Интерактивные протоколы. Класс IP. Класс AM

Определения

Определение:

Интерактивным протоколом (англ. interactive proof system) [math] \langle P, V \rangle [/math], разрешающим язык [math]L[/math], называется абстрактная машина (см. рисунок), моделирующая вычисления как обмен сообщениями между двумя программами (где [math]P[/math] означает [math] \mathrm{Prover}[/math] и [math] V [/math] означает [math]\mathrm{Verifier}[/math]), такими, что [math]P[/math] заинтересован в том, чтобы [math]V[/math] решил, что слово [math]x[/math] принадлежит языку. [math]P[/math] не ограничен по времени вычисления и памяти. [math]V[/math] заинтересован установить, действительно ли слово [math]x[/math] принадлежит языку. [math]V[/math] — вероятностная машина Тьюринга. [math]V[/math] ограничен полиномиальным временем работы.

Схема интерактивного протокола.

Замечания:

1. [math] V [/math] и [math] P [/math] по очереди становятся активными. [math] V [/math] активизируется первым. В течение работы [math] V [/math] выполняет вычисления, используя вход, очередные данные с вероятностной ленты и сообщение, пришедшее от [math] P [/math], и пишет запрос [math] P [/math]. Как только [math] V [/math] написал сообщение, он дизактивируется, и [math] P [/math] становится активным, если протокол не завершился. Любая машина может завершить выполнение протокола просто не посылая сообщение во время своей активной фазы. [math] V [/math] принимает (или отвергает) вход, выводит true (или false) и завершает выполнение протокола. Время работы [math] V [/math] — это сумма времен работы, затраченных [math] V [/math] в течение активной фазы, и это время ограничено полиномом от длины входа.
2. [math]V[/math], обменивающийся сообщениями с фиксированным [math]P[/math], обозначим [math]V_{P}[/math].
3. [math] P [/math] 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 [math] V [/math].
4. С другой стороны, для [math] V [/math] важно быть вероятностной программой, так как иначе он будет принимать или отвергать слова с вероятностью [math] 1 [/math]. И пользуясь предыдущим фактом, получим, что [math] V_{P} [/math] всегда принимает слова из [math] L [/math].
5. Так как [math] V [/math] может писать и читать полиномиальное число символов, то длина сообщений между [math] V [/math] и [math] P [/math] есть полином от длины [math] x [/math].

Интерактивные протоколы делятся на два типа в зависимости от доступа [math]P[/math] к вероятностной ленте [math]V[/math]:

1. public coins (русск. открытые монеты) — [math]P[/math] может видеть вероятностную ленту [math]V[/math];
2. private coins (русск. закрытые монеты)— [math]P[/math] не может видеть вероятностную ленту [math]V[/math].

Определение:

Если для интерактивного протокола выполняется [math] \forall x \in L \Rightarrow \exists P : \mathbb{P}(V_{P}(x) = 1) \geqslant c [/math], то говорят, что он обладает свойством completeness (русск. полнота) равным [math] c [/math].

Если [math]c = 1[/math] (perfect completeness (русск. идеальная полнота)), то это означает, что никакое верное утверждение не отклоняется [math] V [/math].

Определение:

Если для интерактивного протокола выполняется [math] \forall x \notin L \Rightarrow \forall P : \mathbb{P}(V_{P}(x) = 1) \leqslant 1 - s [/math], то говорят, что он обладает свойством soundness (русск. достоверность) равным [math] s [/math].

Если [math]s = 1 [/math] (perfect soundness (русск. идеальная достоверность)), то это означет, что если утверждение ложно, то никакой [math]P[/math] не может убедить [math]V[/math], что утверждение истино. В этом случае мы получем класс [math] \mathrm{NP} [/math]. Потому что [math] x \in L [/math] тогда и только тогда, если существует последовательность случайных вопросов, генерируемых [math] V [/math], и последовательность ответов [math] P [/math], которые убеждают [math] V [/math] в том, что [math] x \in L [/math]. Обратное утверждение сохраняется по предположению идеальной достоверности.

Определение:

[math]\mathrm{IP}[f] [/math] (Interactive Polynomial time) [math] = \{L \mid \exists [/math] интерактивный протокол [math]\langle P, V \rangle : [/math] [math]P[/math] не имеет доступа к вероятностной ленте [math]V[/math] (private coins). [math] c \geqslant 2/{3} [/math]. [math] s \geqslant 2 /{3} [/math]. число раундов интерактивного протокола [math] O(f(n)), n = |x|\}[/math].

Определение:

[math]\mathrm{IP}=\bigcup\limits_{p(n) \in poly} \mathrm{IP} [p(n)] [/math]

То есть [math] \mathrm{IP}[/math] — множество языков разрешимых интерактивным протоколом , таких, что число сообщений ограничено полиномом от длины слова и [math]V[/math] должен решить лежит ли слово в языке с вероятностью ошибки не более [math]1/{3}[/math].

Язык [math]\mathrm{AM}[/math] (Arthur–Merlin games) отличается от [math]\mathrm{IP}[/math] лишь тем, что [math]P[/math] может видеть вероятностную ленту [math]V[/math].

