WikiDer > Протокол Артура-Мерлина

Arthur–Merlin protocol

В теория сложности вычислений, Протокол Артура-Мерлина является интерактивная система доказательства в котором подбрасывания монеты проверяющим должны быть общедоступными (т.е. известны и проверяющему). Это понятие было введено Бабай (1985). Голдвассер и Сипсер (1986) доказал, что все (формальные) языки с интерактивными доказательствами произвольной длины с частными монетами также есть интерактивные доказательства с публичными монетами.

Учитывая двух участников протокола по имени Артур и Мерлин соответственно, основное предположение состоит в том, что Артур является стандартным компьютером (или верификатором), оснащенным устройство генерации случайных чисел, в то время как Мерлин фактически оракул с бесконечной вычислительной мощностью (также известный как прувер); но Мерлин не обязательно честен, поэтому Артур должен проанализировать информацию, предоставленную Мерлином в ответ на запросы Артура, и решить проблему самостоятельно. Проблема считается решаемой с помощью этого протокола, если всякий раз, когда ответ «да», Мерлин имеет несколько серий ответов, которые заставят Артура принять как минимум²⁄₃ времени, и если всякий раз, когда ответ будет «нет», Артур никогда не примет больше, чем¹⁄₃ времени. Таким образом, Артур действует как вероятностный проверяющий с полиномиальным временем, предполагая, что ему отведено полиномиальное время для принятия своих решений и запросов.

MA

Самый простой из таких протоколов - это протокол с одним сообщением, где Мерлин отправляет Артуру сообщение, а затем Артур решает, принять или нет, выполнив вероятностное полиномиальное вычисление времени. (Это похоже на определение NP, основанное на верификаторе, с той лишь разницей, что Артуру здесь разрешено использовать случайность.) Мерлин не имеет доступа к подбрасыванию монеты Артуром в этом протоколе, поскольку это протокол одного сообщения, а Артур бросает свои монеты только после получения сообщения Мерлина. Этот протокол называется MA. Неофициально язык L в MA если для всех строк в языке существует доказательство полиномиального размера, что Мерлин может послать Артура, чтобы убедить его в этом факте с высокой вероятностью, а для всех строк не на языке нет доказательства, которое убедит Артура с высокой вероятностью.

Формально класс сложности MA - это набор задач, которые могут быть решены за полиномиальное время по протоколу Артура-Мерлина, где единственный ход Мерлина предшествует любому вычислению Артура. Другими словами, язык L в MA если существует детерминированная машина Тьюринга с полиномиальным временем M и многочлены п, q так что для каждой входной строки Икс длины п = |Икс|,

если Икс в L, тогда ${ Displaystyle существует z in {0,1 } ^ {q (n)} , Pr nolimits _ {y in {0,1 } ^ {p (n)}} (M (x, y, z) = 1) geq 2/3,}$
если Икс не в L, тогда ${ displaystyle forall z in {0,1 } ^ {q (n)} , Pr nolimits _ {y in {0,1 } ^ {p (n)}} (M (x, y, z) = 0) geq 2/3.}$

В качестве альтернативы второе условие можно записать как

если Икс не в L, тогда ${ displaystyle forall z in {0,1 } ^ {q (n)} , Pr nolimits _ {y in {0,1 } ^ {p (n)}} (M (x, y, z) = 1) leq 1/3.}$

Чтобы сравнить это с неформальным определением выше, z это предполагаемое доказательство Мерлина (размер которого ограничен полиномом) и у - это случайная строка, которую использует Артур, которая также полиномиально ограничена.

AM

В класс сложности AM (или AM [2]) - множество проблемы решения это может быть решено за полиномиальное время по протоколу Артура – Мерлина с двумя сообщениями. Есть только одна пара запрос / ответ: Артур подбрасывает несколько случайных монет и отправляет результат все его монета подбрасывается Мерлину, Мерлин отвечает предполагаемым доказательством, а Артур детерминистически проверяет доказательство. В этом протоколе Артуру разрешено отправлять только результаты подбрасывания монеты Мерлину, и на заключительном этапе Артур должен решить, принять или отклонить, используя только свои ранее сгенерированные случайные подбрасывания монеты и сообщение Мерлина.

