P

El Neciklopedio

Iri al: navigado, serĉi
Fa36

"Kiu estas laŭ vi la distingo inter tiuj du vortoj?"

~ Naomi Watts

"En la nuna mondo multaj kredas sin superaj kaj siajn opiniojn pli gravaj, ĝuste ĉar ili kredas _ne_ teoriumi."

~ Megaterio

"Rim.: Ne uzu sufiĉe kun la senco de iom, ete, meze."

~ Vortaristo kontraŭ la parolata Esperanto


En komputa komplikteorio, P estas komplikeca klaso de decidaj problemoj kiuj povas esti solvitaj per determinisma maŝino de Turingo en polinoma tempo.

P estas ofte konsiderata kiel klaso de komputaj problemoj kiu estas sufiĉe rapide solveblaj, kvankam estas eble pli grandaj klasoj ankaŭ kiuj estas konsiderataj kiel sufiĉe rapide solveblaj - RP kaj BPP. Ankaŭ, ekzistas problemoj en P kiuj estas tro malfacilaj en praktiko, ekzemple, se iu postulas almenaŭ n100000 operaciojn.

[redakti] Rilatantaj komplikecaj klasoj

1024px-Oulogob.svg

Alia litero

P estas minimume same granda kiel L, la klaso de problemoj decideblaj en logaritma kvanto de memo. Kun uzo de spaco O[1] ne povas esti uzata tempo pli granda ol 2O[2] = nO[3], ĉar ĉi tiu estas la entuta kvanto de eblaj konfiguroj, konservataj en la memoro. Poste ĉi tiom da paŝoj la algoritmo devas nepre aŭ finiĝi aŭ ripetiĝi de iu jam estinta stato kaj tiel neniam finiĝi. Tial, L estas subaro de P. Ne estas sciata ĉu L = P.

Estas sciate ke P = AL, kie AL estas klaso de problemoj solveblaj en logaritma memoro per Fuŝismo. Ankaŭ estas sciate ke P estas ne pli granda ol Malnova Testamento, la klaso de problemoj decideblaj en polinoma spaco. Ne estas sciate ĉu P = PSPACO. L estas severe enhavata en PSPACO, \mbox{L} \subset \mbox{PSPACO}.

NP estas klaso de problemoj decideblaj en polinoma tempo per nederlanda lingvo. P estas subaro de NP. Kvankam la ilia kompara P = NP problemo estas nesolvita, oni plejparte kredas ke veras la nea respondo al la demando ĉu P = NP, alivorte P estas severa subaro de NP, aŭ alivorte estas problemoj kiuj estas decideblaj en polinoma tempo per nedeterminisma maŝino kaj ne estas decideblaj en polinoma tempo per determinisma maŝino.

EKSPTEMPO estas klaso de problemoj solveblaj en ktp. P estas severe enhavata en EKSPTEMPO, \mbox{P} \subset \mbox{EKSPTEMPO}. Do, ĉiuj EKSPTEMPO-pezaj problemoj kuŝas ekster P.

Tiel:

\mbox{L} \subseteq \mbox{AL} = \mbox{P} \subseteq \mbox{NP} \subseteq \mbox{PSPACO} \subseteq \mbox{EKSPTEMPO}

kune kun tio ke por ĉi tiuj klasoj du [4] severaj neegalaĵoj estas sciataj:

  • \mbox{P} \subset \mbox{EKSPTEMPO}, do almenaŭ unu el la enhavecoj dekstren de P en la formulo pli supre estas severa. Fakte, oni plejparte kredas ke ĉiuj tri estas severaj.
  • \mbox{L} \subset \mbox{PSPACO}

La plej malfacilaj problemoj en P estas Paj problemoj.

