Лемма о соотношении coNP и IP

НЕТ ВОЙНЕ

24 февраля 2022 года российское руководство во главе с Владимиром Путиным развязало агрессивную войну против Украины. В глазах всего мира это военное преступление совершено от лица всей страны, всех россиян. Будучи гражданами Российской Федерации, мы против своей воли оказались ответственными за нарушение международного права, военное вторжение и массовую гибель людей. Чудовищность совершенного преступления не оставляет возможности промолчать или ограничиться пассивным несогласием. Мы убеждены в абсолютной ценности человеческой жизни, в незыблемости прав и свобод личности. Режим Путина — угроза этим ценностям. Наша задача — обьединить все силы для сопротивления ей. Эту войну начали не россияне, а обезумевший диктатор. И наш гражданский долг — сделать всё, чтобы её остановить. Антивоенный комитет России

Распространяйте правду о текущих событиях, оберегайте от пропаганды своих друзей и близких. Изменение общественного восприятия войны - ключ к её завершению.

meduza.io, Популярная политика, Новая газета, zona.media, Майкл Наки.

Эта статья находится в разработке!

Определение:

[math]\mathrm{\#SAT}=\{\langle \varphi, k \rangle \bigm| \varphi[/math] имеет ровно [math]k[/math] удовлетворяющих наборов [math]\}[/math].

Лемма (1):

[math]\sum\limits_{x_1 = 0}^1 \ldots \sum\limits_{x_m = 0}^1 A_\phi(x_1, \ldots, x_m)=k \Leftrightarrow \langle\phi,k\rangle \in \mathrm{\#SAT}[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Следует из леммы (1).

[math]\triangleleft[/math]

Лемма (2):

