Masalah memutuskan apakah CNF monoton menyiratkan DNF monoton


14

Pertimbangkan masalah keputusan berikut

Input : CNF Φ monoton dan DNF monoton P .Ψ

Pertanyaan : Apakah sebuah tautologi?ΦΨ

Tentunya Anda dapat mengatasi masalah ini dalam waktu , di mana adalah jumlah variabel dalam dan adalah panjang input. Di sisi lain, masalah ini lengkap dengan TNP. Selain itu, pengurangan yang membentuk kelengkapan coNP juga menunjukkan bahwa, kecuali SETH gagal, tidak ada - algoritma waktu untuk masalah ini (ini berlaku untuk positif ). Inilah pengurangan ini. Biarkan menjadi CNF (non-monoton) dan biarkan menjadi variabelnya. Ganti setiap kemunculan positif olehn Φ Ψ l O ( 2 ( 1 / 2 - ε ) n p o l y ( l ) ) ε A x x yO(2npoly(l))nΦΨlO(2(1/2ε)npoly(l))εAxxydan setiap kejadian negatif oleh . Lakukan hal yang sama untuk setiap variabel. Biarkan CNF monoton yang dihasilkan menjadi . Mudah untuk melihat bahwa memuaskan jika if bukan tautologi. Pengurangan ini meledakkan jumlah variabel dengan faktor 2, yang menyiratkan batas bawah (SETH) yang disebutkan di atas.z Φ A Φ y z 2 n / 2xzΦAΦyz2n/2

Jadi ada celah antara dan waktu. Pertanyaan saya adalah apakah ada algoritma yang lebih baik atau pengurangan yang lebih baik dari SETH diketahui? 2 n2n/22n

Hanya dua komentar yang tampaknya terkait dengan masalah:

  • masalah terbalik apakah DNF monoton menyiratkan CNF monoton dapat dipecahkan secara sepele dalam waktu polinomial.

  • Menariknya, masalah menentukan apakah dan menghitung fungsi yang sama dapat diselesaikan dalam waktu kuasi-polinomial karena Fredman dan Khachiyan (Pada Kompleksitas Dualisasi Bentuk Normal Disjungtif Monoton, Jurnal Algoritma 21 (1996), tidak ada 3, hlm. 618-628, doi: 10.1006 / jagm.1996.0062 )ΨΦΨ

Jawaban:


6

Dengan anggapan SETH, masalahnya tidak dapat diselesaikan dalam waktu O(2(1ϵ)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 Ttn(x0,,xn1) menunjukkan fungsi threshold

Ttn(x0,,xn1)=1|{i<n:xi=1}|t.
Menggunakan jaringan Ajtai-Komlós-Szemerédi menyortir,Ttn dapat ditulis oleh polinomial-ukuran rumus monoton, constructible dalam waktupoly(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,,xn1)

ϕ(x0,,xn1,¬x0,,¬xn1),
ϕadalah 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 setiaptn, di mana N i = T n - 1 t (ϕ(x0,,xn1)
Ttn(x0,,xn1)ϕ(x0,,xn1,N0,,Nn1)
tn
Ni=Ttn1(x0,,xi1,xi+1,,xn1).

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 , ...eTtnteeteNi¬xieϕ . 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.eϕ(x0,,xn1,N0,,Nn1)eϕ(x0,,xn1,N0,,Nn1)


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 ( 2δnpoly(l)kkk. Ini menyiratkanδ1jika SETH bertahan.2δn+O(knlogn)poly(l)δ1

Jadi, anggap kita diberi -DNF ϕ = i < l ( j A i x jj 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(jAixjjBi¬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 jj B i Nbk1nlognϕ berlaku untuk setiapn-tuplet0,,tn-1[0,b], di mana untukj=bu+j,0j<b, kita mendefinisikan Nj=T b - 1 t u (xbu,...,xbu
()u<nTtub(xbu,,xb(u+1)1)i<l(jAixjjBiNj)
nt0,,tn1[0,b]j=bu+j0j<b Kita bisa menulis T b t sebagai monoton CNF ukuranO( 2 b ), maka LHS dari(*)adalah monoton CNF ukuranO(n 2 b ). Di sisi kanan, kita dapat menulis N j
Nj=Ttub1(xbu,,xbu+j1,xbu+j+1,,xb(u+1)1).
TtbO(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 pilihant , 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))bnt 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 kk3kΦkΨk

sk=inf{δ:k-SATDTIME(2δn)},s=sup{sk:k3}.
sk=inf{δ:k-MonImpDTIME(2δn)},s=sup{sk:k3}.
s3s4s1
sksk,
sk2sk.
b
sksbk+log(b+1)b,
s=s.
s=1sk>0k3

ΦΨTkn2nΩ(1/d)d2n

Tknd2nO(1/d)

d2nO(1/d)poly(n)d2Tkn32O(nlogn)Θ(nlogn)

ΦΨ

nx1,xnTk1n(x1)Tknn(xn)ϕk1++knn2n
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.