WikiDer > PPP (сложность)

В теория сложности вычислений, то класс сложности PPP (полиномиальный принцип ячейки) является подклассом TFNP. Это класс задач поиска, который можно показать как совокупный с помощью приложения принцип голубятни. Христос Пападимитриу представил его в той же статье, в которой были представлены PPAD и PPA.^[1] PPP содержит как PPAD и PWPP (полиномиальный принцип слабой ячейки) в качестве подклассов. Эти классы сложности представляют особый интерес в криптографии, потому что они сильно связаны с криптографическими примитивами, такими как односторонние перестановки и хэш-функции, устойчивые к коллизиям.

Определение

PPP - это совокупность всех задач вычисления функций, допускающих редукция за полиномиальное время к ГОЛУБЬ проблема, определяемая следующим образом:

Учитывая булеву схему ${ displaystyle C}$ с таким же номером ${ displaystyle n}$ входных бит в качестве выходных битов, найдите либо вход ${ displaystyle x}$ который отображается на выходе ${ Displaystyle С (х) = 0 ^ {п}}$, или два разных входа ${ Displaystyle х neq y}$ которые отображаются на один и тот же вывод ${ Displaystyle С (х) = С (у)}$.

Проблема в PPP-полный если ГОЛУБЬ также полиномиально сводится к нему. Обратите внимание, что принцип «ящика» гарантирует, что ГОЛУБЬ итого. Мы также можем определить СЛАБОЙ ГОЛУБЬ, для которого принцип слабой ячейки гарантирует целостность. PWPP - это соответствующий класс задач, полиномиально сводимых к нему.^[2] СЛАБОЙ ГОЛУБЬ это следующая проблема:

Учитывая булеву схему ${ displaystyle C}$ имея ${ displaystyle n}$ входные биты и ${ displaystyle n-1}$ выходные биты, найти ${ Displaystyle х neq y}$ такой, что ${ Displaystyle С (х) = С (у)}$.

Здесь диапазон схемы строго меньше, чем ее область, поэтому гарантируется, что схема не будетинъективный. СЛАБОЙ ГОЛУБЬ сводится к ГОЛУБЬ путем добавления одного бита к выходу схемы, поэтому PWPP ${ displaystyle substeq}$ PPP.

Подключение к криптографии

Мы можем просмотреть схему в ГОЛУБЬ как вычислимая хеш-функция за полиномиальное время. Следовательно, PPP - это класс сложности, который отражает жесткость инвертирования или обнаружения коллизий в хэш-функциях. В более общем плане отношения подклассов ФНП к классам сложности с полиномиальным временем можно использовать для определения существования определенных криптографических примитивов, и наоборот.

Например, известно, что если FNP = FP, тогда односторонние функции не существует. Аналогично, если PPP = FP, то односторонних перестановок не существует.^[3] Следовательно, PPP (который является подклассом FNP) более точно отражает вопрос о существовании односторонних перестановок. Мы можем доказать это, уменьшив проблему обращения перестановки ${ displaystyle pi}$ на выходе ${ displaystyle y}$ к ГОЛУБЬ. Построить схему ${ displaystyle C}$ что вычисляет ${ Displaystyle С (х) = пи (х) oplus y}$. С ${ displaystyle pi}$ перестановка, решение ГОЛУБЬ должен выводить ${ displaystyle x}$ такой, что ${ Displaystyle С (х) = 0 = пи (х) oplus y}$, что означает ${ Displaystyle пи (х) = у}$.

Отношение к PPAD

PPP содержит PPAD как подкласс (строгое сдерживание - открытая проблема). Это потому что Конец строки, который определяет PPAD, допускает прямое полиномиальное сокращение до ГОЛУБЬ. В Конец строки, вход - это начальная вершина ${ displaystyle s}$ в ориентированном графе ${ displaystyle G}$ где каждая вершина имеет не более одного преемника и не более одного предшественника, представленного функцией-преемником, вычисляемой за полиномиальное время ${ displaystyle f}$. Определить схему ${ displaystyle C}$ чей вход является вершиной ${ displaystyle x}$ и чей вывод является его преемником, если он есть, или ${ displaystyle x}$ если это не так. Если мы представим исходную вершину ${ displaystyle s}$ как битовая струна ${ displaystyle 0 ^ {n}}$, эта схема является прямым сокращением Конец строки к Голубь, так как любое столкновение в ${ displaystyle C}$ обеспечивает раковину в ${ displaystyle G}$.

Заметные проблемы

Проблема равных сумм

Проблема равных сумм - это следующая проблема. Данный ${ displaystyle n}$ положительные целые числа, сумма которых меньше чем ${ displaystyle 2 ^ {n} -1}$, найдите два различных подмножества целых чисел с одинаковой суммой. Эта проблема содержится в PPP, но неизвестно, является ли он полным.

Проблема с ограниченной SIS

Проблема с ограниченным SIS (короткое целочисленное решение), которая является обобщением Проблема SIS от криптографии на основе решеток, как было показано, является полной для PPP.^[4] До этой работы единственными известными проблемами PPP были варианты ГОЛУБЬ.

Целочисленная факторизация

Существуют рандомизированные редукции за полиномиальное время из целочисленная факторизация проблема для СЛАБОЙ ГОЛУБЬ.^[5] Кроме того, под обобщенная гипотеза Римана, существуют также детерминированные полиномиальные редукции. Тем не менее, безоговорочно показать, что целочисленная факторизация присутствует в PPP, остается открытой проблемой.

Рекомендации