Классы BPP — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
(См. также)
Строка 1: Строка 1:
 
==Определения==
 
==Определения==
 +
{{Определение
 +
|definition =
 +
<tex>\mathrm{BPP}</tex> (от ''bounded probabilistic polynomial'') — множество языков <tex>L</tex>, для которых <tex>\exists p \forall x</tex>:
 +
# <tex>\operatorname{P}(p(x) = [x \in L]) \ge 2/3</tex>;
 +
# <tex>\forall r \operatorname{T}(p, x) \le poly(|x|)</tex>.
 +
}}
 +
<tex>\mathrm{BPP}</tex> — сложностный класс, допускающий двусторонние ошибки.
 +
Аналогично сделанному выше замечанию, константу <tex>2/3</tex> можно заменить на любое число из промежутка <tex>(1/2, 1)</tex>. Замена константы на <tex>1/2</tex> сделало бы данный класс равным <tex>\Sigma^*</tex> (программа, возвращающая результат функции ''random''(), подошла бы для любого языка).
 +
 
{{Определение
 
{{Определение
 
|definition=
 
|definition=

Версия 21:44, 4 июня 2012

Определения

Определение:
[math]\mathrm{BPP}[/math] (от bounded probabilistic polynomial) — множество языков [math]L[/math], для которых [math]\exists p \forall x[/math]:
  1. [math]\operatorname{P}(p(x) = [x \in L]) \ge 2/3[/math];
  2. [math]\forall r \operatorname{T}(p, x) \le poly(|x|)[/math].

[math]\mathrm{BPP}[/math] — сложностный класс, допускающий двусторонние ошибки. Аналогично сделанному выше замечанию, константу [math]2/3[/math] можно заменить на любое число из промежутка [math](1/2, 1)[/math]. Замена константы на [math]1/2[/math] сделало бы данный класс равным [math]\Sigma^*[/math] (программа, возвращающая результат функции random(), подошла бы для любого языка).


Определение:
[math]\mathrm{BPP_{weak}}[/math] — класс языков [math]L[/math], для которых существует такая ВМТ [math]p[/math], что для любого [math]x[/math]:
  1. [math]P(p(x)=[x \in L]) \ge \frac {1}{2} + \frac {1} {q(|x|)}[/math], где [math]q[/math]-полином и [math]q(|x|) \ge 3[/math];
  2. [math]T(p(x)) \le poly(|x|)[/math] для любой вероятностной ленты.


Определение:
[math]\mathrm{BPP_{strong}}[/math] — класс языков [math]L[/math], для которых существует такая ВМТ [math]p[/math], что для любого [math]x[/math]:
  1. [math]P(p(x)=[x \in L]) \ge 1 - \frac {1} {2^{q(|x|)}}[/math], где [math]q[/math]-полином и [math]q(|x|) \ge 3[/math];
  2. [math]T(p(x)) \le poly(|x|)[/math] для любой вероятностной ленты.


Теорема

Теорема:
[math]\mathrm{BPP} = \mathrm{BPP_{weak}} = \mathrm{BPP_{strong}}[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

В доказательстве будет использоваться неравенство Чернова:
[math]\forall p : \frac {1} {2} \le p \le 1: \sum\limits_{i = \lfloor \frac{n}{2} \rfloor + 1}^n \binom{n}{i}p^i (1 - p)^{n - i} \ge 1 - \mathrm{e}^{- 2n \left( {p - \frac{1}{2}} \right)^2}[/math]


