Im Anschluss an eine vorherige Frage ,
was sind die besten aktuellen Raum untere Schranken für SAT?
Mit einer Leerzeichenuntergrenze meine ich hier die Anzahl der von einer Turing-Maschine verwendeten Arbeitsbandzellen, die ein binäres Arbeitsbandalphabet verwendet. Ein konstanter additiver Term ist unvermeidlich, da ein TM interne Zustände verwenden kann, um eine feste Anzahl von Arbeitsbandzellen zu simulieren. Ich bin jedoch daran interessiert, die häufig implizit belassene multiplikative Konstante zu steuern: Der übliche Aufbau erlaubt eine willkürliche Komprimierung von Konstanten über größere Alphabete, so dass die multiplikative Konstante dort nicht relevant ist, aber mit einem festen Alphabet sollte es möglich sein, dies zu berücksichtigen.
Zum Beispiel benötigt SAT mehr als Speicherplatz; andernfalls würde diese Raumobergrenze durch Simulation zu einer Zeitobergrenze von , und dadurch würde die kombinierte Raum-Zeit-Untergrenze für SAT von verletzt (siehe die Verknüpfung) Frage). Es scheint auch möglich zu sein, dieses Argument zu verbessern, um zu argumentieren, dass SAT mindestens Platz für ein kleines positives , das , wobei der konstante Exponent bei der Simulation eines raumbegrenzten TM durch ein zeitbegrenztes TM ist.
Leider ist in der Regel recht groß (und in der üblichen Simulation, bei der die Bänder eines TM zunächst über ein größeres Alphabet auf einem einzigen Band codiert werden, mindestens 2). Solche Schranken mit sind eher schwach, und ich wäre besonders an einer Raumuntergrenze von interessiert . Ein unbedingter Zeit gebunden unteren Schritte, für einige groß genug , um konstante , würde bedeuten , einen solchen Raum niedriger durch Simulation gebunden. Zeituntergrenzen von für sind derzeit nicht bekannt, geschweige denn für große .
Anders ausgedrückt, ich suche nach etwas, das eine Folge der Untergrenzen der superlinearen Zeit für SAT ist, das aber möglicherweise direkter erhalten werden kann.
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Antworten:
Es sieht so aus, als ob die bekannteste Bindung (für Multitape-Turing-Maschinen) logarithmisch ist.
Angenommen Bits binärer worktape genug ist , um zu entscheiden , ob ein n -Bit - CNF Formel erfüllbar ist, für alle groß genug n . Durch die Standard - Simulation, ein TM mit q besagt , dass Verwendungen höchstens n Bits von Raum kann durch ein TM simuliert werden, die höchstens hat q n s 2 s = 2 s + log n + log s + log qδlogn n n q s qns2s=2s+logn+logs+logq verschiedene Konfigurationen. Wann immer die Maschine akzeptiert, gibt es eine Folge von (nicht deterministischen) Bewegungen, die einen Akzeptanzzustand erreichen, der höchstens so lang ist wie diese Anzahl von Konfigurationen. Wenn , beträgt dies höchstens 2 s ( 2 + o ( 1 ) ) (beachte, dass q für alle Eingangslängen n gleich bleibt ). Auf einem separaten Zählband ist Ms=Ω(logn) 2s(2+o(1)) q n M kann diese Menge zuerst unär schreiben, dann bei jedem Schritt der Simulation eines der Symbole des Zählers löschen und die Berechnung beenden, falls ihm jemals die Zählersymbole ausgehen. Dies erzeugt einen konstanten Overhead-Faktor (etwa 3), der vom Term im Exponenten absorbiert wird . Daher sind 2 s ( 2 + o ( 1 ) ) Schritte ausreichend.o(1) 2s(2+o(1))
Unter der Annahme ist das Zeit-Raum-Produkt also höchstens δ log n 2 δ log n ( 2 + o ( 1 ) ) = n δ ( 2 + o ( 1 ) ) .s≤δlogn δlogn2δlogn(2+o(1))=nδ(2+o(1))
Rahul Santhanam zeigte im Jahr 2001 (siehe doi: 10.1016 / S0020-0190 (00) 00227-1 ), dass das Raum-Zeit-Produkt für eine Turing-Maschine, die SAT entscheidet, mindestens ; sein Argument gilt auch für nichtdeterministische Maschinen. Daher werden δ ≥ 1 und mindestens log n Bits des binären Arbeitsbands benötigt.Ω(n2−o(1)) δ≥1 logn
Im Allgemeinen ändern zusätzliche Arbeitsbänder und ein größeres Arbeitsbandalphabet den Exponenten um einen konstanten Faktor. Dies reduziert letztendlich den Faktor , aber die untere Raumgrenze ist immer noch Ω ( log n ) .δ Ω(logn)
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Vielleicht können wir auf diese Weise eine untere Grenze des -Bereichs für SAT nachweisen (aber ich bin mit der Grenzwert- / asymptotischen Analyse nicht sicher, daher kann meine Antwort völlig falsch sein).logn
Auf einem Turing-Maschinenmodell mit einem schreibgeschützten Eingabeband und einem Arbeitsband, beide über dem binären Alphabet , haben wir für jeden Entscheider mit c- Zuständen bei einer Eingabe der Größe n Folgendes:Σ={0,1} c n
Andernfalls wird die Turing-Maschine eine Endlosschleife ausführen (die -Komponente repräsentiert alle möglichen Bandkonfigurationen, die n- Komponente repräsentiert die Eingabebandkopfpositionen, während die S ( n ) -Komponente die Arbeitsbandkopfpositionen repräsentiert). Auf einem Ein-Band-Einzelkopf TM über dem binären Alphabet (1) wird T ( n ) ≤ c 2 S ( n ) S ( n ) .2S(n) n S(n) T(n)≤c2S(n)S(n)
Multipliziert man beide Terme mit und wendet den allgemeinen Raum-Zeit-Kompromiss für SAT an, so erhält man:S(n)
Die Auswahl einer Leerraumobergrenze wie für SAT würde in der Tat zu einem Widerspruch führenS(n)≤(logn)1−ϵ
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