Um oráculo aleatório pode alterar os problemas de TFNP que são fortemente difíceis de obter em média?


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Eu estive pensando sobre a seguinte pergunta em
vários momentos desde que vi essa pergunta sobre criptografia .


Questão

Seja R uma relação TFNP . Um oráculo aleatório pode ajudar P / poli
a romper R com probabilidade não desprezível? Mais formalmente,

Faz

para todos os algoritmos P / poli , é insignificanteAPrx[R(x,A(x))]

implica necessariamente que

para quase todos os S racles , para todos P / poli-A Oracle algoritmos A , \ Pr_x [R (x, A ^ \ O (x))] é desprezávelOAPrx[R(x,AO(x))]

?


Formulação alternativa

O conjunto relevante de oráculos é Gδσ (portanto mensurável); portanto, ao tomar contrapositiva e aplicar a lei zero-um de Kolmogorov , a formulação a seguir é equivalente à original.

Faz

para quase todo o racles , existe um P / poli Oracle algoritmo tal que é não negligenciável A Pr x [ R ( x , A O ( x ) ) ]O
APrx[R(x,AO(x))]

implica necessariamente que

existe um algoritmo P / poli tal que não seja desprezívelAPrx[R(x,A(x))]

?


O caso uniforme

Aqui está uma prova da versão uniforme :

Existem apenas muitos algoritmos de oracle PPT, portanto, pela aditabilidade contável do nulo [ideal] [8], existe um algoritmo PPT tal que, para um conjunto não nulo de oráculos , não é desprezível. Seja um algoritmo de oráculo.O Pr x [ R ( x , A O ( x ) ) ] BAO
Prx[R(x,AO(x))]B

Da mesma forma, seja um número inteiro positivo, de modo que para um conjunto não nulo de oráculos , seja infinitamente frequente pelo menos , onde é o comprimento da entrada. Pelo contrapositivo de Borel-Cantelli , é infinito.O Pr x [ R ( x , B O ( x ) ) ] n - c n n = 0 Pr O [ n - cPr x { 0 , 1 } n [ R ( x , B O ( x ) ) ] ]cO
Prx[R(x,BO(x))]ncn
n=0PrO[ncPrx{0,1}n[R(x,BO(x))]]

Pelo teste de comparação , com frequência infinita .PrO[ncPrx{0,1}n[R(x,BO(x))]n2

Seja o algoritmo PPT que [simula o oráculo] [12] e executa com esse oráculo simulado.BSB

Corrija e deixe ser o conjunto de oráculos tal que .G o o d O n - cPr x { 0 , 1 } n [ R ( x , BO O ( x ) ) ]nGoodOncPrx{0,1}n[R(x,BO(x))]

Se não for nulo, então .Pr S [ OL O O d ] n - c = Pr S [ OL O O d ] E S [ n - c ] Pr S [ OL O O d ] E O [ Pr x { 0 , 1 } nGood

PrO[OGood]nc=PrO[OGood]EO[nc]PrO[OGood]EO[Prx{0,1}n[R(x,BO(x))]OGood]=EO[Prx{0,1}n[OGood and R(x,BO(x))]]EO[Prx{0,1}n[R(x,BO(x))]]=PrO,x{0,1}n[R(x,BO(x))]=Prx{0,1}n,O[R(x,BO(x))]=Ex{0,1}n[PrO[R(x,BO(x))]]=Ex{0,1}n[Pr[R(x,S(x))]]=Prx{0,1}n[R(x,S(x))]

Desde a Pr x [ R ( x , S ( x ) ) ]PrO[OGood]n2 infinitamente, não é desprezível.Prx[R(x,S(x))]

Portanto, a versão uniforme é válida. A prova usa criticamente o fato de que existem
apenas muitos PPT algoritmos de oracle . Essa idéia não funciona no
caso não uniforme, pois existem muitos algoritmos P / poli oracle contínuos.


Eu não acho que isso seja realmente uma pergunta sobre oráculos. Como é independente de , você também pode simplesmente dar acesso a uma sequência aleatória. A questão é: a aleatoriedade aumenta a potência dos circuitos de tamanho poligonal. A resposta para isso é "não", pois, se forneceu um acesso aleatório a uma sequência aleatória, então, por um argumento de média, existiria uma configuração específica da sequência aleatória com a qual poderia se sair bem e então poderíamos conecte essa corda no circuito de R A A A AORAAAA
Adam Smith

@ AdamSmith: "Como é independente de , você também pode dar acesso a uma sequência aleatória" é a intuição, mas não vejo como transformá-la em prova. R AORA

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@ Adam, há outro quantificador que é importante. Eu acho que é mais fácil olhar para a negação: é possível que para quase todos os oráculos exista um adversário não uniforme que possa usar o oráculo para resolver o problema de busca?
Kaveh

Eu vejo. Eu estava respondendo uma pergunta diferente. Desculpe pela confusão.
Adam Smith

@domotorp: Eles devem ser corrigidos agora. (Meu melhor palpite para por que o que aconteceu é o uso de links numerados em vez de ligações in-line.)

Respostas:


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Não ao meu título e Sim ao corpo da minha pergunta. De fato, isso generaliza imediatamente
todos os jogos de comprimento polinomial que não usam o código dos adversários.


