の短いポニーテール姿の少女。御影服を好む傾向あり。 ちなみに性格は、割と大人しく礼儀正しいタイプ。ただ、執着心が強く、寂しがりやな面あり。 人見知りが激しく、凪や一部の者達以外と関わり合いをもちたがらない。 趣味は剣術一般と料理。後は凪に甘える事。 嘉神家の者達とは全員と仲良し。性格的に一番衝突しそうなアルヴィオーネとは、凪を除けば一番仲が良い様子。 凪の親友である咲森灯子とは、自身と似たものを感じるのか、互いに苦手意識を持っている。しかし、嫌い合っている訳ではない為、普通に会話する事は可能。 保有能力 【リザレクトフォース】 【ラストイグニッション】
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ぬ~ -- (rasa) 2007-01-03 22 57 49 ごちゃごちゃ。。。 -- (SUPERQSTEERTHUNING) 2009-01-10 20 59 35 もったいないんじゃ・・・ -- (A) 2009-04-14 21 01 07
https://w.atwiki.jp/kassandra/pages/55.html
「雪解け祭」のイベントの1つ。 元々は大豊作の翌年に、パンを大量に焼いて皆に配る行事であったが、 近年新しくなった領主によって、より派手な内容に改変された。 (他にも仮装コンテストや、楽士達の野外コンサート等が新領主の企画で行われている) 参加者は3人1組のチームを組む必要がある。参加費は1チーム銀貨3枚。 大会指定の「腸詰めパン」をどれだけ皿の上に載せられるかを競う「腸詰めの塔」と 積み上げたパンを時間内にどれだけ食べられるかを競う「早食い大会」の2部から成り、 それぞれの個数を合計した数が一番多いチームが優勝となる。 優勝チームには賞金として金貨100枚が与えられ、その他の参加者にも色々粗品が用意されている。 細かいルールとしては パンを地面に落としてしまった場合、落とした個数分だけの減点となる。 パンを積む際はバランスをとる為に分解したりちぎったりしても構わないが、元々の形を保っていないものは点数としてカウントしない。(食べるときも無得点とする)ただし、最終的に複数のチームが同点で並んだ場合はこの限りではない。 食べる際に、こっそりと吐き出す、途中で人を入れ変える、などの不正が発覚した場合はその場で失格とする。 より正確なジャッジをするため、1チームあたり一人ずつ審判がおかれている。 なお、余った腸詰めパンは、スタッフと観客に配られ、おいしく頂かれているらしい。
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Google翻訳 近々とある模擬試験を受けることになってその中で数分間の英語でのインタビューがあります。質問はある程度決まっているのでGoogle翻訳をつかって英語を作りそれを覚えようと思ったのですが、Google翻訳で長い英文を直したりすると必ずと言っていいほどおかしな日本語がでますよね。 あれって逆に日本語の長文を英文に訳すとおかしな英文になってると思うんですよ。 実際のところどうなんでしょうか? また文法的におかしな英文を見分けるポイントなどあったら教えてください。 長い英文どころか短くてもおかしな結果になることが頻繁であり、そもそも機械翻訳で「英訳できる」と思うこと自体が間違いなんです。 今はその後の改良が進んで多少「まし」になった程度ですが、以前は 「おおみそか」 を機械翻訳で英訳すると「Oh is that miso」(おお、味噌か)と変換したという嘘みたいな事実もあります。 機械翻訳の結果の「英文を見分けるポイント」? 学校の試験で「次の英文の間違っているところを直しなさい」という設問に確実に正解できる文法力がないと無理です。ということは、自力で文法を学ぶ方が、間違いを発見して修正するよりはるかに楽なんです。 自力で書いた英作文は、冠詞の使い方が間違っているとか、時制が不適切だとか、名詞の単複を間違えてしまうとか、細かいミスはかなりあっても、多くの場合「何が言いたいか」は伝わるものですが、機械翻訳の結果は「そもそも何が言いたいの?」という印象になってしまいます。 この知恵袋でも、よく和訳や英訳の質問に対して機械翻訳の結果を丸投げして回答している例を見かけますが、そのほとんどが「意味さえなしていない」日本語や英語になっているのをご存知ですよね? 句読点の打ち方1つ不適切だと機械翻訳は文の意味をまるで違って解釈してしまい、英語のコンマやピリオドのあとにスペースを入れるというタイピングのルールを知らずに英文を書いている人など「ピリオドやコンマも単語のスペルのうち」だと期間翻訳は判断しますので、もう何のことやらわからない結果になります。 ですから「機械翻訳を参考に」しようという考えそのものが無理なのです。自力で英作文できないから、自信がないから、とりあえず機械翻訳にかけて、あとでちょっと手直ししようとすることは、かえって思い切り遠回りなんだということをご理解ください。 ナイス 0 2015/07/23 03 55 違反報告 質問した人からのお礼 なるほど やはり英語学習に楽な道はないんですね 自分で頑張って簡単な英文でも作ろうと思います ありがとうございました