สูตรบูลีนเชิงปริมาณที่มีการสลับลอการิทึม


15

ฉันกำลังศึกษาปัญหาที่ยากสำหรับคลาสของสูตรบูลีนที่มีปริมาณที่มีจำนวนทางเลือกแบบลอการิทึมของการเปลี่ยนปริมาณ ปัญหาในคลาสนี้จะมีลักษณะดังนี้:

(x1,x2,xa1)(xa1+1,xa2),(xalogn1,xalogn)F

ที่ไหนบันทึกn = nและFเป็นสูตรแบบบูลของตัวแปรx 1 ... x nalogn=nFx1xn

ชั้นนี้มีให้เห็นอย่างชัดเจนและมีอยู่ในP = P S P C E มีชื่อสำหรับชั้นนี้หรือไม่? มีอะไรที่เป็นที่รู้จักมากขึ้นเกี่ยวกับเรื่องนี้?PHAP=PSPACE


3
มันสมบูรณ์สำหรับการสลับเวลาพหุนามด้วยการสลับลอการิทึมหลายทาง
Emil Jeřábekสนับสนุนโมนิก้า

2
สัญกรณ์ที่ตกลงกันสำหรับคลาสความซับซ้อนของปัญหานี้คือ STA ( ) ที่นี่ STA (s (n), t (n), a (n)) เป็นมาตรการอวกาศ - เวลา - การเปลี่ยนแปลงที่แนะนำโดย Berman ใน "ความซับซ้อนของทฤษฎีตรรกะ" ซึ่งปรากฏใน TCS ในปี 1980 ชั้นนี้มีการตัดสินใจทั้งหมด ปัญหาสามารถตัดสินใจได้โดยเครื่องทัวริงสลับกันในเวลา t (n) โดยใช้ space s (n) และสลับกันมากที่สุด (n) ครั้งในทุกสาขาการคำนวณ เอมิลชี้ให้เห็นว่าปัญหาของคุณควรเสร็จสิ้นสำหรับชั้นเรียนนี้ ,nO(1),O(logn)
Christoph Haase

2
AltTime (lg n, poly (n))
Kaveh

ไม่ได้เป็นไบนารีแอนะล็อกของคลาส FOLL ที่แนะนำโดย Barrington, Kadau, McKenzie และ Lange FOLL ถูกกำหนดโดยการทำซ้ำบล็อก FO โดยทั่วไปเป็นชุดข้อมูล loglog AC0 วงจร n-input n-input, n-output สม่ำเสมอ มันอ่อนแอเกินไปที่จะคำนวณ Parity แต่ไม่ทราบว่ามีอยู่ในคลาสที่เล็กกว่า AC ^ 1 มันสามารถทำสิ่งที่ไม่น่าสนใจมากมายรวมถึงการเปิดเครื่องในกลุ่มสับเปลี่ยนที่แสดงเป็นตารางสูตรคูณ ฉันต้องการโทรหาชั้นเรียนที่มีปัญหา PHL เพราะมันสอดคล้องกับ PH บล็อกซ้ำล็อก n ครั้ง ฉันคิดว่ามันยังไม่ชัดเจนหากเทียบกับ PSPACE
SamiD

นอกจากนี้หากกลุ่ม abelian ได้รับจากวงจรที่รับตัวเลข n-bit สองตัวและส่งออกหมายเลข n-bit การเปิดเครื่องจะอยู่ใน PHL โดยการพิสูจน์ที่คล้ายกับ Barrington และคณะ
SamiD

คำตอบ:


7

อาคารในคำตอบของไมเคิล Wehar ของมันดูเหมือนว่าคุณสามารถแสดงให้เห็นว่าคำนวณสามารถเข้ารหัสใน POLYSIZE QBFs เช่น: คุณใช้O ( บันทึกn ) alternations, แต่ละp o l y ( n )บิตและทำการโต้แย้งที่คล้ายกับทฤษฎีบทของ Savitch ทุกสองทางเลือกจะแบ่งเวลาการทำงานของการคำนวณโดยp o l y ( nNTISP(nlogn,poly(n))O(logn)poly(n)ปัจจัยpoly(n)

ฉันจะเรียก class ตามเครื่องหมายใน"การแลกเปลี่ยนเวลาเพื่อความพึงพอใจ"ของ Fortnow ซึ่งสามารถอ้างถึงอาร์กิวเมนต์ที่ร่างไว้ในวรรคก่อน (แต่โปรดดูกระดาษสำหรับการอ้างอิงก่อนหน้านี้)ΣO(logn)P


ขอบคุณมากสำหรับความคิดเห็นและคำตอบติดตาม ฉันแก้ไขคำตอบและเพิ่มรายละเอียดเกี่ยวกับการโต้แย้งทั่วไป ในความเป็นจริงมีเวลาพื้นที่และการแลกเปลี่ยนทางเลือกสำหรับประเภทของการคำนวณที่สามารถเข้ารหัสได้
Michael Wehar

