Ну, заголовок майже все це говорить. Цікаве питання, яке було задано вище, запитав коментер Джей у своєму блозі (дивіться тут і тут ). Я здогадуюсь і те, що відповідь "так", і що існує досить просте доказ, але я не міг це побачити з очей. (Дуже приблизно, можна спробувати показати, що якби мова в не була в B P P , вона повинна мати нескінченну алгоритмічну взаємну інформацію з R , і в цьому випадку вона не була б обчислюваною. Також зверніть увагу що один напрямок тривіальний: обчислювані мови в P R, безумовно, містять B P P. )
Зауважте, що я не запитую про клас « майжеP» , який складається з тих мов, які є в майже для кожного R (і добре відомий рівним B P P ). У цьому питанні ми спочатку виправити R , а потім подивитися на безлічі обчислюваних мов в P R . З іншого боку, можна було б спробувати , щоб показати , що, якщо мова в P R вирахує, навіть для фіксованого випадкового оракула R , то насправді , що мова повинна бути в А л м про з т р .
Тісно пов'язаний з питанням , чи є, з ймовірністю 1 над випадковим оракулом , ми маємо
Якщо так, то ми отримуємо наступний цікавий наслідок: якщо , то при ймовірності 1 над випадковим оракулом R єдиними мовами, які є свідками поділу оракула P R ≠ N P R, є нерозбірливі мови.