Vamos ser uma classe de complexidade e ser o homólogo randomizado de C definida como BPP com respeito ao P . Mais formalmente, fornecemos polinomialmente muitos bits aleatórios e aceitamos uma entrada se a probabilidade de aceitação for superior a 2 .
Sabe-se que para a classe de circuitos não uniformes temos :
Miklós Ajtai, Michael Ben-Or: um teorema das computações probabilísticas de profundidade constante STOC 1984: 471-474
As generalizações desse teorema são conhecidas? Por exemplo, sabemos se (ainda na configuração não uniforme)? Esta última questão parece de alguma forma não trivial para mim desde que parece plausível que, por exemplo, s , t -Connectivity está em BPNC 1 .
Uma publicação relevante sobre o assunto: /mathpro/35184/use-of-randomness-in-constant-parallel-time
Respostas:
A maior complexidade não uniforme classes: -incluído são fechados sob o B P operador pelo mesmo argumento como B P P ⊆ P / p o l y : usando o Chernoff-Hoeffding ligado, a probabilidade de erro pode ser reduzido abaixo de 2 - n executando O ( n ) instâncias do circuito com bits aleatórios independentes em paralelo e obtendo uma votação majoritária; então, pelo limite de união, uma sequência de bits aleatórios fornece o resultado correto para todas as 2 n entradas de comprimento nN C1 1 B P B P P ⊆ P / p o l y 2- n O ( n) 2n n simultaneamente com probabilidade diferente de zero e, em particular, existe essa sequência. Podemos conectá-lo ao circuito.
Esse argumento se aplica a qualquer classe de circuitos fechados sob a maioria das cópias paralelas de de um circuito e fixando as portas de entrada para constantes. Na prática, isso significa qualquer classe não uniforme decente acima de T C 0 , pois a maioria é computável em T C 0 .O ( n ) T C0 0 T C0 0
A prova é mais complicada para , porque essa classe não calcula a função majoritária. (Embora eu não tenha visto o jornal Ajtai e Ben-Or, acho que eles usam algum tipo de maioria aproximada.)A C0 0
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