Изменения

==Класс IPОпределения ==

<b>Интерактивным протоколом</b> (англ. ''interactive protocol'') <tex> \langle P, V \rangle </tex>, разрешающим язык <tex>L</tex>, называется абстрактная машина (см. рис. 1рисунок), моделирующая вычисления как обмен сообщениями между двумя программами (где <tex>ProverP</tex> и означает <tex>Verifier\mathrm{Prover}</tex>, далее и <tex>PV </tex> и означает <tex>V\mathrm{Verifier}</tex> соответственно), такими, что# <tex>P</tex> убеждает заинтересован в том, чтобы <tex>V</tex> в томрешил, что слово <tex>x</tex> принадлежит языку;.# <tex>P</tex> не ограничен в вычислительной мощности;по времени вычисления и памяти.# <tex>V</tex> заинтересован установить, действительно ли слово <tex>x</tex> принадлежит языку.# <tex>V</tex> — {{---}} [[Вероятностные вычисления. Вероятностная машина Тьюринга|вероятностная машина Тьюринга;]].

[[Файл'''Замечания''':IPS# <tex> V </tex> и <tex> P </tex> по очереди становятся активными.png|250px|thumb|right|Рис<tex> V </tex> активизируется первым. В течение работы <tex> V </tex> выполняет вычисления, используя вход, очередные данные с вероятностной ленты и сообщение, пришедшее от <tex> P </tex>, и пишет запрос <tex> P </tex>. Как только <tex> V </tex> написал сообщение, он дизактивируется, и <tex> P </tex> становится активным, если протокол не завершился. Любая машина может завершить выполнение протокола просто не посылая сообщение во время своей активной фазы. <tex> V </tex> принимает (или отвергает) вход, выводит '''true''' (или '''false''') и завершает выполнение протокола. Время работы <tex> V </tex> {{---}} это сумма времен работы, затраченных <tex> V </tex> в течение активной фазы, и это время ограничено полиномом от длины входа.# <tex>V</tex>, обменивающийся сообщениями с фиксированным <tex>P</tex>, обозначим <tex>V_{P}</tex>.# Для того, чтобы <tex> V </tex> принял слово, <tex>P</tex> старается максимизировать вероятность <tex>\mathbb{P}(V_{P}(x) = 1)</tex>, выбирая нужные ответы на запросы.# Так как мы не ограничиваем <tex>P</tex> в вычислительной мощности, то он может работать бесконечное время, а значит <tex>V</tex> не получит ответ на какой-то вопрос. Но <tex>P</tex> хочет, чтобы <tex> V</tex> принял слово, значит нужно выбирать "хорошие" протоколы, чтобы таких ситуаций не появлялось.# <tex> P </tex> может быть и вероятностной и детерминированной машиной Тьюринга. Так как он имеет неограниченные вычислительные ресурсы, то на каждом ходу он может выбрать такие вероятностные данные и произвести вычисления с ними, что они максимизируют вероятность принятия слова <tex> V </tex>.# С другой стороны, для <tex> V </tex> важно быть вероятностной программой, так как иначе он будет принимать или отвергать слова с вероятностью <tex> 1</tex>. И пользуясь предыдущим фактом, получим, что <tex> V_{P} </tex> всегда принимает слова из <tex> L </tex>. Схема интерактивного протокола# Так как <tex> V </tex> может писать и читать полиномиальное число символов, то длина сообщений между <tex> V </tex> и <tex> P </tex> есть полином от длины <tex> x </tex>.]]

# <b> ''' public coins </b> — ''' (русск. ''открытые монеты'') {{---}} <tex>P</tex> может видеть вероятностную ленту <tex>V</tex>;# <b> ''' private coins </b> — ''' (русск. ''закрытые монеты''){{---}} <tex>P</tex> <b>не</b> может видеть вероятностную ленту <tex>V</tex>.

