หลักฐานอะไรที่จะมีที่กราฟมอร์ฟไม่ได้อยู่ใน


23

แรงบันดาลใจจากความเห็นของ Fortnow ในโพสต์ของฉันหลักฐานที่แสดงว่าปัญหา Isomorphism กราฟไม่ใช่NPสมบูรณ์และจากความจริงที่ว่าGIเป็นผู้สมัครที่สำคัญสำหรับปัญหาNPระดับกลาง (ไม่ใช่ไม่ยังไม่มีข้อความPสมบูรณ์หรือในP ) สนใจในหลักฐานที่ทราบว่าฉันไม่ได้อยู่ในGผมPP

หนึ่งในหลักฐานดังกล่าวเป็นยังไม่มีข้อความP -completeness ของ จำกัด ปัญหากราฟ automorphism (คงที่จุดปัญหาฟรีกราฟ automorphism เป็นยังไม่มีข้อความPสมบูรณ์) ปัญหานี้และการวางนัยทั่วไปอื่น ๆ ของGผมถูกศึกษาใน " ปัญหา NP-complete บางอย่างที่คล้ายกับ Graph Isomorphism " โดย Lubiw บางคนอาจโต้แย้งเป็นหลักฐานความจริงที่ว่าแม้จะมีกว่า 45 ปีไม่มีใครพบอัลกอริทึมพหุนามเวลาสำหรับGผมฉัน

เราทำอะไรหลักฐานอื่น ๆ ที่ต้องเชื่อว่าGผมไม่ได้อยู่ในP ?


2
Subgraph-isomorphism ก็เป็น NP-complete เช่นกัน

1
หลักฐานที่อ่อนแอบางอย่างคือระดับของปัญหาที่เพิ่มขึ้นซึ่งเทียบเท่ากับ logspace ของ GI แต่ก็ไม่มีสิ่งใดที่ดูเหมือนจะมีอัลกอริทึม polytime ที่เห็นได้ชัด (แน่นอนถ้าหนึ่งในนั้นมีอัลกอริทึมแบบ polytime พวกเขาทั้งหมดทำ)
András Salamon

หลักฐานตามสถานการณ์ที่คล้ายกับ P vs NP: ทศวรรษของการเพิ่มประสิทธิภาพของอัลกอริทึม GI เช่นความน่ากลัวที่ยังคงมีแนวโน้มกรณีที่เลวร้ายที่สุดที่ไม่ใช่การทดลอง P ตรวจสอบได้เห็นได้ชัดว่าส่วนใหญ่ในกราฟปกติสุ่ม
vzn


คุณคิดอย่างไรเกี่ยวกับเรื่องนี้? dharwadker.org/tevet/isomorphism
Anna Tomskova

คำตอบ:


11

ก่อนคำถามนี้ความเห็นของฉันคือกราฟ Isomorphism อาจเป็น P นั่นคือไม่มีหลักฐานที่เชื่อว่า GI ไม่ได้อยู่ใน P. ดังนั้นฉันถามตัวเองว่าอะไรจะนับเป็นหลักฐานสำหรับฉัน: ถ้ามีอัลกอริธึมสำหรับ - กลุ่มมอร์ฟที่ใช้ประโยชน์อย่างเต็มที่โครงสร้างที่มีอยู่ของพี -groups และจะยังคงไม่มีความหวังที่จะบรรลุรันไทม์พหุนามแล้วผมจะเห็น GI ที่มีขั้นตอนวิธีการอาจจะไม่ได้อยู่ในพีมีเป็นที่รู้จักกันที่ใช้ประโยชน์จากโครงสร้างที่มีอยู่เช่นมอร์ฟทดสอบพี - กลุ่ม โดย O'Brien (1994)pppแต่ฉันไม่ได้อ่านรายละเอียดอย่างเพียงพอเพื่อตัดสินว่ามันใช้ประโยชน์จากโครงสร้างที่มีอยู่อย่างเต็มที่หรือมีความหวังที่จะปรับปรุงอัลกอริทึมนี้ (โดยไม่ใช้ประโยชน์จากโครงสร้างที่ไม่ชัดเจนเพิ่มเติมของกลุ่ม ) เพื่อบรรลุรันไทม์p

