Интерактивные протоколы. Класс IP. Класс AM

Определения

Определение:

Интерактивным протоколом [math] \langle P, V \rangle [/math], разрешающим язык [math]L[/math], называется абстрактная машина (см. рисунок) , моделирующая вычисления как обмен сообщениями между двумя программами (где [math]P[/math] означает [math] \mathit{Prover}[/math] и [math] V [/math] означает [math]\mathit{Verifier}[/math]), такими, что [math]P[/math] заинтересован в том, чтобы [math]V[/math] решил, что слово [math]x[/math] принадлежит языку; [math]P[/math] не ограничен по времени вычисления и памяти; [math]V[/math] заинтересован установить, действительно ли слово [math]x[/math] принадлежит языку; [math]V[/math] — вероятностная машина Тьюринга; [math]V[/math] ограничен полиномиальным временем работы.

Схема интерактивного протокола.

[math]V[/math], обменивающийся сообщениями с [math]P[/math], обозначим [math]V_{P}[/math].

Интерактивные протоколы делятся на два типа в зависимости от доступа [math]P[/math] к вероятностной ленте [math]V[/math]:

1. public coins — [math]P[/math] может видеть вероятностную ленту [math]V[/math];
2. private coins — [math]P[/math] не может видеть вероятностную ленту [math]V[/math].

Определение:

Если для интерактивного протокола выполняется [math] \forall x \in L \Rightarrow \exists P : \mathbb{P}(V_{P}(x) = 1) \geqslant \alpha [/math], то говорят, что он обладает свойством completeness равным [math] \alpha [/math].

Если completeness равно [math]1[/math], это означает, что никакое верное утверждение не отклоняется [math] V [/math].

Определение:

Если для интерактивного протокола выполняется [math] \forall x \notin L \Rightarrow \forall P : \mathbb{P}(V_{P}(x) = 1) \leqslant 1 - \alpha [/math], то говорят, что он обладает свойством soundness равным [math] \alpha [/math].

Если soundeness равно [math] 1 [/math], это означет, что если утверждение ложно, то никакой [math]P[/math] не может убедить [math]V[/math], что утверждение истино.

Свойство completeness можно достичь, а soundness достичь нельзя.

Определение:

[math]\mathrm{IP}[f] = \{L \mid \exists [/math] интерактивный протокол [math]\langle P, V \rangle : [/math] [math]P[/math] не имеет доступа к вероятностной ленте [math]V[/math] (private coins); completeness равно [math] 2/{3} [/math]; soundeness равно [math] 2 /{3} [/math]; число раундов интерактивного протокола [math] O(f(n)), n = |x|\}[/math].

Определение:

[math]\mathrm{IP}=\bigcup\limits_{p(n) \in poly} \mathrm{IP} [p(n)] [/math]

То есть [math] \mathrm{IP}[/math] (Interactive Polynomial time) — множество языков разрешимых интерактивным протоколом , таких, что число сообщений ограничено полиномом от длины слова и [math]V[/math] должен решить лежит ли слово в языке с вероятностью ошибки не более [math]1/{3}[/math].

Язык [math]\mathrm{AM}[/math] (Arthur–Merlin games) отличается от [math]\mathrm{IP}[/math] лишь тем, что [math]\mathit{Prover}[/math] может видеть вероятностную ленту [math]\mathit{Verifier}[/math].

Определение:

[math]\mathrm{AM}[f] = \{L \mid \exists [/math] интерактивный протокол [math]\langle P, V \rangle : [/math] [math]P[/math] может читать вероятностную ленту [math]V[/math] (public coins); completeness равно [math] 2/{3} [/math]; soundeness равно [math] 2 /{3} [/math]; число раундов интерактивного протокола [math] O(f(n)), n = |x|\}[/math].