  • Докажем, что [math]\mathrm{BPP} = \mathrm{BPP_{weak}}[/math]
  1. [math]\mathrm{BPP} \subseteq \mathrm{BPP_{weak}}[/math]
    Это следует из определений [math]\mathrm{BPP}[/math] и [math]\mathrm{BPP_{weak}}[/math].
  2. [math]\mathrm{BPP_{weak}} \subseteq \mathrm{BPP}[/math]
    Пусть [math]L \in \mathrm{BPP_{weak}}[/math]. Тогда [math]\exists p : P(p(x)=[x \in L]) \ge \frac {1}{2} + \frac {1} {q(|x|)}[/math].
    Построим ВМТ [math]p_1[/math], которая для входа [math]x[/math] запускает [math]p(x)[/math] [math]n[/math] раз, и принимает [math]x[/math], если больше половины запусков принимают его.
    Подберем [math]n[/math], такое, что [math]P(p_1(x)=[x \in L]) \ge \frac {2}{3}[/math] и [math]T(p_1(x)) \le poly(|x|)[/math].
    Вероятность [math]P[/math] того, что [math]p_1(x)[/math] даст правильный результат равна вероятности, что больше половины запусков [math]p(x)[/math] дадут правильный результат. Тогда по схеме Бернулли [math]P = \sum\limits_{i = \lfloor \frac{n}{2} \rfloor + 1}^n \binom{n}{i}p^i (1 - p)^{n - i}[/math], где [math]p=\frac {1}{2} + \frac {1} {q(|x|)}[/math] — вероятность, что запуск [math]p(x)[/math] даст правильный ответ. По неравенству Чернова : [math] P \ge 1 - \mathrm{e}^{- 2n \left( {p - \frac{1}{2}} \right)^2} [/math]. То есть для того, чтобы [math]P(p(x)=[x \in L]) \ge \frac {2}{3}[/math] достаточно подобрать такое [math]n[/math], что [math]1 - \mathrm{e}^{- 2n \left( {p - \frac{1}{2}} \right)^2} \ge \frac {2}{3}[/math]. Получаем, что [math]n \ge \frac {\ln 3} {2(p - \frac {1} {2})^2} = \frac {{q(|x|)}^2 \ln 3}{2} [/math]. Возьмем [math]n = \lceil \frac {{q(|x|)}^2 \ln 3}{2} \rceil [/math], тогда неравенство [math]T(p_1(x)) \le poly(|x|)[/math] будет выполнено.
  • Докажем, что [math]\mathrm{BPP} = \mathrm{BPP_{strong}}[/math]
  1. [math]\mathrm{BPP_{strong}} \subseteq \mathrm{BPP} [/math]
    Это следует из определений [math]\mathrm{BPP}[/math] и [math]\mathrm{BPP_{strong}}[/math].
  2. [math]\mathrm{BPP} \subseteq \mathrm{BPP_{strong}}[/math]
    Пусть [math]L \in \mathrm{BPP}[/math]. Тогда [math]\exists p : P(p(x)=[x \in L]) \ge \frac {2}{3}[/math].
    Построим ВМТ [math]p_1[/math], которая для входа [math]x[/math] запускает [math]p(x)[/math] [math]n[/math] раз, и принимает [math]x[/math], если больше половины запусков принимают его.
    Подберем [math]n[/math], такое, что [math]P(p_1(x)=[x \in L]) \ge 1 - \frac {1}{2^{q(|x|)}}[/math] и [math]T(p_1(x)) \le poly(|x|)[/math].
    Проводя рассуждения, аналогичные изложенным в доказательстве [math]\mathrm{BPP_{weak}} \subseteq \mathrm{BPP}[/math], получаем, что [math]1 - \mathrm{e}^{- 2n \left( {p - \frac{1}{2}} \right)^2} \ge 1 - \frac {1}{2^{q(|x|)}}[/math], где [math]p = \frac {2} {3}[/math]. Отсюда [math]n \ge \frac {{q(|x|)} \ln 2}{2({\frac {2}{3} - \frac {1}{2}})^2} [/math]. Возьмем [math]n = \lceil 18 {q(|x|)} \ln 2 \rceil [/math], тогда неравенство [math]T(p_1(x)) \le poly(|x|)[/math] будет выполнено.
[math]\triangleleft[/math]

См. также

Вероятностные вычисления. Вероятностная машина Тьюринга
Неравенство Чернова