คำถามติดแท็ก cc.complexity-theory

P เทียบกับ NP และการคำนวณที่ จำกัด ขอบเขตทรัพยากรอื่น ๆ

1
คือ
กำหนดเป็นชั้นของภาษาที่สามารถรับการยอมรับจาก (multitape) เครื่องทัวริงในเวลาที่1 (ที่ " " เป็นเพียงสัญกรณ์ลดความยุ่งยากและสับสนหลีกเลี่ยง.) สังเกตว่าไม่มีรอบ1f ( n ) + 1 + 1 O ( ⋅ ) f ( n ) + 1D T I M E (f( n ) )DTIME(f(n))\mathsf{DTIME}(f(n))ฉ( n ) + 1f(n)+1f(n) + 1+ 1+1+ 1O ( ⋅ )O(⋅)O(\cdot)ฉ( n ) + 1f(n)+1f(n) + 1 …

4
มีปัญหา NP ใด ๆ ที่รู้จักซึ่งคาดเดาว่าจะยากโดยเฉลี่ยชี้แจง?
ETH ระบุว่า SAT ไม่สามารถแก้ไขได้ในกรณีที่เลวร้ายที่สุดในเวลาเอ็กซ์โปแนนเชียล แล้วกรณีทั่วไปล่ะ มีปัญหาตามธรรมชาติใน NP ที่คาดการณ์ว่าจะยากอย่างมากในกรณีธรรมดาหรือไม่? ใช้ขนาดตัวพิมพ์โดยเฉลี่ยหมายถึงเวลารันเฉลี่ยด้วยการกระจายแบบสม่ำเสมอบนอินพุต

4
ผลที่ตามมาของและ ?
เรารู้ว่าถ้าดังนั้นค่า PH ทั้งหมดจะลดลง เกิดอะไรขึ้นถ้าลำดับชั้นพหุนามยุบลงบางส่วน? (หรือวิธีการที่จะเข้าใจว่า PH อาจถล่มเหนือจุดที่แน่นอนและไม่อยู่ด้านล่าง)P=NPP=NPP=NP กล่าวโดยย่อคืออะไรผลที่ตามมาของและคืออะไร?P ≠ N PNP=coNPNP=coNPNP=coNPP≠NPP≠NPP\ne NP

2
การลด P vs. NP เป็น SAT
คำถามต่อไปนี้ใช้แนวคิดจากการเข้ารหัสที่ใช้กับทฤษฎีความซับซ้อน ที่กล่าวว่ามันเป็นคำถามเชิงทฤษฎีที่ซับซ้อนอย่างแท้จริงและไม่มีความรู้ crypto ใด ๆ ที่จำเป็นต้องตอบ ฉันจงใจเขียนคำถามนี้อย่างไม่เป็นทางการ การขาดรายละเอียดอาจมีการระบุไว้ไม่ถูกต้องเล็กน้อย โปรดระบุการแก้ไขในคำตอบของคุณ ใน papaper ต่อไปนี้: Nonmalleable เข้ารหัส, แดนนีโดเลฟซินเทีย Dwork และโมนี่แนออร์, สยามรายได้ 45, 727 (2003) ดอย: 10.1137 / S0036144503429856 , ผู้เขียนเขียน: สมมติว่านักวิจัย A ได้รับหลักฐานว่าP ≠ NPและต้องการสื่อสารความจริงนี้กับศาสตราจารย์ B. สมมติว่าเพื่อปกป้องตัวเอง A พิสูจน์ให้เธอเห็นว่า B อ้างว่าเป็นศูนย์ความรู้ ... มีปัญหา NP-complete มาตรฐานหลายอย่างเช่นความพึงพอใจ (SAT), กราฟ - แฮมิลตันซิตี้, และกราฟ -3-Colorability (G3C), ซึ่งมีการพิสูจน์ความรู้แบบศูนย์แล้ว …

