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组合拍卖确实需要适度的互动3:5
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Dobzinski,Nisan和Schapira[14]证明了获得(2-ε)-近似(对于任意常数ε>0)需要指数通信(
无论轮次的数量)。此外,Dütting和Kesselheim[19]设计了一个具有多项式通信的O(log
m)-近似协议,用于次可加组合拍卖,其中每个投标人只需要精确通信一次;然而,在我们的模型
中,这个协议仍然需要n轮的互动,因为玩家需要以轮流的方式进行通信,使得一个投标人发送的消
息至关重要地取决于之前的投标人早先通信的消息。
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另一条相关研究线考虑的情况是投标人的估值是从一个公认的分布中选择的
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独立地从一个公认的分布(参见,例如,参考文献[18,22,23])中选择,并旨在设计实现近似有
效分配的“简单”和同时的协议。这种设置与我们的主要区别在于,我们对于不一定是产品分布的投
标人的输入的任意分布感兴趣;正如参考文献[13]的强不可能性结果已经表明的那样,在我们的模型
中,当输入分布是相关的时,上述类型的协议不能明确地存在。最后,我们指出,对于次可加估值也
已经有了“不可压缩性”的结果:任何次可加估值的多项式长度编码必须失去Ω(√m)的精度[6,7]
。
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我们建议感兴趣的读者参考参考文献[13],了解相关工作的全面总结
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并进一步讨论市场中互动的作用。
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1.3后续工作
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在本文的会议版本[3]之后,Braverman和Oshman[9]改进了Alon等人[2]对单位需求市场的下界,以实现对这个问题的轮次复杂性的几乎紧密
界限。特别是,他们证明Ω(logn)
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loglogn)轮的互动
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采取行动是为了在单位需求(匹配)市场中实现近似有效的分配。虽然这个结果在某种程度上与我们
在本文中对(次可加)组合拍卖的结果相似,但我们的结果和参考文献[9]的结果是无法比较的,因
为它们都不会以任何方式暗示或加强对方。我们还指出,在技术方面,我们的文章和参考文献[9]是
完全不相交的。
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此外,Assadi和Khanna[4]推广了本文中的技术,并开发了
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一个用于证明有界轮协议的通信复杂度下界的框架。这个框架特别用于解决了分布式最大覆盖问题的
轮次复杂度,这个问题的通信设置类似于本文考虑的问题。我们建议感兴趣的读者参考参考文献[4
]了解更多详情。
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2准备工作
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符号。对于任何整数a≥1,我们让[a]:={1,...,a}。我们说集合S[n]且|S|=s
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是[n]的一个s-子集。对于一个k-维元组X=(X1,...,Xk)和索引i∈[k],我们定义
X<i:=(X1,...,Xi−1)和X−i:=(X1,...,Xi−1,Xi+1,...,Xk
)。我们使用大写字母表示随机变量。对于一个随机变量A,supp(A)表示A
的支持集,dist(A)表示A的分布。我们进一步定义|A|:=logsupp(A)。我们写A
⊥B|C表示在C条件下随机变量A和B是独立的。我们使用“w.p.”表示“概率为”。
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集中界。在整个过程中,我们使用切诺夫界的以下版本来处理负相关的随机变量,该版本首次由参考文献[31]证明;另见参考文献[17,24]。
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相关的随机变量的切诺夫界首次由参考文献[31]证明;另见参考文献[17,24]。
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Xn成为负相关的随机变量
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取值范围在[0,1]之间,令X:=n
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i=1Xi.然后,对于任意α
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Pr(X≥α∙E[X])≤exp(−Ω(α∙E
[X]))。
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ACMTransactionsonEconomicsandComputation,Vol.8,No.1,Article3.出版日期:2020年3月。