Randomizowane testy tożsamości dla wielomianów wysokiego stopnia?


9

Niech będzie wielomianem zmiennym podanym jako obwód arytmetyczny o rozmiarze poli i niech będzie liczbą pierwszą.fafnn(n)(n)p=2)Ω(n)p=2Ω(n)

Czy możesz sprawdzić, czy jest identycznie zerowe w stosunku do , z czasem i prawdopodobieństwem błędu , nawet jeśli stopień nie jest a priori ograniczone? Co jeśli jest jednoznaczny?fafZpZppoli(n)poly(n)≤1-1/poli(n)≤1−1/poly(n)faf

Zauważ, że możesz skutecznie przetestować, czy jest identycznie zerowy jako wyrażenie formalne , stosując Schwartz-Zippel na polu wielkości powiedz , ponieważ maksymalny stopień wynosi .faf 2)2)|fa|22|f|faf2)|fa|2|f|


jeśli nie masz żadnych ograniczeń co do stopnia, to czy nie ma wielomianu, który realizuje jakąś konkretną funkcję?
— Peter Shor

@PeterShor: PO nie mają związany od stopnia; nie może być większa niż 2 do [liczba bramek w ]. faf

Myślę, że kluczowym punktem tego pytania jest to, że pole GF (p) nie jest ani wystarczająco duże, aby użyć lematu Schwartza – Zippla do skonstruowania losowego algorytmu czasu wielomianowego w standardowy sposób, ani wystarczająco małe (jak GF (2) ), aby użyć arytmetyki do skonstruowania redukcji z SAT w standardowy sposób.
— Tsuyoshi Ito

1
W przypadku pojedynczego wariantu pytanie dotyczy tego, czy xp-1xp−1 dzieli faf, które można sprawdzić w większym polu, jeśli to pomoże. Nie jestem pewien, czy uogólnia to na wiele odmian.
— Geoffrey Irving

1
@GeoffreyIrving Thanks! Czy łatwo jest sprawnie sprawdzić?(xp-1)|fa(xp−1)|f kiedy fafjest podany jako obwód?
— user94741,

Odpowiedzi:


8

Nie jest dla mnie do końca jasne, na czym polega problem i jak egzekwujesz ograniczenie p=2)Ω(n)p=2Ω(n), jednak, przy jakimkolwiek rozsądnym sformułowaniu, odpowiedź brzmi „ nie” dla wielomianowych wielomianów, chyba że NP = RP, ze względu na poniższe zmniejszenie.

Biorąc pod uwagę główną moc qq w układzie binarnym i logicznym doC (wlog tylko przy użyciu ∧∧ i ¬¬ bram), możemy zbudować w czasie wielomianowym obwód arytmetyczny doqCq takie, że doC jest niezadowalający iff doqCq oblicza identyczny zero wielomianu faqFq w następujący sposób: tłumaczyć za∧ba∧b z zabab, ¬za¬a z 1-za1−ai zmienna xjaxi z xq-1jaxq−1i (co można wyrazić za pomocą obwodu wielkości O(logq)O(logq) przy użyciu powtarzanego kwadratu).

Gdyby q=pq=p jest liczbą pierwszą (co, jak sądzę, nie ma znaczenia) i wystarczająco dużą, możemy nawet uczynić redukcję jednoczynnikową: zmodyfikować definicję dopCp po to aby xjaxi jest tłumaczone za pomocą wielomianu faja(x)=((x+ja)(p-1)/2)+1)p-1.

fi(x)=((x+i)(p−1)/2+1)p−1.
Z jednej strony, faja(za)∈{0,1}fi(a)∈{0,1} dla każdego za∈fapa∈Fp, stąd jeśli doC jest zatem niezadowalająca dop(za)=0Cp(a)=0 dla każdego zaa. Z drugiej strony załóżmy, żedoC powiedzmy, że jest zadowalający do(b1,…,bn)=1C(b1,…,bn)=1, gdzie bja∈{0,1}bi∈{0,1}. Zauważ, że faja(za)={1gdyby za+ja jest kwadratową pozostałością (w tym 0),0gdyby za+ja jest kwadratową nieresztą.
fi(a)={10if a+i is a quadratic residue (including 0),if a+i is a quadratic nonresidue.
Tak więc mamy dop(za)=1Cp(a)=1 gdyby za∈fapa∈Fp jest taki, że za+ja jest kwadratową pozostałością ⟺bja=1
a+i is a quadratic residue ⟺bi=1
dla każdego ja=1,…,ni=1,…,n. Wniosek 5 w Peralcie implikuje, że takiezaa zawsze istnieje dla p≥(1+o(1))2)2)nn2)p≥(1+o(1))22nn2.

Redukcja jednoczynnikowa faktycznie działa dla organizacji non-prime qq tak długo, jak długo jest nieparzysty (i prawdopodobnie można sobie poradzić z mocami 2)2innym sposobem). Zamiast stałych1,…,n1,…,n, można przyjąć dowolną ustaloną sekwencję nnwyraźne elementy pola; wymaganezaa ponownie istnieje, jeśli q≥2)2)nn2)q≥22nn2przez zasadniczo ten sam argument, co w pracy Peralty (prawdziwa praca opiera się na sumach postaci Weila, które dotyczą wszystkich skończonych pól).
— Emil Jeřábek

Ach, tak: jeśli q=2)k≥2)nq=2k≥2n, możemy to naprawić fa2)F2-liniowo niezależny {zaja:ja=1,…,n}⊆faq{ai:i=1,…,n}⊆Fqi tłumaczyć xjaxi z T.(zajax)T(aix), gdzie T.(x)=∑jot<kx2)jotT(x)=∑j<kx2j jest śladem faq/fa2)Fq/F2.
— Emil Jeřábek
Korzystając z naszej strony potwierdzasz, że przeczytałeś(-aś) i rozumiesz nasze zasady używania plików cookie i zasady ochrony prywatności.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.