แต่ผมรู้ว่าดิ๊กลิปตันเรียกร้องให้มีการดำเนินการอยู่ใกล้สิ้นปี 2011 เพื่อชี้แจงคอมพิวเตอร์ที่ซับซ้อนของปัญหากลุ่มมอร์ฟโดยทั่วไปและของปัญหา -Group มอร์ฟโดยเฉพาะ ดังนั้นฉันจึงไปหาp

site:https://rjlipton.wordpress.com group isomorphism

เพื่อดูว่าการเรียกร้องให้ดำเนินการประสบความสำเร็จหรือไม่ มันแน่นอน:

  1. ปัญหา Isomorphism ของกลุ่ม: ปัญหาโพลีathที่เป็นไปได้?
  2. ความก้าวหน้าในการมอร์ฟิซึ่มของกลุ่ม
  3. สามจาก CCC: ความก้าวหน้าในกลุ่มมอร์ฟิซึ่ม

ความคิดเห็นที่โพสต์ล่าสุดกระดาษซึ่งประสบความสำเร็จในรันไทม์สำหรับครอบครัวที่สำคัญบางอย่างของกลุ่มหาประโยชน์มากของโครงสร้างที่มีอยู่และรับทราบข้างต้นกระดาษดังกล่าวตั้งแต่ปี 1994 เนื่องจากn O ( บันทึกบันทึกn ) Runtime ผูกพัน เป็นทั้งเข้ากันได้กับประสบการณ์ที่กราฟมอร์ฟิสซึ่มไม่ยากในทางปฏิบัติและด้วยประสบการณ์ที่ไม่มีใครสามารถคิดอัลกอริธึมเวลาแบบพหุนาม (แม้สำหรับกลุ่มมอร์ฟิซึ่มส์) นี่สามารถนับเป็นหลักฐานว่า GI ไม่ได้อยู่ใน P .nO(loglogn)nO(loglogn)


rjlipton.wordpress.com/2015/03/05/news-on-intermediate-problemsก็ปรากฏขึ้นโดยการค้นหาของฉัน มันอ้างอิงทฤษฏี 2 กราฟมอร์ฟอยู่ในพี นอกจากนี้ทุกปัญหาสัญญาในS Z Kเป็นของB P P M C S Pตามที่กำหนดไว้สำหรับปัญหาสัญญา RPMCSPSZKBPPMCSPนี่คือหลักฐานที่แสดงว่า GI ไม่สมบูรณ์ NP แต่นี่ไม่ใช่คำถามที่นี่ ให้ฉันเพิ่มว่าฉันไม่เห็นปัญหากับความยาวหรือรูปแบบของคำตอบของฉันเพราะฉันตีความคำขอหลักฐานเพื่อเป็นการขอความเห็นที่มีเหตุผล
โธมัสคลิมเพล

5
ฉันไม่ทำตามเหตุผลของคุณ คุณจะรู้ได้อย่างไรว่า "โครงสร้างที่พร้อมใช้งาน" เป็น "การใช้ประโยชน์อย่างเต็มที่"? หากมีสิ่งใดกระดาษ Grochow-Qiao ไม่แนะนำให้ทำได้อีกมากในคลาสโฮโมโลจี้?
Sasho Nikolov

@SashoNikolov โดย "โครงสร้างที่มีอยู่" ฉันหมายถึงความรู้เกี่ยวกับโครงสร้างในชุมชนทฤษฎีกลุ่มชุมชนที่เกี่ยวข้องและสิ่งพิมพ์ที่มีอยู่ ตัวอย่างคือโครงสร้างไม่ได้ "ใช้ประโยชน์อย่างเต็มที่" เป็นสิ่งพิมพ์ที่มีเป้าหมายหลักคือการใช้อัลกอริทึมที่นำไปปฏิบัติได้จริงซึ่งหยุดในบางจุดและเพียงแค่พูดถึงข้อ จำกัด ที่เหลือโดยไม่มีข้อบ่งชี้ที่ชัดเจนว่าเป็นพื้นฐาน กระดาษ Grochow-Qiao ตรวจสอบสิ่งเหล่านี้และโจมตีความซับซ้อนในการคำนวณของกลุ่มมอร์ฟิซึ่มส์โดยตรงดังนั้นผลลัพธ์ของมันจึงเป็นหลักฐานที่ดี
Thomas Klimpel

11

ชุดเรียงสับเปลี่ยนที่เล็กที่สุดที่คุณต้องตรวจสอบเพื่อยืนยันว่าไม่มีการเรียงสับเปลี่ยนที่ไม่สำคัญในการตั้งค่ากล่องดำดีกว่าแต่ยังคงชี้แจงOEIS A186202n!

