1632
правки
Изменения
м
rollbackEdits.php mass rollback
Рассмотрим язык <tex>G = \{0, 1\}^t</tex> для некоторого <tex>t</tex>. Определим операцию <tex>\oplus</tex> над словами из этого языка как побитовое исключающее или.
Назовем <tex>X</tex>, содержащееся в <tex>G</tex>, <tex>k</tex>-большим, если существует такой набор <tex>\{g_i\}_{i=1}^{k} \subset G</tex>, что <tex>\bigcup\limits_{i=1}^{k} g_i \oplus X = GU</tex>. Иначе будем называть <tex>X</tex> — <tex>k</tex>-маленьким.
Если <tex>|X| < \frac{2^t}{k}</tex>, то <tex>X</tex> является <tex>k</tex>-маленьким (так как <tex>k</tex> копий <tex>X</tex> не смогут покрыть <tex>G</tex>). Найдем достаточное условие, при котором <tex>X</tex> является <tex>k</tex>-большим.
Если <tex>2^t\left(1 - \frac{|X|}{2^t}\right)^k < 1</tex>, то существует такой набор <tex>\{g_i\}_{i=1}^{k} \subset G</tex>, что <tex>\bigcup\limits_{i=1}^{k} g_i \oplus X = G</tex>, то есть <tex>X</tex> — <tex>k</tex>-большое.
Рассмотрим язык <tex>L \in \mathrm{BPP}</tex>. Из тогоТогда существует вероятностная машина Тьюринга <tex>m</tex>, такая что <tex>P(m(x) = [x \in L]) \geqslant \frac{2}{3}</tex>. Пусть <tex>m</tex> использует <tex>r(n)</tex> бит случайной ленты. По аналогии c [[Классы BPP и PP|доказательством]] <tex>\mathrm{BPP} = \mathrm{BPP_{strong}}</tex>, следуетпостроим машину <tex>M</tex>, что существует такая вероятностная машина Тьюринга которая запускает <tex>Mm</tex>достаточное число раз, что чтобы получить вероятность ошибки <tex>P(M(x) = [x \in L]) \geqslant 1 - \frac{1}{2^{p(n)}}</tex>, где <tex>p(n)</tex> это некоторый полином, который будет определен определён позднее. Пусть Будет достаточно <tex>c p(n)^2</tex> запусков. Соответственно, <tex>M</tex> использует <tex>t(n) = c r(n)p(n)^2</tex> бит случайной ленты, <tex>P(M(x) = [x \in L]) \geqslant 1 - \frac{1}{2^{p(n)}}</tex>.
Зафиксируем <tex>x</tex>. Возьмем <tex>G = \{0, 1\}^{rt(n)}</tex>. Рассмотрим множество <tex>A_x = \{r \in G \bigm| M(x,r) = 1\}</tex>. Подберем теперь <tex>p(n)</tex> и <tex>k</tex> так, чтобы <tex>x \in L \Leftrightarrow A_x</tex> — <tex>k</tex>-большое.
Если <tex>x \in L</tex>, то <tex>P(M(x) = 1) = \frac{|A_x|}{2^{rt(n)}} \geqslant 1 - \frac{1}{2^{p(n)}} \Rightarrow |A_x| \geqslant 2^{rt(n)} \left( 1 - \frac{1}{2^{p(n)}} \right)</tex>. Значит <tex>2^{rt(n)} \left( 1 - \frac{|A_x|}{2^{rt(n)}} \right)^k \leqslant 2^{rt(n) - kp(n)}</tex>. Чтобы в этом случае <tex>A_x</tex> было бы <tex>k</tex>-большим потребуем <tex>2^{rt(n) - kp(n)} < 1</tex>.
Если <tex>x \not \in L</tex>, то <tex>P(M(x) = 1) = \frac{|A_x|}{2^{rt(n)}} \leqslant \frac{1}{2^{p(n)}} \Rightarrow |A_x| \leqslant 2^{rt(n) - p(n)}</tex>. Чтобы в этом случае <tex>A_x</tex> было бы <tex>k</tex>-маленьким потребуем <tex>2^{rt(n) - p(n)} < \frac{2^{rt(n)}}{k}</tex>.
Выберем <tex>p(n)</tex> так, чтобы <tex>\frac{rt(n)}{p(n)} < 2^{p(n)} - </tex> (то есть <tex>c r(n) p(n) < 2^{p(n)}</tex> ) и <tex>k = \lceil \frac{rt(n)}{p(n)} \rceil + 1 = c r(n) p(n) + 1</tex>. Получаем <tex>\frac{rt(n)}{p(n)} < k < 2^{p(n)}</tex>, то есть <tex>x \in L \Leftrightarrow A_x</tex> — <tex>k</tex>-большое.
Таким образом, <tex>x \in L \Leftrightarrow \exists \{g_i\}_{i=1}^{k} \subset G</tex> : <tex>\forall y \in G</tex> <tex>\left( \bigvee\limits_{i=1}^{k} y \in g_i \oplus A_x \right) </tex>. Заметив, что <tex>y \in g_i \oplus A_x \Leftrightarrow y \oplus g_i \in A_x \Leftrightarrow M(x, y \oplus g_i)</tex>, получаем <tex>L \in \Sigma_2</tex>, <tex>\mathrm{BPP} \subset \mathrm{\Sigma_2}</tex> и <tex>\mathrm{BPP} \subset \mathrm{\Sigma_2} \cap \mathrm{\Pi_2}</tex>.
*[[Классы PH, Σ и Π]]
*[[Классы BPPweak и BPPstrong]]
== Литература ==
* ''Sanjeev Arora, Boaz Barak''. [http://www.cs.princeton.edu/theory/complexity Computational Complexity: A Modern Approach]
[[Категория: Теория сложности]]