1
ผลที่ตามมาของ
ฉันมีส่วนหนึ่งของความพยายามที่จะพิสูจน์ของ{} ความพยายามในการพิสูจน์ประกอบด้วยการลดคาร์ปจาก - ปัญหาที่สมบูรณ์ VERTEX 3- ระเบียบครอบคลุมถึง SAT⊕P⊆NP⊕P⊆NP\oplus \mathbf{P} \subseteq \mathbf{NP}⊕P⊕P\oplus \mathbf{P}⊕⊕\oplus ด้วยกราฟลูกบาศก์การลดลงจะให้ผลลัพธ์ของสูตร CNFมีคุณสมบัติดังต่อไปนี้GGGFFF FFFมีการมอบหมายที่น่าพอใจอย่างมากรายการ111 FFFเป็นที่น่าพอใจถ้าจำนวนของจุดยอดครอบคลุมของเป็นเลขคี่GGG คำถาม ซึ่งก็จะมีผลกระทบของ ? ผลที่ฉันได้รับทราบแล้วคือ:จะลดลงเป็นผ่านการลดแบบสุ่มสองด้าน กล่าวอีกนัยหนึ่งเราจะมี (ใช้ทฤษฎีบทของโทดะซึ่งระบุว่าโดยแทนที่ด้วย ) ฉันไม่ทราบว่าแสดงว่ามีอยู่ในบางระดับของลำดับชั้นพหุนาม: ถ้าใช่ผลลัพธ์ต่อไปจะเป็นเช่นนั้น⊕P⊆NP⊕P⊆NP\oplus \mathbf{P} \subseteq \mathbf{NP}PHPH\mathbf{PH}NPNP\mathbf{NP}PH⊆BPPNPPH⊆BPPNP\mathbf{PH}\subseteq\mathbf{BPP}^{\mathbf{NP}}PH⊆BPP⊕PPH⊆BPP⊕P\mathbf{PH}\subseteq\mathbf{BPP}^{\oplus\mathbf{P}}⊕P⊕P\oplus\mathbf{P}NPNP\mathbf{NP}BPPNPBPPNP\mathbf{BPP}^{\mathbf{NP}}iiiPHPH\mathbf{PH}ทรุดฮวบลงไปถึงระดับดังกล่าวฉันยิ่งกว่านั้นภายใต้สมมติฐาน derandomization ที่ยอมรับกันอย่างกว้างขวาง ( ) ลำดับชั้นของพหุนามจะยุบระหว่างระดับแรกและระดับที่สองเนื่องจากเราจะมี (ฉันบอกว่านี่ไม่เป็นความจริง แต่ฉันจะไม่ลบบรรทัดนี้จนกว่าฉันจะเข้าใจว่าทำไม)iiiBPP=PBPP=P\mathbf{BPP} = \mathbf{P}PH=PNP=ΔP2PH=PNP=Δ2P\mathbf{PH} = \mathbf{P}^\mathbf{NP} = \Delta_2^\mathbf{P} ถ้าฉันไม่ผิด, การลดลงดังกล่าวจริงจะพิสูจน์มากกว่า{} มันจะพิสูจน์ได้ว่า{UP} ซึ่งก็จะมีผลกระทบของ , นอกจากนี้ให้กับผู้โดยนัยแล้วโดย ? ฉันไม่ทราบแน่ชัดว่าจะเพิ่มความประหลาดใจให้กับผลลัพธ์ที่น่าประหลาดใจของมากน้อยเพียงใด ฉันคิดว่ามันคงเป็นไปได้และค่อนข้างกว้าง⊕P⊆NP⊕P⊆NP\oplus …

1
DSPACE (n) = DSPACE (1.5n) หรือไม่
จากพื้นที่ลำดับชั้นทฤษฎีบทเป็นที่รู้จักกันว่าถ้าfffเป็นพื้นที่ constructible แล้ว DSpace ( 2f(n)2f(n)2f(n) ) ไม่เท่ากับDSpace ( f(n))f(n))f(n)) ) ที่นี่โดยDSPACE ( f(n))f(n))f(n)) ฉันหมายถึงคลาสของปัญหาทั้งหมดที่สามารถแก้ไขได้ในช่องว่างf(n)f(n)f(n)โดยเครื่องทัวริงที่มีตัวอักษรคงที่ สิ่งนี้ยอมให้พิจารณาทฤษฎีบทลำดับชั้นอวกาศด้วยความแม่นยำเช่นนี้ อาร์กิวเมนต์มาตรฐานให้ค่าคงที่แบบหลายค่า222 : เราต้องการพื้นที่f(n)f(n)f(n)สำหรับการสร้างการคำนวณของเครื่องจักรทัวริงบางส่วนโดยแบบทั่วไป นอกจากนี้เราต้องการf(n)f(n)f(n)เพื่อแก้ปัญหาด้วยการหยุด คำถาม: Is DSpace ( f(n)f(n)f(n) ) เท่ากับDSpace ( 32f(n)32f(n)\frac{3}{2}f(n))?

