タグ付けされた質問 「np-hardness」

NP硬度とNP完全性に関する質問。

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数値分割の特殊なケースのNP困難性
次の問題を考慮してください。 一組の所与のn=kmn=kmn = k m正の数{a1,…,an}{a1,…,an}\{ a_1, \dots, a_n \}ここでk≥3k≥3k \ge 3定数であり、我々は、中にセットを分割するmmm サイズのサブセットkkk各部分集合の和の積となるよう最大化されます。 この問題は、各パーティションの番号の数に制限があることを除けば、よく知られているウェイ番号のパーティション分割とよく似ています。以下のために以下の簡単な多項式アルゴリズムを提案することができ、mmmk=2k=2k = 2 番号がソートされている、つまりと仮定します 。。。< a n。次いで、ためにI ≤ M割り当てI サブセットに私は、のためにI > M、サブセットに割り当てN - I + 1。a1<a2<...<ana1<a2<...<ana_1mn−i+1n−i+1n−i+1 アルゴリズムが機能する理由を見るのは難しくありません。任意の2つのビンを選択するだけです。数字を入れ替えても、製品の量は増えません。 しかし、が大きい場合、多項式時間で問題を解決できるかどうか疑問に思いますか?誰かがそれがnp-hardnessであることを示すことができれば、私も感謝します。kkk 注:ワイヤレスネットワークでスケジューリングの問題に取り組んでいるときに問題が発生しました。問題を解決するための優れたヒューリスティックアルゴリズムを見つけました。しかし、しばらくして、私は問題が理論的に興味深いかもしれないと思った。

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グラフのNP困難な問題
この質問は、木のNP-hard問題に似ています: グラフで扱いやすいNP完全問題が多数あります。グラフに限定されたときにNP完全なままである既知の問題はありますか? より正確に言うと、入力が無向、無加重のコグラフのみで構成される例に興味があります。 2つの発言: 重み付きコグラフの場合、このような問題はここで言及されています -2 人の旅行者とのTSP コグラフは、クリーク幅の「基本クラス」です。たとえば、ツリーはツリー幅の基本クラスです。 更新 いくつかのさらなる考え(私は確信が持てません):入力が本当に単なるグラフである場合、質問は「グラフにはプロパティXがありますか?」という種類でなければなりません。そのような問題が樹木に存在すれば十分である、というのは「コグラフのコツリーはプロパティXを持っているか?」

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爪とパスへの立方体グラフのエッジ分割
繰り返しますが、先ほどの私の質問に動機付けられた、私が知りたがっている複雑なエッジ分割問題です。 入力: 3次グラフG=(V,E)G=(V,E)G=(V,E) 質問:のパーティションがありにE 1、E 2、... 、E sのそれぞれによって誘導された部分グラフように、Eは、私は(つまり、爪のいずれかであるK 1 、3、しばしばスターと呼ばれる)、または3 -path (つまりP 4)?EEEE1,E2,…,EsE1,E2,…,EsE_1, E_2, \ldots, E_sEiEiE_iK1,3K1,3K_{1,3}333P4P4P_4 ある日、この問題がNP完全であることが証明された論文を見たと思いますが、それを見つけることができず、その結果が3次グラフに適用されたかどうか覚えていません。関連する問題として、2部グラフを爪にエッジ分割することはNP完全であることを認識しています(Dyer and Friezeを参照)。誰かが私が説明する問題、または何か関連するもの(つまり、別のグラフクラスの同じ問題、それから立方体グラフに還元しようとすることができる)の参照を持っていますか?

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DAGでのNPハード問題の管理
ツリーの幅は、グラフがツリーにどれだけ近いかを測定します。いくつかのNP困難な問題は、制限されたツリー幅を持つグラフで扱いやすいです。問題がツリー上でNPハードのままである場合、ツリーの幅は節約できません。これは、木の上のNP困難な問題を求める私の以前の質問の 1つの背後にある動機でした。 有向グラフが有向非巡回グラフ(DAG)にどれだけ近いかを測定するツリー幅には、いくつかの有向バージョンがあります。いくつかのどのようなものがあり監督のDAG上のNP-ハード残る問題は?有向問題は、エッジの方向を本質的に使用します。たとえば、ハミルトニアンパスは有向問題ですが、頂点カバーはそうではありません。前の質問に対する答えの1つは、木では難しい問題を生成するための一般的なレシピを提供しました。DAGにそのようなレシピはありますか?

