Algorithme d'algèbre idempotente
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28-09-2020 - |
Question
Une expression algébrique booléenne peut être convertie en une algèbre idempotente en utilisant $$ \ Bar A \ Equiv 1-a, \ Qquad A \ Vee B \ Equiv A + B -Ab, \ Qquad A \ Wedge B \ Equiv A \ Otimes B $$ < / span>
où $ \ otimes $ est le produit idempotent (pas de pouvoirs). Par exemple, $$ (A + B) \ OTIMES (A-B)= A -AB + AB - B= A-B. $$
La formule CNF
$$ \ phi= (a \ vee b) \; (b \ vee c) (b \ vee \ bar c) (\ bar b \ vee \ bar c) \; (a \ vee c) (\ bar a \ vee \ bar c) $$
peut être converti en ce que j'appellerais l'expression idempotente $$ \ phi= (A + B - AB) \ Otimes (B-BC) \ Otimes (A + C-2AC). $$
Cette expression se dilate pour donner $ \ phi= ab - abc $ . Je voudrais un algorithme qui, étant donné une formule CNF comme entrée, génère le terme avec l'homogénéité la plus basse. Dans cet exemple, l'oracle retournerait $ ab $ . (Si plusieurs termes sont multiples avec une homogénéité minimale, l'algorithme peut renvoyer chacun d'entre eux.)
Question 1: Quelle est la complexité de cette tâche? Quelle est la hauteur de la hiérarchie polynomiale?
Deuxièmement, étant donné une autre expression idempotente différente $$ \ phi= AC + ad + bc + bd-abc-abd-2acd-2bcd + 2ABCD, $$ < / p>
Je suis intéressé par la somme des termes avec une homogénéité égale. En laissant toutes les variables être $ \ epsilon $ nous obtenons $$ \ Phi= 4 \ epsilon ^ 2 - 6 \ epsilon ^ 3 + 2 \ epsilon ^ 4. $$ Cela donne un vecteur d'homogénéité de $ [0,0,4, -6,2] $ .
Question 2: Quelle est la complexité du calcul du vecteur d'homogénéité, étant donné une expression idempotente comme entrée? Quelle est la hauteur de la hiérarchie polynomiale?
La solution
Considérons la version de décision suivante de votre premier problème:
Compte tenu d'une instance SAT, sa représentation multilinéaire a-t-elle un terme de degré au plus $ d $ ?
Je prétend que ceci est le cas IFF L'instance SAT a une affectation satisfaisante avec au plus $ d $
En effet, supposons d'abord que $ M $ est un terme minimal d'inclusion dans la représentation multilinéaire de l'instance. Substituant 1 pour les variables dans $ m $ et 0 pour les variables en dehors de $ m $ , nous obtenons 1, c'est-à-dire que l'instance est satisfaite. Cela montre que si la représentation multiligne a une durée de degré au plus $ d $ , l'instance a une affectation satisfaisante avec au plus $ d $ .
Supposons maintenant que tous les termes de la représentation multilinéaire ont degrés degré de plus que $ d $ . Si nous remplacons toute affectation avec au plus $ d $ , alors tous les monotis égaux 0, et la mission falsifie l'instance.
Par conséquent, la version de décision est équivalente à Min-One-Sat, qui est le problème suivant:
Compte tenu d'une instance SAT, a-t-il une affectation satisfaisante avec au plus $ d $
Le problème est dans NP (il est facile de compter le nombre de ceux dans une affectation satisfaisante), et il est clairement np-dur (prise $ d= n $ ). Par conséquent, le problème est NP-complet.
Utilisation d'un NP Oracle, nous pouvons facilement trouver un monôme avec un minimum de degré, de manière équivalente, une affectation satisfaisante avec les moins celles. Il suffit de substituer une 0 dans l'une des variables et de voir s'il augmente le poids minimum d'une solution. Si tel est le cas, définissez cette variable sur 1, sinon réglez-le à zéro et continuez à la variable suivante. Cela répond à votre première question.