Bedeutet Kannans Theorem, dass NEXPTIME ^ NP ⊄ P / poly?


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Ich las einen Artikel von Buhrman und Homer „Superpolynomial Circuits, Almost Sparse Oracles and the Exponential Hierarchy“ .

NEXPTIMENPNEXPTIMENPΣ2EXP c LΣ2P , so dass L S i z e (LSize(nc)Σ2PP/polyΣ2P⊄P/polyLΣ2PLΣ2PccLSize(nc)LSize(nc)NEXPTIMENPP/polyNEXPTIMENP⊄P/poly


Vielleicht ist das besser für cstheory.se geeignet.
Yuval Filmus

@YuvalFilmus Ok, danke. Wenn ein Moderator der Meinung ist, dass dies für cstheory.se angemessener ist, können Sie es gerne verschieben.

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Dies ist derzeit auch bei der CS354-Problematik der Fall ...: - / ... Ich habe die Schüler ausdrücklich angewiesen, nicht im Internet nachzufragen. "Lorraine" hofft also besser, dass sie nicht an meiner Klasse teilnehmen.
Ryan Williams

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@Sasho, ich denke, es wäre gut, dies zumindest bis nach dem Fälligkeitsdatum der Zuordnung zu tun.
Kaveh

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@Turbo Ich denke, ich könnte genauso gut, hoffentlich ist dies im Moment nicht das Problem eines anderen.
Sasho Nikolov

Antworten:


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Diese Version der Antwort enthält Feedback von Emil Jeřábek.

Soweit ich sehen kann, besteht die Hauptverdrehung darin, dass es in E X P Σ P 2 eine Sprache mit exponentieller Schaltungskomplexität gibt. Legen Sie insbesondere eine binäre Codierung von Booleschen Schaltkreisen fest und definieren Sie L als die durch definierte SpracheEXPΣP2L

L n wird von keiner Schaltung der Größe 2 n / 2 bestimmt , undLn2n/2

Jede Sprache L ' n{ 0 , 1 } n, die lexikographisch L n vorausgeht, wird von einer Schaltung C mit einer Größe von höchstens 2 n / 2 bestimmt .Ln{0,1}nLnC2n/2

wobei die Notation L n die Schicht L n = L { 0 , 1 } n bedeutetLnLn=L{0,1}n .

Um dies in exponentieller Zeit mit einem Σ P 2 -Orakel zu tun , können Sie die binäre Suche über Teilmengen von { 0 , 1 } n (stellen Sie sich diese als 2 n- Bit-Ganzzahlen vor) verwenden, um die erste solche Menge mit einer Schaltungskomplexität > 2 n zu finden / 2 . Sie behalten einfach die aktuelle Schätzung von L n bei und testen mit dem Orakel, ob ein L ' nlex L n mit einer Schaltungskomplexität von mindestens 2 n / 2 vorhanden ist . Da dies eine Maschine in E gibtΣP2{0,1}n2n>2n/2LnLnlexLn2n/2X P Σ P 2, das die gesamte Schicht L n aufschreibt, können wir natürlich auch über die Zugehörigkeit zu L n und damit zuL entscheiden.EXPΣP2LnLnL

Dies ist sehr ähnlich wie in Kannans Argument, aber skaliert und rationalisiert, um die Exponentialzeit zu verwenden. Dann sollten Sie eine vergrößerte Version des Karp-Lipton zu verwenden, um Satz zu zeigen , dass , wenn N E X PP / p o l y , dann E X P Σ P 2N E X P N P und Sie können die Fallanalyse in Kannans Beweis durchführen.NEXPP/polyEXPΣP2NEXPNP


AFAICS Ihre Beschreibung gibt direkt eine E X P Σ P 2 Sprache, anstatt N E X P Σ P 3 . EXPΣP2NEXPΣP3
Emil Jeřábek unterstützt Monica

@ EmilJeřábek Mein Gehirn war nie in der Lage, Orakelmaschinen zu verarbeiten. I Quantifizierertiefe vier: w { 0 , 1 } n ist in L, wenn eine Schaltung C der Größe 2 n existiert, so dass C ( w ) = 1 und [für alle Schaltungen C der Größe 2 n / 2 dort existiert ein Wort w '{ 0 , 1 } n, für das C ( ww{0,1}nLC2nC(w)=1C2n/2w{0,1}n ' ) C ( w ) ] und [für alle C ' , die C in lex-Reihenfolgevorangehen, existiertfür alle w '{ 0 , 1 } n C ' ein Kreis C '' mit einer Größe von höchstens 2 n / 2 st ( w ' ) = C " ( w ' ) ]. Dies scheint die vierte Ebene der exponentiellen Hierarchie zu sein. Was ist es in Orakelnotation? C(w)C(w)CCC′′2n/2w{0,1}n C(w)=C′′(w)
Sasho Nikolov

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Erstens, "es gibt ein Wort ..." und der ähnliche universelle Quantifizierer am Ende zählt nicht, da sie eine lineare Größe haben, daher können sie deterministisch in exponentieller Zeit berechnet werden. Zweitens kann der äußerste Quantifizierer unter Verwendung der binären Suche deterministisch in exponentieller Zeit simuliert werden.
Emil Jeřábek unterstützt Monica

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Das heißt, der lexikographisch erste Boolesche Funktion f auf n Eingänge , die NICHT - Schaltungen von der Größe hat 2 n / 2 durch exponentielle Zeit binäre Suche mit Oracle für das Prädikat „existiert eine Funktion gefunden werden kann f ' lexikographisch vorhergehenden f die nicht ist berechenbar mit einer Schaltung der Größe 2 n / 2 ". fn2n/2ff2n/2
Emil Jeřábek unterstützt Monica

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@SashoNikolov Es funktioniert also immer noch, seit E X P Σ P 2N E X P Σ P 3 . Wir können jedoch nicht verwenden, wenn N E X P i . o . P / P o l y dann Karp-Lipton in anwenden cstheory.stackexchange.com/questions/39837/... . Wir haben also E X P P Pi . o . P / P o l yund N E X P Σ P 3i . o . P / P o l y . Dies funktioniert nicht für N E X P N P .
T ....
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