PCP-система

НЕТ ВОЙНЕ

24 февраля 2022 года российское руководство во главе с Владимиром Путиным развязало агрессивную войну против Украины. В глазах всего мира это военное преступление совершено от лица всей страны, всех россиян. Будучи гражданами Российской Федерации, мы против своей воли оказались ответственными за нарушение международного права, военное вторжение и массовую гибель людей. Чудовищность совершенного преступления не оставляет возможности промолчать или ограничиться пассивным несогласием. Мы убеждены в абсолютной ценности человеческой жизни, в незыблемости прав и свобод личности. Режим Путина — угроза этим ценностям. Наша задача — обьединить все силы для сопротивления ей. Эту войну начали не россияне, а обезумевший диктатор. И наш гражданский долг — сделать всё, чтобы её остановить. Антивоенный комитет России

Распространяйте правду о текущих событиях, оберегайте от пропаганды своих друзей и близких. Изменение общественного восприятия войны - ключ к её завершению.

meduza.io, Популярная политика, Новая газета, zona.media, Майкл Наки.

PCP(probabilistically checkable proof) - вид доказательства, проверяемого рандомизированным алгоритмом, использующим ограниченное число случайных бит и читающим ограниченное число бит доказательства. Такой алгоритм должен с достаточно высокими вероятностями принимать корректные доказательства и отвергать ошибочные.

Определения

Определение:

[math]\mathrm{PCP}[/math]-системой (системой вероятностно проверяемых доказательств) с полнотой [math]c(n)[/math] и обоснованностью [math]s(n)[/math] над алфавитом [math]\Sigma[/math] для языка [math]L[/math], где [math]0 \le s(n) \le c(n) \le 1[/math], называется верификатор [math]V[/math] — вероятностная машина Тьюринга, имеющая доступ к доказательству [math]\pi[/math] — цепочке из [math]\Sigma^{*}[/math], удовлетворяющая следующим свойствам: Полнота: если [math]x \in L[/math], то вероятность того, что [math]V^{\pi}[/math] допустит [math]x[/math], не меньше [math]c(n)[/math] для некоторого [math]\pi[/math], Обоснованность: если [math]x \notin L[/math], то вероятность того, что [math]V^{\pi}[/math] допустит [math]x[/math], не больше [math]s(n)[/math] для любого [math]\pi[/math].

Определение:

Randomness complexity (вероятностной сложностью) [math]r(n)[/math] верификатора [math]V[/math] называется число случайных битов, используемых за всё время работы со входом длины [math]n[/math].

Определение:

Query complexity (запросной сложностью) [math]q(n)[/math] верификатора [math]V[/math] называется число запросов битов из [math]\pi[/math], отсылаемых за всё время работы со входом длины [math]n[/math].

Определение:

Верификатор [math]V[/math] называется non-adaptive (неадаптивным), если при отправке запроса не использует ответы на предыдущие. Иными словами, его работа не изменится, если все запросы отправить одновременно.

Определение:

Сложностный класс [math]\mathrm{PCP}_{c(n), s(n)}[r(n), q(n)][/math] — это объединение всех языков, для которых существует [math]\mathrm{PCP}[/math]-система над бинарным алфавитом с полнотой [math]c(n)[/math] и обоснованностью [math]s(n)[/math], в которой неадаптивный верификатор [math]V[/math] работает за полиномиальное время и имеет вероятностную и запросную сложности соответственно [math]r(n)[/math] и [math]q(n)[/math], а доказательства имеют экспоненциальную длину. Часто [math]\mathrm{PCP}_{1, \frac{1}{2}}[r(n), q(n)][/math] обозначают как [math]\mathrm{PCP}[r(n), q(n)][/math].

Свойства

Теорема:

[math]\mathrm{PCP}[0, 0][/math] = [math]\mathrm{PCP}[O(\log(n)), 0][/math] = [math]\mathrm{PCP}[0, O(\log(n))][/math] = [math]\mathrm{P}[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

[math]\mathrm{PCP}[0, 0][/math] = [math]\mathrm{P}[/math]: вероятностная МТ не использует случайные биты и не обращается к доказательству, то есть работает как детерминированная МТ, работающая за полиномиальное время. [math]\mathrm{PCP}[O(\log(n)), 0][/math] = [math]\mathrm{P}[/math]: доступ к [math]O(\log(n))[/math] случайных бит не меняет ситуации, так как все возможные битовые цепочки логарифмической длины детерминированная МТ может сгенерировать и проверить за полиномиальное время. [math]\mathrm{PCP}[0, O(\log(n))][/math] = [math]\mathrm{P}[/math]: так как доступа к случайным битам нет, [math]\pi[/math] можно рассматривать как битовую цепочку логарифмической длины. Все возможные такие цепочки детерминированная МТ может сгенерировать и проверить за полиномиальное время.

