В теоретической информатике коммуникационная сложность изучает количество коммуникации, необходимое для решения задачи, параметры которой распределены между двумя или более сторонами. Это понятие было введено Эндрю Яо в 1979 году , который исследовал следующую задачу для двух участников, традиционно называемых Алисой и Бобом . Алиса получает n- битную строку x, а Bob — n- битную строку y , и их цель состоит в том, чтобы один из них (например, Боб) вычислил определенную и известную обоим участникам функцию ${\displaystyle f(x,y)}$ , при этом с наименьшим количеством коммуникации между ними. Конечно, они всегда могут вычислить ${\displaystyle f(x,y)}$ следующим образом: Алиса отправляет всю свою n-битную строку Бобу, который затем вычисляет функцию ${\displaystyle f(x,y)}$ . Поэтому в данной постановке задачи интересно, для каких функций f существует способ вычислить ${\displaystyle f(x,y)}$ передав менее n битов. Важное отметить, что в данной задаче нас не интересует сложность вычислений, выполненных Алисой или Бобом, или размер используемой для этих вычислений памяти.

Эта абстрактная проблема с двумя участниками (называемая коммуникационной сложностью с двумя участниками) и ее общая форма с большим количеством участников возникает в различных областях компьютерных наук: например, при проектировании больших интегральных схем требуется минимизировать используемую энергию, путём уменьшения количества электрических сигналов между различными компонентами во время распределенных вычислений. Коммуникационная сложность используется также при изучении структур данных и алгоритмов, при оптимизации компьютерных сетей, в теории вычислительной сложности и сложности доказательств и в других областях.

Формальное определение

Пусть изначально задана некоторая функция ${\displaystyle f:X\times Y\to Z}$ , где в наиболее типичной постановке ${\displaystyle X=Y=\{0,1\}^{n},Z=\{0,1\}}$ . Алиса получает элемент ${\displaystyle x\in X}$ , Боб получает ${\displaystyle y\in Y}$ . Обмениваясь друг с другом сообщениями по одному биту (используя некоторый заранее определённый протокол связи ), Алиса и Боб хотят вычислить значение ${\displaystyle z=f(x,y)}$ так, чтобы в конце общения хотя бы один из них знал значение ${\displaystyle z}$ .

Коммуникационная сложность вычисления функции ${\displaystyle f}$ , обозначается ${\displaystyle D(f)}$ , определяется как минимальное количество бит коммуникации, которого достаточно для решения поставленной задачи в худшем случае (то есть этого количества битов должно быть достаточно для любой пары ${\displaystyle x,y}$ ).

Опираясь на это определение удобно думать о функции f , как о функции, заданной матрицей A , в которой строки индексированы элементами ${\displaystyle x\in X}$ , а столбцы, соответственно, элементами ${\displaystyle y\in Y}$ . В каждой ячейке этой матрицы, индексированной элементами x и y , записано соответствующее значение f , то есть ${\displaystyle A_{\mathrm {x,y} }=f(x,y)}$ . Алиса и Боб знают функцию f , а следовательно знают матрицу A . Далее, Алисе выдаётся номер строчки x , а Бобу — номер столбца y , и их задача — определить значение, записанное в соответствующей ячейке. Поэтому, если в какой-то момент один из игроков будет знать одновременно и номер столбца и номер строчки, то он будет знать и значение в соответствующей ячейке. В начале коммуникации каждый игрок ничего не знает про номер другого игрока, поэтому с точки зрения Алисы ответом может быть любое значение в строчке с номером x , а с точки зрения Боба — любое значение в столбце y . В процессе коммуникации с каждым переданным битом появляется новая информация, которая позволяет игрокам отсекать часть возможных ячеек. Например, если в какой-то момент Алиса передаёт бит b , то с точки зрения Боба все возможные к этому моменту входы Алисы делятся на два множества: те, для которых Алиса послала бы ${\displaystyle b=0}$ , и те, для которых Алиса послала бы ${\displaystyle b=1}$ . Зная значение бита b Боб отсекает часть возможных входов Алисы и таким образом сужает множество возможных с его точки зрения ячеек. При этом с точки зрения внешнего наблюдателя после каждого сообщения сужается либо множество возможных строк, либо множество возможных столбцов, и таким образом множество возможных ячеек сужается на некоторую матрицы A .

