EXPTIME

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계산 복잡도 이론에서 복잡도 종류 EXPTIME(EXP라고도 한다)은 결정론적 튜링 기계{\color{Blue}O}(2^{p(n)})시간에 풀 수 있는 모든 판정 문제집합이다. 여기서 p(n)n에 대한 다항함수이다.

DTIME에 대한 식으로 정리하면 이렇다:

 \mbox{EXPTIME} = \bigcup_{k \in \mathbb{N} } \mbox{ DTIME } \left( 2^{ n^k } \right) .

다음과 같은 사실이 알려져 있다.

PNPPSPACE ⊆ EXPTIME ⊆ NEXPTIMEEXPSPACE

또한, 시간 위계 정리공간 위계 정리에 따르면 아래와 같다.

P \subsetneq EXPTIME  이고  NP \subsetneq NEXPTIME  이고   PSPACE \subsetneq EXPSPACE이다

따라서 앞쪽 세 포함관계 중 적어도 하나는 진부분집합이어야 한다. 뒤쪽 세 포함관계도 마찬가지이다. 그러나 어느 것이 진부분집합 관계인지는 알려져 있지 않다. 전문가들은 모든 포함관계가 진부분집합 관계일 것으로 보고 있다. 만약 P = NP라면 EXPTIME = NEXPTIME이 성립한다는 사실도 알려져 있다. NEXPTIME은 비결정론적 튜링 기계가 지수 시간에 풀 수 있는 문제의 집합이다. [1] 더 정확히 말하면, EXPTIME ≠ NEXPTIME이고 오직 그럴 때만 NP 중에 P가 아닌 희소 언어가 존재한다.[2]

EXPTIME은 교대 튜링 기계가 다항 공간을 써서 풀 수 있는 문제들의 집합인 APSPACE로 다시 쓸 수 있다. 이것은 PSPACE ⊆ EXPTIME임을 보이는 방법이기도 하다. 교대 튜링 기계는 최소한 결정 튜링 기계보다는 강력하기 때문이다. [3]

EXPTIME-완전[편집]

어떤 판정 문제가 EXPTIME에 속하고, EXPTIME의 모든 문제가 그 문제로 다항 시간 다대일 환산될 때 그 문제를 EXPTIME-완전이라 한다. 다시 말해서, 다른 어떤 EXPTIME 문제의 인스턴스도 답을 똑같이 유지하면서 그 판정 문제의 인스턴스로 다항 시간에 환산할 수 있는 알고리즘이 존재한다는 뜻이다. EXPTIME-완전에 속하는 문제는 EXPTIME에서 가장 어려운 문제로 볼 수 있다. NP가 P에 속하는지 아닌지는 아직 모르지만, EXPTIME-완전 문제가 P에 속하지 않는다는 것은 증명되어 있다.

계산가능성 이론에서 기본적인 결정 불가능 문제 중 하나는 결정론적 튜링 기계가 특정한 입력 하나를 받아들일지 말지를 판정하는 것이다. 기본적인 EXPTIME-완전 문제 중 하나는 결정론적 튜링 기계가 어떤 입력을 최대 k 단계에 받아들이는지 아닌지를 묻는 문제이다. 이 문제가 EXPTIME인 이유는 단순한 O(k)시간 시뮬레이션 방법이 있고, 입력 kO(\log k)비트를 써서 인코딩되기 때문이다. [4] 이 문제가 EXPTIME-완전인 이유는 이 문제를 써서 어떤 기계가 EXPTIME 문제를 지수 단계 안에 받아들일지를 판정할 수 있기 때문이다.

이밖에도 체스, 체커 등 여러 보드 게임 문제가 EXPTIME-완전 문제이다.

바깥 고리[편집]

참고문헌[편집]

  1. 크리스토스 파파디미트리우 (1994). 〈20.1: 지수 시간〉, 《Computational Complexity》 (영어). Addison Wesley. ISBN 0-201-53082-1
  2. Juris Hartmanis, Neil Immerman, Vivian Sewelson. Sparse Sets in NP-P: EXPTIME versus NEXPTIME. Information and Control, volume 65, issue 2/3, pp.158–181. 1985. At ACM Digital Library
  3. 파파디미트리우 (1994), 20장 1절, 따름정리 3, 495쪽.
  4. Chris Umans. CS 21: 강의록 13. 슬라이드 24.