Другими словами, язык L в AM если существует детерминированная машина Тьюринга с полиномиальным временем M и многочлены п, q так что для каждой входной строки Икс длины п = |Икс|,

если Икс в L, тогда ${ Displaystyle Pr nolimits _ {y in {0,1 } ^ {p (n)}} ( существует z in {0,1 } ^ {q (n)} , M (x, y, z) = 1) geq 2/3,}$
если Икс не в L, тогда ${ Displaystyle Pr nolimits _ {y in {0,1 } ^ {p (n)}} ( forall z in {0,1 } ^ {q (n)} , M (x, y, z) = 0) geq 2/3.}$

Второе условие здесь можно переписать как

если Икс не в L, тогда ${ Displaystyle Pr nolimits _ {y in {0,1 } ^ {p (n)}} ( существует z in {0,1 } ^ {q (n)} , M (x, y, z) = 1) leq 1/3.}$

Как указано выше, z это предполагаемое доказательство от Мерлина (размер которого ограничен полиномом) и у - это случайная строка, которую использует Артур, которая также полиномиально ограничена.

Класс сложности AM [k] - это набор задач, которые можно решить за полиномиальное время, с k запросы и ответы. AM как определено выше AM [2]. AM [3] начнется с одного сообщения от Мерлина к Артуру, затем с сообщения от Артура к Мерлину и, наконец, с сообщения от Мерлина к Артуру. Последнее сообщение всегда должно быть от Мерлина к Артуру, поскольку Артуру никогда не помогает послать сообщение Мерлину после того, как он определился с ответом.

Свойства

Известные отношения MA и AM с другими классами сложности. Стрелка из класса А к классу B означает А это подмножество B.

И то и другое MA и AM остаются неизменными, если их определения изменяются, чтобы требовать полной полноты, что означает, что Артур принимает с вероятностью 1 (вместо 2/3), когда Икс находится на языке.^[1]
Для любой постоянной k ≥ 2 класс AM [k] равно AM [2]. Если k может быть полиномиально связана с размером ввода, класс AM[поли(п)] совпадает с классом, IP, который, как известно, равен PSPACE и широко считается сильнее, чем класс AM [2].
MA содержится в AM, поскольку AM[3] содержит MA: Артур может после получения сертификата Мерлина подбросить необходимое количество монет, отправить их Мерлину и проигнорировать ответ.
Открыто ли AM и MA разные. При вероятных нижних оценках схемы (аналогично тем, которые подразумевают п=BPP), они оба равны НП.^[2]
AM такой же, как и класс BP.NP где BP обозначает вероятностный оператор с ограниченной ошибкой. Также, ${ Displaystyle существует. { mathsf {BPP}}}$ (также пишется как СуществуетБПП) является подмножеством MA. Будь то MA равно ${ Displaystyle существует. { mathsf {BPP}}}$ это открытый вопрос.
Преобразование в протокол приватных монет, в котором Мерлин не может предсказать результат случайных решений Артура, в общем случае увеличит количество раундов взаимодействия не более чем на 2. Итак, версия для частных монет AM совпадает с версией публичных монет.
MA содержит оба НП и BPP. Для BPP это происходит немедленно, поскольку Артур может просто проигнорировать Мерлина и решить проблему напрямую; для NP Мерлину нужно только отправить Артуру сертификат, который Артур может проверить детерминированно за полиномиальное время.
И то и другое MA и AM содержатся в полиномиальная иерархия. Особенно, MA содержится в пересечении Σ₂^п и Π₂^п и AM содержится в Π₂^п. Даже больше, MA содержится в подклассе S^п
₂,^[3] класс сложности, выражающий «симметричное чередование». Это обобщение Теорема Сипсера – Лаутеманна..
AM содержится в NP / поли, класс задач принятия решений, вычислимых за недетерминированное полиномиальное время с полиномиальным размером совет. Доказательство представляет собой вариант Теорема Адлемана.
MA содержится в PP; этот результат принадлежит Верещагину.^[4]
MA содержится в его квантовой версии, QMA.^[5]
AM содержит проблема решения, являются ли два графика не изоморфный. Протокол, использующий частные монеты, следующий и может быть преобразован в протокол публичных монет. Учитывая два графика г и ЧАС, Артур случайным образом выбирает одну из них и выбирает случайную перестановку ее вершин, представляя переставленный граф я Мерлину. Мерлин должен ответить, если я был создан из г или ЧАС. Если графики неизоморфны, Мерлин сможет ответить с полной уверенностью (проверив, я изоморфен г). Однако, если графы изоморфны, возможно, что оба г или ЧАС был использован для создания я, и одинаково вероятно. В этом случае Мерлин не имеет возможности отличить их друг от друга и может убедить Артура с вероятностью не более 1/2, и это можно увеличить до 1/4 повторением. На самом деле это доказательство с нулевым разглашением.
Если AM содержит coNP тогда PH = AM. Это свидетельствует о том, что изоморфизм графов вряд ли будет NP-полным, поскольку влечет коллапс полиномиальной иерархии.
Известно, если предположить ERH, что для любого d задача "Учитывая набор многомерных многочленов ${ displaystyle f_ {i}}$ каждый с целыми коэффициентами и степени не выше d, есть ли у них общий комплексный ноль? "находится в AM.^[6]

