Seja para , com a promessa de que (onde a soma está acima ). Então, qual é a complexidade de determinar se ?
Observe que trivialmente o problema está em porque iff x = 1 . A pergunta é: o problema está em \ mathsf {AC} ^ 0 ? Se sim, qual é o circuito que está testemunhando isso? Se não, como provar isso? x = 1 A C 0
Respostas:
Você pode usar o argumento de lema de comutação usual. Você não explicou como representa sua entrada em binário, mas, sob qualquer codificação razoável, a seguinte função é AC equivalente à sua função: (Assumimos que é par.) Após essas notas de aula , suponha que possa ser calculado por um circuito profundidade . Então uma restrição aleatória de deixa uma função da complexidade da árvore de decisão no máximo0
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Eu não acho que isso esteja em AC0 e posso mostrar um limite inferior para o problema de promessa relacionado de distinguir entre e , quando . Técnicas de Fourier semelhantes devem se aplicar ao seu problema, mas eu não verifiquei isso. Ou talvez haja uma redução simples.∑xi=0 ∑xi=2 x∈{−1,1}n
Suponhamos que existe um tamanho profundidade d do circuito que calcula uma função f : { - 1 , 1 } n → { 0 , 1 } , tal que f ( x ) = Σ i x i sempre Σ i x i ∈ { 0 , 2 } . Porque para um x aleatório , a probabilidade de ∑ i x i = 0 é 2s d f:{−1,1}n→{0,1} f(x)=∑ixi ∑ixi∈{0,2} x ∑ixi=0 , e para cada um dessesxexistemn/2coordenadas que alteram o valor def, a influência total deFéΩ(n1/2), que é aproximadamente o mesmo que maioria (porque você incluiu a maioria das entradas sensíveis da maioria). Por um teorema de Hastad (ver Colorraly 2.5 nasnotas deRyan O'Donnel), isso implica que2−n(nn/2)≈n−1/2 x n/2 f f Ω(n1/2)
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