การลดข้อผิดพลาดที่กำหนดได้สถานะของศิลปะ?


12

สมมติว่ามีอัลกอริทึมแบบสุ่ม (BPP) Aโดยใช้บิตrของการสุ่ม วิธีธรรมชาติในการขยายความน่าจะเป็นของความสำเร็จให้เป็น1δสำหรับตัวเลือกใด ๆδ>0คือ

  • วิ่งอิสระ + คะแนนเสียงข้างมาก: ทำงานอิสระT = Θ ( เข้าสู่ระบบ( 1 / δ ) . ครั้งและใช้คะแนนเสียงข้างมากของผลผลิตนี้ต้องใช้R T = Θ ( R ล็อก( 1 / δ ) )บิตสุ่มและ พัดขึ้นเวลาทำงานโดยT = Θ ( เข้าสู่ระบบ( 1 / δ ) )ปัจจัยAT=Θ(log(1/δ)rT=Θ(rlog(1/δ))T=Θ(log(1/δ))
  • คู่วิ่งอิสระ + เซฟ: ทำงาน"คู่-อิสระ" T = Θ ( 1 / δ )ครั้งและเปรียบเทียบกับเกณฑ์นี้ต้องใช้R T = Θ ( R / δ )บิตแบบแผนและพัดขึ้นเวลาทำงานโดยT = Θ ( 1 / δ )ปัจจัยAT=Θ(1/δ)rT=Θ(r/δ)T=Θ(1/δ)

คาร์พ Pippenger และ Sipser [1] (เห็นได้ชัด; ฉันไม่สามารถได้รับในมือของฉันบนกระดาษที่ตัวเองก็เป็นบัญชีมือสอง)ทางเลือกที่มีให้วิธีการขึ้นอยู่กับการขยายปกติเข้มแข็งเป็นหลักให้ดู2rโหนของตัวขยาย เป็นเมล็ดสุ่ม เลือกโหนดแบบสุ่มของตัวขยายโดยใช้บิตสุ่มrแล้ว

  • เดินเล่นแบบสั้น ๆ ที่มีความยาวT=Θ(log(1/δ))จากนั้นและวิ่งAบนเมล็ดTสอดคล้องกับโหนดบนเส้นทางก่อนที่จะลงคะแนนเสียงข้างมาก นี้ต้องใช้r+T=r+Θ(log(1/δ))บิตแบบแผนและพัดขึ้นเวลาทำงานโดยT=Θ(log(1/δ))ปัจจัย

  • รันAบนเพื่อนบ้านทั้งหมดของโหนดปัจจุบัน (หรือโดยทั่วไปโหนดทั้งหมดที่อยู่ภายในระยะทางcของโหนดปัจจุบัน) ก่อนที่จะทำการลงคะแนนเสียงข้างมาก สิ่งนี้ต้องใช้การสุ่มบิตrและเพิ่มเวลาในการทำงานโดยปัจจัยT=dโดยที่dคือระดับ (หรือdcสำหรับพื้นที่ใกล้เคียงระยะทาง - c ) การตั้งค่าพารามิเตอร์ได้ดีทำให้สิ้นสุดการคิดต้นทุนT=poly(1/δ)ที่นี่

ฉันสนใจกระสุนนัดสุดท้ายซึ่งสอดคล้องกับการลดข้อผิดพลาดที่กำหนดขึ้น มีการปรับปรุงใด ๆ หลังจาก [1] ลดการพึ่งพาTในδหรือไม่? คือสิ่งที่ดีที่สุดในปัจจุบันทำได้ - 1/δγที่γ>1 ? γ>0หรือไม่ (สำหรับBPPสำหรับRP ?)

หมายเหตุ:ฉันก็สนใจRPแทนBPPเช่นกัน ดังที่แนะนำใน [2] สิ่งก่อสร้างที่เกี่ยวข้องนั้นไม่ใช่ตัวขยายอีกต่อไป แต่ตัวกระจาย (ดูตัวอย่างเช่นบันทึกการบรรยายเหล่านี้โดย Ta-Shma, esp. ตารางที่ 3) ฉันไม่สามารถหาขอบเขตที่สอดคล้องกันสำหรับการขยาย (ไม่สุ่มบิตมากกว่าการขยายrอนุญาต) แต่ไม่ (ที่สำคัญกว่า) สิ่งที่การกระจายตัวที่ชัดเจนของสถานะของสมัยศิลปะสำหรับพารามิเตอร์ที่เกี่ยวข้องคือ .


[1] คาร์พหม่อมราชวงศ์ Pippenger เอ็นและ Sipser เอ็ม 1985 เวลา-สุ่มถ่วงดุลอำนาจ ในการประชุม AMS เรื่องความซับซ้อนในการคำนวณเชิงความน่าจะเป็น (ตอนที่ 111)

[2] Cohen, A. และ Wigderson, A. , 1989, ตุลาคม ผู้กระจายการขยายที่กำหนดขึ้นและแหล่งที่มาแบบสุ่มที่อ่อนแอ ในการประชุมวิชาการประจำปีครั้งที่ 30 เรื่องรากฐานของวิทยาศาสตร์คอมพิวเตอร์ (หน้า 14-19) IEEE


ความเข้าใจของฉันเป็นดังต่อไปนี้ (ส่วนใหญ่ในเอกสารประกอบการบรรยายดังกล่าวของTa-Shmaพวกรถตู้ Melkebeekและผู้โดยซินเทีย Dwork . เท่าที่ผมสามารถบอกได้ dispersers ที่ดีที่จะขยายชี้แจงให้ไม่กี่บิตสุ่มมากขึ้นแต่ไม่ถ้า มีการสุ่มเพิ่มอีก 0 บิต
Clement C.

poly(1/δ)

1/δ

นอกจากนี้ยังเกี่ยวข้อง ( แต่ไม่ตอบคำถามที่เฉพาะเจาะจง): มาตรา 3.5.4 และมาตรา 4 (ปัญหา 4.6) ของซาลิลวาดานของPseudorandomness
ผ่อนผัน C.

คำตอบ:


3

O(1/δ)λO(δ)λ=O(1/d)

C/δCO(1/δ)

Ω(1/δ)


α>0dR=2rλδCαCαd(N,d)λC/dNdd=Oα(1/δ)

dd1λ=O(1/d) nnO((log3d)/d)
โดยการใช้ไซต์ของเรา หมายความว่าคุณได้อ่านและทำความเข้าใจนโยบายคุกกี้และนโยบายความเป็นส่วนตัวของเราแล้ว
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.