Er P kompleksitetsklassen en undergruppe av PSPACE-klassen?
I feltet beregningsmessig kompleksitetsteori er forholdet mellom kompleksitetsklassene P og PSPACE et grunnleggende studietema. For å svare på spørsmålet om hvorvidt P-kompleksitetsklassen er en undergruppe av PSPACE-klassen eller om begge klassene er de samme, er det viktig å vurdere definisjonene og egenskapene til disse klassene og analysere deres sammenkoblinger.
Kompleksitetsklassen P (polynomisk tid) består av beslutningsproblemer som kan løses av en deterministisk Turing-maskin innenfor polynomtid. Formelt hører et språk L til P hvis det eksisterer en deterministisk Turing-maskin M og et polynom p(n) slik at for hver streng x, bestemmer M om x tilhører L i høyst p(|x|) trinn, hvor | x| angir lengden på strengen x. I enklere termer kan problemer i P løses effektivt, med tiden som kreves, vokser høyst polynomisk med inngangsstørrelsen.
På den annen side omfatter PSPACE (Polynomial Space) beslutningsproblemer som kan løses av en Turing-maskin som bruker en polynom mengde plass. Et språk L er i PSPACE hvis det finnes en Turing-maskin M og et polynom p(n) slik at for hver streng x, bestemmer M om x tilhører L ved å bruke høyst p(|x|) mellomrom. Spesielt er tiden som kreves for beregningen ikke begrenset av et polynom; bare plassen er.
For å forstå forholdet mellom P og PSPACE, bør du vurdere følgende punkter:
1. Inkludering av P i PSPACE: Ethvert problem som kan løses i polynomisk tid kan også løses i polynomisk rom. Dette er fordi en deterministisk Turing-maskin som løser et problem i polynomisk tid, maksimalt vil bruke polynomisk plass, siden den ikke kan bruke mer plass enn antall trinn den tar. Derfor er P en delmengde av PSPACE. Formelt sett, P ⊆ PSPACE.
2. Potensiell likhet mellom P og PSPACE: Spørsmålet om P er lik PSPACE (P = PSPACE) er et av de store åpne problemene i beregningskompleksitetsteori. Hvis P var lik PSPACE, ville det bety at alle problemer som kan løses med polynomisk rom også kan løses i polynomisk tid. Det finnes imidlertid ingen bevis for å bekrefte eller avkrefte denne likheten. De fleste kompleksitetsteoretikere mener at P er strengt inneholdt i PSPACE (P ⊊ PSPACE), noe som betyr at det er problemer i PSPACE som ikke er i P.
3. Eksempler og implikasjoner: Vurder problemet med å bestemme om en gitt kvantifisert boolsk formel (QBF) er sann. Dette problemet, kjent som TQBF (True Quantified Boolean Formula), er et kanonisk PSPACE-komplett problem. Et problem er PSPACE-komplett hvis det er i PSPACE og hvert problem i PSPACE kan reduseres til det ved å bruke en polynom-tidsreduksjon. TQBF antas å ikke være i P, da det krever evaluering av alle mulige sannhetstilordninger til variablene, som vanligvis ikke kan gjøres i polynomisk tid. Imidlertid kan det løses ved å bruke polynomisk rom ved å rekursivt evaluere underformler.
4. Hierarki av kompleksitetsklasser: Forholdet mellom P og PSPACE kan forstås bedre ved å vurdere den bredere konteksten av kompleksitetsklasser. Klassen NP (Nondeterministic Polynomial Time) består av beslutningsproblemer som en løsning kan verifiseres for i polynomisk tid. Det er kjent at P ⊆ NP ⊆ PSPACE. Imidlertid forblir de nøyaktige forholdene mellom disse klassene (f.eks. om P = NP eller NP = PSPACE) uløste.
5. Savitchs teorem: Et viktig resultat i kompleksitetsteori er Savitchs teorem, som sier at ethvert problem som kan løses i ikke-deterministisk polynomrom (NPSPACE) også kan løses i deterministisk polynomrom. Formelt sett er NPSPACE = PSPACE. Denne teoremet understreker robustheten til PSPACE-klassen og fremhever at ikke-determinisme ikke gir ytterligere beregningskraft når det gjelder romkompleksitet.
6. Praktiske implikasjoner: Å forstå forholdet mellom P og PSPACE har betydelige implikasjoner for praktisk databehandling. Problemer i P anses som effektivt løselige og egner seg for sanntidsapplikasjoner. Derimot kan problemer i PSPACE, selv om de kan løses med polynomisk plass, kreve eksponentiell tid, noe som gjør dem upraktiske for store innganger. Å identifisere om et problem ligger i P eller PSPACE hjelper med å bestemme muligheten for å finne effektive algoritmer for virkelige applikasjoner.
7. Forskningsveiledning: Studiet av P vs. PSPACE-spørsmålet fortsetter å være et aktivt forskningsområde. Fremskritt på dette feltet kan føre til gjennombrudd i forståelsen av de grunnleggende grensene for beregning. Forskere utforsker ulike teknikker, som kretskompleksitet, interaktive bevis og algebraiske metoder, for å få innsikt i forholdet mellom kompleksitetsklasser.
Kompleksitetsklassen P er faktisk en delmengde av PSPACE, ettersom ethvert problem som kan løses i polynomisk tid også kan løses i polynomisk rom. Hvorvidt P er lik PSPACE forblir imidlertid et åpent spørsmål i beregningskompleksitetsteori. Den rådende oppfatningen er at P er strengt inneholdt i PSPACE, noe som indikerer at det er problemer i PSPACE som ikke er i P. Dette forholdet har dype implikasjoner for både teoretiske og praktiske aspekter ved databehandling, og veileder forskere i deres søken etter å forstå den sanne naturen til beregningsmessig kompleksitet.
Andre nyere spørsmål og svar vedr kompleksitet:
- Er ikke PSPACE-klassen lik EXPSPACE-klassen?
- Kan vi bevise at Np- og P-klassen er like ved å finne en effektiv polynomløsning for ethvert NP-komplett problem på en deterministisk TM?
- Kan NP-klassen være lik EXPTIME-klassen?
- Er det problemer i PSPACE som det ikke er noen kjent NP-algoritme for?
- Kan et SAT-problem være et NP-komplett problem?
- Kan et problem være i NP-kompleksitetsklassen hvis det er en ikke-deterministisk turingmaskin som vil løse det i polynomisk tid
- NP er klassen av språk som har polynomiske tidsverifikatorer
- Er P og NP faktisk samme kompleksitetsklasse?
- Er enhver kontekst fritt språk i P-kompleksitetsklassen?
- Er det en motsetning mellom definisjonen av NP som en klasse av beslutningsproblemer med polynom-tids-verifikatorer og det faktum at problemer i klassen P også har polynom-tids-verifikatorer?
Se flere spørsmål og svar i Complexity