จำนวนบิตที่จำเป็นสำหรับเก็บกราฟที่ไม่มีป้ายกำกับคือของ( nlog2) เห็นนาโอร์โมนิ "การแสดงกราฟที่ไม่มีป้ายกำกับโดยย่อ" คณิตศาสตร์ประยุกต์ไม่ต่อเนื่อง 28.3 (1990): 303-307 หลักฐานวิธีการบีบอัดนั้นสะอาดกว่านี้ถ้าฉันจำได้ อย่างไรก็ตามช่วยให้การโทรที่ตั้งU ให้L=2 ( n(n2)nlog(n)+O(n)Uสำหรับกราฟที่มีป้ายกำกับL=2(n2)

--Haskell notation
graphCanonicalForm :: L -> U

graphIsomorphism :: L -> L -> Bool
graphIsomorphism a b = (graphCanonicalForm a) == (graphCanonicalForm b)    

และ B o o L L Lถ้าคุณแปลง exponentials เพียงตรวจสอบลายเซ็นประเภทของพวกเขาการใส่กราฟในรูปแบบมาตรฐานดูง่ายกว่า แต่ดังที่แสดงไว้ด้านบน GC ทำให้ GI ง่ายขึ้นULBoolLL


ขอบคุณ การโต้เถียงแบบนี้แข็งแกร่งแค่ไหน?
Mohammad Al-Turkistany

มีการอ้างอิงที่อ้างว่าเอกสารการเชื่อมต่อนี้ต่อไปหรือไม่
vzn

3
@ MohammadAl-Turkistany: นี่คืออาร์กิวเมนต์ของความซับซ้อนของการสืบค้น แต่อัลกอริธึมที่รู้จักกันเช่น Babai-Luks 1983 ได้เอาชนะขอบเขตนี้ไปแล้วฉันคิดว่ามีส่วนต่างค่อนข้างมาก (อย่างเช่นกับ2 2n ) 2n
Joshua Grochow

1
@ChadBrewbaker: หากความกังวลของคุณกำลังถูกเขียนขึ้นและความซับซ้อนของกรณีโดยเฉลี่ยฉันมั่นใจว่า nauty จะทำได้ดีกว่าอัลกอริทึมของคุณ (หมายเหตุที่รู้จักกันดีที่สุดผูกพันลดลงใน nauty เป็น (มิยาซากิ 1996) และอัลกอริทึมโพลีเวลาก็พบว่าสำหรับกราฟมิยาซากิ a. แสดงให้เห็นว่าการวิเคราะห์อย่างง่ายที่ถูกผูกไว้ที่ต่ำกว่าของ( 3 / 2 ) nบนอัลกอริทึมของคุณ) นอกจากนี้ GI อยู่ในเวลาเชิงเส้นเฉลี่ย(Babai-Kucera) Ω(2n/20)(3/2)n
Joshua Grochow

2
@ MohammadAl-Turkistany: คำถามนี้ทำให้ฉันคิดอย่างลึกซึ้งยิ่งขึ้นเกี่ยวกับความเชื่อของฉันเกี่ยวกับความซับซ้อนของ GI Re: คำถามอื่น ๆ ของคุณโปรดทราบว่าหากไม่มีการลดทอนโพลีเวลา (หรือหลายรายการ) จาก GI เป็น GA ดังนั้น P NP
Joshua Grochow

8

Kozen ในกระดาษของเขาเทียบเท่าปัญหาก๊กกราฟมอร์ฟให้หลักฐานว่าไม่ได้อยู่ในP ต่อไปนี้มาจากกระดาษ:GIP