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P対NPをSATに削減
次の質問では、複雑性理論に適用される暗号のアイデアを使用しています。とは言っても、それは純粋に複雑な理論的な質問であり、それに答えるために暗号知識はまったく必要ありません。 私はこの質問を非常に非公式に意図的に書いています。詳細が欠落しているため、少し間違っている可能性があります。あなたの答えの訂正を指摘してください。 次の論文で: Nonmalleable Cryptography、Danny Dolev、Cynthia Dwork、and Moni Naor、SIAM Rev. 45、727(2003)、DOI:10.1137 / S0036144503429856、 著者はこう書いている: 仮定する研究者Aがその証明を取得したP≠NP B.が自分自身を保護するために、それを仮定教授にこの事実を伝えるためにと願い、AはBでの彼女の請求証明ゼロ知識ファッション ... 充足可能性(SAT)、Graph-Hamiltonicity、およびGraph-3-Colorability(G3C)など、ゼロ知識証明が存在する標準的なNP完全問題がいくつかあります。NP定理を証明する標準的な方法は、まずそれを前述のNP完全問題のインスタンスに還元し、次にゼロ知識証明を実行することです。 この質問は、そのような削減に関連しています。P対NPは、次のいずれかの方法で解決されると仮定します。 P = NP P≠NP P対NPは、標準公理集合論とは無関係です。 σが証明を示すものとします。次に、P対NPはNP言語になります(そのための短い証明が存在するため)。定理(たとえばP≠NP)からNP完全問題(たとえばSAT)への簡約はσに依存しません。あれは: There exists a formula ϕ which is satisfiable if and only if P ≠ NP. これは私の想像をはるかに超えています!証明σが与えられたとしても、そのような式constructを構築できる可能性は低いようです。 誰もこれに光を当てることができますか? さらに、P対NPが存在するNP言語をLとします。言語は、任意のサイズのP vs NPのような無限に多くの定理で構成されています。 Lの候補は何ですか? LはNP完全にできますか?

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非可換群の要素の順列により何が達成できるかを決定する
有限グループ修正します。私は次の決定問題に興味があります:入力はGのいくつかの要素であり、それらに半順序があり、問題は順序を満たし、その中の要素の構成がそうであるような要素の順列があるかどうかです順序は、グループの中立要素eを生成します。GGGGGGeee 正式には、テストの問題GGGは次のとおりで、グループが修正されます。GGG 入力:PからGまでのラベリング関数μを持つ有限半順序集合。(P、&lt; )(P,&lt;)(P, <)μμ\muPPPGGG 出力:の線形拡張が存在するか否かを(すなわち、全順序(P 、&lt; ')すべてについてようにX 、Y ∈ P、X &lt; Yが意味X &lt; ' yは)、の要素書き込むよう、ことPを全順序を以下の&lt; "としてのx 1、... 、xはnは、我々が持っているμ (X 1)⋅ ⋯ ⋅ μ (PPP(P,&lt;′)(P,&lt;′)(P, <')x,y∈Px,y∈Px, y \in Px&lt;yx&lt;yx < yx&lt;′yx&lt;′yx <' yPPP&lt;′&lt;′<'x1,…,xnx1,…,xnx_1, \ldots, x_n。μ(x1)⋅⋯⋅μ(xn)=eμ(x1)⋅⋯⋅μ(xn)=e\mu(x_1) \cdot \cdots \cdot \mu(x_n) = e グループ場合、Gテストの問題は明らかにNPにあります。私の質問は次のとおりです。Gテスト問題がNP困難であるようなグループGはありますか?GGGGGGGGGGGG 同等の問題ステートメントに関するいくつかのコメント: ポーズと線形拡張の言語は、DAGとトポロジカル順序の言語と同等に置き換えることができます。つまり、必要に応じて、入力をグループ要素でラベル付けされた頂点を持つDAGとして、また、入力DAGのトポロジカルソートが達成するかどうかを尋ねる出力として考えることができます。eee 一つは、代わりに私たちはposetを与えられている困難な問題を検討することもできおよびG ∈ G、およびかどうかを尋ねるグラム(というよりeが)実現することができます。実際、より強力な問題は上記に還元されます。eが(P ′、&lt; )で実現できるかどうかを尋ねることができます。ここでP ′はPですが、他のすべてよりも小さいg …