1
ทฤษฎีบทลำดับชั้นของอวกาศได้สรุปการคำนวณที่ไม่สม่ำเสมอหรือไม่?
คำถามทั่วไป ทฤษฎีบทลำดับชั้นของอวกาศได้สรุปการคำนวณที่ไม่สม่ำเสมอหรือไม่? ต่อไปนี้เป็นคำถามที่เจาะจงเพิ่มเติม: L/poly⊊PSPACE/polyL/poly⊊PSPACE/polyL/poly \subsetneq PSPACE/poly สำหรับฟังก์ชั่น constructible ทุกพื้นที่เป็นDSpace (O (f (n))) / โพลี \ subsetneq DSpace (f (n)) / โพลี ?f(n)f(n)f(n)DSPACE(o(f(n)))/poly⊊DSPACE(f(n))/polyDSPACE(o(f(n)))/poly⊊DSPACE(f(n))/polyDSPACE(o(f(n)))/poly \subsetneq DSPACE(f(n))/poly สำหรับสิ่งที่ฟังก์ชั่นh(n)h(n)h(n)เป็นที่ทราบกันดีว่า: สำหรับทุกพื้นที่ที่สร้างได้f(n)f(n)f(n) , DSPACE(o(f(n)))/h(n)⊊DSPACE(f(n))/h(n)DSPACE(o(f(n)))/h(n)⊊DSPACE(f(n))/h(n)DSPACE(o(f(n)))/h(n) \subsetneq DSPACE(f(n))/h(n) ?

1
มีปัญหา P-Complete กับสมการไดโอแฟนไทน์หรือไม่?
โดยทั่วไปการตัดสินใจว่าสมการไดโอแฟนไทน์มีวิธีแก้ปัญหาจำนวนเต็มใด ๆ เทียบเท่ากับปัญหาการหยุดพัก ฉันเชื่อว่าการตัดสินใจว่าสมการไดโอแฟนไทน์สมการกำลังสองนั้นมีวิธีแก้ปัญหาใดหรือไม่ มีข้อ จำกัด เพิ่มเติมเกี่ยวกับสมการที่ทำให้เกิดปัญหาแบบ P-Complete หรือไม่?

1
ความซับซ้อนของการกำหนดพารามิเตอร์ของการรวมภาษาปกติ
ฉันสนใจในปัญหาคลาสสิกอย่างเป็นทางการรวมถึงภาษา รับนิพจน์ทั่วไปเราแสดงโดยภาษาปกติที่เกี่ยวข้อง (นิพจน์ทั่วไปใช้ตัวอักษรคงที่ , กับสหภาพการดำเนินงาน, Kleene-star และการต่อข้อมูล)EEEL(E)L(E)L(E)ΣΣ\Sigma การป้อนข้อมูล:สองแสดงออกปกติและคำถาม:มันคือความจริงที่ ?E1E1E_1E2E2E_2 L(E1)⊆L(E2)L(E1)⊆L(E2)L(E_1)\subseteq L(E_2) การรวมภาษาปกติเป็นที่รู้จักกันในชื่อ PSPACE-complete [1] วิธีคลาสสิกในการแก้ปัญหา (ใน PSPACE) คือการสร้าง NFAsและเกี่ยวข้องกับและเพื่อสร้าง DFAจากเสริมให้เป็น DFAและในที่สุดก็สร้างทางแยกจากและที่สอดคล้องกับจุดตัดของและ C ตอนนี้และถ้าหากไม่มีเส้นทางที่ยอมรับในA_PA1A1A_1A2A2A_2E1E1E_1E2E2E_2D2D2D_2A2A2A_2DC2D2CD_2^CAPAPA_PA1A1A_1DC2D2CD_2^CL(E1)L(E1)L(E_1)L(E2)CL(E2)CL(E_2)^CL(E1)⊆L(E2)L(E1)⊆L(E2)L(E_1)\subseteq L(E_2)APAPA_P ถ้าฉันไม่ผิดกระบวนการทั้งหมดสามารถทำได้ในเวลาพหุนามเมื่อเป็นภาษาคงที่ตั้งแต่เพียงชี้แจงระเบิดขึ้นมาจากการเปลี่ยนเข้าD_2ยิ่งไปกว่านั้นปัญหาคือ FPT เมื่อพารามิเตอร์โดยความยาวของE_2E2E2E_2A2A2A_2D2D2D_2|E2||E2||E_2|E2E2E_2 สิ่งนี้กระตุ้นให้คำถามของฉัน: คำถาม:เมื่อเป็นนิพจน์ที่คงที่ความซับซ้อนของการรวมภาษาประจำคืออะไร มันยังคงอยู่ใน PSPACE หรือไม่E1E1E_1 [1] LJ Stockmeyer และ AR Meyer ปัญหา Word ที่ต้องใช้เวลาเอ็กซ์โปเนนเชียล: รายงานเบื้องต้น รายงานการประชุม ACM ประจำปีครั้งที่ห้าในทฤษฎีคอมพิวเตอร์, STOC '73, หน้า 1-9 หมายเหตุ: …