Note que eu usarei para os adversários, em vez de , para combinar com a notação do Teorema 2 .ACA

Suponha que, para quase todos os oráculos , exista um algoritmo P / poli oracle tal que não é desprezível. C Pr xO
CPrx[R(x,CO(x))]


Para quase todos os oráculos , existe um número inteiro positivo d tal que existe uma sequência de circuitos de tamanho no máximo d + n d tal que O

Prx{0,1}n[R(x,CO(x))] é infinitamente maior que .1/(nd)

Por aditabilidade contável, existe um número inteiro positivo d tal que, para um conjunto não nulo de oráculos , existe uma sequência de circuitos de tamanho no máximo d + n d tal que é infinitamente maior queO
Prx{0,1}n[R(x,CO(x))]1/(nd) .

Seja j esse anúncio e z seja o algoritmo de oráculo (não necessariamente eficiente) que
recebe n como entrada e gera o menor circuito de oráculo lexicograficamente menor no tamanho j + n que maximiza . Pelo contrapositivo de Borel-Cantelli ,j
Prx{0,1}n[R(x,CO(x))]1/(n2)<ProbO[1/(nj)<Prx{0,1}n[R(x,(zO)O(x))]]para infinitamente muitos n.


Para tal n,

1/(n2+j)=1/((n2)(nj))=(1/(n2))(1/(nj))<ProbO,x{0,1}n[R(x,(zO)O(x))]

.


Seja o algoritmo oracle que recebe 2 entradas, uma das quais é , e faz o seguinte:An

Escolha uma sequência aleatória de n bits . Tente [analisar a outra entrada como um circuito oracle e executar esse circuito oracle na string de n bits]. Se isso der certo e a saída do circuito oracle satisfizer R (x, y), então a saída 1, então a saída 0. (Observe que não é apenas o adversário.) Para infinitamente muitos n, . x

y


A
1/(n2+j)<ProbO[AO(n,zO(n))]
Seja p como no Teorema 2 e definaf=2p(j+nj)n(2+j)2 .


No Teorema 2 , existe uma função oracle tal que com como nesse teorema, seentãoSP
1/(n2+j)<ProbO[AO(n,zO(n))]

1/(2(n2+j))=(1/(n2+j))(1/(2(n2+j)))=(1/(n2+j))1/(22(n(2+j)2))
=(1/(n2+j))(p(j+nj))/(22p(j+nj)(n(2+j)2))=(1/(n2+j))(p(j+nj))/(2f)
<ProbO[AO(n,zO(n))](p(j+nj))/(2f)ProbO[AP(n,zO(n))].


Para n tal que1/(n2+j)<ProbO[AO(n,zO(n))]:

Em particular, existe um circuito oracle de tamanho no máximo j + n e uma atribuição de comprimento no máximo f tal forma que com que a entrada e presampling, probabilidade de produzir de for maior do que . Os circuitos Oracle de tamanho no máximo j + n podem ser representados com bits poli (n), portanto, para p é delimitado acima por um polinômio em n, o que significa que f também é delimitado acima por um polinômio em n. [Cj]
[]
A11/(2(n2+j))
j

Pela construção de , isso significa que existem circuitos oracle de tamanho no máximo j + n e uma atribuição de comprimento polinomial tal que, quando executada com essa pré-amostragem, a probabilidade de os circuitos encontrarem uma solução é maior que . Como esses circuitos não podem fazer consultas maiores que j + nAj
1/(2(n2+j))jbits, entradas pré-amostradas por mais tempo do que isso podem ser ignoradas, para que essa pré-amostragem possa ser simulada de maneira eficiente e perfeita com um oráculo aleatório e bits codificados em poli (n). Isso significa que existem circuitos oraculares de tamanho polinomial, de modo que, com um oráculo aleatório padrão, a probabilidade de os circuitos encontrarem uma solução é maior que . Tal oráculo aleatório, por sua vez, pode ser simulado de maneira eficiente e perfeita com apenas bits aleatórios comuns, de modo que existem circuitos probabilísticos de não oráculo de tamanho polinomial cuja probabilidade de encontrar uma solução é maior que1/(2(n2+j))1/(2(n2+j)) . Por sua vez, codificando a aleatoriedade óptica, existem circuitos determinísticos de tamanho polinomial (não oráculo) cuja probabilidade (acima da escolha de x) de encontrar uma solução é maior que . Como mostrado anteriormente nesta resposta, existem infinitamente muitos n tais que1/(2(n2+j))


1/(n2+j)<ProbO[AO(n,zO(n))],então existe um polinômio tal que

a sequência cuja n-ésima entrada é o menos lexicograficamente
[circuito C de tamanho delimitado acima por esse polinômio] que maximizaPrx{0,1}n[R(x,C(x))]

é um algoritmo P / poli cuja probabilidade (acima da escolha de x) de encontrar uma solução não é desprezível.


Portanto, a implicação no corpo da minha pergunta sempre se mantém.

Para obter a mesma implicação para outros jogos polinomial de comprimento, apenas
alterar esta de prova para fazê-lo ter a entrada da Oracle-circuitos jogar o jogo.A

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