Теорема Ладнера — различия между версиями

Материал из Викиконспекты
Перейти к: навигация, поиск
м (Поменял описание g)
(Теорема)
 
(не показаны 24 промежуточные версии 3 участников)
Строка 1: Строка 1:
 
'''Теорема Ладнера''' (Ladner's Theorem) утверждает, что если [[Класс P|P]] не совпадает с [[Класс NP|NP]], то существует язык, принадлежащий <tex>\mathrm{NP}</tex>, но не являющийся ни полиномиальным, ни [[NP-полнота|NP-полным]].
 
'''Теорема Ладнера''' (Ladner's Theorem) утверждает, что если [[Класс P|P]] не совпадает с [[Класс NP|NP]], то существует язык, принадлежащий <tex>\mathrm{NP}</tex>, но не являющийся ни полиномиальным, ни [[NP-полнота|NP-полным]].
 +
 +
== Иллюстрация ==
 +
 +
Определим язык <tex>A</tex> как множество таких формул <tex>\alpha</tex>,
 +
что <tex>\left\lfloor \frac{1}{2}\log_{10}^*|\alpha|\right\rfloor</tex> чётно.
 +
Иными словами, <tex>A</tex> — это язык формул с длинами, лежащими в промежутках
 +
<tex>\left[1,10^{10}\right),
 +
\left[\underbrace{10^{10^{\cdot^{\cdot^{10}}}}}_4,
 +
\underbrace{10^{10^{\cdot^{\cdot^{10}}}}}_6\right), \ldots</tex>
 +
Далее будем обозначать <tex>\underbrace{a^{a^{\cdot^{\cdot^{a}}}}}_n</tex>
 +
как <tex>^{n}a</tex>.
 +
 +
Рассмотрим язык [[SAT]] всех удовлетворимых формул. Логично предположить, что как в <tex>A</tex>,
 +
так и в <tex>\bar{A}</tex> лежит бесконечное множество элементов из <tex>\mathrm{SAT}</tex>,
 +
не распознаваемых за полиномиальное время, поэтому <tex>\mathrm{SAT} \cap A \not\in \mathrm{P}</tex>.
 +
Из <tex>A \in \mathrm{P}</tex> и <tex>\mathrm{SAT} \in \mathrm{NP}</tex> следует, что <tex>\mathrm{SAT} \cap A \in \mathrm{NP}</tex>.
 +
 +
Осталось показать, что <tex>\mathrm{SAT} \cap A</tex> не является NP-полным. Пусть
 +
это не так. Тогда из NP-полноты следует, что существует полиномиальная функция <math>f</math>,
 +
[[Сведение по Карпу|сводящая по Карпу]] <tex>\mathrm{SAT}</tex> к <tex>\mathrm{SAT} \cap A</tex>.
 +
 +
Возьмём формулу <tex>\varphi</tex> длиной <tex>^{2k+1}10</tex>.
 +
Она не лежит в <tex>A</tex> и, следовательно, в <tex>\mathrm{SAT} \cap A</tex>.
 +
Функция <tex>f</tex> не может перевести <tex>\varphi</tex> в промежуток
 +
<tex>\left[^{2k+2}10, ^{2k+4}10\right)</tex> или дальше, так как размер
 +
выхода полиномиальной функции не может быть экспоненциально больше длины
 +
входа. Значит, <tex>\varphi</tex> отображается в меньший промежуток, но
 +
в этом случае размер выхода экспоненциально меньше длины входа.  Добавляя
 +
к этому то, что проверку на принадлежность <tex>f(\varphi)</tex> к
 +
<tex>\mathrm{SAT} \cap A</tex> можно осуществить за <tex>O(2^{poly})</tex>
 +
(это следует из её принадлежности классу <tex>\mathrm{NP}</tex>), получаем программу,
 +
разрешающую <tex>\varphi</tex> за полином. Утверждение о том, что все формулы
 +
<tex>\varphi</tex> длиной <tex>^{2k+1}10</tex> принадлежат классу
 +
<tex>\mathrm{P}</tex>, скорее всего неверно, и, следовательно, язык
 +
<tex>\mathrm{SAT} \cap A</tex> не является NP-полным.
 +
 +
Заметим, что это объяснение не является доказательством!
 +
 +
== Теорема ==
  
