NL-полнота задачи о достижимости в графе

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.

Формулировка задачи

Даны ориентированный граф [math] G = \langle V, E \rangle [/math] и две вершины [math] s, t[/math] в нем. Необходимо проверить, правда ли, что в графе [math] G [/math] существует путь из вершины [math] s [/math] в вершину [math] t [/math]. Эту задачу принято называть [math] st-connectivity [/math] или [math] STCON [/math].

Теорема

Задача [math] STCON [/math] NL-полна.

Доказательство

Для доказательства NL-полноты необходимо показать, что эта задача NL-трудная и принадлежит классу NL.

Доказательство принадлежности задачи STCON классу NL

Для доказательства необходимо предъявить алгоритм для недетерминированной машины Тьюринга, который использует конечное число переменных, каждая из которых занимает [math] O(\log n) [/math] памяти, где [math] n [/math] - размер входа для задачи и за время порядка [math] O(poly(n)) [/math] решает эту задачу.

Алгоритм:

1. Начиная с вершины [math] s [/math] недетерминированно переходит в одну из вершин, смежных с ней. (Очевидно, для этого необходимо конечное число переменных)

2. Проверяет, правда ли, что текущая вершина совпадает с [math] t [/math]. Если это так, возвращает TRUE.

3. Отдельно считает количество пройденных вершин. Как только это число превышает количество вершин в графе, то алгоритм возвращает FALSE, так как посетил некоторую вершину дважды.

Таким образом в каждый момент алгоритму достаточно хранить текущую вершину, количество посещенных вершин, финальную вершину [math] t [/math] и некоторое число вспомогательных переменных, для совершения переходов. Все эти переменные принимают значения не более, чем максимальный номер вершины, то есть как раз занимают [math] O(\log n) [/math] памяти.

Доказательство NL-трудности задачи STCON

Необходимо показать, что любая задача из класса NL сводится к задаче STCON с использованием не более, чем логарифмической памяти.

Необходимо по данной задаче из NL построить тройку [math] \langle G, s, t \rangle [/math], решение задачи STCON для которой будет эквивалентно решению данной задачи.

Любая машина Тьюринга, которая принимает некоторый язык L из NL использует не более, чем логарифмическое количество ячеек на рабочей ленте и таким образом возможных мгновенных описаний этой машины Тьюринга [math] O(poly(n)) [/math]. Мгновенным описанием машины Тьюринга считается ее внутреннее состояние, позиция головки на ленте и содержимое рабочей ленты. Каждому возможному мгновенному описанию машины Тьюринга будет соответствовать некоторая вершина в [math] G [/math], а каждому переходу из этого описания в другое (которых в недетерминированной машине Тьюринга не более, чем некоторое конечное число), ребро в графе [math] G [/math]. За вершину [math] s [/math] принимается вершина, соответствующая начальному состоянию машины, а из каждой вершины, соответствующей некоторому допускающему состоянию, добавляется переход в выделенную вершину [math] t [/math].

Очевидно, что для любого слова, из языка L, то есть принимаемого данной машиной Тьюринга, будет существовать путь из [math] s [/math] в [math] t [/math] в построенном графе [math] G [/math]. А, если для некоторого слова не из L в [math] G [/math] существует путь из [math] s [/math] в [math] t [/math], то он соответствует некоторой корректной последовательности переходов в изначальной машине, таким образом слово должно было приниматься этой недетерминированной машиной.

Такое построение графа [math] G [/math] по данной машине Тьюринга можно выполнить с использованием конечного числа переменных, которые будут перебирать всевозможные мгновенные состояния машины (их [math] O(poly(n)) [/math], потому переменная, перебирающая его занимает [math] O(\log n) [/math] памяти), переходы из него и проверка возможности перехода.