[math]\mathrm{\#SAT} \in \mathrm{IP}[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Для доказательства леммы построим программы Verifier и Prover из определения класса [math]\mathrm{IP}[/math]. Сперва арифметизуем формулу [math]\phi[/math]. Пусть полученный полином [math]A(x_1, x_2, ..., x_m)[/math] имеет степень [math]d[/math]. По лемме (1) вместо условия [math]\langle \phi, k \rangle \in \mathrm{\#SAT}[/math], можно проверять условие [math]\sum\limits_{x_1 = 0}^1 \ldots \sum\limits_{x_m = 0}^1 A_\phi(x_1, \ldots, x_m)=k[/math]. Приступим к описанию Verifier'а. Шаг 0 Если [math]d=0[/math] или [math]m=0[/math], то Verifier может проверить указанное выше условие сам и вернуть соответствующий результат. Иначе запросим у Prover'а такое простое число [math]p[/math], что [math]3dm \le p \le 6dm[/math] (такое [math]p[/math] существует в силу постулата Бертрана). Проверим [math]p[/math] на простоту и на принадлежность заданному промежутку. Как мы знаем, [math]\mathrm{Primes} \in \mathrm{P}[/math], следовательно на эти операции у Verifier'а уйдёт полиномиальное от размера входа время. Далее будем проводить все вычисления модулю [math]p[/math]. Попросим Prover 'а прислать Verifier 'у формулу [math]A_0(x_1)= \sum\limits_{x_2 = 0}^{1}\ldots\sum\limits_{x_m = 0}^{1} A(x_1, x_2, ..., x_m)[/math]. Заметим, что размер формулы [math]A_0(x_1)[/math] будет полином от длины входа Verifier 'а, так как [math]A_0(x_1)[/math] — полином степени не выше, чем [math]d[/math], от одной переменной, а значит его можно представить в виде [math]A_0(x) = \sum\limits_{i = 0}^{d} C_i \cdot x ^ i[/math]. Проверим следующее утверждение: [math]A_0(0) + A_0(1) = k[/math] (*) (здесь и далее под словом «проверим» будем подразумевать следующее: если утверждение верно, Verifier продолжает свою работу, иначе он прекращает свою работу и возвращет false). Шаг i Пусть [math]r_i = random(0..p-1)[/math]. Отправим [math]r_i[/math] программе Prover. Попросим Prover 'а прислать Verifier 'у формулу [math]A_i(x_{i+1}) = \sum\limits_{x_{i+2} = 0}^{1}\ldots\sum\limits_{x_m = 0}^{1} A(r_1,\ldots, r_i, x_{i+1}, ..., x_m)[/math]. Проверим следующее утверждение: [math]A_i(0) + A_i(1) = A_{i-1}(r_i)[/math] (*). Шаг m Пусть [math]r_m = random(0..p-1)[/math]. Отправим [math]r_m[/math] программе Prover. Попросим программу Prover прислать Verifier 'у значение [math]A_m()= A(r_1, r_2, ..., r_m)[/math]. Проверим следующее утверждение: [math]A_m() = A_{m-1}(r_m)[/math] (*). А также сами подставим [math]r_1, r_2, ..., r_m[/math] в [math]A(x_1, x_2, ..., x_m)[/math] и проверим правильность присланного значения [math]A_m()[/math]. Возвращаем true. Докажем теперь, что построенный таким образом Verifier — корректный. Для этого нужно доказать следующие утверждения: Построенный Verifier - вероятностная машина Тьюринга, совершающая не более полинома от длины входа действий. [math]\langle \varphi, k \rangle \in \mathrm{\#SAT} \Rightarrow \exists \mathit{Prover} : P(\mathit{Verifier^{Prover}}(\langle \varphi, k \rangle)=1) \ge 2/3[/math]. [math]\langle \varphi, k \rangle \notin \mathrm{\#SAT} \Rightarrow \forall \mathit{Prover} : P(\mathit{Verifier^{Prover}}(\langle \varphi, k \rangle)=1) \le 1/3[/math]. Докажем эти утверждения. Первый факт следует из построения Verifier 'а. По лемме (2), если [math]\sum\limits_{x_1 = 0}^1 \ldots \sum\limits_{x_m = 0}^1 A_\phi(x_1, \ldots, x_m)=k[/math], то условия (*) выполнятются, следовательно существует такой Prover, что [math]P(\mathit{Verifier^{Prover}}(\langle\phi,k\rangle)) = 1[/math], для любой пары [math]\langle\phi,k\rangle \in \mathrm{\#SAT}[/math]. Пусть количество наборов, удовлетворяющих [math]\phi[/math], не равно [math]k[/math]. Для того, что бы Verifier вернул true, Prover 'у необходимо посылать такие [math]A_i[/math], чтобы выполнялись все проверяемые условия. Посмотрим на то, что он может послать: Шаг 0 Так как количество наборов, удовлетворяющих [math]\phi[/math], не равно [math]k[/math], то Prover не может послать правильное [math]A_0[/math], поскольку в этом случае не выполнится условие [math]A_0(0) + A_0(1) = k[/math]. Поэтому он посылает не [math]A_0[/math], а некое [math]\tilde{A}_0[/math]. [math]\ldots[/math] Шаг i Заметим, что если на каком-то шаге [math]A_{i-1}(r_i) = \tilde{A}_{i-1}(r_i)[/math], то начиная со следующего шага Prover может посылать правильные [math]A_j[/math] и в итоге Verifier вернёт true. Для некоторого случайно выбранного [math]r_i[/math] вероятность того, что [math]A_{i-1}(r_i) = \tilde{A}_{i-1}(r_i)[/math], то есть [math]r_i[/math] — корень полинома [math](A_{i-1} - \tilde{A}_{i-1})(r_i)[/math], имеющего степень не больше [math]d[/math], не превосходит [math]\frac{d}{p}[/math]. [math]\ldots[/math] Шаг m Так как на последнем шаге Verifier полученным от Prover значение с непосредственно вычисленным, слово будет допущено только в том случае, когда Prover смог прислать верное значение, что в свою очередь возможно лишь если на одном из предыдущих шагов был верно угадан корень полинома. Вычислим вероятность того, что хотя бы раз корень был угадан. [math]P(\mathit{Verifier^{Prover}}(\langle \varphi, k \rangle)=1) = 1 - (1 - \frac d p)^m \le 1 - (1 - \frac d {3dm})^m \le \frac 1 3[/math]. В последнем переходе мы воспользовались формулой Тейлора для логарифма и экспоненты, а также тем, что [math]m\gt 0[/math]. Таким образом, построенный нами Verifier корректен, а значит лемма доказана.

[math]\triangleleft[/math]

Лемма (3):

[math]\mathrm{coNP} \subset \mathrm{IP}[/math].

Доказательство:

[math]\triangleright[/math]

Сведём язык [math]\mathrm{TAUT}[/math] к языку [math]\mathrm{\#SAT}[/math] следующим образом: [math]\phi \mapsto \langle \phi, 2^k \rangle [/math], где [math]k[/math] — количество различных переменных в формуле [math]\phi[/math]. Очевидно, что [math]\phi \in \mathrm{TAUT} \Leftrightarrow \langle \phi, 2^k \rangle \in \mathrm{\#SAT}[/math]. По лемме (2) [math]\mathrm{\#SAT} \in \mathrm{IP}[/math]. Тогда [math]\mathrm{TAUT} \in \mathrm{IP}[/math]. Так как [math]\mathrm{TAUT} \in \mathrm{coNPC}[/math], то [math]\mathrm{coNP} \subset \mathrm{IP}[/math].

[math]\triangleleft[/math]