Определение:

[math]\mathrm{AM}[f] = \{L \mid \exists [/math] интерактивный протокол [math]\langle P, V \rangle : [/math] [math]P[/math] может читать вероятностную ленту [math]V[/math] (public coins). [math] c \geqslant 2/{3} [/math]. [math] s \geqslant 2 /{3} [/math]. число раундов интерактивного протокола [math] O(f(n)), n = |x|\}[/math].

Определение:

[math]\mathrm{AM}=\bigcup\limits_{p(n) \in poly} \mathrm{AM} [p(n)] [/math]

Соотношения с другими классами теории сложности

Теорема:

[math]\mathrm{BPP}[/math] [math]\subset \mathrm{IP}[0][/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

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

[math]\triangleleft[/math]

Теорема:

[math]\mathrm{NP} \subset \mathrm{IP}[1][/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Для разрешения языка из [math]\mathrm{NP}[/math] будем использовать следующий протокол: [math]P[/math] будет проверять на принадлежность слова [math]x[/math] языку, используя сертификат, который он запросит у [math]P[/math]. Так как [math]P[/math] не ограничен в вычислительной мощности, он может подобрать подходящий сертификат и именно его и сообщит, так как он заинтересован в том, чтобы [math]V[/math] принял слово. Для этого требуется лишь один раунд интерактивного протокола.

[math]\triangleleft[/math]

Язык GNI

Определение:

[math]\mathrm{GNI}[/math] расшифровывается как Graph Non Isomorphism. Это язык пар неизоморфных друг другу графов. [math]\mathrm{GNI}=\{ \langle G, H \rangle \mid [/math] графы [math]G[/math] и [math]H[/math] не изоморфны [math]\}[/math].

Теорема:

[math]\mathrm{GNI} \in \mathrm{IP}[1][/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Пусть на вход подали пару графов [math] \langle G_{0}, G_{1} \rangle [/math] и нужно определить изоморфны ли они. Будем использовать следующий алгоритм для [math]V[/math]: Возьмём случайное число [math]i \in \{0, 1\}[/math] и случайную перестановку [math]\pi[/math] с вероятностной ленты; Создадим новый граф [math] G [/math], перемешав вершины графа c номером [math]i[/math] перестановкой [math]\pi[/math]. Перешлём [math]P[/math] полученный граф [math] G [/math] с просьбой определить, из какого из исходных графов он был получен. Если [math]G_{0} \ncong G_{1} [/math], то он может перебрать все перестановки графов [math] G_{0}, G_{1} [/math], и так как [math]G_{0} \ncong G_{1} [/math], то только одна перестановка только на одном графе даст [math] G [/math]. Иначе, существуют такие перестановки [math] \phi, \psi [/math], что [math] \phi(G_0) = \psi(G_1) = G [/math], и [math] P [/math] никак не сможет определить из какого графа был получен [math] G [/math]. Тогда [math] P [/math] просто попытается угадать граф, вернув случайно [math] 0 [/math] или [math] 1 [/math]. Получив ответ, сравним его с правильным ответом — числом [math]i[/math]. Если полученный ответ не совпадёт с [math]i[/math], то вернём [math]0[/math]. Иначе повторим первые пять шагов ещё раз и перейдём к последнему шагу. Если мы ещё не вернули [math]0[/math], то вернём [math]1[/math]. Покажем, что это удовлетворяет ограничениям на [math]\mathrm{IP}[1][/math]. Во-первых, очевидно, что число раундов не превосходит двух. Рассмотрим теперь два случая: [math] \langle G, H \rangle \in \mathrm{GNI}[/math]. Тогда [math]G[/math] и [math]H[/math] неизоморфны и [math]P[/math] сможет определить какой граф был перемешан [math]V[/math]. Таким образом, [math]P[/math] сможет два раза подряд вернуть правильный ответ и в итоге [math]V[/math] вернёт [math]1[/math]. То есть получили completeness равную [math] 1 [/math]. [math] \langle G, H \rangle \notin \mathrm{GNI}[/math]. Тогда [math]G[/math] и [math]H[/math] изоморфны и [math]P[/math] не сможет определить какой граф был перемешан [math]V[/math]. Так как [math]P[/math] заинтересован в том, чтобы [math]V[/math] принял слово, ему необходимо угадать правильный ответ (иначе [math]V[/math] просто вернёт [math]0[/math]). Вероятность того, что [math]V[/math] примет слово [math]x[/math], когда оно не принадлежит языку (то есть [math]P[/math] два раза подряд верно угадает номер графа с вероятностью [math] 0.5 [/math]), равна [math]0.25[/math]. Значит soundness равна [math] 0.75 [/math], что больше или равно [math] 2/{3} [/math]. Таким образом, построенный протокол удовлетворяет условию теоремы.

[math]\triangleleft[/math]

См. также

• Вероятностные вычисления. Вероятностная машина Тьюринга
• Классы NP и Σ₁
• Классы BPP и PP

Источники информации

• Wikipedia — Interactive proof system