Dengan anggapan SETH, masalahnya tidak dapat diselesaikan dalam waktu O(2(1−ϵ)npoly(l)) untuk setiap ϵ>0 .
Pertama, izinkan saya menunjukkan bahwa ini berlaku untuk masalah yang lebih umum di mana Φ dan Ψ mungkin merupakan formula monoton sewenang-wenang. Dalam hal ini, ada pengurangan ctt waktu-poli dari TAUT ke masalah yang mempertahankan jumlah variabel. Mari Tnt(x0,…,xn−1) menunjukkan fungsi threshold
Tnt( x0, ... , xn - 1) = 1⟺∣∣{ i < n : xsaya= 1 } ∣∣≥ t .
Menggunakan jaringan Ajtai-Komlós-Szemerédi menyortir,
Tnt dapat ditulis oleh polinomial-ukuran rumus monoton, constructible dalam waktu
p o l y (n).
Dengan rumus Boolean , kita dapat menggunakan aturan De Morgan untuk menuliskannya dalam bentuk ϕ ′ ( x 0 , ... , x n - 1 , ¬ x 0 , ... , ¬ x n - 1 ) , di
mana ϕ ′ adalah monoton. Kemudian
ϕ ( x 0 , ... , x n -ϕ ( x0, ... , xn - 1)
ϕ′( x0, ... , xn - 1, ¬ x0, … , ¬ xn - 1) ,
ϕ′adalah tautologi jika dan hanya jika implikasi monoton
T n t ( x 0 ,..., x n - 1 )→ φ ' ( x 0 ,..., x n - 1 , N 0 ,..., N n - 1 )
berlaku untuk setiap
t≤n, di mana
N i = T n - 1 t (ϕ ( x0, ... , xn - 1)Tnt( x0, ... , xn - 1) → ϕ′( x0, ... , xn - 1, N0, ... , Nn - 1)
t ≤ nNsaya= Tn - 1t( x0, ... , xi - 1, xi + 1, ... , xn - 1) .
Untuk implikasi kiri ke kanan, biarkan menjadi tugas memuaskan T n t , yaitu, dengan setidaknya t yang. Ada e ′ ≤ e dengan t yang tepat . Kemudian e ′ ⊨ N i ↔ ¬ x i , dengan demikian e ′ ⊨ ϕ menyiratkan e ′ ⊨ ϕ ′ ( x 0 , ... , x n - 1 , N 0 , ...eTntte′≤ ete′⊨ Nsaya↔ ¬ xsayae′⊨ ϕ . Karena ini adalah formula monoton, kami juga memiliki e ⊨ ϕ ′ ( x 0 , ... , x n - 1 , N 0 , ... , N n - 1 ) . Implikasi dari kanan ke kiri serupa.e′⊨ ϕ′( x0, ... , xn - 1, N0, ... , Nn - 1)e ⊨ ϕ′( x0, ... , xn - 1, N0, ... , Nn - 1)
Sekarang, izinkan saya kembali ke masalah semula. Saya akan menunjukkan yang berikut ini: jika masalahnya dapat diselesaikan dalam waktu , maka untuk k , k -DNF-TAUT (atau setiap akhir, k -SAT) dapat dipecahkan dalam waktu 2 δ n + O ( √2δnp o l y (l)kkk. Ini menyiratkanδ≥1jika SETH bertahan.2δn+O(knlogn√)poly(l)δ≥1
Jadi, anggap kita diberi -DNF
ϕ = ⋁ i < l ( ⋀ j ∈ A i x j ∧ ⋀ j ∈ B i ¬ x j ) , di
mana | A i | + | B i | ≤ k untuk setiap i . Kami membagi n variabel menjadi n ′ = n / b blok ukuran b ≈ √k
ϕ=⋁i<l(⋀j∈Aixj∧⋀j∈Bi¬xj),
|Ai|+|Bi|≤kinn′=n/b masing-masing. Dengan argumen yang sama seperti di atas,
ϕadalah tautologi jika dan hanya jika implikasinya
⋀ u < n ′ T b t u ( x b u , ... , x b ( u + 1 ) - 1 ) → ⋁ i < l ( ⋀ j ∈ A i x j ∧ ⋀ j ∈ B i Nb≈k−1nlogn−−−−−−−−√ϕ
berlaku untuk setiap
n′-tuple
t0,…,tn′-1∈[0,b], di mana untuk
j=bu+j′,
0≤j′<b, kita mendefinisikan
Nj=T b - 1 t u (xbu,...,xbu⋀u<n′Tbtu(xbu,…,xb(u+1)−1)→⋁i<l(⋀j∈Aixj∧⋀j∈BiNj)(∗)
n′t0,…,tn′−1∈[0,b]j=bu+j′0≤j′<b
Kita bisa menulis
T b t sebagai monoton CNF ukuran
O( 2 b ), maka LHS dari
(*)adalah monoton CNF ukuran
O(n 2 b ). Di sisi kanan, kita dapat menulis
N jNj=Tb−1tu(xbu,…,xbu+j′−1,xbu+j′+1,…,xb(u+1)−1).
TbtO(2b)(∗)O(n2b)Njsebagai DNF monoton ukuran
. Jadi, dengan menggunakan distributivity, masing-masing terpisah dari RHS dapat ditulis sebagai DNF monoton ukuran
O ( 2 k b ) , dan seluruh RHS adalah DNF ukuran
O ( l 2 k b ) . Oleh karena itu
( * ) adalah sebuah contoh dari masalah kita ukuran
O ( l 2 O ( k b ) ) di
n variabel. Dengan asumsi, kami dapat memeriksa validitasnya dalam waktu
O (O(2b)O(2kb)O(l2kb)(∗)O(l2O(kb))n . Kami mengulangi pemeriksaan ini untuk semua
b n ′ pilihan
→ t , sehingga total waktu adalah
O ( ( b + 1 ) n / b 2 δ n + O ( k b ) l O ( 1 ) ) = O ( 2 δ n + OO(2δn+O(kb)lO(1))bn′t⃗
seperti diklaim.
O((b+1)n/b2δn+O(kb)lO(1))=O(2δn+O(knlogn√)lO(1))
Kami mendapatkan koneksi yang lebih ketat dengan (S) ETH dengan mempertimbangkan versi lebar-terbatas masalah: untuk setiap , mari k -MonImp menunjukkan batasan masalah di mana Φ adalah k -CNF, dan Ψ adalah k -DNF. (S) ETH menyangkut konstanta
s kk≥3kΦkΨk
sks∞=inf{δ:k-SAT∈DTIME(2δn)},=sup{sk:k≥3}.
s′ks′∞=inf{δ:k-MonImp∈DTIME(2δn)},=sup{s′k:k≥3}.
s′3≤s′4≤⋯≤s′∞≤1
s′k≤sk,
sk≤2s′k.
bsk≤s′bk+log(b+1)b,
s∞=s′∞.
s′∞=1s′k>0k≥3