Чи випадковість купує у нас щось всередині P?


18

Нехай - клас задач рішення, що має обмежений двосторонній помилка, рандомізований алгоритм, що працює в часі .O ( f ( n ) )BPTIME(f(n))O(f(n))

Чи знаємо ми про будь-яку проблему така, що але ? Чи доведено його існування?QПQБПТЯМЕ(нк)QDTIME(nk)

Це питання було задано тут на cs.SE , але не отримало задовільної відповіді.


7
(1) BPP (f (n)) зазвичай позначається як BPTIME (f (n)). (2) В обстановці складності обчислювань я вважаю, що це відкрито. (Відомо багато прикладів складності запиту та налаштувань складності зв’язку.) (3) Якби його відсутність вже було доведено, то ми б уже знали, що P = BPP.
Цуйосі Іто

2
До речі, у запитанні на cs.stackexchange.com у вас є непорозуміння щодо зв’язку між BPTIME та ZPTIME, і це може бути частиною причини, по якій ви не отримали задовільної відповіді.
Цуйосі Іто

2
@TsuyoshiIto Спасибо, я не згоден , що якщо ми доведемо небуття , ми знаємо , я обмежуючи установку проблем в . Можливо, , тоді як взагалі я щось пропускаю? Чи можете ви також зазначити моє непорозуміння щодо та , можливо, я справді пропустив задовільну відповідь ..P B P T I M E ( n k ) P = D T I M E ( n k ) B P T I M E ( n k ) D T I M E ( n k ) B P T I M E Z P T I M EP=BPPPBPTIME(nk)P=DTIME(nk)BPTIME(nk)DTIME(nk)BPTIMEZPTIME
aelguindy

2
У вашому запитанні не сказано, що ви обмежуєте проблему Q бути всередині P. Якщо це ваш намір, відредагуйте це питання.
Цуйосі Іто

1
Для наближення 1-медіани кінцевого метричного простору з кількома запитами до функції відстані випадкова точка дає 2-наближення в очікуванні та (2 + eps) -приближення з хорошою ймовірністю. Але жоден детермінований алгоритм, який запитує функцію відстані разів, не може зробити кращим, ніж 4-наближення. [ Chang 2013 ]o(n2)
Ніл Янг

Відповіді:


10

Іншим прикладом є оцінка об'єму багатогранника у великих розмірах. Існує безумовна нижня межа детермінованих стратегій для наближення обсягу навіть до експоненціального коефіцієнта, але існує проблема FPRAS.

Оновлення: відповідний документ є (посилання на PDF ):

І. Барані та З. Фуреді. Обчислити об'єм складно, Дискретна та обчислювальна геометрія 2 (1987), 319-326.


Чи можете ви надати посилання на безумовну нижню межу?
Т ....

1
додана довідка.
Суреш Венкат

13

Проблема : Масив складається з n 1s та n 0s. Знайдіть i i таке, що A [ i ] дорівнює 1.A[1..2n]nniA[i]

Вам дозволено запитувати "Яке число присутнє в "? Кожен запит займає постійний час.A[i]

Рішення : Рандомізований алгоритм: Виберіть випадковий індекс і перевірте, чи A [ i ] дорівнює 1. Очікувана кількість запитів - 2, але будь-який детермінований алгоритм повинен робити не менше n запитів. Тому рандомізована верхня межа суворо краща за детерміновану нижню межу в цій моделі.iA[i]n

Це приклад зі складності запиту, про яку Цуйосі згадував у коментарі.


1
Будь-який детермінований алгоритм повинен скласти принаймні запитів у гіршому випадку . n
argentpepper

Що ви маєте на увазі під "на даний момент ми не знаємо жодного нетривіального нижнього граничного доказу для будь-якої проблеми в NP (не кажучи вже про P)"?
Крістофер Арнсфельт Хансен

Можливо, я неохайно вжив слово «нетривіальний». Я мав на увазі «В даний час ми не можемо довести безумовну нижню межу для k > 0 для SAT або будь-яку проблему в NP». Це правильно? Ω(nk)k>0
Джагадіш

Ну, може, не для «приємних» проблем, таких як SAT; але пам’ятайте, що у нас є такі нижчі межі для інших задач із теорем ієрархії часу. І питання не в "приємних" проблемах, а в класах складності.
Крістофер Арнсфельт Хансен

Ага, правильно. Я припускав, що ОП цікавлять природні проблеми. Я відредагував свою відповідь.
Джагадіш

6

Давши матрицю виплат для матриці з нульовою сумою з окупністю в [0,1], оцініть значення гри в рамках добавки ϵ .n×nϵ

Ця проблема має рандомізований алгоритм, який працює в часі , який (імовірно) жоден детермінований алгоритм не може відповідати [ GK95 ].O(nlog2(n)/ϵ2)

Дивіться також Ефективні та прості рандомізовані алгоритми, де детермінізм утруднений .

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.