 
{{Теорема
 
{{Теорема
 
|author=Ладнер
 
|author=Ладнер
 
|statement=
 
|statement=
<tex>\mathrm{P} \neq \mathrm{NP} \Rightarrow \mathrm{NP} \setminus (\mathrm{P} \cup \mathrm{NPC}) \neq \varnothing</tex>
+
<tex>\mathrm{P} \neq \mathrm{NP} \Rightarrow \mathrm{NP} \setminus (\mathrm{P} \cup \mathrm{NPC}) \neq \varnothing</tex>.
 
|proof=
 
|proof=
 
Предположим, что <tex>\mathrm{P} \neq \mathrm{NP}</tex>. Из этого следует, что никакой <tex>\mathrm{NP}</tex>-полный язык (например, [[Примеры NP-полных_языков. Теорема_Кука#NP-полнота_2|SAT]]) нельзя [[Сведение относительно класса функций. Сведение по Карпу. Трудные и полные задачи|свести по Карпу]] к полиномиальному. Будем искать такой язык <tex>A</tex>, чтобы язык <tex>L = \mathrm{SAT} \cap A</tex> удовлетворял следующим условиям:
 
Предположим, что <tex>\mathrm{P} \neq \mathrm{NP}</tex>. Из этого следует, что никакой <tex>\mathrm{NP}</tex>-полный язык (например, [[Примеры NP-полных_языков. Теорема_Кука#NP-полнота_2|SAT]]) нельзя [[Сведение относительно класса функций. Сведение по Карпу. Трудные и полные задачи|свести по Карпу]] к полиномиальному. Будем искать такой язык <tex>A</tex>, чтобы язык <tex>L = \mathrm{SAT} \cap A</tex> удовлетворял следующим условиям:
Строка 14: Строка 53:
 
Если выполнены все три свойства, то <tex>L \in \mathrm{NP} \setminus (\mathrm{P} \cup \mathrm{NPC})</tex>.
 
Если выполнены все три свойства, то <tex>L \in \mathrm{NP} \setminus (\mathrm{P} \cup \mathrm{NPC})</tex>.
  
Пусть <tex>M_1, \ldots, M_n, \ldots</tex> — все машины Тьюринга из <tex>\tilde{\mathrm{P}}</tex>, причём <tex>T(M_i, x) \le |x|^i</tex> для любого <tex>x \in \Sigma^*</tex>.
+
Пусть <tex>M_1, \ldots, M_n, \ldots</tex> — все машины Тьюринга из <tex>\tilde{\mathrm{P}}</tex> (возможно, с повторениями), расположенные в таком порядке, чтобы <tex>T(M_i, x) \le |x|^i</tex> для любого <tex>x \in \Sigma^*</tex>.
  
 
Пусть <tex>f_1, \ldots, f_n, \ldots</tex> — аналогичное множество полиномиальных функций: <tex>T(f_i, x) \le |x|^i</tex> для любого <tex>x \in \Sigma^*</tex>.
 
Пусть <tex>f_1, \ldots, f_n, \ldots</tex> — аналогичное множество полиномиальных функций: <tex>T(f_i, x) \le |x|^i</tex> для любого <tex>x \in \Sigma^*</tex>.
  
Для простоты будем считать, что <tex>|\Sigma| = 2</tex>. Построим такую ''неубывающую'' функцию <tex>g \in \tilde{\mathrm{P}}</tex>, что для <tex>A = \{x \in \Sigma^*: g(|x|) \equiv 0 \pmod{2} \}</tex> выполняются три перечисленных свойства.
+
Для простоты будем считать, что <tex>|\Sigma| = 2</tex>. Построим такую ''неубывающую'' функцию <tex>g \in \tilde{\mathrm{P}}</tex>, что при <tex>A = \{x \in \Sigma^*: g(|x|) \equiv 0 \pmod{2} \}</tex> для <tex>L</tex> выполняются три перечисленных свойства.
  
=== Построение <tex>g</tex> ===
+
=== Алгоритм построения g ===
  
Положим <tex>g(0) = g(1) = 1</tex>. Для <tex>n \ge 1</tex> построим <tex>g(n + 1)</tex> рекурсивно — с помощью <tex>g(1), g(2), \ldots, g(n)</tex>.
+
Положим <tex>g(0) = g(1) = 1</tex>. Для <tex>n \ge 1</tex> построим <tex>g(n + 1)</tex> рекурсивно — с помощью <tex>g(0), g(1), \ldots, g(n)</tex>.
  
