Варіанти прямих теорем про добуток


11

Пряма теорема про продукт неофіційно говорить, що обчислити екземпляри функції важче, ніж обчислити один раз.f fkff

Типові теореми прямого продукту (наприклад, XOR леми Яо) дивляться на середню складність випадку і стверджують (дуже приблизно), що не може бути обчислена схемами розміром з вірогідністю кращою , то копії не можна обчислити схеми розміром з вірогідністю кращими, ніж .s p k f s < s p kfspkfs<spk

Я шукаю різні типи теорем прямих добутків (якщо вони відомі). Конкретно:

(1) Скажімо, ми фіксуємо ймовірність помилки і замість цього нас цікавить розмір схеми, необхідний для обчислення копій ? Чи є результат, який говорить про те, що якщо не може бути обчислена схемами розміром з імовірністю кращою , то копії не можуть бути обчислені з ймовірністю кращою, ніж використовуючи схему розміром менше ?k f f s p k f p O ( k s )pkffspkfpO(ks)

(2) Що відомо стосовно найгіршої складності? Наприклад, якщо не може бути обчислена (з 0 помилками) за допомогою схем розміру , що можна сказати про складність обчислення копій (з помилкою 0)?s k ffskf

Будь-які посилання будуть вдячні.

Відповіді:


10

(1): Це питання було вивчено у статті "До доказу сильних теорем прямого добутку" Ронена Шалтіеля, і виявляється, що така думка хибна: Наприклад, можливо, що можна обчислити з вірогідністю з розміром набагато меншим, ніж , і лише додаткова маса ймовірності вимагає розміру . У такому випадку при обчисленні на екземплярах схема може вирішити на більшості екземплярів розміром, значно меншим за , і розмір потребуватиме лише кількох екземплярів.0,99 p s 0,01 p s f k f s sf0,99pс0,01pсfкfсс

(2): Для формул та монотонних схем відома пряма теорема про найгірший складність, але, як відомо, для загальних схем помилкова. Для легкого прикладу розглянемо функцію яка розглядає її вхід як вектор і помножує його на деяку фіксовану булеву матрицю. Тоді для обчислення функції може знадобитися розмір , але обчислення її в екземплярах можна зробити набагато швидше, ніж використовуючи алгоритм множення матриці. Ви можете детально обговорити цю тему в книзі "Складність булевих функцій" Інго Вегенер - див. Розділ 10.2 тут:f:{0,1}н{0,1}нн×нfн2нн3http://eccc.hpi-web.de/static/books/The_Complexity_of_Boolean_Functions/ .


Я переглянув розділ 10.2 книги Вегенера (спасибі за довідку!), Який показує, що результат прямої суми взагалі не може мати результату. Але чи відомо все для конкретного (можливо, ті, які мають складність ланцюга менше 2 n )? (Мене все ще цікавлять найгірші складності та для довільних схем.)f2н
user686

Мені також буде цікаво, якщо відомі будь-які слабші результати, наприклад, що для обчислення копій f потрібен розмір s + O ( k ) ...кfс+О(к)
user686

Для функцій, що мають складність ланцюга менше - див. Вище приклад з матричним множенням. Щодо слабшого результату, який ви згадуєте - такий результат є тривіальним, оскільки для обчислення k копій f , вам потрібно додати принаймні k вихідних проводів до обчислювальної схеми f на одному екземплярі. 2nkfkf
Або Меїр

7

Тільки для доповнення відповіді Ор були вивчені питання аромату (1) [скільки ресурсу потрібно, щоб добре виконати k-копії], і відповідні теореми називаються "теоремами прямої суми". Як і у випадку із теоремами про прямі вироби, теореми прямої суми можуть бути, а можуть і не мати місце, залежно від установки.

Використовуючи наш веб-сайт, ви визнаєте, що прочитали та зрозуміли наші Політику щодо файлів cookie та Політику конфіденційності.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.