Qual é o oráculo de complexidade mínima que separa o PSPACE da hierarquia polinomial?


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fundo

Sabe-se que existe um oráculo A tal que, PSPACEAPHA .

É sabido até que a separação se aplica a um oráculo aleatório. Informalmente, pode-se interpretar isto para dizer que há muitas oráculos para os quais PSPACE e PH são separados.

Questão

Como complicado são estes oráculos que separam PSPACE a partir de PH . Em particular, existe um oráculo ADTIME(22n) tal que PSPACEAPHA ?

Temos algum oráculo A tal que PSPACEAPHA e A tenham um limite superior de complexidade conhecido?

Nota: a existência de tal oráculo pode ter ramificações na teoria da complexidade estrutural. Consulte a seguinte atualização abaixo para obter mais detalhes.

Atualizar com detalhes sobre uma técnica de limite inferior

Reivindicação: Se , então para todos os oráculos Um P / p o l y , P S P A C E A = P H A .PSPACE=PHAP/polyPSPACEA=PHA

Esboço prova: Suponha-se que .PSPACE=PH

Seja dado um oráculo . Podemos construir uma máquina de Turing M de oráculo de tempo polinomial Σ 2 que, para um determinado comprimento n , adivinha um circuito de tamanho p ( n ) usando uma quantificação existencial e verifica se o circuito decide A comparando a avaliação do circuito e o resultado da consulta para cada comprimento n string usando uma quantificação universal.AP/polyΣ2Mnp(n)An

Além disso, considere um problema de decisão ao qual estou me referindo como circuito booleano quantificado (QBC), no qual você recebe um circuito booleano quantificado e deseja saber se ele é válido (semelhante ao QBF). Esse problema está completo no PSPACE porque o QBF está completo no PSPACE.

Por hipótese, segue-se que QBC . Digamos Q B C Σ k para alguns k suficientemente grandes. Let N denotar um tempo polinomial Σ k máquina de Turing que resolve QBC.PHQBCΣkkNΣk

Podemos misturam o cálculo de e N (semelhante ao que é feito na prova do teorema Karp-Lipton) para obter um tempo polinomial Σ k máquina do Oracle Turing que resolve Q B C A .MNΣkQBCA

Informalmente, essa nova máquina recebe como entrada um QBC da Oracle (ou seja, um QBC com portas da Oracle). Em seguida, calcula um circuito que calcula nas entradas de comprimento n (disparando simultaneamente os dois primeiros quantificadores). Em seguida, ele substitui os portões Oracle no QBC oráculo com o circuito para um . Finalmente, procede-se a aplicar o restante do tempo polinomial Σ k algoritmo para resolver Q B C neste exemplo modificado.AnAΣkQBC

Agora, podemos mostrar o limite inferior condicional.

Corolário: Se existe um oráculo tal que P S P A C E UMP H A , em seguida, N E X P P / p o l y .ANEXPPSPACEAPHANEXPP/poly

Esboço prova: Suponha-se que existe tal que P S P A C E UMP H Uma . Se N E X P P / p o l y , teríamos uma contradição.ANEXPPSPACEAPHANEXPP/poly

Em particular, se , em seguida, pela reivindicação acima temos P S P A C E P H . No entanto, sabe-se que N E X P P / p o l y implica que P S P A C E = P H .NEXPP/polyPSPACEPHNEXPP/polyPSPACE=PH

(veja aqui alguns detalhes sobre resultados conhecidos para P / poli)


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Provavelmente vale a pena mencionar que está conjecturado que PSPACE PH. isto é, um oráculo trivial serviria, mas simplesmente não podemos provar isso.
Thomas suporta Monica

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Como, exatamente , você define o PSPACE relativizado? Mais de uma possibilidade aparece na literatura. Em particular, as consultas do oracle são assumidas como polinomialmente limitadas?
Emil Jeřábek apoia Monica

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Você inclui "A construção de fórmulas Q", grandes fórmulas booleanas monótonas que decidem todos os 2 ^ n qbfs da fórmula original, em PH? Veja Introdução ao QSpace, Conferência de Satisfação de 2002, Workshop internacional sobre QBFS, para mais informações sobre as fórmulas Q.
Daniel pehoushek

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Acredito que posso mostrar, como limite inferior, que um ser na SEH "teria ramificações na teoria da complexidade estrutural". Devo postar isso em breve (o que pode significar amanhã ou em 30 minutos), ou deixar isso sem resposta por mais tempo para que você tenha mais chances de obter uma resposta com uma classe que seja suficiente? A