<tex>IP[f] = \{L|\exists \langle V, P \rangle : </tex> <br/># <tex>P</tex> не имеет доступа к вероятностной ленте <tex>V</tex> (private coins);# Если для интерактивного протокола выполняется <tex> \forall x \in L \Rightarrow \exists P(V(x) = 1) : \ge \fracmathbb{2P}(V_{3P} </tex>;<br/># <tex> \forall x \notin L \Rightarrow P(V(x) = 1) \le \frac{1}{3} geqslant c </tex>;<br/># число раундов интерактивного протокола , то говорят, что он обладает свойством ''' completeness ''' (русск. ''полнота'') равным <tex> O(f(n)), n = |x| c </tex>.<br/>

Если для интерактивного протокола выполняется <tex>AM[f] = \{forall x \notin L|\exists Rightarrow \forall P : \langle V, mathbb{P}(V_{P }(x) = 1) \rangle : leqslant 1 - s </tex> , то говорят, что он обладает свойством ''' soundness ''' (русск. ''достоверность'') равным <tex> s <br/tex>.}} # Если <tex>s = 1 </tex> ('''perfect soundness''' (русск. ''идеальная достоверность'')), то это означет, что если утверждение ложно, то никакой <tex>P</tex> не может читать вероятностную ленту убедить <tex>V</tex> (public coins);# , что утверждение истино. В этом случае мы получем класс <tex> \forall mathrm{NP} </tex>. Потому что <tex> x \in L \Rightarrow </tex> тогда и только тогда, если существует последовательность случайных вопросов, генерируемых <tex> V </tex>, и последовательность ответов <tex> P(</tex>, которые убеждают <tex> V(</tex> в том, что <tex> x) \in L </tex>. Обратное утверждение сохраняется по предположению идеальной достоверности. {{Определение|definition = 1) \ge <tex>\fracmathrm{2IP}[f] </tex> (''Interactive Polynomial time'') <tex> = \{3} L \mid \exists </tex>;интерактивный протокол <tex>\langle P, V \rangle : <br/tex># <tex> \forall x \notin L \Rightarrow P(</tex> не имеет доступа к вероятностной ленте <tex>V</tex> (x) = 1private coins) .# <tex> c \le \frac{1}geqslant 2/{3} </tex>;.# <tex> s \geqslant 2 /{3} <br/tex>.# число раундов интерактивного протокола <tex> O(f(n)), n = |x| \}</tex>.}}{{Определение|definition = <tex>\mathrm{IP}=\bigcup\limits_{p(n) \in poly} \mathrm{IP} [p(n)] <br/tex>

Если для интерактивного протокола выполняется <tex> \forall x mathrm{AM}[f] = \in {L \Rightarrow mid \exists </tex> интерактивный протокол <tex>\langle P(, V \rangle : </tex># <tex>P</tex> может читать вероятностную ленту <tex>V</tex> (xpublic coins) = 1) = 1 .# <tex> c \geqslant 2/{3} </tex>, то говорят, что он обладает свойством .# <btex> completeness s \geqslant 2 /{3} </btex>.# число раундов интерактивного протокола <tex> O(f(его можно достичьn)), n = |x|\}</tex>.

|definition =Если для интерактивного протокола выполняется <tex> \forall x mathrm{AM}=\notin L bigcup\Rightarrow Plimits_{p(Vn) \in poly} \mathrm{AM} [p(x) = 1n) = 0 ] </tex>, то говорят, что он обладает свойством <b> soundness </b> (его нельзя достичь).}}  == Соотношения с другими классами теории сложности ==

|statement=<tex>\mathrm{BPP} </tex> <tex>\subset \mathrm{IP}[0]}</tex>.

<tex>V</tex> сам по себе является вероятностной машиной Тьюринга и поэтому может разрешить [[Классы_BPP_и_PP|язык из <tex>\mathrm{BPP}</tex> ]] не прибегая к общению с <tex>P</tex>.

|statement=<tex>\mathrm{NP} \subset \mathrm{IP}[1]}</tex>.

Для разрешения [[Классы_NP_и_Σ₁#.D0.9E.D0.BF.D1.80.D0.B5.D0.B4.D0.B5.D0.BB.D0.B5.D0.BD.D0.B8.D1.8F.2C_.D1.81.D0.B2.D1.8F.D0.B7.D1.8C_.CE.A3.E2.82.81_.D0.B8_NP|языка из <tex>\mathrm{NP}</tex> ]] будем использовать следующий протокол:<tex>V</tex> будет проверять на принадлежность слова <tex>x</tex> языку, используя сертификат, который он запросит у <tex>P</tex>. Так как <tex>P</tex> неограничен не ограничен в вычислительной мощности, он может подобрать подходящий сертификат и именно его и сообщит, так как он заинтересован в том, чтобы <tex>V</tex> принял слово. Для этого требуется лишь один раунд интерактивного протокола, что и завершает доказательство теоремы.