использованная литература

^ Для доказательства см. Рафаэль Пасс и Жан-Батист Жаннин (24 марта 2009 г.). «Лекция 17: Игры Артура-Мерлина, доказательства с нулевым разглашением» (PDF). Получено 23 июня, 2010.
^ Impagliazzo, Рассел; Вигдерсон, Ави (1997-05-04). P = BPP, если E требует экспоненциальных схем: дерандомизируем лемму XOR. ACM. С. 220–229. Дои:10.1145/258533.258590. ISBN 0897918886.
^ «Симметричное чередование захватывает BPP» (PDF). Ccs.neu.edu. Получено 2016-07-26.
^ Верещагин, Н. (1992). «О мощности ПП». [1992] Труды седьмой ежегодной конференции по теории сложности.. С. 138–143. Дои:10.1109 / sct.1992.215389. ISBN 081862955X.
^ Видик, Томас; Уотроус, Джон (2016). «Квантовые доказательства». Основы и тенденции теоретической информатики. 11 (1–2): 1–215. arXiv:1610.01664. Дои:10.1561/0400000068. ISSN 1551-305X.
^ «Курс: алгебра и вычисления». People.csail.mit.edu. Получено 2016-07-26.

Список используемой литературы

Бабай, Ласло (1985), "Теория торговых групп для случайности", STOC '85: Материалы семнадцатого ежегодного симпозиума ACM по теории вычислений, ACM, стр. 421–429, ISBN 978-0-89791-151-1.
Гольдвассер, Шафи; Сипсер, Майкл (1986), «Частные монеты против публичных монет в интерактивных системах проверки», STOC '86: Материалы восемнадцатого ежегодного симпозиума ACM по теории вычислений, ACM, стр. 59–68, ISBN 978-0-89791-193-1.
Арора, Санджив; Варак, Вооз (2009), Вычислительная сложность: современный подход, Кембридж, ISBN 978-0-521-42426-4.
Курс Мадху Судана MIT по продвинутой сложности

внешние ссылки

[1] Для доказательства см. Рафаэль Пасс и Жан-Батист Жаннин (24 марта 2009 г.). «Лекция 17: Игры Артура-Мерлина, доказательства с нулевым разглашением» (PDF). Получено 23 июня, 2010.

[2] Impagliazzo, Рассел; Вигдерсон, Ави (1997-05-04). P = BPP, если E требует экспоненциальных схем: дерандомизируем лемму XOR. ACM. С. 220–229. Дои:10.1145/258533.258590. ISBN 0897918886.

[3] «Симметричное чередование захватывает BPP» (PDF). Ccs.neu.edu. Получено 2016-07-26.

[4] Верещагин, Н. (1992). «О мощности ПП». [1992] Труды седьмой ежегодной конференции по теории сложности.. С. 138–143. Дои:10.1109 / sct.1992.215389. ISBN 081862955X.

[5] Видик, Томас; Уотроус, Джон (2016). «Квантовые доказательства». Основы и тенденции теоретической информатики. 11 (1–2): 1–215. arXiv:1610.01664. Дои:10.1561/0400000068. ISSN 1551-305X.

[6] «Курс: алгебра и вычисления». People.csail.mit.edu. Получено 2016-07-26.

[1]

[2]

[3]

[4]

[5]

[6]

v т е Важный классы сложности (Больше)
Считается выполнимым	DLOGTIME AC⁰ АКК⁰ TC⁰ L SL RL NL NC SC CC п P-полный ЗПП RP BPP BQP APX
Подозревается в невозможности	ВВЕРХ НП НП-полный NP-жесткий со-НП совместно NP-полный AM QMA PH ⊕P PP #П # P-complete IP PSPACE PSPACE-полный
Считается невозможным	EXPTIME NEXPTIME EXPSPACE 2-EXPTIME НАЧАЛЬНЫЙ PR р RE ВСЕ
Иерархии классов	Полиномиальная иерархия Экспоненциальная иерархия Иерархия Гжегорчика Арифметическая иерархия Логическая иерархия
Семьи классов	DTIME NTIME DSPACE NSPACE Вероятностно проверяемое доказательство Интерактивная система доказательств

Navigation