Теорема Бермана — Форчуна

Лемма (1):

[math]L \in coNPC \Leftrightarrow \overline L \in NPC[/math]

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Пусть [math]L \in coNPC[/math]. Тогда [math]L \in coNP[/math] и [math]\overline L \in NP[/math]. Рассмотрим произвольный язык [math]L_1 \in NP[/math]. Тогда [math]\overline {L_1} \in coNP[/math]. Так как [math]L \in coNPC[/math], то [math]\overline {L_1} \le L[/math], следовательно [math]L_1 \le \overline L[/math]. Получили, что [math]\overline L \in NP[/math] и [math]\forall L_1 \in NP \, L_1 \le \overline L[/math]. Значит [math]\overline L \in NPC[/math]. В обратную сторону доказательство аналогично.

[math]\triangleleft[/math]

Определение:

[math]TAUT = \{\phi[/math] — булева формула [math]| \forall x \, \phi(x)=1\}[/math].

Лемма (2):

[math]TAUT \in coNPC[/math]

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

[math]\overline {TAUT} = \{\phi | \exists x : \phi(x) \ne 1\} = \{\phi | \overline {\phi} \in SAT\}[/math], то есть [math]\overline {TAUT} \in NPC[/math]. Тогда по лемме (1) [math]TAUT \in coNPC[/math].

[math]\triangleleft[/math]

Определение:

[math]SPARSE = \{L | \exists[/math] полином [math]p: \forall n \, |L \cap \Sigma^n| \le p(n)\}[/math].

Теорема (Махэни, light):

[math]coNPC \cap SPARSE = \varnothing \Rightarrow P = NP[/math]

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Пусть существует [math]S \in coNPC \cap SPARSE[/math]. Разрешим [math]TAUT[/math] за полином. Для начала напишем программу, разрешающую [math]TAUT[/math]: [math]check(\phi, i)[/math] if [math]memo[\phi] \ne -1[/math] return [math]memo[\phi][/math] if [math]\phi=0[/math] return 0 if [math]\phi=1[/math] return 1 [math]memo[\phi] \leftarrow check(\phi|_{x_i=0}, i+1)\, \&\&\, check(\phi|_{x_i=1}, i+1)[/math] return [math]memo[\phi][/math] Ответом будет [math]check(\phi, 1)[/math]. Так как [math]TAUT \in coNPC[/math] и [math]S \in coNPC[/math], то [math]TAUT \le_f S[/math], то есть [math]\phi \in TAUT \Leftrightarrow f(\phi) \in S[/math]. Поэтому, если в предыдущей программе заменить все обращения к [math]memo[\phi][/math], на [math]memo[f(\phi)][/math], то полученная программа по прежнему будет разрешать [math]TAUT[/math]. Оценим необходимый размер [math]memo[/math]. Можно считать, что [math]T(f(\phi)) \le q(n)[/math], где [math]n = |\phi|[/math], а [math]q[/math] — монотонно возрастающий полином. Тогда [math]|f(\phi)| \le q(n)[/math]. Так как [math]S \in SPARSE[/math], то [math]|S \cap \Sigma^k| \le p(k)[/math], где [math]p[/math] — полином. Можно считать, что [math]p[/math] монотонно возрастает. Тогда размер [math]memo[/math] можно оценить сверху: [math]memo.size() \le \sum\limits_{i=0}^{q(n)}p(i) \le (1+q(n)) \cdot p(q(n)) \le r(n)[/math], где [math]r(n)[/math] — полином. [math]check(\phi, i)[/math] if [math]memo[f(\phi)] \ne -1[/math] //(1) return [math]memo[f(\phi)][/math] if [math]\phi=0[/math] return 0 if [math]\phi=1[/math] return 1 [math]memo[f(\phi)] \leftarrow check(\phi|_{x_i=0}, i+1)\, \&\&\, check(\phi|_{x_i=1}, i+1)[/math] //(2) if [math]memo.size() \gt r(n)[/math] exit [math]0[/math] return [math]memo[f(\phi)][/math] Рассмотрим двоичное дерево, получающееся в результате рекурсивных вызовов данной программы. Рассмотрим произвольный элемент [math]memo[i][/math]. Заметим, что условие [math](1)[/math] в ходе выполнения программы является ложным при обращении к элементу [math]memo[i][/math] не более одного раза. Так как всего в [math]memo[/math] не более [math]r(n)[/math] элементов, то суммарно за все время выполнения программы условие [math](1)[/math] принимает ложное значение не более [math]r(n)[/math] раз. Отсюда следует, что присваивание [math](2)[/math] выполняется не более [math]r(n)[/math] раз, а значит в дереве не более [math]r(n)[/math] внутренних вершин. Значит всего в дереве не более [math]2 \cdot r(n) + 1[/math] вершин, то есть данная программа работает за полиномиальное время. Итого, данная программа разрешает [math]TAUT[/math] за полиномиальное время. Значит [math]P=coNP[/math], откуда [math]P=NP[/math].

[math]\triangleleft[/math]