Определение:

[math]\mathrm{AM}=\bigcup\limits_{p(n) \in poly} \mathrm{AM} [p(n)] [/math]

Соотношения с другими классами теории сложности

Теорема:

[math]\mathrm{BPP}[/math] [math]\subset \mathrm{IP}[0][/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

[math]V[/math] сам по себе является вероятностной машиной Тьюринга и поэтому может разрешить язык из [math]\mathrm{BPP}[/math] не прибегая к общению с [math]P[/math].

[math]\triangleleft[/math]

Теорема:

[math]\mathrm{NP} \subset \mathrm{IP}[1][/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Для разрешения языка из [math]\mathrm{NP}[/math] будем использовать следующий протокол: [math]P[/math] будет проверять на принадлежность слова [math]x[/math] языку, используя сертификат, который он запросит у [math]P[/math]. Так как [math]P[/math] не ограничен в вычислительной мощности, он может подобрать подходящий сертификат и именно его и сообщит, так как он заинтересован в том, чтобы [math]V[/math] принял слово. Для этого требуется лишь один раунд интерактивного протокола.

[math]\triangleleft[/math]

Язык GNI

Определение:

[math]\mathrm{GNI}[/math] расшифровывается как Graph Non Isomorphism. Это язык пар неизоморфных друг другу графов. [math]\mathrm{GNI}=\{ \langle G, H \rangle, [/math] графы [math]G[/math] и [math]H[/math] не изоморфны [math]\}[/math].

Теорема:

[math]\mathrm{GNI} \in \mathrm{IP}[1][/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Будем использовать следующий алгоритм для [math]\mathit{Verifier}[/math]: Возьмём случайное число [math]i \in \{0, 1\}[/math] и случайную перестановку [math]\pi[/math] с вероятностной ленты; Создадим новый граф, перемешав вершины графа c номером [math]i[/math] перестановкой [math]\pi[/math]; Перешлём [math]\mathit{Prover}[/math] полученный граф с просьбой определить, из какого из исходных графов он был получен; Получив ответ, сравним его с правильным ответом — числом [math]i[/math]; Если полученный ответ не совпадёт с [math]i[/math], то вернём [math]0[/math]; Иначе повторим первые пять шагов ещё раз и перейдём к последнему шагу; Если мы ещё не вернули [math]0[/math], то вернём [math]1[/math]. Покажем, что это удовлетворяет ограничениям на [math]\mathrm{IP}[1][/math]. Во-первых, очевидно, что число раундов не превосходит двух. Рассмотрим теперь случаи [math] \langle G, H \rangle \in \mathrm{GNI}[/math]. Тогда [math]G[/math] и [math]H[/math] неизоморфны и [math]\mathit{Prover}[/math] сможет определить какой граф был перемешан [math]\mathit{Verifier}[/math]. Таким образом, [math]\mathit{Prover}[/math] сможет два раза подряд вернуть правильный ответ и в итоге [math]\mathit{Verifier}[/math] вернёт 1. [math] \langle G, H \rangle \notin \mathrm{GNI}[/math]. Тогда [math]G[/math] и [math]H[/math] изоморфны и [math]\mathit{Prover}[/math] не сможет определить какой граф был перемешан [math]\mathit{Verifier}[/math]. Так как [math]\mathit{Prover}[/math] заинтересован в том, чтобы [math]\mathit{Verifier}[/math] принял слово, ему необходимо угадать правильный ответ (иначе [math]\mathit{Verifier}[/math] просто вернёт [math]0[/math]). Вероятность того, что [math]\mathit{Verifier}[/math] примет слово [math]x[/math], когда оно не принадлежит языку (то есть [math]\mathit{Prover}[/math] два раза подряд верно угадает номер графа), равна [math]\frac{1}{4}[/math]. Таким образом, построенный протокол удовлетворяет условию теоремы.

[math]\triangleleft[/math]

См. также

• Вероятностные вычисления. Вероятностная машина Тьюринга
• Классы NP и Σ₁
• Классы BPP и PP