* Если <tex>(\log_2 n)^{g(n)} \ge n</tex>, <tex>g(n+1) := g(n)</tex>.
+
* Если <tex>(\log_2 n)^{g(n)} \ge n</tex>, то <tex>g(n+1) := g(n)</tex>. Иначе выполняем один из следующих пунктов.
  
* Пусть вычисленное значение <tex>g(n)</tex> чётно. Определим <tex>g(n+1)</tex> так:
+
* Пусть вычисленное значение <tex>g(n) = 2 i</tex>. Определим <tex>g(n+1)</tex> следующим образом:
  
 
  for <tex>x</tex> : <tex>|x| \le \log_2 n</tex>
 
  for <tex>x</tex> : <tex>|x| \le \log_2 n</tex>
Строка 37: Строка 76:
 
  <tex>g(n+1) := g(n)</tex>
 
  <tex>g(n+1) := g(n)</tex>
  
* Пусть вычисленное значение <tex>g(n)</tex> нечётно. Определим <tex>g(n+1)</tex> так:
+
* Пусть вычисленное значение <tex>g(n) = 2 i - 1</tex>. Определим <tex>g(n+1)</tex> следующим образом:
  
 
  for <tex>x</tex> : <tex>|x| \le \log_2 n, |f_i(x)| \le \log_2 n</tex>
 
  for <tex>x</tex> : <tex>|x| \le \log_2 n, |f_i(x)| \le \log_2 n</tex>
   if <tex>x \in \mathrm{SAT}</tex> and <tex>[g(|x|) \equiv 1 \pmod{2}</tex> or <tex>f_i(x) \not \in \mathrm{SAT}]</tex>
+
   if <tex>x \in \mathrm{SAT}</tex> and <tex>[g(|f_i(x)|) \equiv 1 \pmod{2}</tex> or <tex>f_i(x) \not \in \mathrm{SAT}]</tex>
 
     <tex>g(n+1) := g(n)+1</tex>
 
     <tex>g(n+1) := g(n)+1</tex>
 
     return
 
     return
   if <tex>x \not \in \mathrm{SAT}</tex> and <tex>[g(|x|) \equiv 0 \pmod{2}</tex> and <tex>f_i(x) \in \mathrm{SAT}]</tex>
+
   if <tex>x \not \in \mathrm{SAT}</tex> and <tex>[g(|f_i(x)|) \equiv 0 \pmod{2}</tex> and <tex>f_i(x) \in \mathrm{SAT}]</tex>
 
     <tex>g(n+1) := g(n)+1</tex>
 
     <tex>g(n+1) := g(n)+1</tex>
 
     return
 
     return
Строка 62: Строка 101:
 
=== Время работы алгоритма ===
 
=== Время работы алгоритма ===
  
Проверим выполнение первого свойства языка <tex>L</tex>. Для этого достаточно установить полиномиальность <tex>A</tex>.
+
Проверим выполнение первого свойства языка <tex>L</tex>. Для этого достаточно установить полиномиальность <tex>A</tex>. Покажем, что <tex>T(g, n)</tex> отличается от <tex>T(g, n - 1)</tex> не более, чем на неубывающий полином <tex>p(n)</tex>. Из этого будет следовать полиномиальность <tex>g</tex>: <tex>T(g, n) \le p(n) + p(n - 1) + \ldots + p(1) \le n p(n) \in poly(n)</tex>.
  
 
Заметим, что <tex>g(n) \le n</tex> по построению для <tex>n \ge 1</tex>.
 
Заметим, что <tex>g(n) \le n</tex> по построению для <tex>n \ge 1</tex>.
  
Время выполнения шагов составляет:
+
Вычисление значения <tex>g(n+1)</tex> состоит из вычисления <tex>g(n)</tex>, проверки неравенства <tex>(\log_2 n)^{g(n)} \ge n</tex> и, возможно, запуска одной из двух внутренних функций, время выполнения которых составляет:
  
* для случая <tex>g(n) = 2i</tex>:
+
<ul>
 +
<li>для случая <tex>g(n) = 2 i</tex>:<br/>
 +
<tex>\parbox{0px}{
 +
\begin{align*}
 +
T(n) & \le 2^{\log_2 n} (T(M_i, x) + T(g, |x|) + T(x \in \mathrm{SAT})) \le \\
 +
    & \le k_1 n (|x|^i + T(g, |x|) + 2^{|x|}|x|) \le \\
 +
    & \le k_1 n ((\log_2 n)^{g(n)} + T(g, \log_2 n) + 2^{\log_2 n} \log_2 n) \le \\
 +
    & \le k_1 (n^2 + n^2 \log_2 n + n T(g, \log_2 n)) \le \\
 +
    & \le k_1 (2n^3 + n T(g, \log_2 n));
 +
\end{align*}
 +
}</tex>
 +
</li>
  
