我有部分证明尝试 ⊕P⊆ñP
给定三次图 G
- F
F 最多 1个1 满意的任务。 - F
F 当且仅当的顶点覆盖数为 GG 很奇怪
问题
- 这将是 ⊕P⊆ñP
⊕P⊆NP ?我已经知道的结果如下:PHPH 将可简化为 ñPNP 通过两侧随机减少。换句话说,我们将有PH⊆乙PPñPPH⊆BPPNP (使用Toda定理,即 PH⊆乙PP⊕PPH⊆BPP⊕P ,只需更换 ⊕P⊕P 与 ñPNP )。我不知道如果乙PPñPBPPNP 已显示在一定程度上 一世i 多项式层次结构:如果是,则进一步的结果是 PHPH 崩溃到这样的水平 一世i 。此外,在广泛接受的非随机化假设下(乙PP=PBPP=P ),则多项式层次结构将在第一级和第二级之间崩溃, PH=PñP=ΔP2PH=PNP=ΔP2 (有人告诉我这是不对的,但是直到我完全理解原因之后,我才会删除此行)。- 如果我没有记错的话,上述减少实际上将证明 ⊕P⊆ñP
⊕P⊆NP 。这将证明⊕P⊆üP⊕P⊆UP 。这将是⊕P⊆üP⊕P⊆UP ,除了已隐含的内容之外?我不知道是否会给已经令人吃惊的后果增加更多的惊喜,或者在多大程度上。凭直觉,我认为它会并且在很大程度上。⊕P⊆ñP⊕P⊆NP ⊕P⊆üP⊕P⊆UP ⊕P⊆ñP⊕P⊆NP
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⊕P⊕P 在补码下封闭,PH的随机降低为 ⊕P⊕P 是多一,因此 ⊕P⊆ñP⊕P⊆NP 实际上暗示 PH=ΣP2=ΠP2=一个中号∩CØ一个中号PH=ΣP2=ΠP2=AM∩coAM 和 PH⊆ñP/pØ升ÿ∩CØñP/pØ升ÿPH⊆NP/poly∩coNP/poly 。UP并没有太大的区别(参见cstheory.stackexchange.com/questions/3887中缺少有用的东西)。
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埃米尔·耶拉贝克(EmilJeřábek)2014年
@EmilJeřábek感谢您的有趣评论,我不知道后果如何。我知道您向我指出的问题,但是我原本希望⊕P⊆üP⊕P⊆UP (以及 ñP⊆üPNP⊆UP ),至少是因为 üPUP 不知道有完整的问题。有趣的是,人们普遍猜测某种东西是假的(ñP⊆üPNP⊆UP ),如果确实如此,则不会产生任何令人震惊的后果。您可能会考虑将您的评论扩展为答案...
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Giorgio Camerani 2014年
不,你完全错了。BPP = P仅表示BPP机器可以计算的每种语言也可以由P机器计算。它并没有说明具有非平凡oracle的BPP机器可计算的语言。根据您的错误论点,NP = P表示ñP一个=P一个NPA=PA 每一个 一个A ,我们知道这是错误的,因此 ñP≠PNP≠P 解决了。因此,您的论点暗示乙PP≠PBPP≠P ,因为存在神谕 一个A 为此 乙PP一个≠P一个BPPA≠PA 。
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EmilJeřábek'14
@乔治:他只是声称您认为的推理方法在这种情况下不起作用。相关部分:“如果我安装了oracle的计算机至少具有同样强大的功能,那么为什么不应该包括在内?”。他似乎没有说索赔本身是错误的;只是您的直觉不起作用。我们尚不能排除PPTM的概率方面无法从该预言中获得更多好处。概率TM有更多可用的工具,但是如果没有其他工具(例如NP oracle),该工具可能不会提供严格的收益。
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mdxn 2014年
即使假设存在一个足以使P和BPP崩溃的PRNG,我也看不出为什么这必然意味着NP oracle的BPP和NP oracle的P必须相同。通常,PRNG保证没有任何倍数电路可以将其输出与真正的随机位区分开。但是对于Oracle机器,您需要为每个允许NP门的多尺寸电路提供保证,这是更强大的。Impagliazzo-Wigderson确实相对化,但需要加强硬度的假设(eccc.hpi-web.de/report/1998/055/comment/1/download)
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Sasho尼科洛夫