1
การแจกแจงประเภททอพอโลยีของ DAG ที่ติดป้ายจุดสุดยอด
ให้เป็นผู้กำกับวัฏจักรกราฟและให้จะเป็นฟังก์ชั่นการติดฉลากการทำแผนที่จุดสุดยอดแต่ละป้ายกำกับในบาง จำกัด ตัวอักษรLกำลังเขียนการเรียงลำดับทอพอโลยีของเป็น bijectionจากเพื่อ (เช่นการสั่งซื้อของในลำดับ) เช่นว่าเมื่อใดก็ตามแล้ว (เช่นถ้ามีขอบจากถึงG=(V,E)G=(V,E)G = (V, E)λλ\lambdav∈Vv∈Vv \in Vλ(v)λ(v)\lambda(v)LLLn:=|V|n:=|V|n := |V|GGGσσ\sigma{1,…,n}{1,…,n}\{1, \ldots, n\}VVVVVV(v,v′)∈E(v,v′)∈E(v, v') \in Eσ−1(v)&lt;σ−1(v′)σ−1(v)&lt;σ−1(v′)\sigma^{-1}(v) < \sigma^{-1}(v')vvvv′v′v'จากนั้นเกิดขึ้นก่อนตามลำดับ) ฉลากของเป็นคำที่ใน nvvvv′v′v'σσ\sigmaσ(1)⋯σ(n)σ(1)⋯σ(n)\sigma(1) \cdots \sigma(n)LnLnL^n ให้ฉันต้องการแจกแจงฉลากของประเภททอพอโลยีของอย่างมีประสิทธิภาพ ความซับซ้อนของการระบุฉลากของทอพอโลยีแปลก ๆ คืออะไร? แน่นอนว่าอาจมีจำนวนมากแทนฉันต้องการศึกษาความซับซ้อนเป็นหน้าที่ของขนาดของผลลัพธ์หรือในแง่ของความล่าช้า โดยเฉพาะอย่างยิ่งการแจงนับสามารถดำเนินการได้ด้วยความล่าช้าแบบพหุนาม (หรือแม้กระทั่งความล่าช้าคงที่?)(G,λ)(G,λ)(G, \lambda)GGG ในกรณีที่จุดทั้งหมดของดำเนินการป้ายชื่อที่แตกต่างกัน (หรือเท่ากันจุดที่มีป้ายกำกับด้วยตัวเอง) ผมรู้ว่าป้ายที่สามารถแจกแจงคงตัดจำหน่ายเวลาโดยผลนี้บน การแจกแจงการขยายเชิงเส้นของ posets (ซึ่งเป็นสิ่งเดียวกันกับการแจกแจงการจัดเรียงทอพอโลยีประเภทของ DAG) อย่างไรก็ตามเมื่อจุดยอดถูกติดป้ายกำกับโดยพลการมันอาจเป็นกรณีที่จำนวนทอพอโลยีจำนวนมากมีป้ายชื่อเดียวกันดังนั้นคุณจึงไม่สามารถระบุประเภททอพอโลยีและคำนวณฉลากเพื่อรับวิธีที่มีประสิทธิภาพในการระบุฉลาก . ในคำศัพท์ poset, ป้าย DAGสามารถมองเห็นเป็นป้ายGGG{1,…,n}{1,…,n}\{1, \ldots, n\}GGG(G,λ)(G,λ)(G, \lambda) poset …

