কাভেহের পরামর্শ অনুসরণ করে আমি আমার মন্তব্যটিকে (প্রসারিত) উত্তর হিসাবে রাখছি।
বিষয়ে Q1 এমনকি: সতর্কতার একটি শব্দ অনুক্রম হল লগারিদমিক পর্যন্ত বুঝতে হচ্ছে, পলি-লগারিদমিক কথা না থেকে যদি গভীরতা। সুতরাং, একঘেয়েমিবিহীন বিশ্বে আসল সমস্যাটি কম উচ্চাকাঙ্ক্ষী:
লগ-গভীরতার সমস্যাটি মারধর: সার্কিটগুলির জন্য একটি সুপার-লিনিয়ার (!) নিম্ন সীমাটি প্রমাণ করুন।
NC1
এমনকি লিনিয়ার সার্কিটগুলির ক্ষেত্রেও সমস্যাটি (বর্তমানে 30 বছরেরও বেশি সময় ধরে) খোলা রয়ে গেছে । এই fanin- হয় 2 ভিত্তিতে উপর সার্কিট { ⊕ , 1 } , এবং তারা কম্পিউট রৈখিক রূপান্তরের চ ( এক্স ) = একটি x উপর জি এফ ( 2 ) । সহজ কাউন্টিং শো প্রায় সব ম্যাট্রিক্স একটি প্রয়োজন
Ω ( ঢ 2 / লগ ইন করুন এন ) গেটস, কোনো গভীরতা।
NC12{⊕,1}f(x)=AxGF(2)AΩ(n2/logn)
বিষয়ে Q2 : হ্যাঁ, আমরা আছে
কিছু বীজগাণিতিক / combinatoric ব্যবস্থা, নিম্ন সীমা যার উপর লগ-গভীরতা সার্কিট বীট হবে। দুর্ভাগ্যক্রমে, এখনও অবধি, আমরা এই ব্যবস্থাগুলির পক্ষে যথেষ্ট পরিমাণের সীমানা প্রমাণ করতে পারি না। বলুন, লিনিয়ার সার্কিটগুলির জন্য, এই জাতীয় পরিমাপটি ম্যাট্রিক্স এ এর অনমনীয়তা আর এ ( র ) । এই এন্ট্রি ক্ষুদ্রতম সংখ্যা একটি যে এক চাহিদা অর্ডার র্যাঙ্ক কমাতে পরিবর্তন করতে R । এটি দেখানো সহজ যে আর এ ( র ) ≤ ( এন -NC1 RA(r)AAr প্রতিটি বুলিয়ান n × n ম্যাট্রিক্স এ এর জন্য ধারণ করেএবং ভ্যালিয়েন্ট (1977) দেখিয়েছে যে এই সীমাটি প্রায় সমস্ত ম্যাট্রিকের জন্য শক্ত। লগ-গভীরতা সার্কিট বীট করার জন্য, এটা বুলিয়ান একটা ক্রম প্রদর্শন করা যথেষ্ট এন × এন ম্যাট্রিক্স একটি যেমন যেRA(r)≤(n−r)2n×nAn×nA
ধ্রুবকগুলির জন্য ϵ , δ > 0 ।
RA(ϵn)≥n1+δϵ,δ>0
সেরা আমরা এতদূর জানেন ম্যাট্রিক্স হয় সঙ্গে আর একটি ( দ ) ≥ ( এন 2 / R ) লগ ( এন / R ) । সিলভেস্টার ম্যাট্রিক্স (অর্থাত অভ্যন্তরীণ পণ্য ম্যাট্রিক্স) জন্য, বাউন্ড LOWER Ω ( ঢ 2 / R ) হল দেখানোর জন্য সহজ ।
ARA(r)≥(n2/r)log(n/r)Ω(n2/r)
আমরা সাধারণ (নন-রৈখিক) জন্য সংযুক্তিকরণ ব্যবস্থা আছে -circuits, পাশাপাশি একটি দ্বিপাক্ষিক জন্য এন × এন
গ্রাফ জি যাক টন ( জি ) ক্ষুদ্রতম সংখ্যা হতে টন যেমন যে জি একজন ছেদ হিসেবে লেখা যেতে পারে টি দ্বিপাক্ষিক গ্রাফ, প্রতিটি সর্বাধিক টি সম্পূর্ণ দ্বিপক্ষীয় গ্রাফের ইউনিয়ন । সাধারণ লগ-গভীরতার সার্কিটগুলি বীট করতে, এটি সহ গ্রাফের ক্রম সন্ধান করা যথেষ্টNC1n×nGt(G)tGtt
একটি ধ্রুবক জন্য ε > 0t(Gn)≥nϵϵ>0
t(G)≥n1/2t(G)≥log3n
n×nGc(G)2∪) and intersection (∩) operations required to produce G when starting from stars; a star is a set of edges joining one vertex with all vertices on the other side. Almost all graphs have c(G)=Ω(n2/logn). On the other hand, a lower bound of
c(Gn)≥(4+ϵ)n for a constant ϵ>0
would imply a lower bound Ω(2N/2) on the non-monotone circuit complexity of an explicit boolean function fG of N variables. If G is n×m graph with m=o(n), then even a lower bound c(Gn)≥(2+ϵ)n is enough (again, see, e.g. here on how this happens). Lower bounds c(G)≥(2−ϵ)n can be shown for relatively simple graphs. The problem, however, is to do this with "−ϵ" replaced by "+ϵ". More combinatorial measures lower-bounding circuit complexity (including the ACC-circuits)
can be found in the
book.
P.S. So,
are we by a constant factor of 2+ϵ from showing P≠NP?
Of course - not.
I mentioned this latter measure c(G) only to show that one should treat "amplification" (or "magnification") of lower bounds with a healthy portion of skepticism: even though the bounds we need look "innocently", are much smaller (linear) than almost all graphs require (quadratic), the inherent difficulty of proving a (weak) lower bound may be even bigger. Of course, having found a combinatorial measure, we can say something about what properties of functions make them computationally hard. This may be useful for proving an indirect lower bound: some complexity class contains a function requiring large circuits or formulas. But the ultimate goal is to come up with an explicit hard function, whose definition does not have an "algorithmic smell", does not have any hidden complexity aspects.