Более формально, будем называть множество ${\displaystyle R\subseteq X\times Y}$ называется (комбинаторным) прямоугольником , если из того, ${\displaystyle (x_{1},y_{1})\in R}$ и ${\displaystyle (x_{2},y_{2})\in R}$ , следует, что ${\displaystyle (x_{1},y_{2})\in R}$ и ${\displaystyle (x_{2},y_{1})\in R}$ . Тогда каждая подматрица матрицы A ассоциируется с комбинаторными прямоугольником R , таким что ${\displaystyle R=M\times N}$ , где ${\displaystyle M\subseteq X}$ и ${\displaystyle N\subseteq Y}$ . Теперь рассмотрим ситуацию, когда между участниками уже передано k битов. Пусть эти первые k битов задаются строкой ${\displaystyle h\in \{0,1\}^{k}}$ . Тогда можно определить множество пар входов ${\displaystyle T_{\mathrm {h} }\subseteq X\times Y}$ , на которых первые k равны ${\displaystyle h}$

${\displaystyle T_{\mathrm {h} }=\{(x,y):k}$ -бит коммуникации на входах ${\displaystyle (x,y)}$ равен ${\displaystyle h\}}$

Тогда ${\displaystyle T_{\mathrm {h} }}$ является комбинаторным прямоугольником, то есть задаёт подматрицу матрицы A .

Пример: функция EQ

Пусть ${\displaystyle X=Y=\{0,1\}^{n},Z=\{0,1\}}$ . Рассмотрим задачу, в которой Алиса и Боб хотят определить, даны ли им одинаковые строки, то есть они хотят проверить, что ${\displaystyle x=y}$ . Несложно показать, что для решения этой задачи проверки равенства (EQ) потребуется передать n битов в худшем случае, если мы хотим быть научиться отвечать на этот вопрос точно для всех возможных пар x и y .

Для случая ${\displaystyle n=3}$ строки x и y состоят из трёх битов. Функция равенства в этом случае определяется следующей матрицей, в которой строки индексированы входами Алисы, а строчки — входами Боба.

Как мы видим, функция ${\displaystyle EQ}$ равна 1 только в ячейках, где x равно y (то есть, на диагонали).

Теорема: D(EQ) = n

Доказательство. Предположим, что ${\displaystyle D(EQ)\leq n-1}$ , то есть существует протокол, который решает задачу проверки равенства для всех пар битовых строк длины n , передавая при этом не более ${\displaystyle n-1}$ бита. Давайте для каждой возможной пары одинаковых строк ${\displaystyle (x,x)}$ (для них ${\displaystyle EQ(x,x)=1}$ ) выпишем в строчку все биты, которые пересылались в протоколе. Всего таких различных пар ${\displaystyle (x,x)}$ ровно ${\displaystyle 2^{n}}$ , а различных битовых строк длины не более ${\displaystyle n-1}$ всего ${\displaystyle 2+4+\dotsb +2^{n-1}=2^{n}-2<2^{n}}$ . По принципу Дирихле найдутся две пары ${\displaystyle (x,x)}$ и ${\displaystyle (x',x')}$ , для которых получились одинаковые строки, то есть в протоколе пересылались одни и те же биты. Так как множество пар строк, для которых пересылались одинаковые биты, задаёт прямоугольник, то ${\displaystyle EQ(x,x')}$ и ${\displaystyle EQ(x',x)}$ тоже должны быть равны 1, что противоречит тому, что ${\displaystyle x\neq x'}$ . Следовательно наше предположение неверно, а значит ${\displaystyle D(EQ)>n-1}$

Другими словами, если ${\displaystyle D(EQ)}$ меньше n , то мы должны уметь покрыть все единички матрицы EQ при помощи менее ${\displaystyle 2^{n}}$ одноцветных прямоугольников (все ячейки которых помечены единицами). Однако, в матрице EQ ровно ${\displaystyle 2^{n}}$ единичек, и никакие две не могут лежать в одном одноцветном прямоугольнике, так как тогда в этот прямоугольник неизбежно попадую ячейки помеченные нулями. Поэтому, такого покрытия не существует, а значит ${\displaystyle D(EQ)}$ как минимум n .

Примечания

Литература

• Kushilevitz, Eyal; (англ.) ( . Communication complexity (неопр.) . — Cambridge: Cambridge University Press , 2006. — ISBN 978-0-521-02983-4 .
• Разборов А.А. . — МЦНМО, 2012. — 24 с. — ISBN 978-5-4439-0202-9 .
• Верещагин Н.К., Щепин Е.В. Информация, кодирование и предсказание. — М. : ФМОП, МЦНМО, 2012. — 238 с. — ISBN 978-5-94057-920-5 .