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Dado que os oráculos aleatórios têm alta complexidade de Kolmogorov, eu esperaria que qualquer limite superior computável desses oráculos tivesse conseqüências notáveis. Limites superiores fortes, como exponencial único, devem ter fortes consequências. (Claro, este argumento é puramente heurística e atualmente não têm idéia de como fazê-lo rigorosa.)
András Salamon

Respostas:


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Acredito que se você seguir o argumento apresentado, por exemplo, na Seção 4.1 da pesquisa de Ker-I Ko , obterá um limite superior de . De fato, podemos substituir n 2 aqui por qualquer função n f ( n ) onde f ( n ) como n . Não foi exatamente o que foi solicitado, mas está próximo.DTIME(22O(n2))n2nf(n)f(n)n

Em particular, usando a conversão entre separações de oráculos e limites inferiores do circuito, e seguindo a notação de Ko, temos o seguinte:

  • Iremos diagonalizar sobre cadeias de comprimento que p n ( x ) = x n + n é "o" n- ésimo polinômio (em alguma enumeração de algoritmos de politempo) e m ( n ) será especificado abaixo.t(n)=pn(m(n))pn(x)=xn+nnm(n)

  • Traduzindo para limites inferiores do circuito, isso significa que estamos considerando circuitos de profundidade limitada em entradas de .2t(n)

  • O requisito (ver p. 15 de Ko) precisamos de para satisfazer 1m(n)para todos osn. Aquidé a profundidade dos circuitos com os quais queremos diagonalizar, ou equivalente, o nívelΣ p d dePH com oqual queremos diagonalizar. Para diagonalizar contra todosPH, simplesmente escolherdpara ser uma função den, que éω(1); podemos escolher umd1102m/(d1)>dpn(m(n))ndΣdpPHPHdnω(1)disso cresce arbitrariamente lentamente (talvez sujeito a alguma suposição de computabilidade em , mas isso não deve ser obstáculo). Se adivinhamos que d ( n ) é constante (mesmo que não seja, mas crescerá arbitrariamente lentamente), vemos que m ( n ) em torno de 2 n deve funcionar.d(n)d(n)m(n)2n

  • Isso significa que , então estamos procurando um limite inferior contra circuitos com entradas 2 2 n 2 .t(n)2n222n2

  • Trevisan e Xue (CCC '13) mostraram que se pode encontrar um compromisso no qual um circuito de profundidade limitada dado em entradas não paridade de computação com uma semente de p o l y L o g ( N ) de comprimento.Npolylog(N)

  • For us N=22n2, so polylog(N)=2O(n2). We can brute force over such seeds in 22O(n2) time and use the first one that works.

To replace the n2 with nf(n), just let pn(x)=xf(n)+f(n) instead.

Interestingly, if I'm understanding correctly, I believe this implies that if one could improve the Trevisan-Xue...

  • ...to a pseudodeterministic/Bellagio algorithm (see Andrew Morgan's comment below), one would get that BPEXPP/poly; or

  • ... com um algoritmo não-determinístico que supôs os bits, mas, em seguida, correu em p o l y ( n ) de tempo, e de tal modo que em qualquer caminho aceitando-a faz com que a mesma saída ( cf. N P S V ), implicaria N E X PP / p opolylog(N)poly(N)NPSVNEXPP/poly

  • ... para um algoritmo determinístico, obteríamos EXPP/poly

Por um lado, isso sugere por que a des randomização do lema da troca ainda deve ser difícil - um argumento que não tenho certeza de que era conhecido antes! Por outro lado, isso me parece um tipo interessante de dureza versus aleatoriedade (ou isso é realmente uma coisa nova, oráculos versus aleatoriedade?).


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One challenge that's glossed over here is that the oracle that's constructed has to be a single, fixed oracle, so that deciding it is in BPEXP or whatever. If you just pick a random seed of a good generator, then, while you do get some oracle that works, you don't necessarily get a decision procedure for that oracle, since different seeds give (in general) different oracles. You'd have to do something more, like finding a canonical seed, in order to make the construction actually "constructive".
Andrew Morgan

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Even though the argument doesn’t give BPEXP, can you get the complexity down to a finite level of EXPH?
Emil Jeřábek supports Monica

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@EmilJeřábek: Without checking the details, I think Σ3EXP should work. Guess a seed using , verify it works using , and then verify that it is the lexicographically least seed using ¬=¬, for a total of .
Joshua Grochow

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@EmilJerabek: Of course, if we could at least get this down to MAEXP that would be even better (not improvable without proving new circuit lower bounds), but I don't yet see how to do that...
Joshua Grochow

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@JoshuaGrochow Yeah, your original post seems fine. I was objecting to your reply to Emil that hypothesized the oracle can be made in EXPH, where the running time is singly-exponential. In retrospect I should have been more clear about that.
Andrew Morgan
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