Kısa cevap. Ayrık Logaritma probleminin
uygun bir karar problemi versiyonunu formüle edersek, bunun NP , coNP ve NP karmaşıklık sınıflarının kesişimine ait olduğunu gösterebiliriz BQP .
Ayrık Günlüğün karar problemi versiyonu.
Ayrık logaritma problemi çoğunlukla bir tamsayı gruplarını başka bir tamsayıya eşleyerek bir fonksiyon problemi olarak formüle edilir . Sorunun formülasyonu, insanların dikkate almayı tercih ettikleri, sadece karar (evet / hayır) problemlerini ilgilendiren P , BPP , NP , vb . Karmaşıklık sınıflarıyla uyumsuzdur . Ayrık günlük sorununun etkili bir şekilde eşdeğer bir karar problemi versiyonunu düşünebiliriz:
Ayrık Günlük (Karar Sorunu). Birincil verildiğinde , bir jeneratör a ∈ Z × NNa∈Z×N çarpan birimi modulo , bir tamsayıdır 0 < c < N ve bir üst sınır b ∈ N , orada var olup olmadığını belirlemek 1 ⩽ L ⩽ b , öyle ki , bir L ≡ cN0<c<Nb∈N1⩽L⩽b .aL≡c(modN)
Bu , verimli bir şekilde çözebilirsek, bir ( c ) modulo N günlüğünü ikili arama ile hesaplamamıza izin verecektir . Daha sonra bu sorunun hangi karmaşıklık sınıflarına ait olduğunu sorabiliriz. Not biz bir söz problem olarak iyi ifade ettik: biz bu gereksinimleri askıya alarak bir karar problemine uzatabilirsiniz asal ve bir ∈ Z × NNa∈Z×N bu kısıtlamaların herhangi bir 'EVET' için tuttukları bir jeneratör, ancak koşulu ekledikten sorunun örneği.
Ayrık Günlük BQP'de.
Ayrık logaritmasını (hesaplamak için Shor'un algoritmasını kullanarak bir Kuantum Bilgisayarda Başbakan çarpanlara ve Ayrık Logaritma için Polinom Zamanlı Algoritmalar ), kolayca içerebilir Ayrık Günlüğü içinde BQP . (Test için olsun veya olmasın aslında bir jeneratör, biz sırasını bulmak için, diskre logaritma algoritması için temeldir aynı kağıt içinde Shor'un sipariş bulma algoritması kullanabilir bir karşı karşılaştırmak N - 1a∈Z×NaN−1 )
Ayrık Günlük NP ∩ coNP'dir.
Aslında asal olduğu veN bir 'EVET' veya karar sorun 'hayır', örneğin, ya bir jeneratör, yeterli bir sertifika özel tamsayıdır 0 ⩽ L < K - 1 öyle ki bir L ≡ ca∈Z×N0⩽L<N−1 . Bu nedenle, a ve N'deki koşulların geçerli olup olmadığını belgeleyebileceğimizi göstermek yeterlidir. Brassard en takiben şifreleme karmaşıklığına bir not Eğer öyleyse,her ikiaL≡c(modN)aN bu durumda asal olan ve bir ∈ Z x K bir jeneratör, o zaman bu durumda olduğunu
r , N - 1 ≡ 1Na∈Z×N
tanımla (gerçeğini kullanarak Z x K sırasını sahip, N-1).
rN-- 1≡ 1( modN-)ver( N- 1 ) / q≢ 1( modN-) asal q için bölme N- 1
ZxN-N-- 1
İlgili kısıtlamalar bu sertifika ve bir tutma hem de ana faktörler bir liste olur q 1 , q, 2 , ... bölünmesi N - 1 , bize yukarıda uyum kısıtlamaları test sağlayacaktır. ( İstersek , her q j'nin AKS testini kullanarak birincil olup olmadığını test edebilir ve sadece bu primerlerle N - 1'in ana güç çarpanlarına ayırmaya çalışarak bunların hepsinin N - 1'in birincil faktörleri olduğunu test edebiliriz .)N-birq1, q2, …N-- 1qjN-- 1N-- 1
Sertifika, ilgili kısıtlamalar biri olduğu ya da bir tamsayı olur başarısız q böler N - 1 , bu şekilde , bir ( N - 1 ) / q ≡ 1N-birqN-- 1 . Bu durumda q'nun önceliklilikaçısından test edilmesi gerekli değildir; hemen sırası anlamına gelir , bir daha az olan , N - 1 ve çarpımsal grubunun bir jeneratör olup, böylece sadece , N asal olduğu başarısız olur.bir( N- 1 ) / q≡ 1( modN-)qbirN-- 1N-