"อย่างไรก็ตามมันอาจเป็นไปได้ว่าการค้นหาอัลกอริธึมเวลาแบบพหุนามสำหรับกราฟมอร์ฟิซึ่มจะยากพอ ๆ กับการหาอัลกอริธึมเวลาแบบพหุนามสำหรับปัญหา NP-Complete ในการสนับสนุนการกล่าวอ้างนี้ ซึ่งเป็น NP-complete "

นอกจากนี้ Babai ในกระดาษกราฟการพัฒนาIsomorphismล่าสุดของเขาในเวลา quasipolynomialให้การโต้เถียงกับการดำรงอยู่ของอัลกอริทึมที่มีประสิทธิภาพสำหรับ GI เขาตั้งข้อสังเกตว่าปัญหากลุ่มมอร์ฟ (ซึ่งเป็นออกซิเจน GI) เป็นอุปสรรคสำคัญต่อการวาง GI ในPกลุ่มมอร์ฟปัญหา (กลุ่มจะได้รับจากเคย์ลี tableis ของพวกเขา) เป็นแก้ปัญหาได้ในn O ( บันทึกn )และมันจะไม่เป็นที่รู้จักที่จะอยู่ในPPnO(logn)P

นี่คือข้อความที่ตัดตอนมาจากกระดาษของ Babai:

ผลที่ได้จากกระดาษปัจจุบันขยายความสำคัญของปัญหากลุ่ม Isomorphism (และปัญหาความท้าทายที่ระบุไว้) เป็นอุปสรรคในการวาง GI ใน P มันเป็นไปได้ค่อนข้างที่สถานะกลางของ GI (ไม่ NP- สมบูรณ์หรือเวลาพหุนาม) จะคงอยู่


2
จาก Lem ของ Kozen 3 เราสามารถได้ตัวอย่างที่ง่ายกว่าของปรากฏการณ์นี้: กล่าวคือ Indg Substrraph Isomorphism (คืออันที่ subgraph ของG ) เป็นค่า GI เมื่อ| G | = | H | แต่เป็น NP-hard เมื่อ| G | = c | H | สำหรับc >HG|G|=|H||G|=c|H|c>1. สำหรับพารามิเตอร์ที่ไม่ต่อเนื่องเรารู้ว่ามีปัญหาใน P ที่กลายเป็น NP-complete อย่างรวดเร็ว (เช่น 2SAT กับ 3SAT) คุณรู้หรือไม่ว่ามีตัวอย่างของปัญหาใน P ที่มีพารามิเตอร์ต่อเนื่องบางตัวที่กลายเป็น NP-complete ที่คมชัดหรือไม่ ถ้าเป็นเช่นนั้นการให้เหตุผลแบบนี้จะไม่เป็นหลักฐานมากนักว่า GI ไม่ได้อยู่ใน P แต่ฉันไม่สามารถนึกถึงตัวอย่างที่อยู่ด้านบนของหัวของฉันได้
Joshua Grochow

2
@JoshuaGrochow ไม่ฉันไม่ได้ตระหนักถึงปัญหาการตัดสินใจใด ๆ แต่สำหรับปัญหาการเพิ่มประสิทธิภาพฉันรู้ว่าการหางานที่น่าพอใจของคำสั่งที่อยู่ในPขณะที่การหางานที่น่าพอใจ7 / 8 + ε ของข้อคือN P -hard แม้สำหรับสูตร 3SAT พอใจ ( ε > 0 ) 7/8P7/8+ϵNPϵ>0
Mohammad Al-Turkistany

โอ๊ะคำตอบของ Klimpel มีหลักฐานกลุ่มมอร์ฟิซึ่มส์อยู่แล้ว อย่างไรก็ตามมันมีประโยชน์ที่จะมีมุมมองของ Babai เกี่ยวกับเรื่องนี้
Mohammad Al-Turkistany

Babai ถอนข้อเรียกร้องของรันไทม์ เห็นได้ชัดว่ามีข้อผิดพลาดในการวิเคราะห์
Raphael

5

นี่คือผลลัพธ์อื่น ๆ ที่ยังไม่ได้อ้างถึง

  • ความแข็งของกราฟ Isomorphism / Torán FOCS 2000 และ SIAM J. Comput 33, 5 1093-1108

