Пусть некоторый класс сложности и BP- C быть рандомизированное аналог C определяется как БПП по отношению к P . Более формально мы предоставляем полиномиально много случайных битов и принимаем входные данные, если вероятность принять больше 2 .
Известно, что для класса неоднородных цепей :
Миклош Айтай, Майкл Бен-Ор: теорема о вероятностных вычислениях постоянной глубины STOC 1984: 471-474
Известны ли обобщения этой теоремы? Например, знаем ли мы, что (все еще в неоднородной настройке)? Этот последний вопрос , кажется , как - то нетривиально мне так кажется правдоподобным , что, например , s , т -связности в BPNC 1 .
Соответствующий пост на эту тему: /mathpro/35184/use-of-randomness-in-constant-parallel-time
Ответы:
Большинство классов неоднородной сложности, в том числе , закрываются под оператором B P тем же аргументом, что и B P P ⊆ P / p o l y : используя границу Черноффа – Хеффдинга, вероятность ошибки может быть уменьшена ниже 2 - n путем запуска O ( n ) экземпляров схемы с независимыми случайными битами параллельно и получения большинства голосов; затем по границе объединения последовательность случайных битов дает правильный результат для всех 2 n входов длины nN C1 Б П B P P ⊆ P / p o l y 2- н O ( n ) 2N N одновременно с ненулевой вероятностью и, в частности, существует такая последовательность. Мы можем встроить его в схему.
Этот аргумент применяется к любому классу цепей, который замкнут при взятии большинства параллельных копий схемы и фиксации входных вентилей к константам. На практике это означает любой приличный неоднородный класс выше T C 0 , так как большинство вычислимо в T C 0 .O ( n ) Т С0 Т С0
Доказательство более сложное для , потому что этот класс не вычисляет мажоритарную функцию. (Хотя я не видел бумаги Ajtai и Ben-Or, я предполагаю, что они используют какое-то приблизительное большинство.)A C0
источник