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秩逻辑死了,秩逻辑万岁! (英语) Zbl 1425.68134号

带后继定点逻辑的PTIME可计算性识别[N.Immerman公司,J.计算。系统。科学。25,76-98(1982年;Zbl 0503.68032号);M.瓦尔迪,“关系查询语言的复杂性”,摘自:第14届ACM计算理论研讨会论文集,STOC'82。纽约州纽约市:计算机机械协会(ACM)。137–146(1982)]有时被认为是不充分的,因为有必要增加继任者[M.格罗,“寻求逻辑捕获PTIME”,载于:IEEE第23届计算机科学逻辑研讨会论文集,LICS’08。加利福尼亚州洛斯·阿拉米托斯:IEEE计算机协会。267–271 (2008;doi:10.1109/LICS.2008.11)]. 这激发了一些可能等同于PTIME的逻辑建议,包括[A.达瓦尔等,“带秩算子的逻辑”,载于:IEEE第24届计算机科学逻辑研讨会论文集,LICS’09。加利福尼亚州洛斯·阿拉米托斯:IEEE计算机协会。113–122 (2009;doi:10.1109/LICS.2009.24)]. 在本文中,我们证明了所提出的秩逻辑严格弱于PTIME,尽管本文中提出的扩展可能是等效的。
给定一个素数(p\)、一个二进制谓词(\varphi\)和一个域\(a\)的结构\(\mathfrak a\)以及与\(\varfi\)具有相同签名的结构,定义秩运算符\(\mathsf{rk}点\)如下所示。设(mathbb F_p)是(p)元的有限域,并假设(M=M_{varphi}^{mathfrak A})是这样的矩阵,对于每个(A,b\ in A\),如果(({mathfrak A},A,b)models\varphi\),则第(A,b。然后\([\mathsf{rk}点\,\varphi(x,y)]^{\mathfrak A}\)是\(\ mathbb F_p\)中\(M\)的秩。(对于任何\(n\),可以为arity \(2n\)的\(\varphi\)定义秩运算符。)设FPR是由\(\mathsf扩展的定点逻辑{rk}点\)对于所有素数\(p\),让FPR*是由操作符\(\mathsf{rk}^*\)扩展的定点逻辑,其中\([\mathsf{rk}^*\,\varphi(x,y),p]^{\mathfrak A}=[\mathsf{rk}点\,\varphi(x,y)]^{\mathfrak A}\)。第一个主要(技术)结果的一个结果是FPR\(<\)FPR*\(\leq\)PTIME。该技术成果是对蔡建友(J.-Y.Cai)等[Combinatorica 12,No.4,389–410(1992;Zbl 0785.68043号)]:对于每个素数\(p\),都有一类结构\(\mathcal K_p\),它具有一个保持秩的自同构群,因此\(\mathsf{rk}点\)定点逻辑需要在\(\mathcal K_p\)上捕获PTIME。但是,\(\mathsf{rk}^*\)不能在FPR中,所以FPR\(<\)FPR*,但FPR*和PTIME之间的关系仍然不确定。
第二个主要结果涉及可解性算子(请参见[A.达瓦尔等,Log。方法计算。科学。9,第4期,第12号论文,26页(2013年;Zbl 1314.68147号)]):给定域\(a\)的二元谓词\(\varphi\)、\(\mathfrak a\)(如上所示),我们得到如上所示的\(M=M_{\varphi}^{\mathfrak a}\)和\([\mathsf{slv}p如果方程(M\vec x=\mathbf 1)在\(\mathbb F_p\)中是可解的,那么,\varphi(x,y)]^{\mathfrak A}\)是\(1),否则,其中\(\mathbf 1。然后,对于每个\(p\),一阶逻辑扩展为\(\mathsf{slv}p\)严格弱于由\(\mathsf)扩展的一阶逻辑{rk}点\).
这篇论文基本上是自足的,虽然证明很长很复杂,但它们相对容易获得。

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19年第68季度 描述复杂性和有限模型
03C13号机组 有限结构模型理论
15B33型 特殊环上的矩阵(四元数、有限域等)
20对25 代数、几何或组合结构的有限自同构群
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参考文献:

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