    เราแสดงให้เห็นว่าปัญหากราฟมอร์ฟเป็นเรื่องยากภายใต้ DLOGTIME เครื่องแบบ AC 0หลายหนึ่งลดลงสำหรับการเรียนซับซ้อน NL, PL (พื้นที่ลอการิทึมน่าจะเป็น) สำหรับทุกพื้นที่ลอการิทึมระดับโมดูลาร์มดk L และสำหรับ DET ระดับของปัญหา NC 1ออกซิเจน ปัจจัย สิ่งเหล่านี้เป็นผลจากความแข็งที่แข็งแกร่งที่สุดสำหรับปัญหามอร์ฟิซึ่มกราฟและบ่งบอกถึงการลดพื้นที่ลอการิทึมแบบสุ่มจากปัญหาการจับคู่ที่สมบูรณ์แบบไปจนถึงกราฟมอร์ฟ นอกจากนี้เรายังตรวจสอบผลลัพธ์ความแข็งสำหรับปัญหาออโตฟิซึมของกราฟ

  • กราฟ Isomorphism ไม่ใช่ AC 0ย่อมาจาก Group Isomorphism / Chattopadhyay, Toran, Wagner

    เราให้ขอบเขตสูงสุดใหม่สำหรับปัญหา Isomorphism ของกลุ่มและ Quasigroup เมื่อโครงสร้างอินพุตได้รับอย่างชัดเจนโดยการคูณตาราง เราแสดงให้เห็นว่าปัญหาเหล่านี้สามารถคำนวณได้โดยวงจรพหุนามขนาด nondeterministic ของ fan-in ที่ไม่มีขอบเขตพร้อมความลึก O (บันทึกการทำงานn) และ O (log 2 n) บิต nondeterministic โดยที่ n คือจำนวนองค์ประกอบกลุ่ม สิ่งนี้ช่วยปรับปรุงขอบเขตบนที่มีอยู่จาก [Wol94] สำหรับปัญหา ในขอบเขตบนก่อนหน้านี้วงจรมีการ จำกัด fanin แต่ความลึก O (บันทึก2 n) และ O (บันทึก2 n) บิต nondeterministic จากนั้นเราพิสูจน์ว่าวงจรชนิดจากขอบเขตบนของเราไม่สามารถคำนวณฟังก์ชันพาริตี้ได้ เนื่องจากความเท่าเทียมกันคือ AC 0ลดลงไปที่ Isomorphism แบบกราฟนี่หมายความว่ากราฟ Isomorphism นั้นยากกว่ากลุ่มหรือ Quasigroup Isomorphism ภายใต้คำสั่งที่กำหนดโดย AC 0 Reduction .


4
แม้ว่าสิ่งเหล่านี้จะเป็นขอบเขตล่างที่แข็งแกร่งที่สุดที่รู้จักกันดีใน GI แต่พวกเขาไม่ได้พูดอะไรเกี่ยวกับการไม่อยู่ใน P. ในกรณีแรก DET ไม่ได้ใกล้เคียงกับ P. ในกรณีที่สองให้สังเกตว่าโครงสร้างของ AC0- องศาภายใน P ค่อนข้างสมบูรณ์อยู่แล้ว
Joshua Grochow

"ขอบเขตล่างที่แข็งแกร่งที่สุดที่รู้จักกันใน GI", ofc GI อยู่ใน NP ดังนั้นการพิสูจน์ที่แท้จริงว่า GI ไม่ได้อยู่ใน P เทียบเท่ากับ P ≠ NP! (อาจผ่านทางNPI ≠∅) ...
vzn

4
Yes, but, for example, it would be nice to know that GI is P-hard! (Of course, P-hardness has very little to do with showing that something is not in P, but it would at least suggest that GI is not in NC!)
Joshua Grochow
โดยการใช้ไซต์ของเรา หมายความว่าคุณได้อ่านและทำความเข้าใจนโยบายคุกกี้และนโยบายความเป็นส่วนตัวของเราแล้ว
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.