W teorii złożoności , NEXPTIME lub NEXP , to klasa złożoności, czyli zbiór problemów decyzyjnych .
Dokładniej, jest to zbiór problemów decyzyjnych, które można rozwiązać na niedeterministycznej maszynie Turinga w czasie O (2 p (n) ) z pewnym wielomianem „p” (n) i nieograniczoną przestrzenią pamięci. Jest to zatem niedeterministyczna wersja EXPTIME .
W zakresie NTIME klasę definiuje:
.Zgodnie z twierdzeniem o hierarchii czasu (w) , klasa NP różni się od NEXPTIME (ale uwzględniona). Jeśli P = NP, to EXPTIME = NEXPTIME.
Problem jest NEXPTIME-trudny, jeśli jakikolwiek problem NEXPTIME zostanie zredukowany do niego w czasie wielomianowym. Problem jest NEXPTIME-ukończony, jeśli jest w NEXPTIME i jeśli jest NEXPTIME-trudny.
Możemy przekształcić problem NP-zupełny w problem NEXPTIME-zupełny, jeśli uczynimy wpis problemu bardziej zwięzłym. Na przykład problem znalezienia ścieżki Hamiltona na grafie reprezentowanym przez macierz sąsiedztwa jest NP-zupełny. Ten sam problem, w którym wykres jest zwięźle reprezentowany przez zwięzły obwód, jest NEXPTIME-complete. Reprezentujemy wykres z 2 b wierzchołkami ponumerowanymi 0, 1, ..., 2 b - 1 przez obwód logiczny z wejściami 2b i taki, że istnieje łuk od wierzchołka i do wierzchołka j, jeśli obwód boolowski akceptuje binarne reprezentacje liczby i oraz j. Zatem zwięzła wersja problemu ścieżki hamiltonowskiej jest przeformułowana w następujący sposób: przy danym obwodzie boolowskim C, czy wykres odpowiadający C zawiera ścieżkę hamiltonowską.
Kilka kwestii decyzyjnych w zwięzłej wersji jest NEXPTIME-kompletne:
Problem spełnialności klasy Schönfinkel-Bernays jest NEXPTIME-complete.
Decydowanie, czy formuły binarne kwantyfikowane zależnościami są prawdziwe, to NEXPTIME-complete. W rezultacie drużynowa wersja graczy z niedoskonałymi informacjami o ograniczonej logice jest również kompletna w NEXPTIME.