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この言語はどの複雑度クラスに属しますか?
私はこの言語がどのクラスに属するか考えていました: はグラフ、は自然数、は色数ですL={⟨G,k⟩∣GL={⟨G,k⟩∣GL =\{ \langle G,k \rangle \mid G kkkkkkG}G}G\} 私は、を(1)「k-1色の着色がない」および(2)「色の着色がある」と考えました。今、(1)はcoNPであり、(2)はNP完全であるため、この言語はNPでもcoNPでもないが、どのクラスに属するかはわかりませんでした。どんな助けも歓迎します。LLLkkk ありがとう

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P対NPの証明可能性について
まず第一に、ゲーデルの不完全性定理(および一般的な論理)に対する私の理解は非常に素朴であり、理論的なコンピューターサイエンスに関する知識(まだ学部在学中に1つの大学院課程のみを履修することを意味する)なので、この質問は非常に素朴です。 私が知る限り、P対NPの証明可能性は未解決の問題です。 今: ゲーデルの最初の不完全性定理は、真実ではあるが証明可能または反証不可能なステートメントがあるかもしれないと述べています。 NP完全問題の多項式解が見つかった場合、P = NPであることが証明されます。 したがって、P = NPが証明可能でないと仮定します。 これは、NP完全問題の多項式解の例が見つからないことを意味します(そうでない場合、これは証明になります)。 しかし、NP完全問題の多項式解の例が見つからない場合、これはP = NPが偽であることを意味します(それが証明であり、ステートメントが証明可能であることを意味します)。 。 これは私にとってP = NPの証明可能性の証拠のように聞こえますが、それは関与するロジックトピックの理解不足によるものである可能性が非常に高いと思います。誰でも私にこれの何が悪いのかを理解するのを助けてもらえますか?

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メトリックグラフ内のすべての誘導サブグラフG [S]でMST(G [S])を最大化します
この問題は以前に研究されたことがありますか? メトリック無向グラフG(エッジの長さが三角形の不等式を満たす)が与えられた場合、MST(G [S])が最大化されるような頂点のセットSを見つけます。ここで、MST(G [S])はS.この問題は以前に研究されましたか?NPハードですか?どうもありがとう。

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数値データを含む強くNP困難な問題のリスト
削減のためにNP困難な問題を強く探しています。これまでのところ、次の問題が見つかりました。 3パーティションの問題 ビンパッキング問題 数値3次元マッチング TSP 数値データのないNP完全問題、たとえば、SATISFIABILITY、HAMILTONIAN CYCLE、3-COLOURABILITY。 誰もが強くNP困難な問題のリストを知っていますか? そうでない場合は、ここでビルドしてみましょう。NPが非常に難しい数値データに関する他の問題をご存知ですか? 特に、重み付きグラフでのNP困難な問題に強い関心を持っています。

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NP完全性/硬度は建設的でなければなりませんか?
あらゆるあり次のプロパティとは:L ∈ N PL∈NPL\in {\bf NP} それすることが知られている意味P = N Pを。L ∈ PL∈PL\in {\bf P}P = N PP=NP{\bf P}={\bf NP} (または他のN P完全な問題)のLへの(既知の)多項式時間チューリング還元はありません。SA TSATSATN PNP{\bf NP}LLL 以下のための多項式時間アルゴリズム言い換えれば、崩壊意味N Pの中にP、それは、この「一般的な硬さ」が必要であるL用のN Pは、何らかの形である必要があり、C 、O 、N 、S 、T 、R 、U 、C 、T I V E、たとえば、S A TはLに何らかの特定の還元によって還元可能でなければならないという意味で?LLLN PNP{\bf NP}PP{\bf P}LLLN PNP{\bf NP}c o n s t r …

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ブール変数NPのリストを満たす演算子を見つける問題は完全ですか?
これはSATと似ていますが、各変数の割り当ては知っていますが、ブール演算子の割り当てはわかりません。その場合、式が特定のブール値に評価されるように各演算子の割り当てを見つけることはNPCの問題ですか? 実際、整数算術式(111 op1op1op_1 333 op2op2op_2 777 op3op3op_3 op4op4op_4 = 10など)を満たす算術演算子の割り当てを見つけることがNP完全かどうか疑問に思っていました。