<tex>T(n) \le 2^{\log_2 n} (T(M_i, x) + T(g, |x|) + T(x \in \mathrm{SAT}))</tex>;
+
<li>для случая <tex>g(n) = 2 i - 1</tex>:<br/>
 
+
<tex>\parbox{0px}{
<tex>T(n) \le k_1 n (|x|^i + T(g, |x|) + 2^{|x|}|x|)</tex>;
+
\begin{align*}
 
+
T(n) & \le 2^{\log_2 n} (T(x \in \mathrm{SAT}) + T(g, |f_i(x)|) + T(f_i(x) \in \mathrm{SAT})) \le \\
<tex>T(n) \le k_1 n ((\log_2 n)^{g(n)} + T(g, \log_2 n) + 2^{\log_2 n} \log_2 n)</tex>;
+
    & \le k_2 n (2^{\log_2 n} \log_2 n + T(g, \log_2 n) + 2^{\log_2 n} \log_2 n) \le \\
 
+
    & \le k_2 (2n^2 \log_2 n + n T(g, \log_2 n)) \le \\
<tex>T(n) \le k_1 (n^2 + n^2 \log_2 n + n T(g, \log_2 n))</tex>;
+
    & \le k_2 (2n^3 + n T(g, \log_2 n)).
 
+
\end{align*}
<tex>T(n) \le k_1 (2n^3 + n T(g, \log_2 n))</tex>;
+
}</tex>
 
+
</li>
* для случая <tex>g(n) = 2i + 1</tex>:
+
</ul>
 
 
<tex>T(n) \le 2^{\log_2 n} (T(x \in \mathrm{SAT}) + T(g, |f_i(x)|) + T(f_i(x) \in \mathrm{SAT}))</tex>;
 
 
 
<tex>T(n) \le k_2 n (2^{\log_2 n} \log_2 n + T(g, \log_2 n) + 2^{\log_2 n} \log_2 n)</tex>;
 
 
 
<tex>T(n) \le k_2 (2n^2 \log_2 n + n T(g, \log_2 n))</tex>;
 
 
 
<tex>T(n) \le k_2 (2n^3 + n T(g, \log_2 n))</tex>.
 
 
 
Кроме того, необходимо
 
 
 
* знать значение <tex>g(n)</tex>, получаемое на <tex>n-1</tex> шаге;
 
 
 
* вычислить <tex>(\log_2 n)^{g(n)}</tex>, что можно сделать за
 
  
 +
Вычислить <tex>(\log_2 n)^{g(n)}</tex> можно за
 
<tex>k_3 \log_2 g(n) |(\log_2 n)^{g(n)}|^2 \le k_3 (g(n) |log_2 n|)^2 log_2 n \le k_3 n^3</tex>.
 
<tex>k_3 \log_2 g(n) |(\log_2 n)^{g(n)}|^2 \le k_3 (g(n) |log_2 n|)^2 log_2 n \le k_3 n^3</tex>.
  
 
Таким образом,
 
Таким образом,
 
 
<tex>T(g, n) \le T(g, n-1) + k (n^3 + n T(g, \log_2 n))</tex>.
 
<tex>T(g, n) \le T(g, n-1) + k (n^3 + n T(g, \log_2 n))</tex>.
  
Пусть <tex>T(g, 1) = const = d</tex>. Существует константа <tex>c \ge d</tex>, для которой при любом <tex>n</tex> верно
+
Пусть <tex>T(g, 1) = d</tex>. Существует константа <tex>c \ge d</tex>, для которой при любом <tex>n</tex> верно
 
 
 
<tex>c (n-1)^4 + k n^3 + k n c (\log_2 n)^4 \le c n^4</tex>.
 
<tex>c (n-1)^4 + k n^3 + k n c (\log_2 n)^4 \le c n^4</tex>.
  