ขอบคุณสำหรับการอ้างอิงเพิ่ม! นอกจากนี้ฉันได้เพิ่มคำตอบที่กระชับยิ่งขึ้นเพื่อให้ความกระจ่าง ขอบคุณอีกครั้ง. :)
Michael Wehar

7

(1) สิ่งที่เรารู้แล้ว:

ดังที่คุณได้กล่าวไปแล้ว QBF ที่มีการสลับการของตัวปริมาณนั้นยากสำหรับทุกระดับของลำดับชั้นพหุนามlog(n)

(2) ฉันคิดว่าเราสามารถพิสูจน์ได้ดังต่อไปนี้:

ปัญหาคือยากNSPACE(log2(n))

(3) นี่คือเหตุผลที่ไม่เป็นทางการของฉันสำหรับการยืนยันก่อนหน้านี้:

ด้วยการเว้นวรรคถูกผูกไว้กับ NTM และสตริงอินพุตเราต้องพิจารณาว่ามีการคำนวณการยอมรับบนสตริงอินพุตที่กำหนดหรือไม่log2(n)

แต่ละการกำหนดค่าในการคำนวณสามารถแสดงโดยบิตกล่าวอีกนัยหนึ่งเราสามารถแสดงการกำหนดค่าโดยกลุ่มของตัวแปรlog 2 ( n )log2(n)log2(n)

แนวคิดคือเรามีการกำหนดค่าเริ่มต้นและการกำหนดค่าขั้นสุดท้ายและเราจำเป็นต้องเดาการคำนวณที่เกิดขึ้นระหว่างนั้น เราคาดเดาการกำหนดค่า "กลาง" แบบซ้ำ ๆ โดยใช้ปริมาณที่มีอยู่และเรียกเก็บเงินคืนเพื่อยืนยันว่าการกำหนดค่า "ซ้าย" ไปที่ "กลาง" และการกำหนดค่า "กลาง" จะไปที่ "ขวา" โดยใช้สำหรับปริมาณทั้งหมด

ตอนนี้เพื่อให้งานนี้แทนที่จะเลือกหนึ่งการกำหนดค่า "กลาง" เราต้องเลือกกลุ่มของการกำหนดค่า "กลาง" ระยะห่างเท่ากันระหว่างการกำหนดค่า "ซ้าย" และ "ขวา" โดยเฉพาะอย่างยิ่งเราสามารถเดาได้กำหนดค่า "ตัวกลาง" ระยะห่างเท่ากันโดยใช้ปริมาณที่มีอยู่ด้วยnตัวแปรจากนั้นทำการหักล้างทุกช่องว่างระหว่างการกำหนดค่าที่ใช้สำหรับปริมาณทั้งหมดที่มีตัวแปรlog(n)คร่าวๆnlog2(n)log(n)

การเรียกซ้ำจะต้องดำเนินต่อไปที่ความลึกเพื่อให้สามารถครอบคลุมการคำนวณความยาว2log(n)โดยที่แต่ละการกำหนดค่ามีlogมากที่สุด2(n)n2log(n)=nlog(n)=2log2(n)log2(n)หลายบิต

ตั้งแต่การเรียกซ้ำเป็นของความลึกเรามีเพียงO ( เข้าสู่ระบบ( n ) )กลุ่มของตัวแปรเช่น alternations เนื่องจากแต่ละกลุ่มของปริมาณมีเพียงO(log(n))O(log(n))ตัวแปรโดยรวมเรามีO(nlog2(n)O(nlog3(n))ตัวแปร

อย่าลังเลที่จะให้ข้อเสนอแนะหรือการแก้ไขใด ๆ ขอบคุณมากและฉันหวังว่านี่จะช่วยได้เล็กน้อย

(4) การยืนยันทั่วไปเพิ่มเติมตามคำแนะนำของไรอัน:

คุณควรจะสามารถดำเนินการก่อสร้างก่อนหน้านี้ในลักษณะทั่วไปมากขึ้น พิจารณาสิ่งต่อไปนี้:

ในแต่ละขั้นตอนของการเรียกซ้ำแบ่งออกเป็นกลุ่มของการกำหนดค่า "กลาง" โดยใช้c ( n )บิตต่อการกำหนดค่า จากนั้นทำการวนซ้ำไปที่ความลึกd ( n )g(n)c(n)d(n) )

ตราบใดที่เราไม่มีตัวแปรมากเกินไปและมีทางเลือกมากเกินไปมันก็ใช้ได้ดี ประมาณเราต้องการสิ่งต่อไปนี้เพื่อให้ได้รับความพึงพอใจ:

  • g(n)c(n)d(n)n
  • d(n)log(n)