[math]\triangleleft[/math]

Теорема:

[math]\mathrm{PCP}[poly(n), 0][/math] = [math]\mathrm{coRP}[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Очевидно следует из определения coRP.

[math]\triangleleft[/math]

Теорема:

[math]\mathrm{PCP}[0, poly(n)][/math] = [math]\mathrm{NP}[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Очевидно следует из определения Σ₁.

[math]\triangleleft[/math]

Теорема (PCP-теорема):

[math]\mathrm{PCP}[log(n), O(1)] = \mathrm{NP}[/math]

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

В одну сторону включение тривиально [math]\mathrm{PCP}(\log n, 1) \subseteq \mathrm{NTIME}(2^{O(\log n)}) = NP[/math]. Обратное включение [math]NP \subseteq \mathrm{PCP}(\log n, 1)[/math] нетривиально и рассматривается в PCP-теореме.

[math]\triangleleft[/math]

Пример

Теорема:

Graph Nonisomorphism(GNI) [math]\in \mathrm{PCP}[poly(n), O(1)][/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

[math]G_1[/math] и [math]G_2[/math] — графы на [math]n[/math] вершинах. Требуется проверить, неизоморфны ли они друг другу. Сперва пронумеруем все возможные графы на [math]n[/math] вершинах. Не умаляя общности, будем считать, что [math]\pi[/math] над троичным алфавитом. Будем считать корректной [math]\pi[/math]: [math]\pi[k] = 0[/math] тогда и только тогда, когда граф номер [math]k[/math] изоморфен [math]G_1[/math] и [math]G_2[/math], [math]\pi[k] = 1[/math] тогда и только тогда, когда граф номер [math]k[/math] изоморфен [math]G_1[/math] и неизоморфен [math]G_2[/math], [math]\pi[k] = 2[/math] тогда и только тогда, когда граф номер [math]k[/math] неизоморфен [math]G_1[/math] и изоморфен [math]G_2[/math]. Верификатором [math]V[/math] будет вероятностная МТ, работающая эквивалентно следующему псевдокоду: p([math]\langle G_1, G_2 \rangle[/math]) { i = random{1, 2}; [math]\phi[/math] = random permutation{1..n}; [math]H[/math] = [math]\phi(G_i)[/math]; if ([math]\pi[\#H][/math] == 0) or ([math]\pi[\#H][/math] == 3-i) { return 0; } // [math]\pi[\#H][/math] == i return 1; } Проверим полноту и обоснованность: Полнота: если графы неизоморфны, то существует [math]\pi[/math] такая, что всякий её символ равен 1 или 2 и задан корректно. Тогда на этой [math]\pi[/math] верификатор всегда вернёт 1; Обоснованность: если графы изоморфны, то фиксируем [math]\pi[/math]. Пусть [math]\Omega[/math] — это множество всех конфигураций случайной ленты, с которой работает [math]V[/math]. Заметим, что все конфигурации из [math]\Omega[/math] будут переданы [math]V[/math] с равными вероятностями. Теперь рассмотрим произвольную конфигурацию типа [math]\psi[/math] из [math]\Omega[/math], то есть конфигурацию, на которой [math]V[/math] допускает [math]\langle G_1, G_2 \rangle[/math]. Заметим, что для каждой такой конфигурации существует однозначно определяемая конфигурация типа [math]\overline \psi[/math], отличающаяся от [math]\psi[/math] только первым битом и также принадлежащая [math]\Omega[/math]. Запустившись на [math]\overline \psi[/math], [math]V[/math], очевидно, отвергнет [math]\langle G_1, G_2 \rangle[/math]. Таким образом, конфигураций типа [math]\psi[/math] в [math]\Omega[/math] не больше половины. Как уже отмечалось, конфигурации из [math]\Omega[/math] подаются [math]V[/math] с равными вероятностями, а конфигураций не из [math]\Omega[/math], по определению, [math]V[/math] не подаётся. Таким образом, вероятность ошибки не превышает [math]\frac{1}{2}[/math].

[math]\triangleleft[/math]