ВРЕМЯ ЭКСПРЕСС
В теории вычислительной сложности класс сложности EXPTIME (иногда называемый EXP или DEXPTIME ) представляет собой набор всех проблем принятия решений , которые могут быть решены детерминированной машиной Тьюринга за экспоненциальное время , т. е. за O (2 п ( п ) ) время, где p ( n ) — полиномиальная функция от n .
EXPTIME — это один интуитивный класс в экспоненциальной иерархии классов сложности со все более сложными оракулами или чередованиями кванторов. Например, класс 2-EXPTIME определяется аналогично EXPTIME, но с двойным экспоненциальным ограничением времени. Это можно обобщить на все более и более высокие временные рамки.
EXPTIME также можно переформулировать как пространственный класс APSPACE, набор всех задач, которые могут быть решены с помощью попеременной машины Тьюринга в полиномиальном пространстве.
EXPTIME соотносится с другими базовыми классами временной и пространственной сложности следующим образом: P ⊆ NP ⊆ PSPACE ⊆ EXPTIME ⊆ NEXPTIME ⊆ EXPSPACE . Кроме того, по теореме об иерархии времени и теореме о пространственной иерархии известно, что P ⊊ EXPTIME, NP ⊊ NEXPTIME и PSPACE ⊊ EXPSPACE.
Формальное определение
[ редактировать ]Что касается DTIME ,
Отношения с другими классами
[ редактировать ]Известно, что
а также по теореме об иерархии времени и теореме об иерархии пространства , что
В приведенных выше выражениях символ ⊆ означает «является подмножеством», а символ ⊊ означает «является строгим подмножеством».
поэтому хотя бы одно из первых трех включений и хотя бы одно из трех последних включений должно быть собственным, но неизвестно, какие именно. Также известно, что если P = NP , то EXPTIME = NEXPTIME — класс задач, решаемых за экспоненциальное время недетерминированной машиной Тьюринга . [1] Точнее, E ≠ NE существуют разреженные языки тогда и только тогда, когда в NP , которых нет в P . [2]
EXPTIME можно переформулировать как пространственный класс APSPACE, набор всех задач, которые можно решить с помощью попеременной машины Тьюринга в полиномиальном пространстве. Это один из способов убедиться в том, что PSPACE ⊆ EXPTIME, поскольку попеременная машина Тьюринга по крайней мере столь же мощна, как и детерминированная машина Тьюринга. [3]
EXPTIME-завершено
[ редактировать ]Задача решения является EXPTIME-полной, если она находится в EXPTIME, и каждая проблема в EXPTIME имеет полиномиальное сведение к ней «много-единица». Другими словами, существует алгоритм с полиномиальным временем , который преобразует экземпляры одного в экземпляры другого с тем же ответом. Задачи, полные по EXPTIME, можно считать самыми сложными задачами в EXPTIME. Обратите внимание: хотя неизвестно, равно ли NP P, мы знаем, что задачи, полные по EXPTIME, не относятся к P; было доказано, что эти проблемы не могут быть решены за полиномиальное время по теореме об иерархии времени .
В теории вычислимости одной из основных неразрешимых проблем является проблема остановки : решить, остановится ли детерминированная машина Тьюринга (DTM). Одной из наиболее фундаментальных задач EXPTIME-полноты является ее более простая версия, которая спрашивает, останавливается ли DTM на заданном входе не более чем за k шагов. Это в EXPTIME, потому что тривиальная симуляция требует времени O( k ), а входные данные k кодируются с использованием битов O(log k ), что приводит к экспоненциальному количеству симуляций. Он EXPTIME-полный, потому что, грубо говоря, мы можем использовать его, чтобы определить, принимает ли машина, решающая задачу EXPTIME, экспоненциальное количество шагов; он не будет использовать больше. [4] Та же проблема с количеством шагов, написанных в унарном формате, — P-complete .
Другие примеры EXPTIME-полных задач включают задачу оценки позиции в обобщенных шахматах . [5] шашки , [6] или Го (по японским правилам ко). [7] У этих игр есть шанс завершить EXPTIME, поскольку игра может длиться определенное количество ходов, экспоненциально зависящее от размера доски. В примере с Го известно, что японское правило ко подразумевает EXPTIME-полноту, но неизвестно, являются ли американские или китайские правила игры EXPTIME-полными (они могут варьироваться от PSPACE до EXPSPACE).
Напротив, обобщенные игры, которые могут длиться несколько ходов, полиномиальных по размеру доски, часто являются PSPACE-полными . То же самое относится и к экспоненциально длинным играм, в которых неповторение происходит автоматически.
Другой набор важных проблем, связанных с EXPTIME, относится к кратким схемам . Краткие схемы — это простые машины, используемые для описания некоторых графов в экспоненциально меньшем пространстве. Они принимают два номера вершин в качестве входных и выходных данных, независимо от того, есть ли между ними ребро. Для многих задач с естественными P-полными графами, где граф выражается в естественном представлении, таком как матрица смежности , решение той же задачи в кратком представлении схемы является EXPTIME-полным, поскольку входные данные экспоненциально меньше; но это требует нетривиального доказательства, поскольку краткие схемы могут описывать только подкласс графов. [8]
Ссылки
[ редактировать ]- ^ Пападимитриу, Христос (1994). Вычислительная сложность . Аддисон-Уэсли. ISBN 0-201-53082-1 . Раздел 20.1, стр. 491.
- ^ Юрис Хартманис, Нил Иммерман, Вивиан Сьюэлсон. «Разреженные наборы в NP-P: EXPTIME и NEXPTIME». Информация и контроль , том 65, выпуск 2/3, стр. 158–181. 1985. В цифровой библиотеке ACM .
- ^ Пападимитриу (1994 , стр. 495, раздел 20.1, следствие 3)
- ^ Ду, Дин-Чжу; Ко, Кер-И (2014), Теория вычислительной сложности , Ряды Уайли в дискретной математике и оптимизации (2-е изд.), John Wiley & Sons, Предложение 3.30, ISBN 9781118594971 .
- ^ Френкель, Авиезри ; Лихтенштейн, Дэвид (1981). «Для расчета идеальной стратегии для шахмат n×n требуется экспонента времени от n». Журнал комбинаторной теории . Серия А. 31 (2): 199–214. дои : 10.1016/0097-3165(81)90016-9 .
- ^ Дж. М. Робсон (1984). «N на N шашек завершено». SIAM Journal по вычислительной технике . 13 (2): 252–267. дои : 10.1137/0213018 .
- ^ Дж. М. Робсон (1983). «Сложность Го». обработка информации; Материалы Конгресса ИФИП . стр. 413–417.
- ^ Пападимитриу (1994 , стр. 495, раздел 20.1)