Вероятностные вычисления. Вероятностная машина Тьюринга

Эта статья находится в разработке!

Вероятностные вычисления — один из подходов в теории вычислительной сложности, в котором программы получают доступ к случайным битам. Мы рассмотрим классы сложности, для которых разрешающие программы могут делать односторонние, двусторонние ошибки или работать за полиномиальное время лишь в среднем случае.

Основные определения

Определение:

Вероятностная лента — бесконечная последовательность битов. Распределение битов на ленте подчиняется некоторому вероятностному закону (обычно считают, что вероятность нахождения [math]0[/math] или [math]1[/math] в каждой позиции равна [math]1/2[/math]).

Определение:

Вероятностной машиной Тьюринга будем называть машину Тьюринга, имеющее доступ к вероятностной ленте.

При интерпретации вероятностной машины Тьюринга как программы, обращение к очередному биту можно трактовать как вызов специальной функции random(). При этом также будем предполагать, что вероятностная лента является неявным аргументом для программы, т.е. [math]p(x) = p(x, r)[/math], где [math]r[/math] — вероятностная лента.
В дальнейшем все вероятностные соображения будут относиться к пространству вероятностных лент [math]r[/math], вход же программы [math]x[/math] будем считать фиксированным.

Здесь будет теорема о том, что утверждения, связанные с ВМТ, являются событиями.

Вероятностные сложностные классы

Определение:

[math]\mathrm{ZPP}[/math] (от zero-error probabilistic polynomial) — множество языков [math]L[/math], для которых [math]\exists p \forall x[/math]: 1) [math]\operatorname{P}(p(x) \ne [x \in L]) = 0[/math]; 2) [math]\operatorname{E}(\operatorname{T}(p(x))) = poly(|x|)[/math].

Определение:

[math]\mathrm{RP}[/math] (от randomized polynomial) — множество языков [math]L[/math], для которых [math]\exists p \forall x[/math]: 1) [math]x \notin L \Rightarrow p(x) = 0[/math]; 2) [math]x \in L \Rightarrow \operatorname{P}(p(x) = 1) \ge 1/2[/math]; 3) [math]\forall r \operatorname{T}(p(x)) \le poly(|x|).[/math]

Заметим, что константа [math]1/2[/math] в пункте 2 определения [math]\mathrm{RP}[/math] может быть заменена на любую другую из промежутка [math](0, 1)[/math], поскольку требуемой вероятности можно добиться множественным запуском программы. Определим также [math]\mathrm{coRP}[/math] как дополнение к [math]\mathrm{RP}[/math].

[math]\mathrm{RP}[/math] можно рассматривать как вероятностный аналог класса [math]\mathrm{NP}[/math], предполагая, что вероятность угадать сертификат в случае его существования не менее [math]1/2[/math].

Определение:

[math]\mathrm{BPP}[/math] (от bounded probabilistic polynomial) — множество языков [math]L[/math], для которых [math]\exists p \forall x[/math]: 1) [math]\operatorname{P}(p(x) = [x \in L]) \ge 2/3[/math]; 2) [math]\operatorname{T}(p(x)) \le poly(|x|)[/math].

Аналогично сделанному выше замечанию, константу [math]2/3[/math] можно заменить на любое число из промежутка [math](1/2, 1)[/math]. Замена константы на [math]1/2[/math] сделало бы данный класс равным [math]\Sigma^*[/math].

Определение:

[math]\mathrm{PP}[/math] (от bounded probabilistic polynomial) — множество языков [math]L[/math], для которых [math]\exists p \forall x[/math]: 1) [math]\operatorname{P}(p(x) = [x \in L]) \gt 1/2[/math]; 2) [math]\operatorname{T}(p(x)) \le poly(|x|)[/math].

Соотношение вероятностных классов

Теорема:

1. [math]\mathrm{P} \subset \mathrm{ZPP} = \mathrm{RP} \cap \mathrm{coRP}[/math] 2. [math]\mathrm{RP} \subset \mathrm{NP} \subset \mathrm{PP} \subset \mathrm{PS}[/math] 3. [math]\mathrm{RP} \subset \mathrm{BPP}[/math]

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

1. Утверждение [math]\mathrm{P} \subset \mathrm{ZPP}[/math] является очевидным, так как программы, разрешающие [math]\mathrm{P}[/math], удовлетворяют ограничениям класса [math]\mathrm{ZPP}[/math]. Покажем, что [math]\mathrm{ZPP} = \mathrm{RP} \cap \mathrm{coRP}[/math]. ... 2. Покажем, что [math]\mathrm{RP} \subset \mathrm{NP}[/math]. Если в разрешающей программе для [math]L \in \mathrm{RP}[/math] заменить все вызовы random() на недетерминированный выбор, то получим программу с ограничениями [math]\mathrm{NP}[/math], разрешающую [math]L[/math]. Покажем, что [math]\mathrm{PP} \subset \mathrm{PS}[/math]. Пусть [math]p[/math] — разрешающая программа для языка [math]L \in \mathrm{PP}[/math]. Она используют не более чем полиномиальное количество вероятностных бит, так как сама работает за полиномиальное время. Тогда программа для [math]\mathrm{PS}[/math] будет перебирать все участки вероятностных лент нужной полиномиальной длины и запускать на них [math]p[/math]. Ответом будет [math]0[/math] или [math]1[/math] в зависимости от того, каких ответов [math]p[/math] оказалось больше. Теперь докажем, что [math]\mathrm{NP} \subset \mathrm{PP}[/math]. Приведем программу [math]q[/math] с ограничениями класса [math]PP[/math], которая разрешает [math]L \in \mathrm{NP}[/math]. Пусть функция infair_coin() возвращает единицу с вероятностью [math]1/2 - \varepsilon[/math], где [math]\varepsilon[/math] мы определим позже, и ноль с вероятностью [math]1/2 + \varepsilon[/math]. Пусть также [math]V[/math] — верификатор сертификатов для [math]L[/math]. Тогда [math]q[/math] будет выглядеть следующим образом: q(x): c <- случайный сертификат return V(c) ? 1 : infair_coin() ... 3. ...

[math]\triangleleft[/math]

См. также

• Теоремы о BPP, BPPweak и BPPstrong
• Теорема Лаутемана

Литература

• Sanjeev Arora, Boaz Barak. Computational Complexity: A Modern Approach