WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     || 2 | 3 | 4 |

Глава 3.

Быстрое дифференцирование, двойственность

и обратное распространение ошибки

А.Н.Горбань

Вычислительный центр СО РАН в г.Красноярске1

В этой главе излагается материал, значение которого для вычислительной математики и всего того, что по-английски именуют «computer sciences», выходит далеко за пределы нейроинформатики. Со временем он безусловно будет включен в программы университетских курсов математического анализа.

Обсудим одну "очевидную" догму, без разрушения которой было бы невозможно эффективное обучение нейронных сетей. Пусть вычислительные затраты (оцениваемые временем, затраченным некоторым универсальным вычислительным устройством) на вычисление одного значения функции n переменных H(x1,...,xn) примерно равны T. Сколько времени потребуется тому же устройству на вычисление gradH (при разумном составлении программы) Большинство математиков с университетским дипломом ответит:

TgradH~nTH. (1)

Это неверно! Правильный ответ:

TgradH~CTH. (2)

где C - константа, не зависящая от размерности n (в большинстве случаев C~3).

Для всех функций многих переменных, встречающихся на практике, необходимые вычислительные затраты на поиск их градиента всего лишь в два-три раза превосходят затраты на вычисление одного значения функции. Это удивительно ‑ ведь координатами вектора градиента служат n частных производных, а затраты на вычисление одной такой производной в общем случае примерно такие же, как и на вычисление значения функции. Почему же вычисление всех их вместе дешевле, чем по-отдельности

«Чудо» объясняется довольно просто: нужно рационально организовать вычисление производных сложной функции многих переменных, избегая дублирования. Для этого необходимо подробно представить само вычисление функции, чтобы потом иметь дело не с «черным ящиком», преобразующим вектор аргументов в значение функции, а с детально описанным графом вычислений.

Поиск gradH удобно представить как некоторый двойственный процесс над структурой вычисления H. Промежуточные результаты, появляющиеся при вычислении градиента, являются ни чем иным, как множителями Лагранжа. Оказывается, что если представить H как сложную функцию, являющуюся суперпозицией функций малого числа переменных (а по-другому вычислять функции многих переменных мы не умеем), и аккуратно воспользоваться правилом дифференцирования сложной функции, не производя по дороге лишних вычислений и сохраняя полезные промежуточные результаты, то вычисление всей совокупности ∂H/∂xi (i=1,...,n) немногим сложнее, чем одной из этих функций ‑ они все собраны из одинаковых блоков.

Я не знаю, кто все это придумал первым. В нейроинформатике споры о приоритете ведутся до сих пор. Конец переоткрытиям положили две работы 1986 г.: Румельхарта, Хинтона и Вильямса [1,2] и Барцева и Охонина [3]. Однако первые публикации относятся к 70-м и даже 60-м годам нашего столетия. По мнению В.А.Охонина, Лагранж и Лежандр также вправе претендовать на авторство метода.

1. Обучение нейронных сетей как минимизация функции ошибки

Построение обучения как оптимизации дает нам универсальный метод создания нейронных сетей для решения задач. Если сформулировать требования к нейронной сети, как задачу минимизации некоторой функции - оценки, зависящей от части сигналов (входных, выходных,...) и от параметров сети, то обучение можно рассматривать как оптимизацию и строить соответствующие алгоритмы, программное обеспечение и, наконец, устройства (hardware). Функция оценки обычно довольно просто (явно) зависит от части сигналов - входных и выходных. Ее зависимость от настраиваемых параметров сети может быть сложнее и включать как явные компоненты (слагаемые, сомножители,...), так и неявные - через сигналы (сигналы, очевидно, зависят от параметров, а функция оценки - от сигналов).

За пределами задач, в которых нейронные сети формируются по явным правилам (сети Хопфилда, проективные сети, минимизация аналитически заданных функций и т.п.) нам неизвестны случаи, когда требования к нейронной сети нельзя было бы представить в форме минимизации функции оценки. Не следует путать такую постановку задачи и ее весьма частный случай - "обучение с учителем". Уже метод динамических ядер, описанный в предыдущей главе, показывает, каким образом обучение без учителя в задачах классификации может быть описано как минимизация целевой функции, оценивающей качество разбиения на классы.

Если для решения задачи не удается явным образом сформировать сеть, то проблему обучения можно, как правило, сформулировать как задачу минимизации оценки. Осторожность предыдущей фразы ("как правило") связана с тем, что на самом деле нам неизвестны и никогда не будут известны все возможные задачи для нейронных сетей, и, быть может, где-то в неизвестности есть задачи, которые несводимы к минимизации оценки.