Тогда, в силу <tex>T(g, 1) = d \le c \cdot 1^4</tex> и неравенства выше, по индукции легко доказать, что <tex>T(g, n)</tex> ограничено сверху <tex>c n^4</tex>, то есть <tex>g \in \tilde{\mathrm{P}}</tex>, а, в свою очередь, <tex>A \in \mathrm{P}</tex>.
+
Тогда, в силу <tex>T(g, 1) = d \le c \cdot 1^4</tex> и неравенства строкой выше, по индукции легко доказать, что <tex>T(g, n)</tex> ограничено сверху <tex>c n^4</tex>, то есть <tex>g \in \tilde{\mathrm{P}}</tex>, а, в свою очередь, <tex>A \in \mathrm{P}</tex>.
 
}}
 
}}
  

Текущая версия на 16:20, 4 июня 2013

Теорема Ладнера (Ladner's Theorem) утверждает, что если P не совпадает с NP, то существует язык, принадлежащий [math]\mathrm{NP}[/math], но не являющийся ни полиномиальным, ни NP-полным.

Иллюстрация[править]

Определим язык [math]A[/math] как множество таких формул [math]\alpha[/math], что [math]\left\lfloor \frac{1}{2}\log_{10}^*|\alpha|\right\rfloor[/math] чётно. Иными словами, [math]A[/math] — это язык формул с длинами, лежащими в промежутках [math]\left[1,10^{10}\right), \left[\underbrace{10^{10^{\cdot^{\cdot^{10}}}}}_4, \underbrace{10^{10^{\cdot^{\cdot^{10}}}}}_6\right), \ldots[/math] Далее будем обозначать [math]\underbrace{a^{a^{\cdot^{\cdot^{a}}}}}_n[/math] как [math]^{n}a[/math].

Рассмотрим язык SAT всех удовлетворимых формул. Логично предположить, что как в [math]A[/math], так и в [math]\bar{A}[/math] лежит бесконечное множество элементов из [math]\mathrm{SAT}[/math], не распознаваемых за полиномиальное время, поэтому [math]\mathrm{SAT} \cap A \not\in \mathrm{P}[/math]. Из [math]A \in \mathrm{P}[/math] и [math]\mathrm{SAT} \in \mathrm{NP}[/math] следует, что [math]\mathrm{SAT} \cap A \in \mathrm{NP}[/math].

Осталось показать, что [math]\mathrm{SAT} \cap A[/math] не является NP-полным. Пусть это не так. Тогда из NP-полноты следует, что существует полиномиальная функция [math]f[/math], сводящая по Карпу [math]\mathrm{SAT}[/math] к [math]\mathrm{SAT} \cap A[/math].

Возьмём формулу [math]\varphi[/math] длиной [math]^{2k+1}10[/math]. Она не лежит в [math]A[/math] и, следовательно, в [math]\mathrm{SAT} \cap A[/math]. Функция [math]f[/math] не может перевести [math]\varphi[/math] в промежуток [math]\left[^{2k+2}10, ^{2k+4}10\right)[/math] или дальше, так как размер выхода полиномиальной функции не может быть экспоненциально больше длины входа. Значит, [math]\varphi[/math] отображается в меньший промежуток, но в этом случае размер выхода экспоненциально меньше длины входа. Добавляя к этому то, что проверку на принадлежность [math]f(\varphi)[/math] к [math]\mathrm{SAT} \cap A[/math] можно осуществить за [math]O(2^{poly})[/math] (это следует из её принадлежности классу [math]\mathrm{NP}[/math]), получаем программу, разрешающую [math]\varphi[/math] за полином. Утверждение о том, что все формулы [math]\varphi[/math] длиной [math]^{2k+1}10[/math] принадлежат классу [math]\mathrm{P}[/math], скорее всего неверно, и, следовательно, язык [math]\mathrm{SAT} \cap A[/math] не является NP-полным.

Заметим, что это объяснение не является доказательством!

Теорема[править]

Теорема (Ладнер):
[math]\mathrm{P} \neq \mathrm{NP} \Rightarrow \mathrm{NP} \setminus (\mathrm{P} \cup \mathrm{NPC}) \neq \varnothing[/math].
Доказательство:
[math]\triangleright[/math]

Предположим, что [math]\mathrm{P} \neq \mathrm{NP}[/math]. Из этого следует, что никакой [math]\mathrm{NP}[/math]-полный язык (например, SAT) нельзя свести по Карпу к полиномиальному. Будем искать такой язык [math]A[/math], чтобы язык [math]L = \mathrm{SAT} \cap A[/math] удовлетворял следующим условиям:

  1. [math]L \in \mathrm{NP}[/math] (для этого достаточно, чтобы выполнялось [math]A \in \mathrm{P}[/math]);
  2. [math]L \not \in \mathrm{P}[/math];
  3. [math]\mathrm{SAT} \not \le L[/math].