1
การสร้างแบบสุ่ม "อนันต์" จากแหล่งที่มาคงที่
ฉันเพิ่งเจอกระดาษโดย Coudron และ Yuenในการขยายแบบแผนโดยใช้อุปกรณ์ควอนตัม ผลลัพธ์หลักของงานคือสามารถสร้างแบบสุ่ม "อนันต์" จากจำนวนแหล่งคงที่ (นั่นคือจำนวนบิตสุ่มที่สร้างขึ้นขึ้นอยู่กับจำนวนรอบของโปรโตคอลเท่านั้นและไม่ได้อยู่ในจำนวนแหล่งที่มา ) ไร้เดียงสาเสียงนี้สำหรับฉันเหมือนผลลัพธ์ที่ได้ทำให้การสุ่มตัวอย่างของอัลกอริทึมแบบสุ่มใด ๆ กับแหล่งควอนตัมและบอกเป็นนัยถึงการบรรจุคลาสความซับซ้อนแบบสุ่มในคลาสควอนตัม แต่ฉันไม่เข้าใจทฤษฎีข้อมูลควอนตัมและแน่ใจว่ามีรายละเอียดปลีกย่อยมากมายที่ฉันหายไป ไม่ต้องพูดถึงว่าถ้าการเรียกร้องดังกล่าวเป็นไปได้ผู้เขียนก็จะทำมัน ดังนั้นคำถามของฉันคือ: การมีอยู่ของ "การขยายตัวแบบสุ่มไม่มีที่สิ้นสุด" ตามที่อธิบายไว้ในบทความ (และงานที่เกี่ยวข้องทั้งหมด) แสดงถึงคำสั่ง derandomization บางอย่างสำหรับคลาสความซับซ้อนแบบสุ่มหรือไม่? และถ้าไม่ทำไมไม่ Update: ฉันถูกชี้ไปที่ภาพรวมระดับสูงที่ยอดเยี่ยมของพื้นที่และเอกสารข้างต้นโดย Scott Aaronson น่าเสียดายที่ฉันยังสับสนอยู่ :)

3
ความซับซ้อนของการคำนวณความเท่าเทียมกันของสูตร CNF ที่อ่านสองครั้งตรงข้าม (
ในสูตร CNF ที่อ่านสองครั้งตรงข้ามแต่ละตัวแปรจะปรากฏสองครั้งเมื่อบวกและลบครั้งเดียว ฉันสนใจในปัญหาซึ่งประกอบด้วยการคำนวณความเท่าเทียมกันของจำนวนที่ได้รับมอบหมายที่น่าพอใจของสูตร CNF ที่อ่านสองครั้งตรงข้าม⊕ Rtw-Opp-CNF⊕Rtw-Opp-CNF\oplus\text{Rtw-Opp-CNF} ฉันไม่สามารถหาข้อมูลอ้างอิงเกี่ยวกับความซับซ้อนของปัญหาดังกล่าวได้ สิ่งที่ฉันพบได้ใกล้ที่สุดคือรุ่นการนับคือ# P -complete (ดูหัวข้อ 6.3 ในบทความนี้ )# Rtw-Opp-CNF#Rtw-Opp-CNF\#\text{Rtw-Opp-CNF}# P#P\#\text{P} ขอบคุณล่วงหน้าสำหรับความช่วยเหลือของ. อัปเดต 10 เมษายน 2559 ในบทความนี้ปัญหาแสดงเป็น⊕ P-สมบูรณ์อย่างไรก็ตามสูตรที่ผลิตโดยการลดจาก3 SATไม่ได้อยู่ใน CNF และทันทีที่คุณพยายามแปลงกลับเป็น CNF คุณจะได้รับ สูตรอ่านสามครั้ง⊕ Rtw-Opp-SAT⊕Rtw-Opp-SAT\oplus\text{Rtw-Opp-SAT}⊕ P⊕P\oplus\text{P}3 SAT3SAT3\text{SAT} รุ่นเสียงเดียวแสดงเป็น⊕ P-สมบูรณ์ในบทความนี้ ในกระดาษดังกล่าว⊕ RTW-Opp-CNFเป็นที่กล่าวถึงอย่างรวดเร็วในตอนท้ายของมาตรา 4: องอาจกล่าวว่าเป็นคนเลว ไม่ชัดเจนสำหรับฉันว่าความเสื่อมโทรมมีความหมายตรงอะไรและมันไม่ได้บ่งบอกถึงความแข็ง⊕ Rtw-Mon-CNF⊕Rtw-Mon-CNF\oplus\text{Rtw-Mon-CNF}⊕ P⊕P\oplus\text{P}⊕ Rtw-Opp-CNF⊕Rtw-Opp-CNF\oplus\text{Rtw-Opp-CNF} อัปเดต 12 เมษายน 2559 มันจะเป็นที่น่าสนใจมากที่จะรู้ว่าใครได้เคยศึกษาความซับซ้อนของปัญหา เมื่อได้รับสูตร CNF …

