Perguntas com a marcação «structural-complexity»

Sabemos que L⊆NL⊆PL⊆NL⊆P\mathsf{L} \subseteq \mathsf{NL} \subseteq \mathsf{P} e que L⊆NL⊆L2⊆L⊆NL⊆L2⊆\mathsf{L} \subseteq \mathsf{NL} \subseteq \mathsf{L}^2 \subseteq polyLpolyL\mathsf{polyL} , em que L2=DSPACE(log2n)L2=DSPACE(log2⁡n)\mathsf{L}^2 = \mathsf{DSPACE}(\log^2 n) . Nós também sabe que polyL≠PpolyL≠P\mathsf{polyL} \neq \mathsf{P}porque o último tem problemas completos no espaço logarítmico, muitas reduções, enquanto o primeiro não (devido ao teorema da hierarquia …

46 cc.complexity-theory  complexity-classes  conditional-results  structural-complexity 

Muitos resultados importantes na teoria da complexidade computacional e, em particular, na teoria da complexidade "estrutural", têm a propriedade interessante de que eles podem ser entendidos como fundamentalmente seguintes (como eu o vejo ...) a partir de resultados algorítmicos, fornecendo um algoritmo ou protocolo de comunicação eficiente para alguns. problema. …

21 cc.complexity-theory  structural-complexity 

fundo Sabe-se que existe um oráculo AAA tal que, PSPACEA≠PHAPSPACEA≠PHAPSPACE^A \neq PH^A . 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 PSPACEPSPACEPSPACE e PHPHPH são separados. Questão Como complicado são estes oráculos que …

17 cc.complexity-theory  oracles  relativization  pspace  structural-complexity 

Teaser Como o problema é longo, aqui está um caso especial que captura sua essência. Problema: Seja A um algoritmo detrminístico para o 3-SAT. É o problema de simular completamente o algoritmo A (em todas as instâncias do problema). Espaço P difícil? (Mais precisamente, existem razões para acreditar que esta …

17 cc.complexity-theory  big-picture  structural-complexity 

Não se sabe se isomorfismo gráfico (GI) para gráficos fortemente regulares (SRGS) é em P . Existe alguma dica de que possa ou não ser GI- Complete? Existem fortes consequências nesses casos? (Semelhante à crença de que o IG pode não ser NP-Completo).

16 cc.complexity-theory  graph-theory  graph-algorithms  graph-isomorphism  structural-complexity 

Em nosso trabalho recente, resolvemos um problema computacional que surgiu no contexto combinatório, pressupondo que , onde ⊕EXP≠⊕EXPEXP≠⊕EXP\mathsf{EXP} \ne \mathsf{\oplus{}EXP} é aversão E X P de ⊕⊕EXP⊕EXP\mathsf{\oplus{}EXP}EXPEXP\mathsf{EXP} . O único artigo sobre ⊕⊕P⊕P\mathsf{\oplus{}P} que encontramos foi o artigo de Beigel-Buhrman-Fortnow, de1998,citado noComplexity Zoo. Entendemos que podemos ter versões paritárias deproblemascompletosde …

15 cc.complexity-theory  complexity-classes  conditional-results  structural-complexity 

Para qualquer linguagem arbitrária completa do NP, há sempre um superconjunto polytime cujo complemento também é infinito? Uma versão trivial que não estipula que o superconjunto tenha um complemento infinito foi solicitada em /cs//q/50123/42961 Para os fins desta questão, você pode assumir que P≠NPP≠NPP \ne NP . Como Vor explicou, …

14 cc.complexity-theory  np-complete  structural-complexity 

Dois artigos que eu incluiria são: D. Kozen, "Indexação de classes sub-recursivas" , STOC, 1978. R. Ladner, "Sobre a estrutura da redutibilidade do tempo polinomial" , JACM, 1975.

14 cc.complexity-theory  lo.logic  computability  big-list  structural-complexity 

A densidade de uma linguagem é uma função definida como Suponha que e são linguagens mais algum alfabeto finito, muitos e um logspace reduz a e não está na . Funções são polinomialmente relacionada se existem polinómios e tais que, para todos os , ed X : N → N …

12 cc.complexity-theory  reductions  structural-complexity 

Does implica ?E = N EE X P = N E X PEXP=NEXP\mathsf{EXP}=\mathsf{NEXP}E=NEE=NE\mathsf{E}=\mathsf{NE}

10 cc.complexity-theory  conditional-results  nexp  structural-complexity 

Seja a classe de idiomas decidida alternando as máquinas de Turing que param no tempo usando o espaço . Seja a classe de linguagens decidida por máquinas de Turing alternadas que param de usar alternações de e espaço .ATISP(f(n),g(n))ATISP(f(n),g(n))\mathsf{ATISP}(f(n), g(n))f(n)f(n)f(n)g(n)g(n)g(n)AALTSP(f(n),g(n))AALTSP(f(n),g(n))\mathsf{AALTSP}(f(n), g(n))f(n)f(n)f(n)g(n)g(n)g(n) Ruzzo provou que . Ele também mostrou que .NCk=ATISP(logkn,logn)NCk=ATISP(logk⁡n,log⁡n)\mathsf{NC}^k …

9 cc.complexity-theory  complexity-classes  structural-complexity 

O Isomorfismo conjectura de Berman e Hartmanis afirma que todos conjuntos são -completo tempo polinomial isomorfo para o outro. Isto significa que N P problemas -Complete são eficientemente redutível para o outro através de calculável tempo polinomial e bijeções inversíveis. A conjectura implica P ≠ N P .NPNPNPNPNPNPP≠ NPP≠NPP\neq NP …

8 cc.complexity-theory  structural-complexity