Если выполнены все три свойства, то [math]L \in \mathrm{NP} \setminus (\mathrm{P} \cup \mathrm{NPC})[/math].

Пусть [math]M_1, \ldots, M_n, \ldots[/math] — все машины Тьюринга из [math]\tilde{\mathrm{P}}[/math] (возможно, с повторениями), расположенные в таком порядке, чтобы [math]T(M_i, x) \le |x|^i[/math] для любого [math]x \in \Sigma^*[/math].

Пусть [math]f_1, \ldots, f_n, \ldots[/math] — аналогичное множество полиномиальных функций: [math]T(f_i, x) \le |x|^i[/math] для любого [math]x \in \Sigma^*[/math].

Для простоты будем считать, что [math]|\Sigma| = 2[/math]. Построим такую неубывающую функцию [math]g \in \tilde{\mathrm{P}}[/math], что при [math]A = \{x \in \Sigma^*: g(|x|) \equiv 0 \pmod{2} \}[/math] для [math]L[/math] выполняются три перечисленных свойства.

Алгоритм построения g

Положим [math]g(0) = g(1) = 1[/math]. Для [math]n \ge 1[/math] построим [math]g(n + 1)[/math] рекурсивно — с помощью [math]g(0), g(1), \ldots, g(n)[/math].

  • Если [math](\log_2 n)^{g(n)} \ge n[/math], то [math]g(n+1) := g(n)[/math]. Иначе выполняем один из следующих пунктов.
  • Пусть вычисленное значение [math]g(n) = 2 i[/math]. Определим [math]g(n+1)[/math] следующим образом:
for [math]x[/math] : [math]|x| \le \log_2 n[/math]
  if [math]M_i(x)[/math] and [math][g(|x|) \equiv 1 \pmod{2}[/math] or [math]x \not \in \mathrm{SAT}][/math]
    [math]g(n+1) := g(n)+1[/math]
    return
  if [math]! M_i(x)[/math] and [math][g(|x|) \equiv 0 \pmod{2}[/math] and [math]x \in \mathrm{SAT}][/math]
    [math]g(n+1) := g(n)+1[/math]
    return
[math]g(n+1) := g(n)[/math]
  • Пусть вычисленное значение [math]g(n) = 2 i - 1[/math]. Определим [math]g(n+1)[/math] следующим образом:
for [math]x[/math] : [math]|x| \le \log_2 n, |f_i(x)| \le \log_2 n[/math]
  if [math]x \in \mathrm{SAT}[/math] and [math][g(|f_i(x)|) \equiv 1 \pmod{2}[/math] or [math]f_i(x) \not \in \mathrm{SAT}][/math]
    [math]g(n+1) := g(n)+1[/math]
    return
  if [math]x \not \in \mathrm{SAT}[/math] and [math][g(|f_i(x)|) \equiv 0 \pmod{2}[/math] and [math]f_i(x) \in \mathrm{SAT}][/math]
    [math]g(n+1) := g(n)+1[/math]
    return
[math]g(n+1) := g(n)[/math]

Корректность алгоритма

Проверим выполнение второго и третьего свойств языка [math]L = \mathrm{SAT} \cap A[/math].