1
ความสามารถในการคำนวณสำหรับงานหนักช่วยในการแก้ไขงานง่ายเพียงใด
ในระยะสั้นคำถามคือความสามารถในการคำนวณสำหรับงานหนักที่ช่วยคุณในการแก้ปัญหาอย่างง่าย (อาจมีหลายวิธีในการทำให้คำถามนี้น่าสนใจและไม่สำคัญและนี่คือความพยายามเช่นนั้น) คำถามที่ 1: พิจารณาวงจรสำหรับแก้ SAT สำหรับสูตรที่มีตัวแปร n ตัว (หรือหาวงรอบ Hamiltonian สำหรับกราฟที่มีขอบ )nnn สมมติว่าทุก ๆ เกทอนุญาตให้คำนวณฟังก์ชันบูลีนตามอำเภอใจบนตัวแปรสำหรับรูปธรรมลองnม.ม.mm = 0.6 nม.=0.6nm=0.6 n สมมติฐานเวลาเอ็กซ์โพเนนเชียลที่คาดเดายาก (SETH) ยืนยันว่าแม้จะมีประตูที่แข็งแกร่งเช่นนี้เราก็ต้องการขนาดวงจรซุปเปอร์โพลิโนเมียล ที่จริงแล้วเราต้องการขนาดอย่างน้อยสำหรับทุกเรียกว่าประตูในส่วนของตัวแปรที่แสดงฟังก์ชันบูลีนที่ซับซ้อนมาก (เกินกว่าความสมบูรณ์แบบของ NP) ไม่ให้ประโยชน์มากนักΩ ( 2)( 0.4 - ϵ ) n)Ω(2(0.4-ε)n)\Omega (2^{(0.4-\epsilon) n})εε.\epsilon. เราสามารถถามเพิ่มเติม: (i)เราสามารถมีวงจรขนาดไหม? ?20.9 n20.9n2^{0.9 n}2( 1 - ϵ ) n2(1-ε)n2^{(1-\epsilon)n} คำตอบที่“ ไม่” จะทำให้ SETH …

4
มีการวิเคราะห์ทางคณิตศาสตร์อัลกอริทึมหรือไม่
มีทฤษฎีกราฟอัลกอริทึม / ทฤษฎีจำนวน / combinatorics / ทฤษฎีข้อมูล / ทฤษฎีเกม มีการวิเคราะห์ทางคณิตศาสตร์อัลกอริทึมหรือไม่ ตามวิกิการวิเคราะห์ทางคณิตศาสตร์รวมถึงทฤษฎีของความแตกต่าง, การรวม, การวัด, ขีด จำกัด , ชุดอนันต์และฟังก์ชั่นการวิเคราะห์ มันก็โอเคที่จะมุ่งเน้นไปที่การวิเคราะห์จริง (วิกิ)ที่เกี่ยวข้องกับจำนวนจริงและฟังก์ชั่นมูลค่าที่แท้จริงของตัวแปรจริง "อัลกอริทึม" หมายถึงการศึกษาบางอย่างจากมุมมองของทฤษฎีการคำนวณและทฤษฎีความซับซ้อน Googling ของ "การวิเคราะห์เชิงคณิตศาสตร์ของอัลกอริทึม" พาฉันไปที่ "การวิเคราะห์เชิงคณิตศาสตร์ของอัลกอริทึม" หรือ "การประยุกต์ใช้การวิเคราะห์กับอัลกอริทึม" ซึ่งไม่ใช่สิ่งที่ฉันหมายถึง

2
ภาษานี้มีความซับซ้อนในระดับใด?
ฉันกำลังคิดว่าภาษานี้อยู่ในคลาสใด: เป็นกราฟ,เป็นจำนวนธรรมชาติและคือจำนวนสีของL={⟨G,k⟩∣GL={⟨G,k⟩∣GL =\{ \langle G,k \rangle \mid G kkkkkkG}G}G\} ฉันคิดว่าเป็น (1) "ไม่มีสีของสี k-1" และ (2) "มีสีของสี " ตอนนี้ (1) คือ coNP และ (2) เป็น NP-complete ดังนั้นฉันคิดว่าภาษานี้ไม่ได้อยู่ใน NP หรือใน coNP แต่ฉันไม่พบว่ามันเป็นคลาสใด ความช่วยเหลือใด ๆ จะได้รับการต้อนรับLLLkkk ขอบคุณ

โดยการใช้ไซต์ของเรา หมายความว่าคุณได้อ่านและทำความเข้าใจนโยบายคุกกี้และนโยบายความเป็นส่วนตัวของเราแล้ว
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.