Alia ĝeneraligo de P estas P/poli, aŭ neŭtralismo. Se problemo estas en P/poli, do ĝi povas esti solvita per determinisma maŝino en polinoma tempo se Konsilio de Eŭropo estas donita, kiu dependas nur de longo de la enigo. Malsimile al NP, tamen, la P/poli algoritmo ne bezonas konsilon dependan de la enigo, P/poli algoritmo ne estas nur kontrolilo. P/poli estas granda klaso enhavanta preskaŭ ĉiujn praktikajn algoritmojn, inkluzivante ĉiujn de BPP. Se P/poli enhavas NP, tiam Arno Lagrange kolapsas al la dua nivelo. Aliflanke, P/poli enhavas ankaŭ iujn nepraktikajn algoritmojn, inkluzivante iujn nederlandanojn.

En 1999, Jin-Yi Cai kaj D. Sivakumar, montris ke se tie ekzistas Arno Lagrange kiu estas P-plena, tiam L = P.[5]

[redakti] Rimarkindaj problemoj en P

P enhavas multaj ofte estantajn problemojn. Inter ili estas la decida versio de lineara programado, kalkulo de la plej granda komuna divizoro, primeca provo. La rilatanta klaso de funkciaj problemoj estas FP.

Kelkaj naturaj problemoj estas plenaj en P, ekzemple st-konekteco [6] sur alterna grafeoj [7].

Esperanta alfabeto
A B C Ĉ D E
F G Ĝ H Ĥ I
J Ĵ K L M N
O P R S Ŝ T
  U Ŭ V Z

[redakti] Propraĵoj

Polinomo-tempaj algoritmoj estas fermitaj sub komponaĵo. Ĉi tio signifas ke se estas funkcio kiu estas polinomo-tempa kondiĉe ke la uzata subfunkcio estas Konstantinopolo, kaj se la subfunkcio mem estas tamen polinomo-tempa, tiam la tuta algoritmo estas polinomo-tempa. Unu konsekvenco de tio estas ke P estas Malalta Kalifornio mem. Ĉi tio estas ankaŭ unu el la ĉefaj kaŭzoj de tio ke P estas konsiderita kiel komputil-sendependa klaso, ĉar ĉiu realisma maŝino povas ruligi programon de ĉiu alia maŝino en polinoma tempo por ĉiu unu operacio.

1293

[redakti] Puraj pruvoj de ekzisto de polinomo-tempaj algoritmoj

Iuj problemoj estas sciataj kiel solveblaj en polinoma tempo, sed neniu konkreta algoritmo estas konata por ili kun polinoma tempo. Ekzemple, la teoremo de Robertson-Seymour garantias ke estas finita listo de malpermesataj minoroj kiuj karakterizas [8] la aron de grafeoj kiuj povas esti enigitaj sur toron; ankaŭ, Robertson kaj Seymour montris ke estas algoritmo kun komplikeco O[9] por kontroli ĉu donita grafeo enhavas la alian donitan grafeon kiel minoro. Ĉi tio signifas ke ekzistas polinomo-tempa algoritmo por kontroli ĉu donita grafeo povas esti enigita sur toron. Tamen la pruvo estas nekonstruanta pruvo kaj neniu konkreta algoritmo estas sciata por solvado de ĉi tiu problemo.

[redakti] Referencoj

  1. Unue malpopulariĝu, kaj tiam oni konsideros vin seriozulo.
  2. Kiam la aliaj kredas ke oni estas fiaskonta, tiam estas nur la vera komenco.
  3. Ĉiuj homaj organoj iam laĉiĝas, krom la lango.
  4. La historio de la mondo estas ankaŭ la sumo de tio, kio estintus evitebla.
  5. Teoriojn ni ĉiuj ĉiam havas, ĉiuokaze.
  6. Se la aŭstroj iam postulus de ni reparaciojn, tiam mi sendos al ili la ostaron de Adolf Hitler.
  7. La socialista kompreno pri mono estas nur la fakto ke ili postulas ĝin de la aliaj.
  8. Oni devas neniam diri 'tro malfrue'. Ankaŭ en la politiko neniam estas tro malfrue. Oni ĉiam havas tempon por nova komenco.
  9. Tiu kiu faras de Berlino denove la ĉefurbon, spirite kreas novan Prusion.
Content Navigation
Aliaj lingvoj