<tex>\mathrm{GNI}</tex> расшифровывается как Graph Non Isomorphism. Это язык пар [[Основные_определения_теории_графов#.D0.9E.D1.80.D0.B8.D0.B5.D0.BD.D1.82.D0.B8.D1.80.D0.BE.D0.B2.D0.B0.D0.BD.D0.BD.D1.8B.D0.B5_.D0.B3.D1.80.D0.B0.D1.84.D1.8B|неизоморфных друг другу графов]].<tex>\mathrm{GNI}=\{ \langle G, H \rangle, \mid </tex> графы <tex>G</tex> и <tex>H</tex> не изоморфны <tex>\}</tex>.

|statement=<tex>\mathrm{GNI } \in \mathrm{IP}[1]}</tex>.

Пусть на вход подали пару графов <tex> \langle G_{0}, G_{1} \rangle </tex> и нужно определить изоморфны ли они.Будем использовать следующий протокол действий алгоритм для <tex>V</tex>:# Возьмём случайное число <tex>i \in \{0, 1\}</tex> и [[Комбинаторные_объекты|случайную перестановку ]] <tex>\pi</tex> с вероятностной ленты; <br/># Создадим новый граф<tex> G </tex>, перемешав вершины графа номер c номером <tex>i</tex> перестановкой <tex>\pi</tex>; <br/>.# Перешлём <tex>P</tex> полученный граф <tex> G </tex> с просьбой определить, из какого из исходных графов он был получен; . Если <tex>G_{0} \ncong G_{1} </tex>, то он может перебрать все перестановки графов <tex> G_{0}, G_{1} </tex>, и так как <tex>G_{0} \ncong G_{1} </tex>, то только одна перестановка только на одном графе даст <tex> G </tex>. Иначе, существуют такие перестановки <tex> \phi, \psi </tex>, что <tex> \phi(G_0) = \psi(G_1) = G </tex>, и <tex> P </tex> никак не сможет определить из какого графа был получен <tex> G </tex>. Тогда <tex> P </tex> просто попытается угадать граф, вернув случайно <tex> 0 </tex> или <tex> 1 <br/tex>.# Получив ответ, сравним его с правильным ответом — числом <tex>i</tex>; <br/>.# Если полученный ответ не совпадёт с <tex>i</tex>, то вернём <tex>0</tex>; <br/>.# Иначе повторим первые пять шагов ещё два раза раз и перейдём к следующему; <br/>последнему шагу.

Покажем, что такой протокол это удовлетворяет ограничениям на <tex>\mathrm{IP}[1]</tex>.Во-первых, очевидно, что число раундов не превосходит трёхдвух. Рассмотрим теперь случаидва случая:* <tex> \langle G, H \rangle \in \mathrm{GNI}</tex>. Тогда <tex>G</tex> и <tex>H</tex> неизоморфны и <tex>P</tex> сможет определить какой граф был перемешан <tex>V</tex>. Таким образом, <tex>P</tex> сможет три два раза подряд вернуть правильный ответ и в итоге <tex>V</tex> вернёт <tex>1</tex>. То есть получили completeness равную <tex> 1</tex>.* <tex> \langle G, H \rangle \notin \mathrm{GNI}</tex>. Тогда <tex>G</tex> и <tex>H</tex> изоморфны и <tex>P</tex> не сможет определить какой граф был перемешан <tex>V</tex>. Так как <tex>P</tex> заинтересован в том, чтобы <tex>V</tex> принял слово, ему необходимо угадать правильный ответ (иначе <tex>V</tex> просто вернёт <tex>0</tex>). Так как может быть до трёх раундов протокола, вероятность Вероятность того, что <tex>V</tex> примет слово <tex>x</tex> , когда оно не принадлежит языку (т.е. то есть <tex>P</tex> три два раза пройдёт проверки подряд верно угадает номер графа с вероятностью <tex>V0.5 </tex>) , равна <tex>0.25</tex>. Значит soundness равна <tex>\frac{1}0.75 </tex>, что больше или равно <tex> 2/{43}</tex>.