Минимизация оценки - сложная проблема: параметров астрономически много (для стандартных примеров, реализуемых на РС - от 100 до 1000000), адаптивный рельеф (график оценки как функции от подстраиваемых параметров) сложен, может содержать много локальных минимумов, извилистых оврагов и т.п.

Наконец, даже для того, чтобы воспользоваться простейшими методами гладкой оптимизации, нужно вычислять градиент функции оценки. Здесь мы сталкиваемся с одной "очевидной" догмой, без разрушения которой было бы невозможно эффективное обучение нейронных сетей.

2. Граф вычисления сложной функции

Сложная функция задается с помощью суперпозиции некоторого набора «простых». Простые функции принадлежат исходно задаваемому конечному множеству F. Формально они выделены только принадлежностью к множеству F - никаких обязательных иных отличий этих функций от всех прочих в общем случае не предполагается.

В этом разделе мы изучим способы задания сложных функций, то есть формулы и соответствующие им графы. Свойства самих функций нас сейчас не интересуют (будем рассматривать ноты, а не слушать музыку).

Теория выражений, определяющих сложные функции, является простейшим разделом математической логики, в которой сами эти выражения называются термами [4].

Термы - это правильно построенные выражения в некотором формальном языке. Чтобы задать такой язык, необходимо определить его алфавит. Он состоит из трех множеств символов:

  1. C - множество символов, обозначающих константы;
  2. V - множество символов, обозначающих переменные;
  3. F - множество функциональных символов,, где - множество символов для обозначения функций k переменных.

Вводя различные множества символов, мы постоянно обращаемся к их интерпретации («... символы, обозначающие...»). Строго говоря, это не нужно - можно (а с чисто формальной точки зрения - и должно) описать все правила действия с символами, не прибегая к их интерпретации, однако ее использование позволяет сократить изложение формальных правил за счет обращения к имеющемуся содержательному опыту.

Термы определяются индуктивно:

  1. любой символ из есть терм;
  2. если - термы и, то - терм.

Множество термов T представляет собой объединение:

,

где,

().

Удобно разбить T на непересекающиеся множества - слои (). Элементы будем называть термами глубины i или i-слойными термами. Множеству принадлежат выражения, обозначающие те функции от термов предыдущих слоев, которые сами им не принадлежат2.

Для оперирования с термами очень полезны две теоремы [4].

Теорема 1 (о построении термов). Каждый терм t единственным образом представляется в виде, где f - первый символ в t,, число k определяется по f (), а - термы.

Эта теорема является точной формулировкой эквивалентности используемой бесскобочной и обычной записи.

Пусть u и v - выражения, то есть последовательности символов алфавита. Скажем, что u входит в v, если существуют такие выражения p и q (возможно, пустые), что v совпадает с puq.

Теорема 2 (о вхождении терма в терм). Пусть, - термы, t представляется в виде, τ - терм и τ входит в t. Тогда или τ совпадает с t, или τ входит в одно из.

Доказываются эти теоремы элементарной индукцией по длине термов [4]. В доказательстве теоремы 2 выделяется лемма, представляющая и самостоятельный интерес.

Лемма 1. Каждое вхождение любого символа в терм τ начинает вхождение некоторого терма в τ.

Определим отношение между термами индуктивным образом «сверху вниз» - по глубине вхождения:

  1. ;
  2. если t совпадает с, и - термы, то ;
  3. если и, то.

Согласно теореме 2, тогда и только тогда, когда входит в.

Для каждого терма t определим множество входящих в него термов. Если, то при непусты множества. При этом множество состоит из одного элемента - исходного терма t.

Свяжем с термом t ориентированный граф с вершинами, взаимнооднозначно соответствующими термам из. Будем одинаково обозначать вершины и соответствующие им термы. Пара вершин образует ориентированное от к ребро графа, если терм имеет вид,, - термы и один из них совпадает с. Вершины графа удобно располагать по слоям.

Для произвольного графа G будем обозначать v(G) множество вершин, а e(G) - множество ребер G.

Возьмем для примера выражение для сложной функции

. (3)

В принятой выше бесскобочной префиксной записи оно имеет вид

, (3′)

Рис. 1. Пример графа. Около вершин и над ребрами указаны соответствующие метки

где все функциональные символы принадлежат.

Граф для этого терма изображен на рис. 1.