วิธีการทั่วไปของเราจะใช้ในการจำลองเครื่องทัวริงที่ไม่ได้กำหนดไว้ซึ่งทำงานสำหรับขั้นตอนโดยใช้หน่วยความจำc ( n )บิตg(n)d(n)c(n)

โดยเฉพาะอย่างยิ่งเราเลือกดังต่อไปนี้:

  • g(n)=n

  • c(n)=n2log2n

  • d(n)=2log2(n)

ความไม่เท่าเทียมกันก่อนหน้านี้มีความพึงพอใจและเราสามารถดำเนินการก่อสร้างเพื่อจำลองเครื่องทัวริงที่ไม่ได้กำหนดค่าไว้ซึ่งทำงานสำหรับขั้นตอนคร่าว ๆโดยใช้2log2(n)n2log2nหน่วยความจำบิต

กล่าวอีกนัยหนึ่งเรามีความแข็งที่ดีขึ้นกว่า แต่ก่อน โดยเฉพาะปัญหานี้ยากสำหรับNTISP(2log2(n),n2log2n) )

(5) การสรุปทั่วไปเพิ่มเติม:

ในการสรุปก่อนหน้านี้เราได้จำลองเวลาและพื้นที่ที่ไม่ จำกัด เครื่องทัวริง อย่างไรก็ตามเราอาจจำลองเวลาและพื้นที่ของเครื่องจักรทัวริงที่มีขอบเขต จำกัด ได้เช่นกัน

ขออธิบายหน่อย ดังนั้นเราจึงใช้ประมาณ alternations ที่จะทำซ้ำตัวเองที่ความลึกเข้าสู่ระบบ( n ) อย่างไรก็ตามเราสามารถใช้ทางเลือกบางอย่างเริ่มแรกสมมติว่าlog(n)log(n) ) จากนั้นเราสามารถใช้ส่วนที่เหลืออีกlog(n) alternations ที่จะไปลึกlog(n) )log(n)

log(n)2log32(n) steps, and use n2log2n bits of memory.

In other words, the problem is hard for AltTimeSpace(log(n),2log32(n),n2log2n) with sublinear witness lengths. Alternatively, this class could be written using the STA notation mentioned in the comments above.

Thank you for the comments and feel free to offer any further corrections or clarifications. :)


1
Wouldn't the NL2-hardness follow straightaway from PH-hardness?
Nikhil

1
How exactly do we know point (1)? Don't we need 2k variables to get to some level k of PH? Maybe I'm missing a simple point here.
Markus

1
@MichaelWehar Sure, but we do know that NL2PH right? And that means every problem in NL2 reduces to QBF with constantly many alternations, which is a special case of log-many alternations?
Nikhil

1
@MichaelWehar Oops. Of course you're right! A related question here: cstheory.stackexchange.com/questions/14159/…
Nikhil

2
Why not NTISP(nlogn,poly(n))-hard?
Ryan Williams

1

A shorter answer.

Initial observations:

  • The problem is hard for every level of the polynomial hierarchy.
  • The problem is hard for alternating Turing machines with log(n) alternations that run for polynomial time.

Deeper Insights:

  • Suggested by Kaveh's comment above, the problem can encode computations for AltTime(log(n),n) Turing machines.
  • Also, as Ryan pointed out, the problem can encode computations for NTimeSpace(2log2(n),n) Turing machines.
  • More generally, the problem can encode computations for machines corresponding to various classes of the form AltTimeSpace(a(n),t(n),s(n)) with restricted witness lengths. I'm not quite sure what the exact relationship between a(n), t(n), and s(n) has to be, but we know that:

    1. a(n)log(n)

    2. t(n)2log2(n)

    3. s(n)n

See my longer answer for more details on the trade-offs between a(n), t(n), and s(n).

Note: In the above, when I say encode computations, I mean encode the computation without blowing up the instance size too much. That is, if we blow-up from n size Turing machine input to poly(n) size formula, then I think that although the blow-up is polynomial, it is good to pay close attention to the degree of the polynomial. The reason for the semi-fine-grained perspective is to try and slightly better recognize how the different complexity measures a(n), t(n), and s(n) depend on each other.


Also, there is another factor that I omitted. That is, the witness size used with each alternation takes up variables. In other words, the larger the witnesses, the fewer variables that we have meaning that potentially we can't represent as many bits per configuration causing us to possibly require there to be less space for the machine that we encode computations for.
Michael Wehar

Basically, all witness lengths for the quantifiers are sublinear and how large we can make them depends on the choice of a(n), t(n), and s(n).
Michael Wehar

Maybe an inner most there exists quantifier doesn't need to have restricted witness size because we can guess as we go.
Michael Wehar
โดยการใช้ไซต์ของเรา หมายความว่าคุณได้อ่านและทำความเข้าใจนโยบายคุกกี้และนโยบายความเป็นส่วนตัวของเราแล้ว
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.