Kekerasan CLIQUE berparameter?


17

Biarkan dan pertimbangkan masalah keputusan0p1

CLIQUE Input: integer , grafik dengan simpul dan edge Pertanyaan: apakah G berisi klik pada sekurang-kurangnya simpul s ?p
sGtp(t2)
Gs

Sebuah instance dari CLIQUE berisi proporsi dari semua kemungkinan edge. Jelas, CLIQUE mudah untuk beberapa nilai . CLIQUE hanya berisi grafik yang benar-benar terputus, dan CLIQUE berisi grafik lengkap. Dalam kedua kasus, CLIQUE dapat diputuskan dalam waktu linier. Di sisi lain, untuk nilai mendekati , CLIQUE adalah NP-hard dengan reduksi dari CLIQUE itu sendiri: pada dasarnya, cukup untuk mengambil persatuan yang terpisah dengan grafik Turán .pppp01pp1/2p T(t,s1)

Pertanyaan saya:

Apakah CLIQUE baik dalam PTIME atau NP-complete untuk setiap nilai ? Atau apakah ada nilai yang CLIQUE memiliki kompleksitas menengah (jika P ≠ NP)? p p ppppp

Pertanyaan ini muncul dari pertanyaan terkait untuk hypergraph, tetapi tampaknya menarik dengan sendirinya.


1
pertanyaan menarik!
Suresh Venkat

Apakah bilangan real antara 0 dan 1, atau dapat p menjadi fungsi dari t?
Robin Kothari

@Robin: Saya belum menentukan, keduanya akan menarik.
András Salamon

3
Jika proporsi tepi adalah batas atas (dan bukan persyaratan hitungan tepat atau batas bawah), maka untuk setiap konstanta masalah ini NP-keras dengan reduksi dari CLIQUE: Tambahkan seperangkat simpul terisolasi yang cukup besar . Apakah persyaratan bahwa tepi angka sama dengan ekspresi yang diberikan? Atau hal jelas apa yang saya lewatkan? :-)0<p<1
gphilip

1
@ gphilip: Seperti yang Anda tunjukkan pengurangannya langsung jika proporsinya hanya batas atas; inilah mengapa pertanyaan ini diungkapkan dalam proporsi yang tepat.
András Salamon

Jawaban:


14

Saya berasumsi bahwa angka dalam definisi masalah CLIQUEppersis sama dengan jumlah tepi dalam grafik, tidak seperti komentar gphilip untuk pertanyaan tersebut.p(t2)

Masalah CLIQUE p adalah NP-lengkap untuk konstanta rasional 0 < p <1 dengan reduksi dari masalah CLIQUE yang biasa. (Asumsi bahwa p adalah rasional hanya diperlukan sehingga dapat dihitung dari N dalam polinomial waktu dalam N. )pN

Misalkan k ≥3 menjadi bilangan bulat yang memenuhi k 2 ≥1 / p dan (1−1 / k ) (1−2 / k )> p . Diberikan grafik G dengan n simpul dan tepi m bersama dengan nilai ambang s , reduksi bekerja sebagai berikut.

  1. Jika s < k , kami menyelesaikan masalah CLIQUE dalam waktu O ( n s ) waktu. Jika ada klik ukuran setidaknya s , kami menghasilkan contoh ya tetap. Kalau tidak, kami menghasilkan tanpa contoh tetap.
  2. Jika n < s , kami menghasilkan instance-tetap.
  3. Jika nsk , kita tambahkan ke grafik G a ( k −1) di mana setiap set terdiri dari n simpul yang memiliki tepat tepian, dan menghasilkan grafik ini.p(nk2)m

Perhatikan bahwa kasus 1 membutuhkan O ( n k -1 ) waktu, yang jumlahnya banyak di n untuk setiap p . Kasus 3 dimungkinkan karena jika nsk , maka adalah nonnegatif dan paling banyak jumlah tepi dalamgrafiklengkap (k−1) -kartit Kn,…,nseperti ditunjukkan dalam dua klaim berikut.p(nk2)m

Klaim 1 . .p(nk2)-m0

Bukti . Sejak , cukuplah jika kita membuktikanp ( nkm(n2) , atau ekuivalenpnk(nkequival1) ≥n(n−1). Karenap≥ 1 /k2, kita memilikipnk(nk−1) ≥n(n−1 /k) ≥n(n−1). QED.p(nk2)(n2)

Klaim 2 . . (Perhatikan bahwa sisi kanan adalah jumlah sisi dalam grafik lengkap (k − 1) -kartit Kn,…,n.)hal(nk2)-m<n2(k-12)

Bukti . Sejak danm≥ 0, cukuplah jika kita membuktikan p ( n kx<x+1 , atau ekuivalenn2(k−1) (k−2) -pnk(nk−1) - 2 ≥ 0. Karenap<(1−1 /k) (1−2 /k), kami memiliki n2(k-1)(k-2)-pnk(nkhal(nk2)+1n2(k-12)n 2 ( k - 1 ) ( k - 2

n2(k-1)(k-2)-halnk(nk-1)-2
=n
n2(k1)(k2)n(n1k)(k1)(k2)2
QED.
=nk(k1)(k2)2(k1)(k2)20.

Sunting : Pengurangan dalam Revisi 1 memiliki kesalahan; terkadang diperlukan grafik dengan jumlah tepi negatif (ketika p kecil). Kesalahan ini diperbaiki sekarang.


ini paling dekat dengan frasa tertentu, jadi terima kasih telah mengatasi ini. Kasus 3 paling dekat dengan apa yang ada dalam pikiran saya. Namun, saya tidak mengikuti perhitungan - dapatkah Anda sedikit memperluas?
András Salamon

@ András Salamon: Selesai.
Tsuyoshi Ito

15

ptplog4tslog2ttlog2t

log2t

p

Dengan menggunakan situs kami, Anda mengakui telah membaca dan memahami Kebijakan Cookie dan Kebijakan Privasi kami.
Licensed under cc by-sa 3.0 with attribution required.