Ich las einen Artikel von Buhrman und Homer „Superpolynomial Circuits, Almost Sparse Oracles and the Exponential Hierarchy“ .
Ich las einen Artikel von Buhrman und Homer „Superpolynomial Circuits, Almost Sparse Oracles and the Exponential Hierarchy“ .
Antworten:
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 Sprache
L n wird von keiner Schaltung der Größe 2 n / 2 bestimmt , und
Ln 2n/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 .
L′n⊆{0,1}n Ln C 2n/2
wobei die Notation L n die Schicht L n = L ∩ { 0 , 1 } n bedeutet
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 ' n ′ lex L n mit einer Schaltungskomplexität von mindestens 2 n / 2 vorhanden ist . Da dies eine Maschine in E gibt
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 P ⊆ P / p o l y , dann E X P Σ P 2 ⊆ N E X P N P und Sie können die Fallanalyse in Kannans Beweis durchführen.