Запитання з тегом «structural-complexity»

Теорія структурної складності

4
Які наслідки ?
Ми знаємо, що і що , де . Ми також знаємо, що тому, що останній має повні проблеми в логарифмічному просторі багато-один скорочення, а перший - ні (через теорему про ієрархію простору). Щоб зрозуміти зв’язок між та , може допомогти спочатку зрозуміти взаємозв'язок між та .L⊆NL⊆PL⊆NL⊆P\mathsf{L} \subseteq \mathsf{NL} \subseteq \mathsf{P}L⊆NL⊆L2⊆L⊆NL⊆L2⊆\mathsf{L} …
1
Алгоритми та теорія структурної складності
Багато важливих результатів теорії складності обчислювальної техніки, і зокрема "структурної" теорії складності, мають цікаву властивість, що їх можна зрозуміти як принципово наступні (як я це бачу ...) з алгоритмічних результатів, що дають ефективний алгоритм або протокол зв'язку для деяких проблема. До них належать: IP = PSPACE випливає з просторо-ефективного рекурсивного …
1
Яка оракул мінімальної складності, що відокремлює PSPACE від ієрархії поліномів?
Фон Відомо , що існує оракул AAA такий , що PSPACEA≠PHAPSPACEA≠PHAPSPACE^A \neq PH^A . Відомо навіть, що поділ має відношення до випадкового оракула. Неофіційно можна трактувати це так, що існує багато оракул, для яких PSPACEPSPACEPSPACE і PHPHPH є окремими. Питання Як складно ці оракули , які відокремлюють PSPACEPSPACEPSPACE від PHPHPH …
3
Наскільки важко точно моделювання алгоритмів та пов'язані з ними операції на класах складності
Тизер Оскільки проблема довга, тут є особливий випадок, який охоплює її суть. Проблема: Нехай A є детермінованим алгоритмом для 3-SAT. Чи є проблема повного моделювання алгоритму А (на кожному екземплярі проблеми). P-Space важко? (Точніше, чи є підстави вважати, що це завдання є важким P-Space, чи щось у цьому напрямку випливає …
1
Сильно регулярний графік і повнота ГІ
Чи не відомо , якщо ізоморфізм графів (GI) для сильно регулярних графів (SRGS) в P . Чи є підказки про те, що це може бути, а може і не бути GI -комплект? Чи є сильні наслідки в таких випадках? (Схоже на думку, що GI може бути не завершеним NP).
1
vs
У нашій недавній роботі ми вирішуємо обчислювальну задачу, яка виникла в комбінаторному контексті, за умови, що , де єEXP≠⊕EXPEXP≠⊕EXP\mathsf{EXP} \ne \mathsf{\oplus{}EXP}⊕EXP⊕EXP\mathsf{\oplus{}EXP}E X PЕХП\mathsf{EXP} -вернення . Єдиний папір на ⊕⊕П⊕П\mathsf{\oplus{}P} яку ми знайшли, - це документ Beigel-Buhrman-Fortnow1998,який цитується узоопарку складності. Ми розуміємощо ми можемо взяти версії парності N E X P …
2
Полісистема полі часу, повна мова NP, з неї виключено нескінченно багато рядків
Чи є для будь-якої довільної NP повної мови завжди багатопоточний надмножина, доповнення якого також нескінченне? Тривіальна версія, яка не передбачає, що суперсет має нескінченний доповнення, запитували на /cs//q/50123/42961 Для цілей даного питання, то можна вважати , що P≠NPP≠NPP \ne NP . Як пояснив Vor, якщо P=NPP=NPP = NP то відповідь …
1
Скорочення між мовами різної щільності?
Щільність мовної є функцією д х : N → N визначено як Припустимо,XXXdX:N→NdX:N→Nd_X \colon \mathbb{N} \to \mathbb{N}dX(n)=|{x∈X∣|x|≤n}|.dX(n)=|{x∈X∣|x|≤n}|.d_X(n) = |\{x\in X \mid |x| \le n\}|.AAA і є мовами більш деякого кінцевого алфавіту, багатьох один logspace зводиться до , а B не перебуває у L = DSpace ( журнал п ) . …
1
Можна
Дозволяє ATISP(f(n),g(n))ATISP(f(n),g(n))\mathsf{ATISP}(f(n), g(n)) бути класом мов, який визначається чергуванням машин Тьюрінга, які зупиняються в часі f(n)f(n)f(n) використовуючи простір g(n)g(n)g(n). ДозволяєAALTSP(f(n),g(n))AALTSP(f(n),g(n))\mathsf{AALTSP}(f(n), g(n)) бути класом мов, який визначається чергуванням машин Тьюрінга, які припиняють користуватися f(n)f(n)f(n) чергування та простір g(n)g(n)g(n). Ruzzo довів , щоNCk=ATISP(logkn,logn)NCk=ATISP(logk⁡n,log⁡n)\mathsf{NC}^k = \mathsf{ATISP}(\log^k n, \log n). Він також це показавNCk⊆AALTSP(logkn,logn)⊆NCk+1NCk⊆AALTSP(logk⁡n,log⁡n)⊆NCk+1\mathsf{NC}^k …
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.