Следуя предложению Джоша Грохова, я превращаю свой комментарий из предыдущего вопроса в новый.
Какие доказательства у нас есть для ?
Здесь - это класс языков, распознаваемых недетерминированными машинами Тьюринга за полиномиальное время, которые имеют уникальный путь принятия в экземплярах "да" и нет пути принятия в экземплярах "нет".
Очевидно, , но почему мы считаем, что сдерживание строго? Доказательством, которое я могу найти, является разделение оракула : случайный оракул, . Кроме того, зоопарк сложности предполагает, что \ mathsf {UP}, как полагают, не имеет полных проблем.
Ответы:
Даже, Селман и Якоби высказал предположение , что не существует непересекающиеся -парой ( , В ) таким образом, чтобы все разделители ( A , B ) являются ≤ р Т -Жесткий для N P . Эта гипотеза предполагает , что U P ≠ N P .NP (A,B) (A,B) ≤pT NP UP≠NP
С. Эвен, А. Сельман и Дж. Якоби. Сложность обещания проблем с приложениями к криптографии с открытым ключом. Информация и контроль, 61: 159–173, 1984.
источник