Consecuencias de UP es igual a NP


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EDITAR el 2011/02/08: Después de encontrar y leer algunas referencias, decidí separar la pregunta original en dos. Aquí está la parte relativa a UP vs NP, para la parte de clases sintácticas y semánticas, consulte Beneficios para clases sintácticas y semánticas .


(el tiempo polinómico inequívoco, verwikiyel zoológicopara referencias) se define como lenguajes decididos pormáquinas N P con una restricción adicional queUPNP

  • Hay como máximo una ruta de cálculo de aceptación en cualquier entrada.

Las relaciones precisas entre vs U P y U P vs N P todavía están abiertas. Sabemos que existen peor de los casos en un solo sentido funciones si y sólo si PT P , y hay oráculos relativos a todas las posibilidades de las inclusiones PU PN P .PUPUPNPPUPPUPNP

Estoy interesado en por qué vs N P es una pregunta importante. La gente tiende a creer (al menos en la literatura ) que estas dos clases son diferentes, y mi problema es:UPNP

Si , ¿hay consecuencias "malas"?UP=NP

Hay una publicación relacionada en el blog de complejidad en 2003. Y si mi comprensión es correcta, el resultado de Hemaspaandra, Naik, Ogiwara y Selman muestra que si

  • Hay un lenguaje L tal que para cada fórmula satisfactoria ϕ hay una asignación satisfactoria única x con ( ϕ , x ) en L ,NPLϕx(ϕ,x)L

entonces la jerarquía polinómica se colapsa al segundo nivel. No se conoce tal implicación si cumple.UP=NP


(1) Es fácil ver (casi por definición) que UP y BPP tienen problemas completos si los "problemas" pueden referirse a problemas prometedores. No se sabe que tengan idiomas completos . (2) No conozco la definición precisa de clases sintácticas. ¿El pH es sintáctico? No tiene un problema completo (incluso con promesa) a menos que la jerarquía polinómica se colapse. (3) No conozco su uso de la notación "PromiseUP". Si NP significa la clase de idiomas reconocidos por una máquina NP y PromiseUP significa la clase de problemas de promesa reconocidos por una máquina UP, entonces claramente no pueden ser iguales.
Tsuyoshi Ito

@ Tsuyoshi: Gracias por las preguntas. (1) Por problemas me refiero a los idiomas , es mi culpa que no escriba esto claramente. (2) Definimos clases sintácticas como las que tienen caracterizaciones de lenguaje de hoja en máquinas de tiempo polivinílico. El PH es especial, ya que no se conoce la caracterización del lenguaje de hoja de poly-time, donde los lenguajes completos naturales están garantizados; pero PH tiene una caracterización del lenguaje hoja del espacio de registro . (más)
Hsien-Chih Chang 張顯 之

(cont.) (3) Quizás el uso de PromiseUP no sea correcto. Aquí, por PromiseUP, me refiero a una clase de lenguajes , de modo que para casos de sí la máquina tiene una ruta de aceptación única, y para ninguna instancia la máquina tiene cero o al menos dos rutas de aceptación.
Hsien-Chih Chang 張顯 之

Gracias por la respuesta. En cuanto a (3), a partir de una mirada superficial al documento de Hemaspaandra, Naik, Ogihara y Selman, no puedo encontrar una manera de establecer el resultado en términos de problemas de decisión. Por cierto, el enlace al papel está roto. Aquí hay un enlace a la versión del diario .
Tsuyoshi Ito

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Solo para asegurarse, PromiseUP es completamente diferente de lo que describió. Como escribí, PromiseUP es la versión prometedora de UP; es decir, es la clase de problemas prometedores que tiene una máquina de Turing de tiempo polinomial no determinista M tal que para instancias sí M tiene exactamente una ruta de aceptación y para no instancias M no tiene rutas de aceptación. Aunque creo que PromiseUP es el nombre tradicional para esta clase, algunas personas (incluyéndome a mí) escriben esta clase simplemente como UP.
Tsuyoshi Ito

Respuestas:


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Se sabe que implica S p un n P = # P desde Kobler, Schoning, y Toran demostró que U P = N P si y sólo si S p un n P = # P . Es fácil ver que # P está contenido en S p un n P .UP=NPSpanP=#PUP=NPSpanP=#P#PSpanP

Una función está en si hay un Transductor de máquina de Turing tal que para todo , es el número de salidas distintas de en la entrada .f:ΣNN P M x f ( x ) M xSpanPNPMxf(x)Mx

J. Kobler, U. Schoning y J. Toran. Sobre conteo y aproximación , Acta Informatica, 26: 363-379, 1989.


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Esta respuesta ( cstheory.stackexchange.com/a/20645/495 ) también funciona aquí ya que si entonces la conjetura disjunta de pares N P es falsa. UP=NPNP
Mohammad Al-Turkistany
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