Для того, чтобы терм однозначно восстанавливался по графу, необходимы еще два дополнения.

  1. Сопоставим каждой вершине τ∈v() метку p(τ) - символ алфавита. Если вершина принадлежит нулевому слою, то ей соответствует терм, совпадающий с символом из. Этот символ и сопоставляется вершине в качестве метки. Если вершина принадлежит (i>0), то меткой служит функциональный символ: вершине τ сопоставляется, если τ имеет вид, где, а - термы.
  2. Каждому ребру (τ′,τ)∈e(), приходящему в вершину τ, сопоставим метку P(τ′,τ) - конечное множество натуральных чисел (номеров): пусть терм τ имеет вид, где, а - термы, тогда ребру (τ′,τ) сопоставляется множество тех i (1≤i≤k), для которых τ′ совпадает с. На практике в большинстве случаев эта метка состоит из одного номера, но возможны и другие варианты - так же, как функции вида f(x,x). Для графических иллюстраций удобно ребра (τ′,τ), имеющие в своей метке P(τ′,τ) больше одного номера, рисовать как пучок ребер, идущих от вершины τ′ к вершине τ - по одному такому ребру для каждого номера из P(τ′,τ); этот номер и будет меткой соответствующего ребра из пучка.

Граф вместе со всеми метками будем обозначать. На рис. 1 указаны соответствующие метки для разобранного примера.

Итак, для всякого терма t построен ориентированный граф и две функции: первая сопоставляет каждой вершине τ∈v() символ алфавита, вторая (обозначим ее P) - каждому ребру (τ′,τ)∈e() - конечное множество натуральных чисел P(τ′,τ). Отмеченный граф - набор (,p,P) обозначаем. Функции p и P удовлетворяют следующему ограничению:

А) если для данного множество входящих ребер (τ′,τ) непусто, то (является k-местным функциональным символом при некотором k) и семейство множеств

{P(τ′,τ)|(τ′,τ)∈e() }

при фиксированном τ образует разбиение множества номеров {1,...,k}, то есть

,

.

На этом завершается изложение основных формальных конструкций. Прежде, чем переходить к интерпретации, сформулируем теорему об эквивалентности графического и формульного представления термов.

Пусть G - конечный ориентированный граф, не имеющий ориентированных циклов, и в G существует и единственна такая вершина, к которой от любой вершины ведет ориентированный путь. Пусть, далее, заданы две функции: p - на множестве вершин G со значениями в множестве символов алфавита и P - на множестве ребер G со значениями в множестве конечных наборов натуральных чисел и выполнено условие А.

Теорема 3. Существует и единственен терм t, для которого =(G,p,P).

Доказательство проводится в два этапа. Сначала в G устанавливается послойная структура: строится разбиение множества вершин G:. Множество состоит из тех вершин, к которым не ведет ни одного ребра - из-за отсутствия ориентированных циклов такие вершины существуют. Множество состоит из тех вершин, к которым ведут ребра только из элементов. Последний непустой элемент в последовательности состоит из одной вершины, все предшествующие элементы этой последовательности непусты, а объединение всех содержит все вершины G.

Доказательство основного утверждения теоремы проводится индукцией по числу слоев k.

Интерпретация сопоставляет терму сложную функцию. Она строится так. Задается некоторое множество D - область интерпретации. Каждой константе с, входящей в интерпретируемый терм t, сопоставляется элемент из D (c∈D), каждому k-местному функциональному символу f, входящему в t, сопоставляется функция k переменных (мы сохраняем одинаковое обозначение для символов и их интерпретации, это вполне соответствует интуиции и не должно приводить к путанице). Каждой переменной, входящей в интерпретируемый терм t, сопоставляется переменная, пробегающая D. В результате терму t сопоставляется функция n переменных, где n - число различных символов переменных, входящих в t. Эта «сложная» функция получается суперпозицией «простых» функций, соответствующих функциональным символам.

Если, то есть терм является константой или переменной, то вместо сложной функции получаем константу или тождественную функцию id, переводящую значение переменной в него же. Если, то соответствующая функция является «простой». Истинные сложные функции появляются, начиная со слоя.

Заметим, что заданная интерпретация терма t одновременно определяет интерпретацию каждого терма, входящего в t.

Представим процесс вычисления сложной функции с помощью отмеченного графа. Строится два представления: статическое (все результаты промежуточных вычислений располагаются на графе) и динамическое (шаг за шагом, слой за слоем).

Pages:     || 2 | 3 | 4 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.