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固定直径のグラフの3クリークパーティション
3-Clique Partition問題は、グラフの頂点、たとえばを3つのクリークに分割できるかどうかを決定する問題です。この問題は、3色性問題からの単純な削減により、NP困難です。diam(G )= 1またはdiam(G )&gt; 5の場合、この問題に対する答えが簡単であることを確認するのは難しくありません。diam(G )= 2の場合、それ自体からの単純な減少により、問題はNP困難のままです(グラフGが与えられ、頂点を追加し、他のすべての頂点に接続します)。GGG直径(G)=1diam(G)=1\textrm{diam}(G) = 1直径(G)&gt;5diam(G)&gt;5\textrm{diam}(G) > 5直径(G)=2diam(G)=2\textrm{diam}(G) = 2GGG グラフは、この問題の複雑さは何であるのための3 ≤ P ≤ 5は?直径(G)=pdiam(G)=p\textrm{diam}(G) = p3 ≤ P ≤ 53≤p≤53\le p \le 5

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Nurikabeの(おそらく簡潔な)複雑さは何ですか?
ぬりかべはマインスイーパ/ Nonogramsに緩く同様の制約ベースのグリッド充填パズルです。数字は各セルのオン/オフ値で満たされるグリッドに配置され、各数字はそのサイズの接続された「オン」セルの領域を示し、「オフ」セルの領域に対するいくつかのマイナーな制約(それは接続する必要があり、連続する2x2リージョンを含めることはできません)。ウィキペディアのページには、より明確なルールとサンプルパズルがあります。 一般的に、この種のパズルはNP完全である傾向があり、Nurikabeも例外ではありません。ソリューション自体が問題の(多項式で検証可能な)証拠として機能するため、それらはNPに分類されます。しかし、ほとんどの同様のパズルとは異なり、Nurikabeインスタンスは簡潔である可能性があります:グリッド上の数独は、解決可能なΘ (n )の指定が必要です(n − 1未満の指定が提供される場合、欠落しているシンボルを区別する方法はありません) 、Nonogramsは明らかにそれぞれの行または列に与えられた少なくとも一つを必要とし、マインスイーパは、少なくとも上でギブンスを有していなければならない1n × nn×nn\times nΘ (n )Θ(n)\Theta(n)n − 1n−1n-1個のセルまたは指定されたセルの隣にないセルがあります(したがって、そのステータスを判断できません)。ただし、Nurikabeパズルの指定はΘ(n2)になる必要がありますが、そのサイズのそれぞれにO(1)が指定される可能性があるため、Θ(log(n))ビットでNurikabeパズルを指定できますサイズのN-もしくは反転、k個のビットは、サイズの指数関数のぬりかべ・インスタンスを指定するのに十分であり得るKのみ保証はNEXPにおける問題のあることであることを意味します。1161161\over16Θ (n2)Θ(n2)\Theta(n^2)O(1)O(1)\mathrm{O}(1)Θ (log(n ))Θ(log⁡(n))\Theta(\log(n))nnnkkkkkk Θ (n2)Θ(n2)\Theta(n^2)Θ (n2)Θ(n2)\Theta(n^2)O(1)O(1)\mathrm{O}(1)長方形なので、独自の簡潔な説明があります。基本的なNP完全性の結果を超えて、このパズルについて行われた追加の研究、特に簡潔な可能性のあるケースのさらなる複雑さの結果を知っている人はいますか? (注:これは元々math.SEで尋ねられましたが、まだ回答がなく、このサイトの適切な研究レベルのようです)

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特定のカーディナリティの最小重みサブフォレスト
この質問の動機は、stackoverflowでの質問です。 あなたが根付いツリー与えられていると仮定(つまり、そこに根であるとノードが子供など持っている)の上にn個のノード(ラベル1を、2 、... 、N)。TTTnnn1,2,…,n1,2,…,n1, 2, \dots, n 各頂点は、負でない整数の重みw iが関連付けられています。iiiwiwiw_i また、あなたは整数与えられている、そのような、1つの≤ K ≤ N。kkk1≤k≤n1≤k≤n1 \le k \le n 重みノードの集合のSは、⊆ { 1 、2 、... 、N }のノードの重みの合計である:Σ S ∈ S W S。W(S)W(S)W(S)S⊆{1,2,…,n}S⊆{1,2,…,n}S \subseteq \{1,2,\dots, n\}∑s∈Sws∑s∈Sws\sum_{s \in S} w_s 入力、w iおよびkが与えられた場合、TTTwiwiw_ikkk タスクは、S が正確にk個のノードを持つように、Tの最小重みサブフォレスト* を見つけることです(つまり| S | = &gt; k)。SSSTTTSSSkkk|S|=&gt;k|S|=&gt;k|S| = > k つまり、Tのサブフォレストに対して、| S …

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