  • Пусть [math]g(n)[/math] не имеет предела при [math]n \to \infty[/math]. Значит, для любой [math]M_i[/math] в [math]L[/math] существует элемент, на котором [math]M_i[/math] «ошибается»; аналогично, для любой полиномиальной функции [math]f_i[/math] существует элемент, на котором [math]f_i[/math] неверно сводит [math]\mathrm{SAT}[/math] к [math]L[/math]. Оба свойства выполнены.
  • Пусть [math]\lim\limits_{n \to \infty} g(n) = 2i[/math]. Значит, в нашем множестве существует такая машина Тьюринга [math]M_i[/math], распознающая [math]L[/math], что [math]\forall x \Rightarrow M_i(x) = [g(|x|) \equiv 0 \pmod{2} \wedge x \in \mathrm{SAT}][/math]. С одной стороны, [math]M_i[/math] работает за полином, и [math]L \in \mathrm{P}[/math]. С другой стороны, по определению [math]A[/math], [math]L[/math] различается с [math]\mathrm{SAT}[/math] в конечном числе элементов, значит [math]\mathrm{SAT} \le L[/math]. Получено противоречие с предположением [math]\mathrm{P} \neq \mathrm{NP}[/math].
  • Пусть [math]\lim\limits_{n \to \infty} g(n) = 2i + 1[/math]. Тогда в нашем множестве полиномиальных функций существует [math]f_i : \forall x \Rightarrow [x \in SAT] = [g(|f_i(x)|) \equiv 0 \pmod{2} \wedge f_i(x) \in \mathrm{SAT}][/math]. С одной стороны, [math]\mathrm{SAT} \le L[/math] с помощью [math]f_i[/math]. С другой стороны, из определения [math]A[/math] выходит, что язык [math]L[/math] конечен, значит [math]L \in \mathrm{P}[/math]. Снова получено противоречие с предположением.

Таким образом, при верности предположения [math]\mathrm{P} \neq \mathrm{NP}[/math] второе и третье свойства [math]L[/math] выполнены.

Время работы алгоритма

Проверим выполнение первого свойства языка [math]L[/math]. Для этого достаточно установить полиномиальность [math]A[/math]. Покажем, что [math]T(g, n)[/math] отличается от [math]T(g, n - 1)[/math] не более, чем на неубывающий полином [math]p(n)[/math]. Из этого будет следовать полиномиальность [math]g[/math]: [math]T(g, n) \le p(n) + p(n - 1) + \ldots + p(1) \le n p(n) \in poly(n)[/math].

Заметим, что [math]g(n) \le n[/math] по построению для [math]n \ge 1[/math].

Вычисление значения [math]g(n+1)[/math] состоит из вычисления [math]g(n)[/math], проверки неравенства [math](\log_2 n)^{g(n)} \ge n[/math] и, возможно, запуска одной из двух внутренних функций, время выполнения которых составляет:

  • для случая [math]g(n) = 2 i[/math]:
    [math]\parbox{0px}{ \begin{align*} T(n) & \le 2^{\log_2 n} (T(M_i, x) + T(g, |x|) + T(x \in \mathrm{SAT})) \le \\ & \le k_1 n (|x|^i + T(g, |x|) + 2^{|x|}|x|) \le \\ & \le k_1 n ((\log_2 n)^{g(n)} + T(g, \log_2 n) + 2^{\log_2 n} \log_2 n) \le \\ & \le k_1 (n^2 + n^2 \log_2 n + n T(g, \log_2 n)) \le \\ & \le k_1 (2n^3 + n T(g, \log_2 n)); \end{align*} }[/math]
  • для случая [math]g(n) = 2 i - 1[/math]:
    [math]\parbox{0px}{ \begin{align*} T(n) & \le 2^{\log_2 n} (T(x \in \mathrm{SAT}) + T(g, |f_i(x)|) + T(f_i(x) \in \mathrm{SAT})) \le \\ & \le k_2 n (2^{\log_2 n} \log_2 n + T(g, \log_2 n) + 2^{\log_2 n} \log_2 n) \le \\ & \le k_2 (2n^2 \log_2 n + n T(g, \log_2 n)) \le \\ & \le k_2 (2n^3 + n T(g, \log_2 n)). \end{align*} }[/math]

Вычислить [math](\log_2 n)^{g(n)}[/math] можно за [math]k_3 \log_2 g(n) |(\log_2 n)^{g(n)}|^2 \le k_3 (g(n) |log_2 n|)^2 log_2 n \le k_3 n^3[/math].

Таким образом, [math]T(g, n) \le T(g, n-1) + k (n^3 + n T(g, \log_2 n))[/math].

Пусть [math]T(g, 1) = d[/math]. Существует константа [math]c \ge d[/math], для которой при любом [math]n[/math] верно [math]c (n-1)^4 + k n^3 + k n c (\log_2 n)^4 \le c n^4[/math].

Тогда, в силу [math]T(g, 1) = d \le c \cdot 1^4[/math] и неравенства строкой выше, по индукции легко доказать, что [math]T(g, n)[/math] ограничено сверху [math]c n^4[/math], то есть [math]g \in \tilde{\mathrm{P}}[/math], а, в свою очередь, [math]A \in \mathrm{P}[/math].
[math]\triangleleft[/math]

Источник[править]